File System · Linux 6.18.37 LTS · source + diagram note

open/read/write

v6.18.37 개념 설명·함수 원문·그림·GIF 보기

기존 코드 발췌를 읽으실 때

기존 do_sys_openat2 발췌가 return ERR_PTR(err)에서 시작해 대표 함수 본문 전체와 일치하지 않습니다. 기존 글은 보존했으며, 새 개념 설명에는 버전과 범위를 대조한 원문을 실었습니다.

최신 LTS 기준: kernel.org longterm 6.18.37 기준으로 파일 위치와 링크를 맞춘 원본 코드 분석 노트입니다. file descriptor부터 file_operations까지.

전체 흐름

VFS/filesystem 코드는 path name을 dentry/inode/file/page cache operation으로 번역하는 계층이다. 이름 해석의 consistency와 데이터 I/O의 consistency를 분리해서 봐야 한다.

핵심 확인 사항

함수의 입력과 처리 결과를 먼저 확인한다. 구조체를 생성하고 연결하는 시점, 다른 코드에서 사용할 수 있게 하는 시점, 더 이상 사용하지 않아 회수하는 시점을 구분한다.

오류 처리 확인

정상 처리와 오류 처리를 함께 확인한다. 오류 복구, 장치의 실행 중 연결·분리(hotplug), 자원 해제 과정에서도 상태가 올바르게 정리되는지 점검한다.

그림 1. open/read/write 이 kernel 안에서 놓이는 위치
pathname / fduser visible handle
→
dentry / mountname cache and namespace
→
inode / filemetadata and open instance
→
address_space / fspage cache, journal, writeback

왼쪽부터 처리 단계를 나열했다. 각 코드 조각에서 바뀌는 상태를 해당 단계와 대조한다.

소스 코드 위치

먼저 확인할 Linux 6.18.37 LTS 소스 파일

원본 코드: 
Linux 6.18.37 LTS: fs/open.c
Linux 6.18.37 LTS: fs/read_write.c
Linux 6.18.37 LTS: fs/file.c
Linux 6.18.37 LTS: include/linux/fs.h

설명: 진입 함수가 있는 파일과 구조체 정의, 아키텍처별 연결 코드, 콜백 구현을 함께 확인한다. 여러 파일을 대조해야 호출 관계와 각 코드의 역할을 알 수 있다.

GitHub 원본:

fs/open.c fs/read_write.c fs/file.c include/linux/fs.h

대표 코드

do_sys_openat2

원본 코드: fs/open.c, 1401행 부근 
		return ERR_PTR(err);
	return do_file_open_root(root, filename, &op);
}
EXPORT_SYMBOL(file_open_root);

static long do_sys_openat2(int dfd, const char __user *filename,
			   struct open_how *how)
{
	struct open_flags op;
	int fd = build_open_flags(how, &op);
	struct filename *tmp;

	if (fd)
		return fd;

	tmp = getname(filename);
	if (IS_ERR(tmp))
		return PTR_ERR(tmp);

	fd = get_unused_fd_flags(how->flags);
	if (fd >= 0) {
		struct file *f = do_filp_open(dfd, tmp, &op);
		if (IS_ERR(f)) {
			put_unused_fd(fd);
			fd = PTR_ERR(f);
		} else {
			fd_install(fd, f);
		}
	}
	putname(tmp);
	return fd;
}

long do_sys_open(int dfd, const char __user *filename, int flags, umode_t mode)
{
	struct open_how how = build_open_how(flags, mode);
	return do_sys_openat2(dfd, filename, &how);
}

확인 사항: 이 코드에서는 반환값보다 상태 변경을 먼저 확인한다. 어느 잠금을 획득한 뒤 어떤 필드를 바꾸는지, 실패 시 어느 레이블로 분기하는지, 변경된 상태를 다음 호출자가 어떤 전제로 사용하는지 추적한다.

