File System · Linux v6.6 · source + diagram note

page cache

address_space, folio, readahead, writeback.

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

함수 이름보다 입력 객체와 출력 객체를 먼저 본다. 이 토픽에서 어떤 구조체가 생성, 연결, publish, retire되는지 표시한다.

오류 처리 확인

정상 경로와 실패 경로를 함께 확인한다. 성공 경로뿐 아니라 오류 복구, hotplug, 해제 과정에서 상태가 올바르게 정리되는지 점검한다.

그림 1. page cache 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

왼쪽에서 오른쪽으로 갈수록 실제 상태 변경이 커진다. 각 코드 조각이 어느 단계에 해당하는지 대조한다.

소스 코드 위치

먼저 확인할 Linux v6.6 소스 파일

원본 코드:
Linux v6.6: mm/filemap.c
Linux v6.6: mm/readahead.c
Linux v6.6: mm/page-writeback.c
Linux v6.6: include/linux/pagemap.h

설명: 첫 파일은 보통 진입 함수가 있는 곳이고, 나머지는 구조체 정의, architecture glue, callback 구현을 확인할 때 같이 연다. 파일을 여러 개 놓고 봐야 이 토픽의 boundary가 보인다.

대표 코드

filemap_read

원본 코드: mm/filemap.c:2617-2723 · v6.6 · 로컬 원문
filemap_read 함수 전체 (107줄)
ssize_t filemap_read(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *iter,
		ssize_t already_read)
{
	struct file *filp = iocb->ki_filp;
	struct file_ra_state *ra = &filp->f_ra;
	struct address_space *mapping = filp->f_mapping;
	struct inode *inode = mapping->host;
	struct folio_batch fbatch;
	int i, error = 0;
	bool writably_mapped;
	loff_t isize, end_offset;
	loff_t last_pos = ra->prev_pos;

	if (unlikely(iocb->ki_pos >= inode->i_sb->s_maxbytes))
		return 0;
	if (unlikely(!iov_iter_count(iter)))
		return 0;

	iov_iter_truncate(iter, inode->i_sb->s_maxbytes);
	folio_batch_init(&fbatch);

	do {
		cond_resched();

		/*
		 * If we've already successfully copied some data, then we
		 * can no longer safely return -EIOCBQUEUED. Hence mark
		 * an async read NOWAIT at that point.
		 */
		if ((iocb->ki_flags & IOCB_WAITQ) && already_read)
			iocb->ki_flags |= IOCB_NOWAIT;

		if (unlikely(iocb->ki_pos >= i_size_read(inode)))
			break;

		error = filemap_get_pages(iocb, iter->count, &fbatch, false);
		if (error < 0)
			break;

		/*
		 * i_size must be checked after we know the pages are Uptodate.
		 *
		 * Checking i_size after the check allows us to calculate
		 * the correct value for "nr", which means the zero-filled
		 * part of the page is not copied back to userspace (unless
		 * another truncate extends the file - this is desired though).
		 */
		isize = i_size_read(inode);
		if (unlikely(iocb->ki_pos >= isize))
			goto put_folios;
		end_offset = min_t(loff_t, isize, iocb->ki_pos + iter->count);

		/*
		 * Once we start copying data, we don't want to be touching any
		 * cachelines that might be contended:
		 */
		writably_mapped = mapping_writably_mapped(mapping);

		/*
		 * When a read accesses the same folio several times, only
		 * mark it as accessed the first time.
		 */
		if (!pos_same_folio(iocb->ki_pos, last_pos - 1,
				    fbatch.folios[0]))
			folio_mark_accessed(fbatch.folios[0]);

		for (i = 0; i < folio_batch_count(&fbatch); i++) {
			struct folio *folio = fbatch.folios[i];
			size_t fsize = folio_size(folio);
			size_t offset = iocb->ki_pos & (fsize - 1);
			size_t bytes = min_t(loff_t, end_offset - iocb->ki_pos,
					     fsize - offset);
			size_t copied;

			if (end_offset < folio_pos(folio))
				break;
			if (i > 0)
				folio_mark_accessed(folio);
			/*
			 * If users can be writing to this folio using arbitrary
			 * virtual addresses, take care of potential aliasing
			 * before reading the folio on the kernel side.
			 */
			if (writably_mapped)
				flush_dcache_folio(folio);

			copied = copy_folio_to_iter(folio, offset, bytes, iter);

			already_read += copied;
			iocb->ki_pos += copied;
			last_pos = iocb->ki_pos;

			if (copied < bytes) {
				error = -EFAULT;
				break;
			}
		}
put_folios:
		for (i = 0; i < folio_batch_count(&fbatch); i++)
			folio_put(fbatch.folios[i]);
		folio_batch_init(&fbatch);
	} while (iov_iter_count(iter) && iocb->ki_pos < isize && !error);

	file_accessed(filp);
	ra->prev_pos = last_pos;
	return already_read ? already_read : error;
}

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.

filemap_add_folio

원본 코드: mm/filemap.c:932-957 · v6.6 · 로컬 원문
int filemap_add_folio(struct address_space *mapping, struct folio *folio,
				pgoff_t index, gfp_t gfp)
{
	void *shadow = NULL;
	int ret;

	__folio_set_locked(folio);
	ret = __filemap_add_folio(mapping, folio, index, gfp, &shadow);
	if (unlikely(ret))
		__folio_clear_locked(folio);
	else {
		/*
		 * The folio might have been evicted from cache only
		 * recently, in which case it should be activated like
		 * any other repeatedly accessed folio.
		 * The exception is folios getting rewritten; evicting other
		 * data from the working set, only to cache data that will
		 * get overwritten with something else, is a waste of memory.
		 */
		WARN_ON_ONCE(folio_test_active(folio));
		if (!(gfp & __GFP_WRITE) && shadow)
			workingset_refault(folio, shadow);
		folio_add_lru(folio);
	}
	return ret;
}

메모리 cgroup 과금이 성공한 뒤 folio를 잠금 상태로 만들고 __filemap_add_folio()로 mapping에 연결한다. 연결 실패 시 과금과 잠금 표시를 되돌린다. 성공 경로는 shadow entry를 이용한 refault 처리와 LRU 추가를 수행한다. 삽입 성공이 파일 데이터 읽기 완료를 뜻하지는 않는다.

