Quelle  xfs_log_cil.c   Sprache: C

// SPDX-License-Identifier: GPL-2.0
/*
 * Copyright (c) 2010 Red Hat, Inc. All Rights Reserved.
 */

#include "xfs.h"
#include "xfs_fs.h"
#include "xfs_format.h"
#include "xfs_log_format.h"
#include "xfs_shared.h"
#include "xfs_trans_resv.h"
#include "xfs_mount.h"
#include "xfs_extent_busy.h"
#include "xfs_trans.h"
#include "xfs_trans_priv.h"
#include "xfs_log.h"
#include "xfs_log_priv.h"
#include "xfs_trace.h"
#include "xfs_discard.h"

/*
 * Allocate a new ticket. Failing to get a new ticket makes it really hard to
 * recover, so we don't allow failure here. Also, we allocate in a context that
 * we don't want to be issuing transactions from, so we need to tell the
 * allocation code this as well.
 *
 * We don't reserve any space for the ticket - we are going to steal whatever
 * space we require from transactions as they commit. To ensure we reserve all
 * the space required, we need to set the current reservation of the ticket to
 * zero so that we know to steal the initial transaction overhead from the
 * first transaction commit.
 */
static struct xlog_ticket *
xlog_cil_ticket_alloc(
 struct xlog *log)
{
 struct xlog_ticket *tic;

 tic = xlog_ticket_alloc(log, 0, 1, 0);

 /*
 * set the current reservation to zero so we know to steal the basic
 * transaction overhead reservation from the first transaction commit.
 */
 tic->t_curr_res = 0;
 tic->t_iclog_hdrs = 0;
 return tic;
}

static inline void
xlog_cil_set_iclog_hdr_count(struct xfs_cil *cil)
{
 struct xlog *log = cil->xc_log;

 atomic_set(&cil->xc_iclog_hdrs,
     (XLOG_CIL_BLOCKING_SPACE_LIMIT(log) /
   (log->l_iclog_size - log->l_iclog_hsize)));
}

/*
 * Check if the current log item was first committed in this sequence.
 * We can't rely on just the log item being in the CIL, we have to check
 * the recorded commit sequence number.
 *
 * Note: for this to be used in a non-racy manner, it has to be called with
 * CIL flushing locked out. As a result, it should only be used during the
 * transaction commit process when deciding what to format into the item.
 */
static bool
xlog_item_in_current_chkpt(
 struct xfs_cil  *cil,
 struct xfs_log_item *lip)
{
 if (test_bit(XLOG_CIL_EMPTY, &cil->xc_flags))
  return false;

 /*
 * li_seq is written on the first commit of a log item to record the
 * first checkpoint it is written to. Hence if it is different to the
 * current sequence, we're in a new checkpoint.
 */
 return lip->li_seq == READ_ONCE(cil->xc_current_sequence);
}

bool
xfs_log_item_in_current_chkpt(
 struct xfs_log_item *lip)
{
 return xlog_item_in_current_chkpt(lip->li_log->l_cilp, lip);
}

/*
 * Unavoidable forward declaration - xlog_cil_push_work() calls
 * xlog_cil_ctx_alloc() itself.
 */
static void xlog_cil_push_work(struct work_struct *work);

static struct xfs_cil_ctx *
xlog_cil_ctx_alloc(void)
{
 struct xfs_cil_ctx *ctx;

 ctx = kzalloc(sizeof(*ctx), GFP_KERNEL | __GFP_NOFAIL);
 INIT_LIST_HEAD(&ctx->committing);
 INIT_LIST_HEAD(&ctx->busy_extents.extent_list);
 INIT_LIST_HEAD(&ctx->log_items);
 INIT_LIST_HEAD(&ctx->lv_chain);
 INIT_WORK(&ctx->push_work, xlog_cil_push_work);
 return ctx;
}

/*
 * Aggregate the CIL per cpu structures into global counts, lists, etc and
 * clear the percpu state ready for the next context to use. This is called
 * from the push code with the context lock held exclusively, hence nothing else
 * will be accessing or modifying the per-cpu counters.
 */
static void
xlog_cil_push_pcp_aggregate(
 struct xfs_cil  *cil,
 struct xfs_cil_ctx *ctx)
{
 struct xlog_cil_pcp *cilpcp;
 int   cpu;

 for_each_cpu(cpu, &ctx->cil_pcpmask) {
  cilpcp = per_cpu_ptr(cil->xc_pcp, cpu);

  ctx->ticket->t_curr_res += cilpcp->space_reserved;
  cilpcp->space_reserved = 0;

  if (!list_empty(&cilpcp->busy_extents)) {
   list_splice_init(&cilpcp->busy_extents,
     &ctx->busy_extents.extent_list);
  }
  if (!list_empty(&cilpcp->log_items))
   list_splice_init(&cilpcp->log_items, &ctx->log_items);

  /*
 * We're in the middle of switching cil contexts.  Reset the
 * counter we use to detect when the current context is nearing
 * full.
 */
  cilpcp->space_used = 0;
 }
}

/*
 * Aggregate the CIL per-cpu space used counters into the global atomic value.
 * This is called when the per-cpu counter aggregation will first pass the soft
 * limit threshold so we can switch to atomic counter aggregation for accurate
 * detection of hard limit traversal.
 */
static void
xlog_cil_insert_pcp_aggregate(
 struct xfs_cil  *cil,
 struct xfs_cil_ctx *ctx)
{
 int   cpu;
 int   count = 0;

 /* Trigger atomic updates then aggregate only for the first caller */
 if (!test_and_clear_bit(XLOG_CIL_PCP_SPACE, &cil->xc_flags))
  return;

 /*
 * We can race with other cpus setting cil_pcpmask.  However, we've
 * atomically cleared PCP_SPACE which forces other threads to add to
 * the global space used count.  cil_pcpmask is a superset of cilpcp
 * structures that could have a nonzero space_used.
 */
 for_each_cpu(cpu, &ctx->cil_pcpmask) {
  struct xlog_cil_pcp *cilpcp = per_cpu_ptr(cil->xc_pcp, cpu);

  count += xchg(&cilpcp->space_used, 0);
 }
 atomic_add(count, &ctx->space_used);
}

static void
xlog_cil_ctx_switch(
 struct xfs_cil  *cil,
 struct xfs_cil_ctx *ctx)
{
 xlog_cil_set_iclog_hdr_count(cil);
 set_bit(XLOG_CIL_EMPTY, &cil->xc_flags);
 set_bit(XLOG_CIL_PCP_SPACE, &cil->xc_flags);
 ctx->sequence = ++cil->xc_current_sequence;
 ctx->cil = cil;
 cil->xc_ctx = ctx;
}

/*
 * After the first stage of log recovery is done, we know where the head and
 * tail of the log are. We need this log initialisation done before we can
 * initialise the first CIL checkpoint context.
 *
 * Here we allocate a log ticket to track space usage during a CIL push.  This
 * ticket is passed to xlog_write() directly so that we don't slowly leak log
 * space by failing to account for space used by log headers and additional
 * region headers for split regions.
 */
void
xlog_cil_init_post_recovery(
 struct xlog *log)
{
 log->l_cilp->xc_ctx->ticket = xlog_cil_ticket_alloc(log);
 log->l_cilp->xc_ctx->sequence = 1;
 xlog_cil_set_iclog_hdr_count(log->l_cilp);
}

static inline int
xlog_cil_iovec_space(
 uint niovecs)
{
 return round_up((sizeof(struct xfs_log_vec) +
     niovecs * sizeof(struct xfs_log_iovec)),
   sizeof(uint64_t));
}

