File System · Linux 6.18.37 LTS · source + diagram note

path lookup

기존 코드 발췌를 읽으실 때

기존 link_path_walk 발췌가 다른 문맥의 주석에서 시작하므로 함수 범위를 확인해야 합니다. 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. namei, dcache, mount crossing.

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. path lookup 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/namei.c
Linux 6.18.37 LTS: fs/dcache.c
Linux 6.18.37 LTS: fs/mount.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.

대표 코드

path_lookupat

원본 코드: fs/namei.c, 2466행 부근
	nd->next_seq = nd->seq;
	return PTR_ERR(step_into(nd, WALK_NOFOLLOW, nd->path.dentry));
}

/* Returns 0 and nd will be valid on success; Retuns error, otherwise. */
static int path_lookupat(struct nameidata *nd, unsigned flags, struct path *path)
{
	const char *s = path_init(nd, flags);
	int err;

	if (unlikely(flags & LOOKUP_DOWN) && !IS_ERR(s)) {
		err = handle_lookup_down(nd);
		if (unlikely(err < 0))
			s = ERR_PTR(err);
	}

	while (!(err = link_path_walk(s, nd)) &&
	       (s = lookup_last(nd)) != NULL)
		;
	if (!err && unlikely(nd->flags & LOOKUP_MOUNTPOINT)) {
		err = handle_lookup_down(nd);
		nd->state &= ~ND_JUMPED; // no d_weak_revalidate(), please...
	}
	if (!err)
		err = complete_walk(nd);

	if (!err && nd->flags & LOOKUP_DIRECTORY)
		if (!d_can_lookup(nd->path.dentry))
			err = -ENOTDIR;
	if (!err) {
		*path = nd->path;
		nd->path.mnt = NULL;
		nd->path.dentry = NULL;
	}
	terminate_walk(nd);
	return err;
}

int filename_lookup(int dfd, struct filename *name, unsigned flags,
		    struct path *path, struct path *root)

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.

link_path_walk

원본 코드: fs/namei.c, 2242행 부근
 * the final dentry. We expect 'base' to be positive and a directory.
 *
 * Returns 0 and nd will have valid dentry and mnt on success.
 * Returns error and drops reference to input namei data on failure.
 */
static int link_path_walk(const char *name, struct nameidata *nd)
{
	int depth = 0; // depth <= nd->depth
	int err;

	nd->last_type = LAST_ROOT;
	nd->flags |= LOOKUP_PARENT;
	if (IS_ERR(name))
		return PTR_ERR(name);
	while (*name=='/')
		name++;
	if (!*name) {
		nd->dir_mode = 0; // short-circuit the 'hardening' idiocy
		return 0;
	}

	/* At this point we know we have a real path component. */
	for(;;) {
		struct mnt_idmap *idmap;
		const char *link;
		u64 hash_len;
		int type;

		idmap = mnt_idmap(nd->path.mnt);
		err = may_lookup(idmap, nd);
		if (err)
			return err;

		hash_len = hash_name(nd->path.dentry, name);

		type = LAST_NORM;
		if (name[0] == '.') switch (hashlen_len(hash_len)) {
			case 2:
				if (name[1] == '.') {
					type = LAST_DOTDOT;

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

문자열 pathname을 dentry, mount, inode 객체로 단계적으로 해석하는 VFS namei 경로다.

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

그림 2. path lookup 함수 체인과 관찰 지점
entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정
→
path_lookupatnext dentry 결정
→
link_path_walkreference-taking slow path
→
observable statetracepoint, counter, sysfs/proc에서 확인되는 결과

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

1. path_lookupat

path_lookupat 주변에서는 dentry를 중심으로 본다. 이 필드는 component cache 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 component resolved 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 next dentry 결정을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: RCU-walk에서 항상 sleep 가능하다고 봄

2. link_path_walk

link_path_walk 주변에서는 dentry를 중심으로 본다. 이 필드는 component cache 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 ref walk 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 reference-taking slow path을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: mount crossing을 directory lookup으로만 해석함

함수입력상태 변경확인할 사항
path_lookupatdentry, 호출 시 실행 문맥, 하위 시스템의 준비 조건component resolved: next dentry 결정RCU-walk에서 항상 sleep 가능하다고 봄 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
link_path_walkdentry, 호출 시 실행 문맥, 하위 시스템의 준비 조건ref walk: reference-taking slow pathmount crossing을 directory lookup으로만 해석함 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. path lookup 핵심 필드 연결
nameidatalookup cursor
→
dentrycomponent cache
→
vfsmountmount namespace crossing
→
inode operationsfilesystem-specific lookup

각 단계에서 읽고 쓰는 필드를 구조체 정의와 대조한다.

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

필드읽는 법
nameidatalookup cursor
dentrycomponent cache
vfsmountmount namespace crossing
inode operationsfilesystem-specific lookup

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. path lookup 실행 단계
RCU walklockless fast lookup
→
ref walkreference-taking slow path
→
component resolvednext dentry 결정
→
final objectfile open or error

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

상태의미진입 조건깨지는 지점
RCU walklockless fast lookup앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
ref walkreference-taking slow path앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
component resolvednext dentry 결정앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
final objectfile open or error앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
path lookup 검토 기준 = 상태 변화 + 소유권 변화 + 외부 공개 시점

불변 조건과 실패 사례

lifetime

path lookup의 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

RCU-walk에서 항상 sleep 가능하다고 봄

주의

mount crossing을 directory lookup으로만 해석함

주의

negative dentry cache를 무시함

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
vfs_lookuppath lookup 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
perf probe link_path_walkpath lookup 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
tracefs events fspath lookup 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
namei debugpath lookup 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

  • path lookup 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
  • path lookup 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
  • 실험으로 확인한다면 'RCU-walk에서 항상 sleep 가능하다고 봄' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
  • 실험으로 확인한다면 'mount crossing을 directory lookup으로만 해석함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?