fs/xfs/xfs_log_priv.h

   1 // SPDX-License-Identifier: GPL-2.0
   2 /*
   3  * Copyright (c) 2000-2003,2005 Silicon Graphics, Inc.
   4  * All Rights Reserved.
   5  */
   6 #ifndef __XFS_LOG_PRIV_H__
   7 #define __XFS_LOG_PRIV_H__
   8
   9 struct xfs_buf;
  10 struct xlog;
  11 struct xlog_ticket;
  12 struct xfs_mount;
  13
  14 /*
  15  * get client id from packed copy.
  16  *
  17  * this hack is here because the xlog_pack code copies four bytes
  18  * of xlog_op_header containing the fields oh_clientid, oh_flags
  19  * and oh_res2 into the packed copy.
  20  *
  21  * later on this four byte chunk is treated as an int and the
  22  * client id is pulled out.
  23  *
  24  * this has endian issues, of course.
  25  */
  26 static inline uint xlog_get_client_id(__be32 i)
  27 {
  28         return be32_to_cpu(i) >> 24;
  29 }
  30
  31 /*
  32  * In core log state
  33  */
  34 enum xlog_iclog_state {
  35         XLOG_STATE_ACTIVE,      /* Current IC log being written to */
  36         XLOG_STATE_WANT_SYNC,   /* Want to sync this iclog; no more writes */
  37         XLOG_STATE_SYNCING,     /* This IC log is syncing */
  38         XLOG_STATE_DONE_SYNC,   /* Done syncing to disk */
  39         XLOG_STATE_CALLBACK,    /* Callback functions now */
  40         XLOG_STATE_DIRTY,       /* Dirty IC log, not ready for ACTIVE status */
  41 };
  42
  43 #define XLOG_STATE_STRINGS \
  44         { XLOG_STATE_ACTIVE,    "XLOG_STATE_ACTIVE" }, \
  45         { XLOG_STATE_WANT_SYNC, "XLOG_STATE_WANT_SYNC" }, \
  46         { XLOG_STATE_SYNCING,   "XLOG_STATE_SYNCING" }, \
  47         { XLOG_STATE_DONE_SYNC, "XLOG_STATE_DONE_SYNC" }, \
  48         { XLOG_STATE_CALLBACK,  "XLOG_STATE_CALLBACK" }, \
  49         { XLOG_STATE_DIRTY,     "XLOG_STATE_DIRTY" }
  50
  51 /*
  52  * In core log flags
  53  */
  54 #define XLOG_ICL_NEED_FLUSH     (1u << 0)       /* iclog needs REQ_PREFLUSH */
  55 #define XLOG_ICL_NEED_FUA       (1u << 1)       /* iclog needs REQ_FUA */
  56
  57 #define XLOG_ICL_STRINGS \
  58         { XLOG_ICL_NEED_FLUSH,  "XLOG_ICL_NEED_FLUSH" }, \
  59         { XLOG_ICL_NEED_FUA,    "XLOG_ICL_NEED_FUA" }
  60
  61
  62 /*
  63  * Log ticket flags
  64  */
  65 #define XLOG_TIC_PERM_RESERV    (1u << 0)       /* permanent reservation */
  66
  67 #define XLOG_TIC_FLAGS \
  68         { XLOG_TIC_PERM_RESERV, "XLOG_TIC_PERM_RESERV" }
  69
  70 /*
  71  * Below are states for covering allocation transactions.
  72  * By covering, we mean changing the h_tail_lsn in the last on-disk
  73  * log write such that no allocation transactions will be re-done during
  74  * recovery after a system crash. Recovery starts at the last on-disk
  75  * log write.
  76  *
  77  * These states are used to insert dummy log entries to cover
  78  * space allocation transactions which can undo non-transactional changes
  79  * after a crash. Writes to a file with space
  80  * already allocated do not result in any transactions. Allocations
  81  * might include space beyond the EOF. So if we just push the EOF a
  82  * little, the last transaction for the file could contain the wrong
  83  * size. If there is no file system activity, after an allocation
  84  * transaction, and the system crashes, the allocation transaction
  85  * will get replayed and the file will be truncated. This could
  86  * be hours/days/... after the allocation occurred.