/*
 * Allocate or pin log vector buffers for CIL insertion.
 *
 * The CIL currently uses disposable buffers for copying a snapshot of the
 * modified items into the log during a push. The biggest problem with this is
 * the requirement to allocate the disposable buffer during the commit if:
 * a) does not exist; or
 * b) it is too small
 *
 * If we do this allocation within xlog_cil_insert_format_items(), it is done
 * under the xc_ctx_lock, which means that a CIL push cannot occur during
 * the memory allocation. This means that we have a potential deadlock situation
 * under low memory conditions when we have lots of dirty metadata pinned in
 * the CIL and we need a CIL commit to occur to free memory.
 *
 * To avoid this, we need to move the memory allocation outside the
 * xc_ctx_lock, but because the log vector buffers are disposable, that opens
 * up a TOCTOU race condition w.r.t. the CIL committing and removing the log
 * vector buffers between the check and the formatting of the item into the
 * log vector buffer within the xc_ctx_lock.
 *
 * Because the log vector buffer needs to be unchanged during the CIL push
 * process, we cannot share the buffer between the transaction commit (which
 * modifies the buffer) and the CIL push context that is writing the changes
 * into the log. This means skipping preallocation of buffer space is
 * unreliable, but we most definitely do not want to be allocating and freeing
 * buffers unnecessarily during commits when overwrites can be done safely.
 *
 * The simplest solution to this problem is to allocate a shadow buffer when a
 * log item is committed for the second time, and then to only use this buffer
 * if necessary. The buffer can remain attached to the log item until such time
 * it is needed, and this is the buffer that is reallocated to match the size of
 * the incoming modification. Then during the formatting of the item we can swap
 * the active buffer with the new one if we can't reuse the existing buffer. We
 * don't free the old buffer as it may be reused on the next modification if
 * it's size is right, otherwise we'll free and reallocate it at that point.
 *
 * This function builds a vector for the changes in each log item in the
 * transaction. It then works out the length of the buffer needed for each log
 * item, allocates them and attaches the vector to the log item in preparation
 * for the formatting step which occurs under the xc_ctx_lock.
 *
 * While this means the memory footprint goes up, it avoids the repeated
 * alloc/free pattern that repeated modifications of an item would otherwise
 * cause, and hence minimises the CPU overhead of such behaviour.
 */
static void
xlog_cil_alloc_shadow_bufs(
 struct xlog  *log,
 struct xfs_trans *tp)
{
 struct xfs_log_item *lip;

 list_for_each_entry(lip, &tp->t_items, li_trans) {
  struct xfs_log_vec *lv;
  int niovecs = 0;
  int nbytes = 0;
  int alloc_size;
  bool ordered = false;

  /* Skip items which aren't dirty in this transaction. */
  if (!test_bit(XFS_LI_DIRTY, &lip->li_flags))
   continue;

  /* get number of vecs and size of data to be stored */
  lip->li_ops->iop_size(lip, &niovecs, &nbytes);

  /*
 * Ordered items need to be tracked but we do not wish to write
 * them. We need a logvec to track the object, but we do not
 * need an iovec or buffer to be allocated for copying data.
 */
  if (niovecs == XFS_LOG_VEC_ORDERED) {
   ordered = true;
   niovecs = 0;
   nbytes = 0;
  }

  /*
 * We 64-bit align the length of each iovec so that the start of
 * the next one is naturally aligned.  We'll need to account for
 * that slack space here.
 *
 * We also add the xlog_op_header to each region when
 * formatting, but that's not accounted to the size of the item
 * at this point. Hence we'll need an addition number of bytes
 * for each vector to hold an opheader.
 *
 * Then round nbytes up to 64-bit alignment so that the initial
 * buffer alignment is easy to calculate and verify.
 */
  nbytes = xlog_item_space(niovecs, nbytes);

  /*
 * The data buffer needs to start 64-bit aligned, so round up
 * that space to ensure we can align it appropriately and not
 * overrun the buffer.
 */
  alloc_size = nbytes + xlog_cil_iovec_space(niovecs);

  /*
 * if we have no shadow buffer, or it is too small, we need to
 * reallocate it.
 */
  if (!lip->li_lv_shadow ||
      alloc_size > lip->li_lv_shadow->lv_alloc_size) {
   /*
 * We free and allocate here as a realloc would copy
 * unnecessary data. We don't use kvzalloc() for the
 * same reason - we don't need to zero the data area in
 * the buffer, only the log vector header and the iovec
 * storage.
 */
   kvfree(lip->li_lv_shadow);
   lv = xlog_kvmalloc(alloc_size);

   memset(lv, 0, xlog_cil_iovec_space(niovecs));

   INIT_LIST_HEAD(&lv->lv_list);
   lv->lv_item = lip;
   lv->lv_alloc_size = alloc_size;
   if (ordered)
    lv->lv_buf_used = XFS_LOG_VEC_ORDERED;
   else
    lv->lv_iovecp = (struct xfs_log_iovec *)&lv[1];
   lip->li_lv_shadow = lv;
  } else {
   /* same or smaller, optimise common overwrite case */
   lv = lip->li_lv_shadow;
   if (ordered)
    lv->lv_buf_used = XFS_LOG_VEC_ORDERED;
   else
    lv->lv_buf_used = 0;
   lv->lv_bytes = 0;
  }

  /* Ensure the lv is set up according to ->iop_size */
  lv->lv_niovecs = niovecs;

  /* The allocated data region lies beyond the iovec region */
  lv->lv_buf = (char *)lv + xlog_cil_iovec_space(niovecs);
 }

}

/*
 * Prepare the log item for insertion into the CIL. Calculate the difference in
 * log space it will consume, and if it is a new item pin it as well.
 */
STATIC void
xfs_cil_prepare_item(
 struct xlog  *log,
 struct xfs_log_item *lip,
 struct xfs_log_vec *lv,
 int   *diff_len)
{
 /* Account for the new LV being passed in */
 if (lv->lv_buf_used != XFS_LOG_VEC_ORDERED)
  *diff_len += lv->lv_bytes;

 /*
 * If there is no old LV, this is the first time we've seen the item in
 * this CIL context and so we need to pin it. If we are replacing the
 * old lv, then remove the space it accounts for and make it the shadow
 * buffer for later freeing. In both cases we are now switching to the
 * shadow buffer, so update the pointer to it appropriately.
 */
 if (!lip->li_lv) {
  if (lv->lv_item->li_ops->iop_pin)
   lv->lv_item->li_ops->iop_pin(lv->lv_item);
  lv->lv_item->li_lv_shadow = NULL;
 } else if (lip->li_lv != lv) {
  ASSERT(lv->lv_buf_used != XFS_LOG_VEC_ORDERED);

  *diff_len -= lip->li_lv->lv_bytes;
  lv->lv_item->li_lv_shadow = lip->li_lv;
 }

 /* attach new log vector to log item */
 lv->lv_item->li_lv = lv;

 /*
 * If this is the first time the item is being committed to the
 * CIL, store the sequence number on the log item so we can
 * tell in future commits whether this is the first checkpoint
 * the item is being committed into.
 */
 if (!lv->lv_item->li_seq)
  lv->lv_item->li_seq = log->l_cilp->xc_ctx->sequence;
}

/*
 * Format log item into a flat buffers
 *
 * For delayed logging, we need to hold a formatted buffer containing all the
 * changes on the log item. This enables us to relog the item in memory and
 * write it out asynchronously without needing to relock the object that was
 * modified at the time it gets written into the iclog.
 *
 * This function takes the prepared log vectors attached to each log item, and
 * formats the changes into the log vector buffer. The buffer it uses is
 * dependent on the current state of the vector in the CIL - the shadow lv is
 * guaranteed to be large enough for the current modification, but we will only
 * use that if we can't reuse the existing lv. If we can't reuse the existing
 * lv, then simple swap it out for the shadow lv. We don't free it - that is
 * done lazily either by th enext modification or the freeing of the log item.
 *
 * We don't set up region headers during this process; we simply copy the
 * regions into the flat buffer. We can do this because we still have to do a
 * formatting step to write the regions into the iclog buffer.  Writing the
 * ophdrs during the iclog write means that we can support splitting large
 * regions across iclog boundares without needing a change in the format of the
 * item/region encapsulation.
 *
 * Hence what we need to do now is change the rewrite the vector array to point
 * to the copied region inside the buffer we just allocated. This allows us to
 * format the regions into the iclog as though they are being formatted
 * directly out of the objects themselves.
 */
static void
xlog_cil_insert_format_items(
 struct xlog  *log,
 struct xfs_trans *tp,
 int   *diff_len)
{
 struct xfs_log_item *lip;

 /* Bail out if we didn't find a log item.  */
 if (list_empty(&tp->t_items)) {
  ASSERT(0);
  return;
 }

 list_for_each_entry(lip, &tp->t_items, li_trans) {
  struct xfs_log_vec *lv = lip->li_lv;
  struct xfs_log_vec *shadow = lip->li_lv_shadow;