ksys_read

원본 코드: fs/read_write.c, 597행 부근 
static inline loff_t *file_ppos(struct file *file)
{
	return file->f_mode & FMODE_STREAM ? NULL : &file->f_pos;
}

ssize_t ksys_read(unsigned int fd, char __user *buf, size_t count)
{
	struct fd f = fdget_pos(fd);
	ssize_t ret = -EBADF;

	if (f.file) {
		loff_t pos, *ppos = file_ppos(f.file);
		if (ppos) {
			pos = *ppos;
			ppos = &pos;
		}
		ret = vfs_read(f.file, buf, count, ppos);
		if (ret >= 0 && ppos)
			f.file->f_pos = pos;
		fdput_pos(f);
	}
	return ret;
}

SYSCALL_DEFINE3(read, unsigned int, fd, char __user *, buf, size_t, count)
{
	return ksys_read(fd, buf, count);
}

ssize_t ksys_write(unsigned int fd, const char __user *buf, size_t count)
{
	struct fd f = fdget_pos(fd);
	ssize_t ret = -EBADF;

	if (f.file) {
		loff_t pos, *ppos = file_ppos(f.file);
		if (ppos) {
			pos = *ppos;
			ppos = &pos;
		}

확인 사항: 이 코드에서는 반환값보다 상태 변경을 먼저 확인한다. 어느 잠금을 획득한 뒤 어떤 필드를 바꾸는지, 실패 시 어느 레이블로 분기하는지, 변경된 상태를 다음 호출자가 어떤 전제로 사용하는지 추적한다.

함수별 분석

file descriptor를 file object와 file_operations dispatch로 연결해 userspace I/O 요청을 VFS/FS 구현으로 전달한다.

원본 코드를 함수별로 나누어 살펴본다. 각 함수가 준비하는 값과 다음 함수가 그 값을 사용하는 방식을 확인한다.

그림 2. open/read/write 함수 체인과 관찰 지점
entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정
→
do_sys_openat2file 객체 생성
→
ksys_readuserspace handle publish
→
observable statetracepoint, counter, sysfs/proc에서 확인되는 결과

각 단계의 입력과 처리 결과를 연결해 본다. 다음 단계로 넘어가기 전에 바뀌는 필드를 코드에서 확인한다.

1. do_sys_openat2

do_sys_openat2 주변에서는 fdtable를 중심으로 본다. 이 필드는 integer fd to file 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 open resolves path 상태가 실제로 성립했는지 확인해야 한다.

원본 코드에서 입력 범위 검사, 주요 필드 변경, 다른 계층에서 사용할 수 있게 하는 시점, 실패 시 복구 순서를 확인한다. 이 조건을 만족해야 다음 함수가 file 객체 생성을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: fd와 file 객체 lifetime을 동일시함

2. ksys_read

ksys_read 주변에서는 struct file를 중심으로 본다. 이 필드는 open instance 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 fd installed 상태가 실제로 성립했는지 확인해야 한다.

원본 코드에서 입력 범위 검사, 주요 필드 변경, 다른 계층에서 사용할 수 있게 하는 시점, 실패 시 복구 순서를 확인한다. 이 조건을 만족해야 다음 함수가 userspace handle publish을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: open-time permission과 operation-time checks를 섞음

함수입력상태 변경확인할 사항
do_sys_openat2fdtable, 호출 시 실행 문맥, 하위 시스템의 준비 조건open resolves path: file 객체 생성fd와 file 객체 lifetime을 동일시함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
ksys_readstruct file, 호출 시 실행 문맥, 하위 시스템의 준비 조건fd installed: userspace handle publishopen-time permission과 operation-time checks를 섞음 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가

구조체와 필드

구조체의 필드를 언제 바꿀 수 있고 다른 코드가 언제 읽을 수 있는지 확인한다. 필드의 의미와 함께 잠금 등 접근을 보호하는 규칙을 살펴본다.