  87  *
  88  * The fix for this is to do two dummy transactions when the
  89  * system is idle. We need two dummy transaction because the h_tail_lsn
  90  * in the log record header needs to point beyond the last possible
  91  * non-dummy transaction. The first dummy changes the h_tail_lsn to
  92  * the first transaction before the dummy. The second dummy causes
  93  * h_tail_lsn to point to the first dummy. Recovery starts at h_tail_lsn.
  94  *
  95  * These dummy transactions get committed when everything
  96  * is idle (after there has been some activity).
  97  *
  98  * There are 5 states used to control this.
  99  *
 100  *  IDLE -- no logging has been done on the file system or
 101  *              we are done covering previous transactions.
 102  *  NEED -- logging has occurred and we need a dummy transaction
 103  *              when the log becomes idle.
 104  *  DONE -- we were in the NEED state and have committed a dummy
 105  *              transaction.
 106  *  NEED2 -- we detected that a dummy transaction has gone to the
 107  *              on disk log with no other transactions.
 108  *  DONE2 -- we committed a dummy transaction when in the NEED2 state.
 109  *
 110  * There are two places where we switch states:
 111  *
 112  * 1.) In xfs_sync, when we detect an idle log and are in NEED or NEED2.
 113  *      We commit the dummy transaction and switch to DONE or DONE2,
 114  *      respectively. In all other states, we don't do anything.
 115  *
 116  * 2.) When we finish writing the on-disk log (xlog_state_clean_log).
 117  *
 118  *      No matter what state we are in, if this isn't the dummy
 119  *      transaction going out, the next state is NEED.
 120  *      So, if we aren't in the DONE or DONE2 states, the next state
 121  *      is NEED. We can't be finishing a write of the dummy record
 122  *      unless it was committed and the state switched to DONE or DONE2.
 123  *
 124  *      If we are in the DONE state and this was a write of the
 125  *              dummy transaction, we move to NEED2.
 126  *
 127  *      If we are in the DONE2 state and this was a write of the
 128  *              dummy transaction, we move to IDLE.
 129  *
 130  *
 131  * Writing only one dummy transaction can get appended to
 132  * one file space allocation. When this happens, the log recovery
 133  * code replays the space allocation and a file could be truncated.
 134  * This is why we have the NEED2 and DONE2 states before going idle.
 135  */
 136
 137 #define XLOG_STATE_COVER_IDLE   0
 138 #define XLOG_STATE_COVER_NEED   1
 139 #define XLOG_STATE_COVER_DONE   2
 140 #define XLOG_STATE_COVER_NEED2  3
 141 #define XLOG_STATE_COVER_DONE2  4
 142
 143 #define XLOG_COVER_OPS          5
 144
 145 typedef struct xlog_ticket {
 146         struct list_head        t_queue;        /* reserve/write queue */
 147         struct task_struct      *t_task;        /* task that owns this ticket */
 148         xlog_tid_t              t_tid;          /* transaction identifier */
 149         atomic_t                t_ref;          /* ticket reference count */
 150         int                     t_curr_res;     /* current reservation */
 151         int                     t_unit_res;     /* unit reservation */
 152         char                    t_ocnt;         /* original unit count */
 153         char                    t_cnt;          /* current unit count */
 154         uint8_t                 t_flags;        /* properties of reservation */
 155         int                     t_iclog_hdrs;   /* iclog hdrs in t_curr_res */
 156 } xlog_ticket_t;
 157
 158 /*
 159  * - A log record header is 512 bytes.  There is plenty of room to grow the
 160  *      xlog_rec_header_t into the reserved space.
 161  * - ic_data follows, so a write to disk can start at the beginning of
 162  *      the iclog.
 163  * - ic_forcewait is used to implement synchronous forcing of the iclog to disk.
 164  * - ic_next is the pointer to the next iclog in the ring.
 165  * - ic_log is a pointer back to the global log structure.
 166  * - ic_size is the full size of the log buffer, minus the cycle headers.
 167  * - ic_offset is the current number of bytes written to in this iclog.
 168  * - ic_refcnt is bumped when someone is writing to the log.
 169  * - ic_state is the state of the iclog.