  /* Skip items which aren't dirty in this transaction. */
  if (!test_bit(XFS_LI_DIRTY, &lip->li_flags))
   continue;

  /*
 * The formatting size information is already attached to
 * the shadow lv on the log item.
 */
  if (shadow->lv_buf_used == XFS_LOG_VEC_ORDERED) {
   if (!lv) {
    lv = shadow;
    lv->lv_item = lip;
   }
   ASSERT(shadow->lv_alloc_size == lv->lv_alloc_size);
   xfs_cil_prepare_item(log, lip, lv, diff_len);
   continue;
  }

  /* Skip items that do not have any vectors for writing */
  if (!shadow->lv_niovecs)
   continue;

  /* compare to existing item size */
  if (lv && shadow->lv_alloc_size <= lv->lv_alloc_size) {
   /* same or smaller, optimise common overwrite case */

   /*
 * set the item up as though it is a new insertion so
 * that the space reservation accounting is correct.
 */
   *diff_len -= lv->lv_bytes;

   /* Ensure the lv is set up according to ->iop_size */
   lv->lv_niovecs = shadow->lv_niovecs;

   /* reset the lv buffer information for new formatting */
   lv->lv_buf_used = 0;
   lv->lv_bytes = 0;
   lv->lv_buf = (char *)lv +
     xlog_cil_iovec_space(lv->lv_niovecs);
  } else {
   /* switch to shadow buffer! */
   lv = shadow;
   lv->lv_item = lip;
  }

  ASSERT(IS_ALIGNED((unsigned long)lv->lv_buf, sizeof(uint64_t)));
  lip->li_ops->iop_format(lip, lv);
  xfs_cil_prepare_item(log, lip, lv, diff_len);
 }
}

/*
 * The use of lockless waitqueue_active() requires that the caller has
 * serialised itself against the wakeup call in xlog_cil_push_work(). That
 * can be done by either holding the push lock or the context lock.
 */
static inline bool
xlog_cil_over_hard_limit(
 struct xlog *log,
 int32_t  space_used)
{
 if (waitqueue_active(&log->l_cilp->xc_push_wait))
  return true;
 if (space_used >= XLOG_CIL_BLOCKING_SPACE_LIMIT(log))
  return true;
 return false;
}

/*
 * Insert the log items into the CIL and calculate the difference in space
 * consumed by the item. Add the space to the checkpoint ticket and calculate
 * if the change requires additional log metadata. If it does, take that space
 * as well. Remove the amount of space we added to the checkpoint ticket from
 * the current transaction ticket so that the accounting works out correctly.
 */
static void
xlog_cil_insert_items(
 struct xlog  *log,
 struct xfs_trans *tp,
 uint32_t  released_space)
{
 struct xfs_cil  *cil = log->l_cilp;
 struct xfs_cil_ctx *ctx = cil->xc_ctx;
 struct xfs_log_item *lip;
 int   len = 0;
 int   iovhdr_res = 0, split_res = 0, ctx_res = 0;
 int   space_used;
 int   order;
 unsigned int  cpu_nr;
 struct xlog_cil_pcp *cilpcp;

 ASSERT(tp);

 /*
 * We can do this safely because the context can't checkpoint until we
 * are done so it doesn't matter exactly how we update the CIL.
 */
 xlog_cil_insert_format_items(log, tp, &len);

 /*
 * Subtract the space released by intent cancelation from the space we
 * consumed so that we remove it from the CIL space and add it back to
 * the current transaction reservation context.
 */
 len -= released_space;

 /*
 * Grab the per-cpu pointer for the CIL before we start any accounting.
 * That ensures that we are running with pre-emption disabled and so we
 * can't be scheduled away between split sample/update operations that
 * are done without outside locking to serialise them.
 */
 cpu_nr = get_cpu();
 cilpcp = this_cpu_ptr(cil->xc_pcp);

 /* Tell the future push that there was work added by this CPU. */
 if (!cpumask_test_cpu(cpu_nr, &ctx->cil_pcpmask))
  cpumask_test_and_set_cpu(cpu_nr, &ctx->cil_pcpmask);

 /*
 * We need to take the CIL checkpoint unit reservation on the first
 * commit into the CIL. Test the XLOG_CIL_EMPTY bit first so we don't
 * unnecessarily do an atomic op in the fast path here. We can clear the
 * XLOG_CIL_EMPTY bit as we are under the xc_ctx_lock here and that
 * needs to be held exclusively to reset the XLOG_CIL_EMPTY bit.
 */
 if (test_bit(XLOG_CIL_EMPTY, &cil->xc_flags) &&
     test_and_clear_bit(XLOG_CIL_EMPTY, &cil->xc_flags))
  ctx_res = ctx->ticket->t_unit_res;

 /*
 * Check if we need to steal iclog headers. atomic_read() is not a
 * locked atomic operation, so we can check the value before we do any
 * real atomic ops in the fast path. If we've already taken the CIL unit
 * reservation from this commit, we've already got one iclog header
 * space reserved so we have to account for that otherwise we risk
 * overrunning the reservation on this ticket.
 *
 * If the CIL is already at the hard limit, we might need more header
 * space that originally reserved. So steal more header space from every
 * commit that occurs once we are over the hard limit to ensure the CIL
 * push won't run out of reservation space.
 *
 * This can steal more than we need, but that's OK.
 *
 * The cil->xc_ctx_lock provides the serialisation necessary for safely
 * calling xlog_cil_over_hard_limit() in this context.
 */
 space_used = atomic_read(&ctx->space_used) + cilpcp->space_used + len;
 if (atomic_read(&cil->xc_iclog_hdrs) > 0 ||
     xlog_cil_over_hard_limit(log, space_used)) {
  split_res = log->l_iclog_hsize +
     sizeof(struct xlog_op_header);
  if (ctx_res)
   ctx_res += split_res * (tp->t_ticket->t_iclog_hdrs - 1);
  else
   ctx_res = split_res * tp->t_ticket->t_iclog_hdrs;
  atomic_sub(tp->t_ticket->t_iclog_hdrs, &cil->xc_iclog_hdrs);
 }
 cilpcp->space_reserved += ctx_res;

 /*
 * Accurately account when over the soft limit, otherwise fold the
 * percpu count into the global count if over the per-cpu threshold.
 */
 if (!test_bit(XLOG_CIL_PCP_SPACE, &cil->xc_flags)) {
  atomic_add(len, &ctx->space_used);
 } else if (cilpcp->space_used + len >
   (XLOG_CIL_SPACE_LIMIT(log) / num_online_cpus())) {
  space_used = atomic_add_return(cilpcp->space_used + len,
      &ctx->space_used);
  cilpcp->space_used = 0;

  /*
 * If we just transitioned over the soft limit, we need to
 * transition to the global atomic counter.
 */
  if (space_used >= XLOG_CIL_SPACE_LIMIT(log))
   xlog_cil_insert_pcp_aggregate(cil, ctx);
 } else {
  cilpcp->space_used += len;
 }
 /* attach the transaction to the CIL if it has any busy extents */
 if (!list_empty(&tp->t_busy))
  list_splice_init(&tp->t_busy, &cilpcp->busy_extents);

 /*
 * Now update the order of everything modified in the transaction
 * and insert items into the CIL if they aren't already there.
 * We do this here so we only need to take the CIL lock once during
 * the transaction commit.
 */
 order = atomic_inc_return(&ctx->order_id);
 list_for_each_entry(lip, &tp->t_items, li_trans) {
  /* Skip items which aren't dirty in this transaction. */
  if (!test_bit(XFS_LI_DIRTY, &lip->li_flags))
   continue;

  lip->li_order_id = order;
  if (!list_empty(&lip->li_cil))
   continue;
  list_add_tail(&lip->li_cil, &cilpcp->log_items);
 }
 put_cpu();

