open/read/write

읽는 지도

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

먼저 볼 것

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

다음에 볼 것

정상 경로와 실패 경로를 같은 무게로 본다. kernel code의 품질은 성공 path보다 error unwind, hotplug, teardown에서 더 잘 드러난다.

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

왼쪽은 입력 또는 상위 계층이고, 오른쪽으로 갈수록 실제 상태 변경이 커진다. 문C식으로 읽을 때는 이 그림을 먼저 머리에 놓고 코드 조각을 끼워 넣는다.

원본 코드 좌표

Linux 6.18.37 LTS에서 열 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: 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.

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, around line 1401

		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);
}

읽는 법: 이 절편에서 먼저 볼 것은 return 값이 아니라 상태 변경이다. 어떤 lock을 잡은 뒤 어떤 필드를 바꾸는지, 실패하면 어느 label로 빠지는지, 그리고 바뀐 상태를 다음 호출자가 어떤 전제로 소비하는지 표시한다.

ksys_read

원본 코드: fs/read_write.c, around line 597

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;
		}

함수별 독해

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

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

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

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 볼 순서는 입력 범위 검증, 중심 필드 갱신, 다른 계층에 보이는 publish 지점, 실패 시 되돌림 순서다. 이 네 칸이 맞아야 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 볼 순서는 입력 범위 검증, 중심 필드 갱신, 다른 계층에 보이는 publish 지점, 실패 시 되돌림 순서다. 이 네 칸이 맞아야 다음 함수가 userspace handle publish을 전제로 삼을 수 있다.

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

함수	입력	상태 변경	검증 질문
do_sys_openat2	fdtable, caller context, subsystem 전제 조건	open resolves path: file 객체 생성	fd와 file 객체 lifetime을 동일시함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
ksys_read	struct file, caller context, subsystem 전제 조건	fd installed: userspace handle publish	open-time permission과 operation-time checks를 섞음 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가

구조체 / 필드 해설

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

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

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

필드	읽는 법	확인
fdtable	integer fd to file	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
struct file	open instance	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
f_op	filesystem/device operation table	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
iocb/kiocb	async/sync I/O state	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인

상태 전이 그림

상태 전이를 따로 그리는 이유는 정상 path와 실패 path를 같은 표에서 보기 위해서다. 커널 regression은 흔히 마지막 상태가 아니라 중간 상태를 외부에 publish한 뒤 rollback하지 못해서 생긴다.

그림 4. open/read/write 상태 전이

open resolves pathfile 객체 생성

→

fd installeduserspace handle publish

→

read/write dispatchf_op 호출

→

pos/flags updatedfile state 갱신

상태 전이는 단방향처럼 그렸지만, 실패 경로에서는 대부분 역순 rollback이 붙는다.

상태	의미	진입 조건	깨지는 지점
open resolves path	file 객체 생성	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
fd installed	userspace handle publish	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
read/write dispatch	f_op 호출	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
pos/flags updated	file state 갱신	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때

open/read/write review rule = state transition + owner transition + visibility transition

불변조건 / 실패 케이스

lifetime

open/read/write 의 중심 객체가 publish된 뒤에는 마지막 참조가 사라지기 전까지 teardown path가 모든 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.

error unwind

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

fd와 file 객체 lifetime을 동일시함

주의

open-time permission과 operation-time checks를 섞음

주의

short read/write를 오류로만 봄

계측 / 검증

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

도구	보는 것	해석
sys_enter_openat/read/write	open/read/write 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
vfs_read/vfs_write trace	open/read/write 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
strace	open/read/write 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
perf probe ksys_read	open/read/write 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인

기본 추적 골격:

# 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

연구 질문

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?