 170  *
 171  * Because of cacheline contention on large machines, we need to separate
 172  * various resources onto different cachelines. To start with, make the
 173  * structure cacheline aligned. The following fields can be contended on
 174  * by independent processes:
 175  *
 176  *      - ic_callbacks
 177  *      - ic_refcnt
 178  *      - fields protected by the global l_icloglock
 179  *
 180  * so we need to ensure that these fields are located in separate cachelines.
 181  * We'll put all the read-only and l_icloglock fields in the first cacheline,
 182  * and move everything else out to subsequent cachelines.
 183  */
 184 typedef struct xlog_in_core {
 185         wait_queue_head_t       ic_force_wait;
 186         wait_queue_head_t       ic_write_wait;
 187         struct xlog_in_core     *ic_next;
 188         struct xlog_in_core     *ic_prev;
 189         struct xlog             *ic_log;
 190         u32                     ic_size;
 191         u32                     ic_offset;
 192         enum xlog_iclog_state   ic_state;
 193         unsigned int            ic_flags;
 194         void                    *ic_datap;      /* pointer to iclog data */
 195         struct list_head        ic_callbacks;
 196
 197         /* reference counts need their own cacheline */
 198         atomic_t                ic_refcnt ____cacheline_aligned_in_smp;
 199         xlog_in_core_2_t        *ic_data;
 200 #define ic_header       ic_data->hic_header
 201 #ifdef DEBUG
 202         bool                    ic_fail_crc : 1;
 203 #endif
 204         struct semaphore        ic_sema;
 205         struct work_struct      ic_end_io_work;
 206         struct bio              ic_bio;
 207         struct bio_vec          ic_bvec[];
 208 } xlog_in_core_t;
 209
 210 /*
 211  * The CIL context is used to aggregate per-transaction details as well be
 212  * passed to the iclog for checkpoint post-commit processing.  After being
 213  * passed to the iclog, another context needs to be allocated for tracking the
 214  * next set of transactions to be aggregated into a checkpoint.
 215  */
 216 struct xfs_cil;
 217
 218 struct xfs_cil_ctx {
 219         struct xfs_cil          *cil;
 220         xfs_csn_t               sequence;       /* chkpt sequence # */
 221         xfs_lsn_t               start_lsn;      /* first LSN of chkpt commit */
 222         xfs_lsn_t               commit_lsn;     /* chkpt commit record lsn */
 223         struct xlog_in_core     *commit_iclog;
 224         struct xlog_ticket      *ticket;        /* chkpt ticket */
 225         atomic_t                space_used;     /* aggregate size of regions */
 226         struct list_head        busy_extents;   /* busy extents in chkpt */
 227         struct list_head        log_items;      /* log items in chkpt */
 228         struct list_head        lv_chain;       /* logvecs being pushed */
 229         struct list_head        iclog_entry;
 230         struct list_head        committing;     /* ctx committing list */
 231         struct work_struct      discard_endio_work;
 232         struct work_struct      push_work;
 233         atomic_t                order_id;
 234 };
 235
 236 /*
 237  * Per-cpu CIL tracking items
 238  */
 239 struct xlog_cil_pcp {
 240         int32_t                 space_used;
 241         uint32_t                space_reserved;
 242         struct list_head        busy_extents;
 243         struct list_head        log_items;
 244 };
 245
 246 /*
 247  * Committed Item List structure
 248  *
 249  * This structure is used to track log items that have been committed but not
 250  * yet written into the log. It is used only when the delayed logging mount
 251  * option is enabled.
 252  *
 253  * This structure tracks the list of committing checkpoint contexts so
 254  * we can avoid the problem of having to hold out new transactions during a
 255  * flush until we have a the commit record LSN of the checkpoint. We can
 256  * traverse the list of committing contexts in xlog_cil_push_lsn() to find a
 257  * sequence match and extract the commit LSN directly from there. If the
 258  * checkpoint is still in the process of committing, we can block waiting for
 259  * the commit LSN to be determined as well. This should make synchronous
 260  * operations almost as efficient as the old logging methods.
