ext4

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. ext4 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/ext4/super.c
Linux 6.18.37 LTS: fs/ext4/inode.c
Linux 6.18.37 LTS: fs/ext4/extents.c
Linux 6.18.37 LTS: fs/ext4/namei.c

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/ext4/super.c fs/ext4/inode.c fs/ext4/extents.c fs/ext4/namei.c

대표 코드

ext4_fill_super

원본 코드: fs/ext4/super.c, 5202행 부근

	sbi->s_desc_per_block_bits = ilog2(EXT4_DESC_PER_BLOCK(sb));

	return 0;
}

static int __ext4_fill_super(struct fs_context *fc, struct super_block *sb)
{
	struct ext4_super_block *es = NULL;
	struct ext4_sb_info *sbi = EXT4_SB(sb);
	ext4_fsblk_t logical_sb_block;
	struct inode *root;
	int needs_recovery;
	int err;
	ext4_group_t first_not_zeroed;
	struct ext4_fs_context *ctx = fc->fs_private;
	int silent = fc->sb_flags & SB_SILENT;

	/* Set defaults for the variables that will be set during parsing */
	if (!(ctx->spec & EXT4_SPEC_JOURNAL_IOPRIO))
		ctx->journal_ioprio = DEFAULT_JOURNAL_IOPRIO;

	sbi->s_inode_readahead_blks = EXT4_DEF_INODE_READAHEAD_BLKS;
	sbi->s_sectors_written_start =
		part_stat_read(sb->s_bdev, sectors[STAT_WRITE]);

	err = ext4_load_super(sb, &logical_sb_block, silent);
	if (err)
		goto out_fail;

	es = sbi->s_es;
	sbi->s_kbytes_written = le64_to_cpu(es->s_kbytes_written);

	err = ext4_init_metadata_csum(sb, es);
	if (err)
		goto failed_mount;

	ext4_set_def_opts(sb, es);

	sbi->s_resuid = make_kuid(&init_user_ns, le16_to_cpu(es->s_def_resuid));
	sbi->s_resgid = make_kgid(&init_user_ns, le16_to_cpu(es->s_def_resgid));

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.

ext4_map_blocks

원본 코드: fs/ext4/super.c, 5798행 부근

	return journal_inode;
}

static int ext4_journal_bmap(journal_t *journal, sector_t *block)
{
	struct ext4_map_blocks map;
	int ret;

	if (journal->j_inode == NULL)
		return 0;

	map.m_lblk = *block;
	map.m_len = 1;
	ret = ext4_map_blocks(NULL, journal->j_inode, &map, 0);
	if (ret <= 0) {
		ext4_msg(journal->j_inode->i_sb, KERN_CRIT,
			 "journal bmap failed: block %llu ret %d\n",
			 *block, ret);
		jbd2_journal_abort(journal, ret ? ret : -EIO);
		return ret;
	}
	*block = map.m_pblk;
	return 0;
}

static journal_t *ext4_open_inode_journal(struct super_block *sb,
					  unsigned int journal_inum)
{
	struct inode *journal_inode;
	journal_t *journal;

	journal_inode = ext4_get_journal_inode(sb, journal_inum);
	if (IS_ERR(journal_inode))
		return ERR_CAST(journal_inode);

	journal = jbd2_journal_init_inode(journal_inode);
	if (IS_ERR(journal)) {
		ext4_msg(sb, KERN_ERR, "Could not load journal inode");
		iput(journal_inode);
		return ERR_CAST(journal);

함수별 분석

journal과 extent 기반 metadata/data mapping을 통해 generic VFS/page cache 요청을 block I/O로 변환한다.

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

그림 2. ext4 함수 체인과 관찰 지점

entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정

→

ext4_fill_superfeature flags 확인

→

ext4_map_blocksextent lookup/allocation

→

observable statetracepoint, counter, sysfs/proc에서 확인되는 결과

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

1. `ext4_fill_super`

ext4_fill_super 주변에서는 ext4_sb_info를 중심으로 본다. 이 필드는 filesystem-wide state 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 mount parses super 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 feature flags 확인을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: ext4 write가 항상 data journal이라고 생각함

2. `ext4_map_blocks`

ext4_map_blocks 주변에서는 ext4_inode_info를 중심으로 본다. 이 필드는 inode private data 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 map blocks 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 extent lookup/allocation을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: delayed allocation 때문에 block mapping 시점을 착각함

함수	입력	상태 변경	확인할 사항
ext4_fill_super	ext4_sb_info, 호출 시 실행 문맥, 하위 시스템의 준비 조건	mount parses super: feature flags 확인	ext4 write가 항상 data journal이라고 생각함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
ext4_map_blocks	ext4_inode_info, 호출 시 실행 문맥, 하위 시스템의 준비 조건	map blocks: extent lookup/allocation	delayed allocation 때문에 block mapping 시점을 착각함 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. ext4 핵심 필드 연결

ext4_sb_infofilesystem-wide state

→

ext4_inode_infoinode private data

→

extent treelogical to physical block map

→

jbd2 handletransaction context

각 단계에서 읽고 쓰는 필드를 구조체 정의와 대조한다.

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

필드	읽는 법
ext4_sb_info	filesystem-wide state
ext4_inode_info	inode private data
extent tree	logical to physical block map
jbd2 handle	transaction context

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. ext4 실행 단계

mount parses superfeature flags 확인

→

inode operationVFS call enters ext4

→

map blocksextent lookup/allocation

→

journal commitmetadata consistency 보장

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

상태	의미	진입 조건	깨지는 지점
mount parses super	feature flags 확인	앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤	다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
inode operation	VFS call enters ext4	앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤	다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
map blocks	extent lookup/allocation	앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤	다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
journal commit	metadata consistency 보장	앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤	다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때

ext4 검토 기준 = 상태 변화 + 소유권 변화 + 외부 공개 시점

불변 조건과 실패 사례

lifetime

ext4의 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

ext4 write가 항상 data journal이라고 생각함

주의

delayed allocation 때문에 block mapping 시점을 착각함

주의

fsync와 journal commit 범위를 혼동함

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.

도구	보는 것
ext4:* tracepoints	ext4 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
jbd2:*	ext4 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
filefrag	ext4 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
debugfs stats	ext4 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

ext4 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
ext4 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
실험으로 확인한다면 'ext4 write가 항상 data journal이라고 생각함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
실험으로 확인한다면 'delayed allocation 때문에 block mapping 시점을 착각함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?