함수별 분석

file-backed data를 folio 단위로 cache해 read/write, readahead, writeback, mmap fault를 연결한다.

이 섹션은 원본 코드 발췌를 함수 이름 단위로 끊어, 각 함수가 어떤 전제 조건을 만들고 다음 함수가 무엇을 소비하는지 추적한다.

그림 2. page cache 함수 체인과 관찰 지점
entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정
filemap_readxarray에서 folio 탐색
filemap_add_foliopage allocation and fill
observable statetracepoint, counter, sysfs/proc에서 확인되는 결과

각 노드는 독립 함수가 아니라 전제 조건을 생산하고 소비하는 연결점이다. 코드를 읽을 때는 노드 사이에서 어떤 필드가 바뀌는지 표시한다.

1. filemap_read

filemap_read 주변에서는 address_space를 중심으로 본다. 이 필드는 mapping root 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 lookup 상태가 실제로 성립했는지 확인해야 한다.

원본 코드에서 볼 순서는 입력 범위 검증, 중심 필드 갱신, 다른 계층에 보이는 publish 지점, 실패 시 되돌림 순서다. 이 네 칸이 맞아야 다음 함수가 xarray에서 folio 탐색을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: page cache와 buffer cache를 혼동함

2. filemap_add_folio

filemap_add_folio 주변에서는 xarray를 중심으로 본다. 이 필드는 index to folio map 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 miss 상태가 실제로 성립했는지 확인해야 한다.

원본 코드에서 볼 순서는 입력 범위 검증, 중심 필드 갱신, 다른 계층에 보이는 publish 지점, 실패 시 되돌림 순서다. 이 네 칸이 맞아야 다음 함수가 page allocation and fill을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: dirty page가 곧 disk 반영이라고 봄

함수입력상태 변경검증 질문
filemap_readaddress_space, caller context, subsystem 전제 조건lookup: xarray에서 folio 탐색page cache와 buffer cache를 혼동함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
filemap_add_folioxarray, caller context, subsystem 전제 조건miss: page allocation and filldirty page가 곧 disk 반영이라고 봄 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가

구조체와 필드

여기서는 “어떤 구조체가 있다”가 아니라 그 필드가 어느 단계에서 쓰기 가능하고 어느 단계부터 관찰 가능한지를 본다. 필드의 뜻보다 보호 규칙이 먼저다.

그림 3. page cache 핵심 필드 연결
address_spacemapping root
xarrayindex to folio map
folio flagsuptodate/dirty/writeback
readahead_controlsequential read hint

필드는 구조체 안에 흩어져 있지만, 실제 실행에서는 위 순서로 의미가 이어진다.

누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인.

필드읽는 법
address_spacemapping root
xarrayindex to folio map
folio flagsuptodate/dirty/writeback
readahead_controlsequential read hint

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. page cache 실행 단계
lookupxarray에서 folio 탐색
misspage allocation and fill
dirtyfile write marks folio
writebackdisk와 동기화

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

상태의미진입 조건깨지는 지점
lookupxarray에서 folio 탐색앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
misspage allocation and fill앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
dirtyfile write marks folio앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
writebackdisk와 동기화앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
page cache 검토 기준 = 상태 변화 + 소유권 변화 + 외부 공개 시점

불변 조건과 실패 사례

lifetime

page cache의 핵심 객체가 외부에 공개된 뒤에는 마지막 참조가 사라질 때까지 해제 경로가 callback, timer, IRQ, worker와 경합하지 않아야 한다.

ordering

상태 필드를 바꾼 뒤 다른 CPU나 하위 계층이 관찰할 수 있다면 lock, barrier, refcount, RCU 중 어느 장치가 visibility를 보장하는지 확인한다.

오류 복구

중간 단계 실패는 성공 단계의 역순으로 되돌아가야 한다. goto label이 많은 코드는 label 이름보다 어느 resource가 이미 획득됐는지를 표로 적는다.

bring-up symptom

embedded bring-up에서는 panic보다 silence, timeout, deferred probe, interrupt flood처럼 간접 증상으로 드러나는 경우가 많다.

주의

page cache와 buffer cache를 혼동함

주의

dirty page가 곧 disk 반영이라고 봄

주의

mmap fault와 read path가 같은 mapping을 공유하는 점을 놓침

계측과 검증

계측은 printk 위치 경쟁이 아니라 가설 검증이다. 먼저 위 상태표에서 멈춘 state를 정하고, 그 state를 바꾸는 함수와 그 결과를 소비하는 함수를 동시에 본다.

로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인.

도구보는 것
filemap:*page cache 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
writeback:*page cache 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
vmscan:*page cache 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
cat /proc/meminfopage cache 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

  • page cache 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
  • page cache 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
  • 실험으로 확인한다면 'page cache와 buffer cache를 혼동함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
  • 실험으로 확인한다면 'dirty page가 곧 disk 반영이라고 봄' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?