 261  */
 262 struct xfs_cil {
 263         struct xlog             *xc_log;
 264         unsigned long           xc_flags;
 265         atomic_t                xc_iclog_hdrs;
 266         struct workqueue_struct *xc_push_wq;
 267
 268         struct rw_semaphore     xc_ctx_lock ____cacheline_aligned_in_smp;
 269         struct xfs_cil_ctx      *xc_ctx;
 270
 271         spinlock_t              xc_push_lock ____cacheline_aligned_in_smp;
 272         xfs_csn_t               xc_push_seq;
 273         bool                    xc_push_commit_stable;
 274         struct list_head        xc_committing;
 275         wait_queue_head_t       xc_commit_wait;
 276         wait_queue_head_t       xc_start_wait;
 277         xfs_csn_t               xc_current_sequence;
 278         wait_queue_head_t       xc_push_wait;   /* background push throttle */
 279
 280         void __percpu           *xc_pcp;        /* percpu CIL structures */
 281 #ifdef CONFIG_HOTPLUG_CPU
 282         struct list_head        xc_pcp_list;
 283 #endif
 284 } ____cacheline_aligned_in_smp;
 285
 286 /* xc_flags bit values */
 287 #define XLOG_CIL_EMPTY          1
 288 #define XLOG_CIL_PCP_SPACE      2
 289
 290 /*
 291  * The amount of log space we allow the CIL to aggregate is difficult to size.
 292  * Whatever we choose, we have to make sure we can get a reservation for the
 293  * log space effectively, that it is large enough to capture sufficient
 294  * relogging to reduce log buffer IO significantly, but it is not too large for
 295  * the log or induces too much latency when writing out through the iclogs. We
 296  * track both space consumed and the number of vectors in the checkpoint
 297  * context, so we need to decide which to use for limiting.
 298  *
 299  * Every log buffer we write out during a push needs a header reserved, which
 300  * is at least one sector and more for v2 logs. Hence we need a reservation of
 301  * at least 512 bytes per 32k of log space just for the LR headers. That means
 302  * 16KB of reservation per megabyte of delayed logging space we will consume,
 303  * plus various headers.  The number of headers will vary based on the num of
 304  * io vectors, so limiting on a specific number of vectors is going to result
 305  * in transactions of varying size. IOWs, it is more consistent to track and
 306  * limit space consumed in the log rather than by the number of objects being
 307  * logged in order to prevent checkpoint ticket overruns.
 308  *
 309  * Further, use of static reservations through the log grant mechanism is
 310  * problematic. It introduces a lot of complexity (e.g. reserve grant vs write
 311  * grant) and a significant deadlock potential because regranting write space
 312  * can block on log pushes. Hence if we have to regrant log space during a log
 313  * push, we can deadlock.
 314  *
 315  * However, we can avoid this by use of a dynamic "reservation stealing"
 316  * technique during transaction commit whereby unused reservation space in the
 317  * transaction ticket is transferred to the CIL ctx commit ticket to cover the
 318  * space needed by the checkpoint transaction. This means that we never need to
 319  * specifically reserve space for the CIL checkpoint transaction, nor do we
 320  * need to regrant space once the checkpoint completes. This also means the
 321  * checkpoint transaction ticket is specific to the checkpoint context, rather
 322  * than the CIL itself.
 323  *
 324  * With dynamic reservations, we can effectively make up arbitrary limits for
 325  * the checkpoint size so long as they don't violate any other size rules.
 326  * Recovery imposes a rule that no transaction exceed half the log, so we are
 327  * limited by that.  Furthermore, the log transaction reservation subsystem
 328  * tries to keep 25% of the log free, so we need to keep below that limit or we
 329  * risk running out of free log space to start any new transactions.
 330  *
 331  * In order to keep background CIL push efficient, we only need to ensure the
 332  * CIL is large enough to maintain sufficient in-memory relogging to avoid
 333  * repeated physical writes of frequently modified metadata. If we allow the CIL
 334  * to grow to a substantial fraction of the log, then we may be pinning hundreds
 335  * of megabytes of metadata in memory until the CIL flushes. This can cause
 336  * issues when we are running low on memory - pinned memory cannot be reclaimed,
 337  * and the CIL consumes a lot of memory. Hence we need to set an upper physical
 338  * size limit for the CIL that limits the maximum amount of memory pinned by the
 339  * CIL but does not limit performance by reducing relogging efficiency
 340  * significantly.