 /*
 * If we've overrun the reservation, dump the tx details before we move
 * the log items. Shutdown is imminent...
 */
 tp->t_ticket->t_curr_res -= ctx_res + len;
 if (WARN_ON(tp->t_ticket->t_curr_res < 0)) {
  xfs_warn(log->l_mp, "Transaction log reservation overrun:");
  xfs_warn(log->l_mp,
    " log items: %d bytes (iov hdrs: %d bytes)",
    len, iovhdr_res);
  xfs_warn(log->l_mp, " split region headers: %d bytes",
    split_res);
  xfs_warn(log->l_mp, " ctx ticket: %d bytes", ctx_res);
  xlog_print_trans(tp);
  xlog_force_shutdown(log, SHUTDOWN_LOG_IO_ERROR);
 }
}

static inline void
xlog_cil_ail_insert_batch(
 struct xfs_ail  *ailp,
 struct xfs_ail_cursor *cur,
 struct xfs_log_item **log_items,
 int   nr_items,
 xfs_lsn_t  commit_lsn)
{
 int i;

 spin_lock(&ailp->ail_lock);
 /* xfs_trans_ail_update_bulk drops ailp->ail_lock */
 xfs_trans_ail_update_bulk(ailp, cur, log_items, nr_items, commit_lsn);

 for (i = 0; i < nr_items; i++) {
  struct xfs_log_item *lip = log_items[i];

  if (lip->li_ops->iop_unpin)
   lip->li_ops->iop_unpin(lip, 0);
 }
}

/*
 * Take the checkpoint's log vector chain of items and insert the attached log
 * items into the AIL. This uses bulk insertion techniques to minimise AIL lock
 * traffic.
 *
 * The AIL tracks log items via the start record LSN of the checkpoint,
 * not the commit record LSN. This is because we can pipeline multiple
 * checkpoints, and so the start record of checkpoint N+1 can be
 * written before the commit record of checkpoint N. i.e:
 *
 *   start N commit N
 * +-------------+------------+----------------+
 *   start N+1 commit N+1
 *
 * The tail of the log cannot be moved to the LSN of commit N when all
 * the items of that checkpoint are written back, because then the
 * start record for N+1 is no longer in the active portion of the log
 * and recovery will fail/corrupt the filesystem.
 *
 * Hence when all the log items in checkpoint N are written back, the
 * tail of the log most now only move as far forwards as the start LSN
 * of checkpoint N+1.
 *
 * If we are called with the aborted flag set, it is because a log write during
 * a CIL checkpoint commit has failed. In this case, all the items in the
 * checkpoint have already gone through iop_committed and iop_committing, which
 * means that checkpoint commit abort handling is treated exactly the same as an
 * iclog write error even though we haven't started any IO yet. Hence in this
 * case all we need to do is iop_committed processing, followed by an
 * iop_unpin(aborted) call.
 *
 * The AIL cursor is used to optimise the insert process. If commit_lsn is not
 * at the end of the AIL, the insert cursor avoids the need to walk the AIL to
 * find the insertion point on every xfs_log_item_batch_insert() call. This
 * saves a lot of needless list walking and is a net win, even though it
 * slightly increases that amount of AIL lock traffic to set it up and tear it
 * down.
 */
static void
xlog_cil_ail_insert(
 struct xfs_cil_ctx *ctx,
 bool   aborted)
{
#define LOG_ITEM_BATCH_SIZE 32
 struct xfs_ail  *ailp = ctx->cil->xc_log->l_ailp;
 struct xfs_log_item *log_items[LOG_ITEM_BATCH_SIZE];
 struct xfs_log_vec *lv;
 struct xfs_ail_cursor cur;
 xfs_lsn_t  old_head;
 int   i = 0;

 /*
 * Update the AIL head LSN with the commit record LSN of this
 * checkpoint. As iclogs are always completed in order, this should
 * always be the same (as iclogs can contain multiple commit records) or
 * higher LSN than the current head. We do this before insertion of the
 * items so that log space checks during insertion will reflect the
 * space that this checkpoint has already consumed.  We call
 * xfs_ail_update_finish() so that tail space and space-based wakeups
 * will be recalculated appropriately.
 */
 ASSERT(XFS_LSN_CMP(ctx->commit_lsn, ailp->ail_head_lsn) >= 0 ||
   aborted);
 spin_lock(&ailp->ail_lock);
 xfs_trans_ail_cursor_last(ailp, &cur, ctx->start_lsn);
 old_head = ailp->ail_head_lsn;
 ailp->ail_head_lsn = ctx->commit_lsn;
 /* xfs_ail_update_finish() drops the ail_lock */
 xfs_ail_update_finish(ailp, NULLCOMMITLSN);

 /*
 * We move the AIL head forwards to account for the space used in the
 * log before we remove that space from the grant heads. This prevents a
 * transient condition where reservation space appears to become
 * available on return, only for it to disappear again immediately as
 * the AIL head update accounts in the log tail space.
 */
 smp_wmb(); /* paired with smp_rmb in xlog_grant_space_left */
 xlog_grant_return_space(ailp->ail_log, old_head, ailp->ail_head_lsn);

 /* unpin all the log items */
 list_for_each_entry(lv, &ctx->lv_chain, lv_list) {
  struct xfs_log_item *lip = lv->lv_item;
  xfs_lsn_t  item_lsn;

  if (aborted) {
   trace_xlog_ail_insert_abort(lip);
   set_bit(XFS_LI_ABORTED, &lip->li_flags);
  }

  if (lip->li_ops->flags & XFS_ITEM_RELEASE_WHEN_COMMITTED) {
   lip->li_ops->iop_release(lip);
   continue;
  }

  if (lip->li_ops->iop_committed)
   item_lsn = lip->li_ops->iop_committed(lip,
     ctx->start_lsn);
  else
   item_lsn = ctx->start_lsn;

  /* item_lsn of -1 means the item needs no further processing */
  if (XFS_LSN_CMP(item_lsn, (xfs_lsn_t)-1) == 0)
   continue;

  /*
 * if we are aborting the operation, no point in inserting the
 * object into the AIL as we are in a shutdown situation.
 */
  if (aborted) {
   ASSERT(xlog_is_shutdown(ailp->ail_log));
   if (lip->li_ops->iop_unpin)
    lip->li_ops->iop_unpin(lip, 1);
   continue;
  }

  if (item_lsn != ctx->start_lsn) {

   /*
 * Not a bulk update option due to unusual item_lsn.
 * Push into AIL immediately, rechecking the lsn once
 * we have the ail lock. Then unpin the item. This does
 * not affect the AIL cursor the bulk insert path is
 * using.
 */
   spin_lock(&ailp->ail_lock);
   if (XFS_LSN_CMP(item_lsn, lip->li_lsn) > 0)
    xfs_trans_ail_update(ailp, lip, item_lsn);
   else
    spin_unlock(&ailp->ail_lock);
   if (lip->li_ops->iop_unpin)
    lip->li_ops->iop_unpin(lip, 0);
   continue;
  }

  /* Item is a candidate for bulk AIL insert.  */
  log_items[i++] = lv->lv_item;
  if (i >= LOG_ITEM_BATCH_SIZE) {
   xlog_cil_ail_insert_batch(ailp, &cur, log_items,
     LOG_ITEM_BATCH_SIZE, ctx->start_lsn);
   i = 0;
  }
 }

 /* make sure we insert the remainder! */
 if (i)
  xlog_cil_ail_insert_batch(ailp, &cur, log_items, i,
    ctx->start_lsn);

 spin_lock(&ailp->ail_lock);
 xfs_trans_ail_cursor_done(&cur);
 spin_unlock(&ailp->ail_lock);
}

static void
xlog_cil_free_logvec(
 struct list_head *lv_chain)
{
 struct xfs_log_vec *lv;

 while (!list_empty(lv_chain)) {
  lv = list_first_entry(lv_chain, struct xfs_log_vec, lv_list);
  list_del_init(&lv->lv_list);
  kvfree(lv);
 }
}

/*
 * Mark all items committed and clear busy extents. We free the log vector
 * chains in a separate pass so that we unpin the log items as quickly as
 * possible.
 */
static void
xlog_cil_committed(
 struct xfs_cil_ctx *ctx)
{
 struct xfs_mount *mp = ctx->cil->xc_log->l_mp;
 bool   abort = xlog_is_shutdown(ctx->cil->xc_log);