그림 3. open/read/write 핵심 필드 연결
fdtableinteger fd to file
→
struct fileopen instance
→
f_opfilesystem/device operation table
→
iocb/kiocbasync/sync I/O state

각 단계에서 읽고 쓰는 필드를 구조체 정의와 대조한다.

어떤 코드가 필드를 변경하고 어떤 방식으로 접근을 보호하는지, 객체를 언제 해제하는지 원본 코드에서 확인한다.

필드읽는 법
fdtableinteger fd to file
struct fileopen instance
f_opfilesystem/device operation table
iocb/kiocbasync/sync I/O state

실행 단계와 상태 변화

실행 단계를 따로 정리하면 정상 경로와 실패 경로를 나란히 비교할 수 있다. 커널 문제는 최종 결과보다 준비가 덜 된 중간 상태를 다른 코드에 공개한 뒤, 실패 시 제대로 정리하지 못할 때 자주 발생한다.

그림 4. open/read/write 실행 단계
open resolves pathfile 객체 생성
→
fd installeduserspace handle publish
→
read/write dispatchf_op 호출
→
pos/flags updatedfile state 갱신

화살표는 정상 진행 방향을 나타낸다. 중간 단계에서 실패하면 각 단계의 오류 처리 또는 대체 경로로 이동한다.

상태의미진입 조건깨지는 지점
open resolves pathfile 객체 생성앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
fd installeduserspace handle publish앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
read/write dispatchf_op 호출앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
pos/flags updatedfile state 갱신앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
open/read/write 검토 기준 = 상태 변화 + 소유권 변화 + 외부 공개 시점

불변 조건과 실패 사례

lifetime

open/read/write의 핵심 객체가 외부에 공개된 뒤에는 마지막 참조가 사라질 때까지 해제 경로가 callback, timer, IRQ, worker와 경합하지 않아야 한다.

ordering

다른 CPU나 하위 계층이 변경된 필드를 읽는다면 잠금과 메모리 배리어가 접근 순서를 어떻게 보장하는지 확인한다. 참조 횟수와 RCU로 관리하는 객체 수명도 별도로 확인한다.

오류 복구

중간 단계에서 실패하면 이미 확보한 자원을 의존 관계에 맞춰 해제해야 한다. goto 레이블이 많다면 각 분기에 도달했을 때 확보한 자원을 표로 정리한다.

bring-up symptom

임베디드 보드를 처음 구동할 때는 패닉 대신 로그 중단, 시간 초과, 장치 초기화 지연, 과도한 인터럽트 같은 증상으로 문제가 드러날 수 있다.

주의

fd와 file 객체 lifetime을 동일시함

주의

open-time permission과 operation-time checks를 섞음

주의

short read/write를 오류로만 봄

계측과 검증

로그를 무작정 추가하지 말고 확인할 가설을 먼저 세운다. 상태표에서 처리가 멈춘 단계를 찾은 뒤, 상태를 바꾸는 함수와 그 결과를 사용하는 함수를 함께 살펴본다.

로그가 출력되었다고 처리가 끝난 것으로 판단하지 않는다. 원본 코드에서 로그 앞뒤의 필드 변경을 확인한다.

도구보는 것
sys_enter_openat/read/writeopen/read/write 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
vfs_read/vfs_write traceopen/read/write 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
straceopen/read/write 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
perf probe ksys_readopen/read/write 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
기본 추적 경로: 
# 예시: tracefs가 켜진 보드에서 토픽별 event를 좁혀 본다.
mount -t tracefs nodev /sys/kernel/tracing
echo function_graph > /sys/kernel/tracing/current_tracer
echo ':mod:*' > /sys/kernel/tracing/set_ftrace_filter
cat /sys/kernel/tracing/trace_pipe

추가 확인 사항

  • open/read/write 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
  • open/read/write 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
  • 실험으로 확인한다면 'fd와 file 객체 lifetime을 동일시함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
  • 실험으로 확인한다면 'open-time permission과 operation-time checks를 섞음' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?