 341  *
 342  * As such, the CIL push threshold ends up being the smaller of two thresholds:
 343  * - a threshold large enough that it allows CIL to be pushed and progress to be
 344  *   made without excessive blocking of incoming transaction commits. This is
 345  *   defined to be 12.5% of the log space - half the 25% push threshold of the
 346  *   AIL.
 347  * - small enough that it doesn't pin excessive amounts of memory but maintains
 348  *   close to peak relogging efficiency. This is defined to be 16x the iclog
 349  *   buffer window (32MB) as measurements have shown this to be roughly the
 350  *   point of diminishing performance increases under highly concurrent
 351  *   modification workloads.
 352  *
 353  * To prevent the CIL from overflowing upper commit size bounds, we introduce a
 354  * new threshold at which we block committing transactions until the background
 355  * CIL commit commences and switches to a new context. While this is not a hard
 356  * limit, it forces the process committing a transaction to the CIL to block and
 357  * yeild the CPU, giving the CIL push work a chance to be scheduled and start
 358  * work. This prevents a process running lots of transactions from overfilling
 359  * the CIL because it is not yielding the CPU. We set the blocking limit at
 360  * twice the background push space threshold so we keep in line with the AIL
 361  * push thresholds.
 362  *
 363  * Note: this is not a -hard- limit as blocking is applied after the transaction
 364  * is inserted into the CIL and the push has been triggered. It is largely a
 365  * throttling mechanism that allows the CIL push to be scheduled and run. A hard
 366  * limit will be difficult to implement without introducing global serialisation
 367  * in the CIL commit fast path, and it's not at all clear that we actually need
 368  * such hard limits given the ~7 years we've run without a hard limit before
 369  * finding the first situation where a checkpoint size overflow actually
 370  * occurred. Hence the simple throttle, and an ASSERT check to tell us that
 371  * we've overrun the max size.
 372  */
 373 #define XLOG_CIL_SPACE_LIMIT(log)       \
 374         min_t(int, (log)->l_logsize >> 3, BBTOB(XLOG_TOTAL_REC_SHIFT(log)) << 4)
 375
 376 #define XLOG_CIL_BLOCKING_SPACE_LIMIT(log)      \
 377         (XLOG_CIL_SPACE_LIMIT(log) * 2)
 378
 379 /*
 380  * ticket grant locks, queues and accounting have their own cachlines
 381  * as these are quite hot and can be operated on concurrently.
 382  */
 383 struct xlog_grant_head {
 384         spinlock_t              lock ____cacheline_aligned_in_smp;
 385         struct list_head        waiters;
 386         atomic64_t              grant;
 387 };
 388
 389 /*
 390  * The reservation head lsn is not made up of a cycle number and block number.
 391  * Instead, it uses a cycle number and byte number.  Logs don't expect to
 392  * overflow 31 bits worth of byte offset, so using a byte number will mean
 393  * that round off problems won't occur when releasing partial reservations.
 394  */
 395 struct xlog {
 396         /* The following fields don't need locking */
 397         struct xfs_mount        *l_mp;          /* mount point */
 398         struct xfs_ail          *l_ailp;        /* AIL log is working with */
 399         struct xfs_cil          *l_cilp;        /* CIL log is working with */
 400         struct xfs_buftarg      *l_targ;        /* buftarg of log */
 401         struct workqueue_struct *l_ioend_workqueue; /* for I/O completions */
 402         struct delayed_work     l_work;         /* background flush work */
 403         long                    l_opstate;      /* operational state */
 404         uint                    l_quotaoffs_flag; /* XFS_DQ_*, for QUOTAOFFs */
 405         struct list_head        *l_buf_cancel_table;
 406         int                     l_iclog_hsize;  /* size of iclog header */
 407         int                     l_iclog_heads;  /* # of iclog header sectors */
 408         uint                    l_sectBBsize;   /* sector size in BBs (2^n) */
 409         int                     l_iclog_size;   /* size of log in bytes */
 410         int                     l_iclog_bufs;   /* number of iclog buffers */
 411         xfs_daddr_t             l_logBBstart;   /* start block of log */
 412         int                     l_logsize;      /* size of log in bytes */
 413         int                     l_logBBsize;    /* size of log in BB chunks */
 414
 415         /* The following block of fields are changed while holding icloglock */
 416         wait_queue_head_t       l_flush_wait ____cacheline_aligned_in_smp;
 417                                                 /* waiting for iclog flush */
 418         int                     l_covered_state;/* state of "covering disk
 419                                                  * log entries" */
 420         xlog_in_core_t          *l_iclog;       /* head log queue       */
 421         spinlock_t              l_icloglock;    /* grab to change iclog state */
 422         int                     l_curr_cycle;   /* Cycle number of log writes */
 423         int                     l_prev_cycle;   /* Cycle number before last
 424                                                  * block increment */
 425         int                     l_curr_block;   /* current logical log block */
 426         int                     l_prev_block;   /* previous logical log block */
 427
 428         /*
 429          * l_last_sync_lsn and l_tail_lsn are atomics so they can be set and
 430          * read without needing to hold specific locks. To avoid operations
 431          * contending with other hot objects, place each of them on a separate
 432          * cacheline.