 /*
 * If the I/O failed, we're aborting the commit and already shutdown.
 * Wake any commit waiters before aborting the log items so we don't
 * block async log pushers on callbacks. Async log pushers explicitly do
 * not wait on log force completion because they may be holding locks
 * required to unpin items.
 */
 if (abort) {
  spin_lock(&ctx->cil->xc_push_lock);
  wake_up_all(&ctx->cil->xc_start_wait);
  wake_up_all(&ctx->cil->xc_commit_wait);
  spin_unlock(&ctx->cil->xc_push_lock);
 }

 xlog_cil_ail_insert(ctx, abort);

 xfs_extent_busy_sort(&ctx->busy_extents.extent_list);
 xfs_extent_busy_clear(&ctx->busy_extents.extent_list,
         xfs_has_discard(mp) && !abort);

 spin_lock(&ctx->cil->xc_push_lock);
 list_del(&ctx->committing);
 spin_unlock(&ctx->cil->xc_push_lock);

 xlog_cil_free_logvec(&ctx->lv_chain);

 if (!list_empty(&ctx->busy_extents.extent_list)) {
  ctx->busy_extents.owner = ctx;
  xfs_discard_extents(mp, &ctx->busy_extents);
  return;
 }

 kfree(ctx);
}

void
xlog_cil_process_committed(
 struct list_head *list)
{
 struct xfs_cil_ctx *ctx;

 while ((ctx = list_first_entry_or_null(list,
   struct xfs_cil_ctx, iclog_entry))) {
  list_del(&ctx->iclog_entry);
  xlog_cil_committed(ctx);
 }
}

/*
* Record the LSN of the iclog we were just granted space to start writing into.
* If the context doesn't have a start_lsn recorded, then this iclog will
* contain the start record for the checkpoint. Otherwise this write contains
* the commit record for the checkpoint.
*/
void
xlog_cil_set_ctx_write_state(
 struct xfs_cil_ctx *ctx,
 struct xlog_in_core *iclog)
{
 struct xfs_cil  *cil = ctx->cil;
 xfs_lsn_t  lsn = be64_to_cpu(iclog->ic_header.h_lsn);

 ASSERT(!ctx->commit_lsn);
 if (!ctx->start_lsn) {
  spin_lock(&cil->xc_push_lock);
  /*
 * The LSN we need to pass to the log items on transaction
 * commit is the LSN reported by the first log vector write, not
 * the commit lsn. If we use the commit record lsn then we can
 * move the grant write head beyond the tail LSN and overwrite
 * it.
 */
  ctx->start_lsn = lsn;
  wake_up_all(&cil->xc_start_wait);
  spin_unlock(&cil->xc_push_lock);

  /*
 * Make sure the metadata we are about to overwrite in the log
 * has been flushed to stable storage before this iclog is
 * issued.
 */
  spin_lock(&cil->xc_log->l_icloglock);
  iclog->ic_flags |= XLOG_ICL_NEED_FLUSH;
  spin_unlock(&cil->xc_log->l_icloglock);
  return;
 }

 /*
 * Take a reference to the iclog for the context so that we still hold
 * it when xlog_write is done and has released it. This means the
 * context controls when the iclog is released for IO.
 */
 atomic_inc(&iclog->ic_refcnt);

 /*
 * xlog_state_get_iclog_space() guarantees there is enough space in the
 * iclog for an entire commit record, so we can attach the context
 * callbacks now.  This needs to be done before we make the commit_lsn
 * visible to waiters so that checkpoints with commit records in the
 * same iclog order their IO completion callbacks in the same order that
 * the commit records appear in the iclog.
 */
 spin_lock(&cil->xc_log->l_icloglock);
 list_add_tail(&ctx->iclog_entry, &iclog->ic_callbacks);
 spin_unlock(&cil->xc_log->l_icloglock);

 /*
 * Now we can record the commit LSN and wake anyone waiting for this
 * sequence to have the ordered commit record assigned to a physical
 * location in the log.
 */
 spin_lock(&cil->xc_push_lock);
 ctx->commit_iclog = iclog;
 ctx->commit_lsn = lsn;
 wake_up_all(&cil->xc_commit_wait);
 spin_unlock(&cil->xc_push_lock);
}


/*
 * Ensure that the order of log writes follows checkpoint sequence order. This
 * relies on the context LSN being zero until the log write has guaranteed the
 * LSN that the log write will start at via xlog_state_get_iclog_space().
 */
enum _record_type {
 _START_RECORD,
 _COMMIT_RECORD,
};

static int
xlog_cil_order_write(
 struct xfs_cil  *cil,
 xfs_csn_t  sequence,
 enum _record_type record)
{
 struct xfs_cil_ctx *ctx;

restart:
 spin_lock(&cil->xc_push_lock);
 list_for_each_entry(ctx, &cil->xc_committing, committing) {
  /*
 * Avoid getting stuck in this loop because we were woken by the
 * shutdown, but then went back to sleep once already in the
 * shutdown state.
 */
  if (xlog_is_shutdown(cil->xc_log)) {
   spin_unlock(&cil->xc_push_lock);
   return -EIO;
  }

  /*
 * Higher sequences will wait for this one so skip them.
 * Don't wait for our own sequence, either.
 */
  if (ctx->sequence >= sequence)
   continue;

  /* Wait until the LSN for the record has been recorded. */
  switch (record) {
  case _START_RECORD:
   if (!ctx->start_lsn) {
    xlog_wait(&cil->xc_start_wait, &cil->xc_push_lock);
    goto restart;
   }
   break;
  case _COMMIT_RECORD:
   if (!ctx->commit_lsn) {
    xlog_wait(&cil->xc_commit_wait, &cil->xc_push_lock);
    goto restart;
   }
   break;
  }
 }
 spin_unlock(&cil->xc_push_lock);
 return 0;
}

/*
 * Write out the log vector change now attached to the CIL context. This will
 * write a start record that needs to be strictly ordered in ascending CIL
 * sequence order so that log recovery will always use in-order start LSNs when
 * replaying checkpoints.
 */
static int
xlog_cil_write_chain(
 struct xfs_cil_ctx *ctx,
 uint32_t  chain_len)
{
 struct xlog  *log = ctx->cil->xc_log;
 int   error;

 error = xlog_cil_order_write(ctx->cil, ctx->sequence, _START_RECORD);
 if (error)
  return error;
 return xlog_write(log, ctx, &ctx->lv_chain, ctx->ticket, chain_len);
}

/*
 * Write out the commit record of a checkpoint transaction to close off a
 * running log write. These commit records are strictly ordered in ascending CIL
 * sequence order so that log recovery will always replay the checkpoints in the
 * correct order.
 */
static int
xlog_cil_write_commit_record(
 struct xfs_cil_ctx *ctx)
{
 struct xlog  *log = ctx->cil->xc_log;
 struct xlog_op_header ophdr = {
  .oh_clientid = XFS_TRANSACTION,
  .oh_tid = cpu_to_be32(ctx->ticket->t_tid),
  .oh_flags = XLOG_COMMIT_TRANS,
 };
 struct xfs_log_iovec reg = {
  .i_addr = &ophdr,
  .i_len = sizeof(struct xlog_op_header),
  .i_type = XLOG_REG_TYPE_COMMIT,
 };
 struct xfs_log_vec vec = {
  .lv_niovecs = 1,
  .lv_iovecp = ®,
 };
 int   error;
 LIST_HEAD(lv_chain);
 list_add(&vec.lv_list, &lv_chain);

 if (xlog_is_shutdown(log))
  return -EIO;

 error = xlog_cil_order_write(ctx->cil, ctx->sequence, _COMMIT_RECORD);
 if (error)
  return error;

 /* account for space used by record data */
 ctx->ticket->t_curr_res -= reg.i_len;
 error = xlog_write(log, ctx, &lv_chain, ctx->ticket, reg.i_len);
 if (error)
  xlog_force_shutdown(log, SHUTDOWN_LOG_IO_ERROR);
 return error;
}

struct xlog_cil_trans_hdr {
 struct xlog_op_header oph[2];
 struct xfs_trans_header thdr;
 struct xfs_log_iovec lhdr[2];
};

/*
 * Build a checkpoint transaction header to begin the journal transaction.  We
 * need to account for the space used by the transaction header here as it is
 * not accounted for in xlog_write().
 *
 * This is the only place we write a transaction header, so we also build the
 * log opheaders that indicate the start of a log transaction and wrap the
 * transaction header. We keep the start record in it's own log vector rather
 * than compacting them into a single region as this ends up making the logic
 * in xlog_write() for handling empty opheaders for start, commit and unmount
 * records much simpler.
 */
static void
xlog_cil_build_trans_hdr(
 struct xfs_cil_ctx *ctx,
 struct xlog_cil_trans_hdr *hdr,
 struct xfs_log_vec *lvhdr,
 int   num_iovecs)
{
 struct xlog_ticket *tic = ctx->ticket;
 __be32   tid = cpu_to_be32(tic->t_tid);

 memset(hdr, 0, sizeof(*hdr));

 /* Log start record */
 hdr->oph[0].oh_tid = tid;
 hdr->oph[0].oh_clientid = XFS_TRANSACTION;
 hdr->oph[0].oh_flags = XLOG_START_TRANS;

 /* log iovec region pointer */
 hdr->lhdr[0].i_addr = &hdr->oph[0];
 hdr->lhdr[0].i_len = sizeof(struct xlog_op_header);
 hdr->lhdr[0].i_type = XLOG_REG_TYPE_LRHEADER;

 /* log opheader */
 hdr->oph[1].oh_tid = tid;
 hdr->oph[1].oh_clientid = XFS_TRANSACTION;
 hdr->oph[1].oh_len = cpu_to_be32(sizeof(struct xfs_trans_header));

 /* transaction header in host byte order format */
 hdr->thdr.th_magic = XFS_TRANS_HEADER_MAGIC;
 hdr->thdr.th_type = XFS_TRANS_CHECKPOINT;
 hdr->thdr.th_tid = tic->t_tid;
 hdr->thdr.th_num_items = num_iovecs;

 /* log iovec region pointer */
 hdr->lhdr[1].i_addr = &hdr->oph[1];
 hdr->lhdr[1].i_len = sizeof(struct xlog_op_header) +
    sizeof(struct xfs_trans_header);
 hdr->lhdr[1].i_type = XLOG_REG_TYPE_TRANSHDR;

 lvhdr->lv_niovecs = 2;
 lvhdr->lv_iovecp = &hdr->lhdr[0];
 lvhdr->lv_bytes = hdr->lhdr[0].i_len + hdr->lhdr[1].i_len;

 tic->t_curr_res -= lvhdr->lv_bytes;
}

/*
 * CIL item reordering compare function. We want to order in ascending ID order,
 * but we want to leave items with the same ID in the order they were added to
 * the list. This is important for operations like reflink where we log 4 order
 * dependent intents in a single transaction when we overwrite an existing
 * shared extent with a new shared extent. i.e. BUI(unmap), CUI(drop),
 * CUI (inc), BUI(remap)...
 */
static int
xlog_cil_order_cmp(
 void   *priv,
 const struct list_head *a,
 const struct list_head *b)
{
 struct xfs_log_vec *l1 = container_of(a, struct xfs_log_vec, lv_list);
 struct xfs_log_vec *l2 = container_of(b, struct xfs_log_vec, lv_list);

 return l1->lv_order_id > l2->lv_order_id;
}

/*
 * Pull all the log vectors off the items in the CIL, and remove the items from
 * the CIL. We don't need the CIL lock here because it's only needed on the
 * transaction commit side which is currently locked out by the flush lock.
 *
 * If a log item is marked with a whiteout, we do not need to write it to the
 * journal and so we just move them to the whiteout list for the caller to
 * dispose of appropriately.
 */
static void
xlog_cil_build_lv_chain(
 struct xfs_cil_ctx *ctx,
 struct list_head *whiteouts,
 uint32_t  *num_iovecs,
 uint32_t  *num_bytes)
{
 while (!list_empty(&ctx->log_items)) {
  struct xfs_log_item *item;
  struct xfs_log_vec *lv;

  item = list_first_entry(&ctx->log_items,
     struct xfs_log_item, li_cil);

  if (test_bit(XFS_LI_WHITEOUT, &item->li_flags)) {
   list_move(&item->li_cil, whiteouts);
   trace_xfs_cil_whiteout_skip(item);
   continue;
  }

  lv = item->li_lv;
  lv->lv_order_id = item->li_order_id;

  /* we don't write ordered log vectors */
  if (lv->lv_buf_used != XFS_LOG_VEC_ORDERED)
   *num_bytes += lv->lv_bytes;
  *num_iovecs += lv->lv_niovecs;
  list_add_tail(&lv->lv_list, &ctx->lv_chain);

  list_del_init(&item->li_cil);
  item->li_order_id = 0;
  item->li_lv = NULL;
 }
}

static void
xlog_cil_cleanup_whiteouts(
 struct list_head *whiteouts)
{
 while (!list_empty(whiteouts)) {
  struct xfs_log_item *item = list_first_entry(whiteouts,
      struct xfs_log_item, li_cil);
  list_del_init(&item->li_cil);
  trace_xfs_cil_whiteout_unpin(item);
  item->li_ops->iop_unpin(item, 1);
 }
}

/*
 * Push the Committed Item List to the log.
 *
 * If the current sequence is the same as xc_push_seq we need to do a flush. If
 * xc_push_seq is less than the current sequence, then it has already been
 * flushed and we don't need to do anything - the caller will wait for it to
 * complete if necessary.
 *
 * xc_push_seq is checked unlocked against the sequence number for a match.
 * Hence we can allow log forces to run racily and not issue pushes for the
 * same sequence twice.  If we get a race between multiple pushes for the same
 * sequence they will block on the first one and then abort, hence avoiding
 * needless pushes.
 *
 * This runs from a workqueue so it does not inherent any specific memory
 * allocation context. However, we do not want to block on memory reclaim
 * recursing back into the filesystem because this push may have been triggered
 * by memory reclaim itself. Hence we really need to run under full GFP_NOFS
 * contraints here.
 */
static void
xlog_cil_push_work(
 struct work_struct *work)
{
 unsigned int  nofs_flags = memalloc_nofs_save();
 struct xfs_cil_ctx *ctx =
  container_of(work, struct xfs_cil_ctx, push_work);
 struct xfs_cil  *cil = ctx->cil;
 struct xlog  *log = cil->xc_log;
 struct xfs_cil_ctx *new_ctx;
 int   num_iovecs = 0;
 int   num_bytes = 0;
 int   error = 0;
 struct xlog_cil_trans_hdr thdr;
 struct xfs_log_vec lvhdr = {};
 xfs_csn_t  push_seq;
 bool   push_commit_stable;
 LIST_HEAD  (whiteouts);
 struct xlog_ticket *ticket;

 new_ctx = xlog_cil_ctx_alloc();
 new_ctx->ticket = xlog_cil_ticket_alloc(log);

 down_write(&cil->xc_ctx_lock);

 spin_lock(&cil->xc_push_lock);
 push_seq = cil->xc_push_seq;
 ASSERT(push_seq <= ctx->sequence);
 push_commit_stable = cil->xc_push_commit_stable;
 cil->xc_push_commit_stable = false;

 /*
 * As we are about to switch to a new, empty CIL context, we no longer
 * need to throttle tasks on CIL space overruns. Wake any waiters that
 * the hard push throttle may have caught so they can start committing
 * to the new context. The ctx->xc_push_lock provides the serialisation
 * necessary for safely using the lockless waitqueue_active() check in
 * this context.
 */
 if (waitqueue_active(&cil->xc_push_wait))
  wake_up_all(&cil->xc_push_wait);

 xlog_cil_push_pcp_aggregate(cil, ctx);

 /*
 * Check if we've anything to push. If there is nothing, then we don't
 * move on to a new sequence number and so we have to be able to push
 * this sequence again later.
 */
 if (test_bit(XLOG_CIL_EMPTY, &cil->xc_flags)) {
  cil->xc_push_seq = 0;
  spin_unlock(&cil->xc_push_lock);
  goto out_skip;
 }


 /* check for a previously pushed sequence */
 if (push_seq < ctx->sequence) {
  spin_unlock(&cil->xc_push_lock);
  goto out_skip;
 }

 /*
 * We are now going to push this context, so add it to the committing
 * list before we do anything else. This ensures that anyone waiting on
 * this push can easily detect the difference between a "push in
 * progress" and "CIL is empty, nothing to do".
 *
 * IOWs, a wait loop can now check for:
 * the current sequence not being found on the committing list;
 * an empty CIL; and
 * an unchanged sequence number
 * to detect a push that had nothing to do and therefore does not need
 * waiting on. If the CIL is not empty, we get put on the committing
 * list before emptying the CIL and bumping the sequence number. Hence
 * an empty CIL and an unchanged sequence number means we jumped out
 * above after doing nothing.
 *
 * Hence the waiter will either find the commit sequence on the
 * committing list or the sequence number will be unchanged and the CIL
 * still dirty. In that latter case, the push has not yet started, and
 * so the waiter will have to continue trying to check the CIL
 * committing list until it is found. In extreme cases of delay, the
 * sequence may fully commit between the attempts the wait makes to wait
 * on the commit sequence.
 */
 list_add(&ctx->committing, &cil->xc_committing);
 spin_unlock(&cil->xc_push_lock);

 xlog_cil_build_lv_chain(ctx, &whiteouts, &num_iovecs, &num_bytes);