 433          */
 434         /* lsn of last LR on disk */
 435         atomic64_t              l_last_sync_lsn ____cacheline_aligned_in_smp;
 436         /* lsn of 1st LR with unflushed * buffers */
 437         atomic64_t              l_tail_lsn ____cacheline_aligned_in_smp;
 438
 439         struct xlog_grant_head  l_reserve_head;
 440         struct xlog_grant_head  l_write_head;
 441
 442         struct xfs_kobj         l_kobj;
 443
 444         /* log recovery lsn tracking (for buffer submission */
 445         xfs_lsn_t               l_recovery_lsn;
 446
 447         uint32_t                l_iclog_roundoff;/* padding roundoff */
 448
 449         /* Users of log incompat features should take a read lock. */
 450         struct rw_semaphore     l_incompat_users;
 451 };
 452
 453 /*
 454  * Bits for operational state
 455  */
 456 #define XLOG_ACTIVE_RECOVERY    0       /* in the middle of recovery */
 457 #define XLOG_RECOVERY_NEEDED    1       /* log was recovered */
 458 #define XLOG_IO_ERROR           2       /* log hit an I/O error, and being
 459                                    shutdown */
 460 #define XLOG_TAIL_WARN          3       /* log tail verify warning issued */
 461
 462 static inline bool
 463 xlog_recovery_needed(struct xlog *log)
 464 {
 465         return test_bit(XLOG_RECOVERY_NEEDED, &log->l_opstate);
 466 }
 467
 468 static inline bool
 469 xlog_in_recovery(struct xlog *log)
 470 {
 471         return test_bit(XLOG_ACTIVE_RECOVERY, &log->l_opstate);
 472 }
 473
 474 static inline bool
 475 xlog_is_shutdown(struct xlog *log)
 476 {
 477         return test_bit(XLOG_IO_ERROR, &log->l_opstate);
 478 }
 479
 480 /*
 481  * Wait until the xlog_force_shutdown() has marked the log as shut down
 482  * so xlog_is_shutdown() will always return true.
 483  */
 484 static inline void
 485 xlog_shutdown_wait(
 486         struct xlog     *log)
 487 {
 488         wait_var_event(&log->l_opstate, xlog_is_shutdown(log));
 489 }
 490
 491 /* common routines */
 492 extern int
 493 xlog_recover(
 494         struct xlog             *log);
 495 extern int
 496 xlog_recover_finish(
 497         struct xlog             *log);
 498 extern void
 499 xlog_recover_cancel(struct xlog *);
 500
 501 extern __le32    xlog_cksum(struct xlog *log, struct xlog_rec_header *rhead,
 502                             char *dp, int size);
 503
 504 extern struct kmem_cache *xfs_log_ticket_cache;
 505 struct xlog_ticket *xlog_ticket_alloc(struct xlog *log, int unit_bytes,
 506                 int count, bool permanent);
 507
 508 void    xlog_print_tic_res(struct xfs_mount *mp, struct xlog_ticket *ticket);
 509 void    xlog_print_trans(struct xfs_trans *);
 510 int     xlog_write(struct xlog *log, struct xfs_cil_ctx *ctx,
 511                 struct list_head *lv_chain, struct xlog_ticket *tic,
 512                 uint32_t len);
 513 void    xfs_log_ticket_ungrant(struct xlog *log, struct xlog_ticket *ticket);
 514 void    xfs_log_ticket_regrant(struct xlog *log, struct xlog_ticket *ticket);
 515
 516 void xlog_state_switch_iclogs(struct xlog *log, struct xlog_in_core *iclog,
 517                 int eventual_size);
 518 int xlog_state_release_iclog(struct xlog *log, struct xlog_in_core *iclog,
 519                 struct xlog_ticket *ticket);
 520
 521 /*
 522  * When we crack an atomic LSN, we sample it first so that the value will not
 523  * change while we are cracking it into the component values. This means we
 524  * will always get consistent component values to work from. This should always
 525  * be used to sample and crack LSNs that are stored and updated in atomic
 526  * variables.