 /*
 * Switch the contexts so we can drop the context lock and move out
 * of a shared context. We can't just go straight to the commit record,
 * though - we need to synchronise with previous and future commits so
 * that the commit records are correctly ordered in the log to ensure
 * that we process items during log IO completion in the correct order.
 *
 * For example, if we get an EFI in one checkpoint and the EFD in the
 * next (e.g. due to log forces), we do not want the checkpoint with
 * the EFD to be committed before the checkpoint with the EFI.  Hence
 * we must strictly order the commit records of the checkpoints so
 * that: a) the checkpoint callbacks are attached to the iclogs in the
 * correct order; and b) the checkpoints are replayed in correct order
 * in log recovery.
 *
 * Hence we need to add this context to the committing context list so
 * that higher sequences will wait for us to write out a commit record
 * before they do.
 *
 * xfs_log_force_seq requires us to mirror the new sequence into the cil
 * structure atomically with the addition of this sequence to the
 * committing list. This also ensures that we can do unlocked checks
 * against the current sequence in log forces without risking
 * deferencing a freed context pointer.
 */
 spin_lock(&cil->xc_push_lock);
 xlog_cil_ctx_switch(cil, new_ctx);
 spin_unlock(&cil->xc_push_lock);
 up_write(&cil->xc_ctx_lock);

 /*
 * Sort the log vector chain before we add the transaction headers.
 * This ensures we always have the transaction headers at the start
 * of the chain.
 */
 list_sort(NULL, &ctx->lv_chain, xlog_cil_order_cmp);

 /*
 * Build a checkpoint transaction header and write it to the log to
 * begin the transaction. We need to account for the space used by the
 * transaction header here as it is not accounted for in xlog_write().
 * Add the lvhdr to the head of the lv chain we pass to xlog_write() so
 * it gets written into the iclog first.
 */
 xlog_cil_build_trans_hdr(ctx, &thdr, &lvhdr, num_iovecs);
 num_bytes += lvhdr.lv_bytes;
 list_add(&lvhdr.lv_list, &ctx->lv_chain);

 /*
 * Take the lvhdr back off the lv_chain immediately after calling
 * xlog_cil_write_chain() as it should not be passed to log IO
 * completion.
 */
 error = xlog_cil_write_chain(ctx, num_bytes);
 list_del(&lvhdr.lv_list);
 if (error)
  goto out_abort_free_ticket;

 error = xlog_cil_write_commit_record(ctx);
 if (error)
  goto out_abort_free_ticket;

 /*
 * Grab the ticket from the ctx so we can ungrant it after releasing the
 * commit_iclog. The ctx may be freed by the time we return from
 * releasing the commit_iclog (i.e. checkpoint has been completed and
 * callback run) so we can't reference the ctx after the call to
 * xlog_state_release_iclog().
 */
 ticket = ctx->ticket;

 /*
 * If the checkpoint spans multiple iclogs, wait for all previous iclogs
 * to complete before we submit the commit_iclog. We can't use state
 * checks for this - ACTIVE can be either a past completed iclog or a
 * future iclog being filled, while WANT_SYNC through SYNC_DONE can be a
 * past or future iclog awaiting IO or ordered IO completion to be run.
 * In the latter case, if it's a future iclog and we wait on it, the we
 * will hang because it won't get processed through to ic_force_wait
 * wakeup until this commit_iclog is written to disk.  Hence we use the
 * iclog header lsn and compare it to the commit lsn to determine if we
 * need to wait on iclogs or not.
 */
 spin_lock(&log->l_icloglock);
 if (ctx->start_lsn != ctx->commit_lsn) {
  xfs_lsn_t plsn;

  plsn = be64_to_cpu(ctx->commit_iclog->ic_prev->ic_header.h_lsn);
  if (plsn && XFS_LSN_CMP(plsn, ctx->commit_lsn) < 0) {
   /*
 * Waiting on ic_force_wait orders the completion of
 * iclogs older than ic_prev. Hence we only need to wait
 * on the most recent older iclog here.
 */
   xlog_wait_on_iclog(ctx->commit_iclog->ic_prev);
   spin_lock(&log->l_icloglock);
  }

  /*
 * We need to issue a pre-flush so that the ordering for this
 * checkpoint is correctly preserved down to stable storage.
 */
  ctx->commit_iclog->ic_flags |= XLOG_ICL_NEED_FLUSH;
 }

 /*
 * The commit iclog must be written to stable storage to guarantee
 * journal IO vs metadata writeback IO is correctly ordered on stable
 * storage.
 *
 * If the push caller needs the commit to be immediately stable and the
 * commit_iclog is not yet marked as XLOG_STATE_WANT_SYNC to indicate it
 * will be written when released, switch it's state to WANT_SYNC right
 * now.
 */
 ctx->commit_iclog->ic_flags |= XLOG_ICL_NEED_FUA;
 if (push_commit_stable &&
     ctx->commit_iclog->ic_state == XLOG_STATE_ACTIVE)
  xlog_state_switch_iclogs(log, ctx->commit_iclog, 0);
 ticket = ctx->ticket;
 xlog_state_release_iclog(log, ctx->commit_iclog, ticket);

 /* Not safe to reference ctx now! */

 spin_unlock(&log->l_icloglock);
 xlog_cil_cleanup_whiteouts(&whiteouts);
 xfs_log_ticket_ungrant(log, ticket);
 memalloc_nofs_restore(nofs_flags);
 return;

out_skip:
 up_write(&cil->xc_ctx_lock);
 xfs_log_ticket_put(new_ctx->ticket);
 kfree(new_ctx);
 memalloc_nofs_restore(nofs_flags);
 return;

out_abort_free_ticket:
 ASSERT(xlog_is_shutdown(log));
 xlog_cil_cleanup_whiteouts(&whiteouts);
 if (!ctx->commit_iclog) {
  xfs_log_ticket_ungrant(log, ctx->ticket);
  xlog_cil_committed(ctx);
  memalloc_nofs_restore(nofs_flags);
  return;
 }
 spin_lock(&log->l_icloglock);
 ticket = ctx->ticket;
 xlog_state_release_iclog(log, ctx->commit_iclog, ticket);
 /* Not safe to reference ctx now! */
 spin_unlock(&log->l_icloglock);
 xfs_log_ticket_ungrant(log, ticket);
 memalloc_nofs_restore(nofs_flags);
}

/*
 * We need to push CIL every so often so we don't cache more than we can fit in
 * the log. The limit really is that a checkpoint can't be more than half the
 * log (the current checkpoint is not allowed to overwrite the previous
 * checkpoint), but commit latency and memory usage limit this to a smaller
 * size.
 */
static void
xlog_cil_push_background(
 struct xlog *log)
{
 struct xfs_cil *cil = log->l_cilp;
 int  space_used = atomic_read(&cil->xc_ctx->space_used);

 /*
 * The cil won't be empty because we are called while holding the
 * context lock so whatever we added to the CIL will still be there.
 */
 ASSERT(!test_bit(XLOG_CIL_EMPTY, &cil->xc_flags));

 /*
 * We are done if:
 * - we haven't used up all the space available yet; or
 * - we've already queued up a push; and
 * - we're not over the hard limit; and
 * - nothing has been over the hard limit.
 *
 * If so, we don't need to take the push lock as there's nothing to do.
 */
 if (space_used < XLOG_CIL_SPACE_LIMIT(log) ||
     (cil->xc_push_seq == cil->xc_current_sequence &&
      space_used < XLOG_CIL_BLOCKING_SPACE_LIMIT(log) &&
      !waitqueue_active(&cil->xc_push_wait))) {
  up_read(&cil->xc_ctx_lock);
  return;
 }

 spin_lock(&cil->xc_push_lock);
 if (cil->xc_push_seq < cil->xc_current_sequence) {
  cil->xc_push_seq = cil->xc_current_sequence;
  queue_work(cil->xc_push_wq, &cil->xc_ctx->push_work);
 }