 527  */
 528 static inline void
 529 xlog_crack_atomic_lsn(atomic64_t *lsn, uint *cycle, uint *block)
 530 {
 531         xfs_lsn_t val = atomic64_read(lsn);
 532
 533         *cycle = CYCLE_LSN(val);
 534         *block = BLOCK_LSN(val);
 535 }
 536
 537 /*
 538  * Calculate and assign a value to an atomic LSN variable from component pieces.
 539  */
 540 static inline void
 541 xlog_assign_atomic_lsn(atomic64_t *lsn, uint cycle, uint block)
 542 {
 543         atomic64_set(lsn, xlog_assign_lsn(cycle, block));
 544 }
 545
 546 /*
 547  * When we crack the grant head, we sample it first so that the value will not
 548  * change while we are cracking it into the component values. This means we
 549  * will always get consistent component values to work from.
 550  */
 551 static inline void
 552 xlog_crack_grant_head_val(int64_t val, int *cycle, int *space)
 553 {
 554         *cycle = val >> 32;
 555         *space = val & 0xffffffff;
 556 }
 557
 558 static inline void
 559 xlog_crack_grant_head(atomic64_t *head, int *cycle, int *space)
 560 {
 561         xlog_crack_grant_head_val(atomic64_read(head), cycle, space);
 562 }
 563
 564 static inline int64_t
 565 xlog_assign_grant_head_val(int cycle, int space)
 566 {
 567         return ((int64_t)cycle << 32) | space;
 568 }
 569
 570 static inline void
 571 xlog_assign_grant_head(atomic64_t *head, int cycle, int space)
 572 {
 573         atomic64_set(head, xlog_assign_grant_head_val(cycle, space));
 574 }
 575
 576 /*
 577  * Committed Item List interfaces
 578  */
 579 int     xlog_cil_init(struct xlog *log);
 580 void    xlog_cil_init_post_recovery(struct xlog *log);
 581 void    xlog_cil_destroy(struct xlog *log);
 582 bool    xlog_cil_empty(struct xlog *log);
 583 void    xlog_cil_commit(struct xlog *log, struct xfs_trans *tp,
 584                         xfs_csn_t *commit_seq, bool regrant);
 585 void    xlog_cil_set_ctx_write_state(struct xfs_cil_ctx *ctx,
 586                         struct xlog_in_core *iclog);
 587
 588
 589 /*
 590  * CIL force routines
 591  */
 592 void xlog_cil_flush(struct xlog *log);
 593 xfs_lsn_t xlog_cil_force_seq(struct xlog *log, xfs_csn_t sequence);
 594
 595 static inline void
 596 xlog_cil_force(struct xlog *log)
 597 {
 598         xlog_cil_force_seq(log, log->l_cilp->xc_current_sequence);
 599 }
 600
 601 /*
 602  * Wrapper function for waiting on a wait queue serialised against wakeups
 603  * by a spinlock. This matches the semantics of all the wait queues used in the
 604  * log code.
 605  */
 606 static inline void
 607 xlog_wait(
 608         struct wait_queue_head  *wq,
 609         struct spinlock         *lock)
 610                 __releases(lock)
 611 {
 612         DECLARE_WAITQUEUE(wait, current);
 613
 614         add_wait_queue_exclusive(wq, &wait);
 615         __set_current_state(TASK_UNINTERRUPTIBLE);
 616         spin_unlock(lock);
 617         schedule();
 618         remove_wait_queue(wq, &wait);
 619 }
 620
 621 int xlog_wait_on_iclog(struct xlog_in_core *iclog);
 622
 623 /*
 624  * The LSN is valid so long as it is behind the current LSN. If it isn't, this
 625  * means that the next log record that includes this metadata could have a
 626  * smaller LSN. In turn, this means that the modification in the log would not
 627  * replay.
 628  */
 629 static inline bool
 630 xlog_valid_lsn(
 631         struct xlog     *log,
 632         xfs_lsn_t       lsn)
 633 {
 634         int             cur_cycle;
 635         int             cur_block;
 636         bool            valid = true;
 637
 638         /*
 639          * First, sample the current lsn without locking to avoid added
 640          * contention from metadata I/O. The current cycle and block are updated
 641          * (in xlog_state_switch_iclogs()) and read here in a particular order
 642          * to avoid false negatives (e.g., thinking the metadata LSN is valid
 643          * when it is not).
 644          *
 645          * The current block is always rewound before the cycle is bumped in
 646          * xlog_state_switch_iclogs() to ensure the current LSN is never seen in
 647          * a transiently forward state. Instead, we can see the LSN in a
 648          * transiently behind state if we happen to race with a cycle wrap.
 649          */
 650         cur_cycle = READ_ONCE(log->l_curr_cycle);
 651         smp_rmb();
 652         cur_block = READ_ONCE(log->l_curr_block);
 653
 654         if ((CYCLE_LSN(lsn) > cur_cycle) ||
 655             (CYCLE_LSN(lsn) == cur_cycle && BLOCK_LSN(lsn) > cur_block)) {
 656                 /*
 657                  * If the metadata LSN appears invalid, it's possible the check
 658                  * above raced with a wrap to the next log cycle. Grab the lock
 659                  * to check for sure.
 660                  */
 661                 spin_lock(&log->l_icloglock);
 662                 cur_cycle = log->l_curr_cycle;
 663                 cur_block = log->l_curr_block;
 664                 spin_unlock(&log->l_icloglock);
 665
 666                 if ((CYCLE_LSN(lsn) > cur_cycle) ||
 667                     (CYCLE_LSN(lsn) == cur_cycle && BLOCK_LSN(lsn) > cur_block))
 668                         valid = false;
 669         }
 670
 671         return valid;
 672 }
 673
 674 /*
 675  * Log vector and shadow buffers can be large, so we need to use kvmalloc() here
 676  * to ensure success. Unfortunately, kvmalloc() only allows GFP_KERNEL contexts
 677  * to fall back to vmalloc, so we can't actually do anything useful with gfp
 678  * flags to control the kmalloc() behaviour within kvmalloc(). Hence kmalloc()
 679  * will do direct reclaim and compaction in the slow path, both of which are
 680  * horrendously expensive. We just want kmalloc to fail fast and fall back to
 681  * vmalloc if it can't get somethign straight away from the free lists or
 682  * buddy allocator. Hence we have to open code kvmalloc outselves here.
 683  *
 684  * This assumes that the caller uses memalloc_nofs_save task context here, so
 685  * despite the use of GFP_KERNEL here, we are going to be doing GFP_NOFS
 686  * allocations. This is actually the only way to make vmalloc() do GFP_NOFS
 687  * allocations, so lets just all pretend this is a GFP_KERNEL context
 688  * operation....
 689  */
 690 static inline void *
 691 xlog_kvmalloc(
 692         size_t          buf_size)
 693 {
 694         gfp_t           flags = GFP_KERNEL;
 695         void            *p;
 696
 697         flags &= ~__GFP_DIRECT_RECLAIM;
 698         flags |= __GFP_NOWARN | __GFP_NORETRY;
 699         do {
 700                 p = kmalloc(buf_size, flags);
 701                 if (!p)
 702                         p = vmalloc(buf_size);
 703         } while (!p);
 704
 705         return p;
 706 }
 707
 708 /*
 709  * CIL CPU dead notifier
 710  */
 711 void xlog_cil_pcp_dead(struct xlog *log, unsigned int cpu);
 712
 713 #endif  /* __XFS_LOG_PRIV_H__ */