 /*
 * Drop the context lock now, we can't hold that if we need to sleep
 * because we are over the blocking threshold. The push_lock is still
 * held, so blocking threshold sleep/wakeup is still correctly
 * serialised here.
 */
 up_read(&cil->xc_ctx_lock);

 /*
 * If we are well over the space limit, throttle the work that is being
 * done until the push work on this context has begun. Enforce the hard
 * throttle on all transaction commits once it has been activated, even
 * if the committing transactions have resulted in the space usage
 * dipping back down under the hard limit.
 *
 * The ctx->xc_push_lock provides the serialisation necessary for safely
 * calling xlog_cil_over_hard_limit() in this context.
 */
 if (xlog_cil_over_hard_limit(log, space_used)) {
  trace_xfs_log_cil_wait(log, cil->xc_ctx->ticket);
  ASSERT(space_used < log->l_logsize);
  xlog_wait(&cil->xc_push_wait, &cil->xc_push_lock);
  return;
 }

 spin_unlock(&cil->xc_push_lock);

}

/*
 * xlog_cil_push_now() is used to trigger an immediate CIL push to the sequence
 * number that is passed. When it returns, the work will be queued for
 * @push_seq, but it won't be completed.
 *
 * If the caller is performing a synchronous force, we will flush the workqueue
 * to get previously queued work moving to minimise the wait time they will
 * undergo waiting for all outstanding pushes to complete. The caller is
 * expected to do the required waiting for push_seq to complete.
 *
 * If the caller is performing an async push, we need to ensure that the
 * checkpoint is fully flushed out of the iclogs when we finish the push. If we
 * don't do this, then the commit record may remain sitting in memory in an
 * ACTIVE iclog. This then requires another full log force to push to disk,
 * which defeats the purpose of having an async, non-blocking CIL force
 * mechanism. Hence in this case we need to pass a flag to the push work to
 * indicate it needs to flush the commit record itself.
 */
static void
xlog_cil_push_now(
 struct xlog *log,
 xfs_lsn_t push_seq,
 bool  async)
{
 struct xfs_cil *cil = log->l_cilp;

 if (!cil)
  return;

 ASSERT(push_seq && push_seq <= cil->xc_current_sequence);

 /* start on any pending background push to minimise wait time on it */
 if (!async)
  flush_workqueue(cil->xc_push_wq);

 spin_lock(&cil->xc_push_lock);

 /*
 * If this is an async flush request, we always need to set the
 * xc_push_commit_stable flag even if something else has already queued
 * a push. The flush caller is asking for the CIL to be on stable
 * storage when the next push completes, so regardless of who has queued
 * the push, the flush requires stable semantics from it.
 */
 cil->xc_push_commit_stable = async;

 /*
 * If the CIL is empty or we've already pushed the sequence then
 * there's no more work that we need to do.
 */
 if (test_bit(XLOG_CIL_EMPTY, &cil->xc_flags) ||
     push_seq <= cil->xc_push_seq) {
  spin_unlock(&cil->xc_push_lock);
  return;
 }

 cil->xc_push_seq = push_seq;
 queue_work(cil->xc_push_wq, &cil->xc_ctx->push_work);
 spin_unlock(&cil->xc_push_lock);
}

bool
xlog_cil_empty(
 struct xlog *log)
{
 struct xfs_cil *cil = log->l_cilp;
 bool  empty = false;

 spin_lock(&cil->xc_push_lock);
 if (test_bit(XLOG_CIL_EMPTY, &cil->xc_flags))
  empty = true;
 spin_unlock(&cil->xc_push_lock);
 return empty;
}

/*
 * If there are intent done items in this transaction and the related intent was
 * committed in the current (same) CIL checkpoint, we don't need to write either
 * the intent or intent done item to the journal as the change will be
 * journalled atomically within this checkpoint. As we cannot remove items from
 * the CIL here, mark the related intent with a whiteout so that the CIL push
 * can remove it rather than writing it to the journal. Then remove the intent
 * done item from the current transaction and release it so it doesn't get put
 * into the CIL at all.
 */
static uint32_t
xlog_cil_process_intents(
 struct xfs_cil  *cil,
 struct xfs_trans *tp)
{
 struct xfs_log_item *lip, *ilip, *next;
 uint32_t  len = 0;

 list_for_each_entry_safe(lip, next, &tp->t_items, li_trans) {
  if (!(lip->li_ops->flags & XFS_ITEM_INTENT_DONE))
   continue;

  ilip = lip->li_ops->iop_intent(lip);
  if (!ilip || !xlog_item_in_current_chkpt(cil, ilip))
   continue;
  set_bit(XFS_LI_WHITEOUT, &ilip->li_flags);
  trace_xfs_cil_whiteout_mark(ilip);
  len += ilip->li_lv->lv_bytes;
  kvfree(ilip->li_lv);
  ilip->li_lv = NULL;

  xfs_trans_del_item(lip);
  lip->li_ops->iop_release(lip);
 }
 return len;
}

/*
 * Commit a transaction with the given vector to the Committed Item List.
 *
 * To do this, we need to format the item, pin it in memory if required and
 * account for the space used by the transaction. Once we have done that we
 * need to release the unused reservation for the transaction, attach the
 * transaction to the checkpoint context so we carry the busy extents through
 * to checkpoint completion, and then unlock all the items in the transaction.
 *
 * Called with the context lock already held in read mode to lock out
 * background commit, returns without it held once background commits are
 * allowed again.
 */
void
xlog_cil_commit(
 struct xlog  *log,
 struct xfs_trans *tp,
 xfs_csn_t  *commit_seq,
 bool   regrant)
{
 struct xfs_cil  *cil = log->l_cilp;
 struct xfs_log_item *lip, *next;
 uint32_t  released_space = 0;

 /*
 * Do all necessary memory allocation before we lock the CIL.
 * This ensures the allocation does not deadlock with a CIL
 * push in memory reclaim (e.g. from kswapd).
 */
 xlog_cil_alloc_shadow_bufs(log, tp);

 /* lock out background commit */
 down_read(&cil->xc_ctx_lock);

 if (tp->t_flags & XFS_TRANS_HAS_INTENT_DONE)
  released_space = xlog_cil_process_intents(cil, tp);

 xlog_cil_insert_items(log, tp, released_space);

 if (regrant && !xlog_is_shutdown(log))
  xfs_log_ticket_regrant(log, tp->t_ticket);
 else
  xfs_log_ticket_ungrant(log, tp->t_ticket);
 tp->t_ticket = NULL;
 xfs_trans_unreserve_and_mod_sb(tp);

 /*
 * Once all the items of the transaction have been copied to the CIL,
 * the items can be unlocked and possibly freed.
 *
 * This needs to be done before we drop the CIL context lock because we
 * have to update state in the log items and unlock them before they go
 * to disk. If we don't, then the CIL checkpoint can race with us and
 * we can run checkpoint completion before we've updated and unlocked
 * the log items. This affects (at least) processing of stale buffers,
 * inodes and EFIs.
 */
 trace_xfs_trans_commit_items(tp, _RET_IP_);
 list_for_each_entry_safe(lip, next, &tp->t_items, li_trans) {
  xfs_trans_del_item(lip);
  if (lip->li_ops->iop_committing)
   lip->li_ops->iop_committing(lip, cil->xc_ctx->sequence);
 }
 if (commit_seq)
  *commit_seq = cil->xc_ctx->sequence;

 /* xlog_cil_push_background() releases cil->xc_ctx_lock */
 xlog_cil_push_background(log);
}

/*
 * Flush the CIL to stable storage but don't wait for it to complete. This
 * requires the CIL push to ensure the commit record for the push hits the disk,
 * but otherwise is no different to a push done from a log force.
 */
void
xlog_cil_flush(
 struct xlog *log)
{
 xfs_csn_t seq = log->l_cilp->xc_current_sequence;

 trace_xfs_log_force(log->l_mp, seq, _RET_IP_);
 xlog_cil_push_now(log, seq, true);

 /*
 * If the CIL is empty, make sure that any previous checkpoint that may
 * still be in an active iclog is pushed to stable storage.
 */
 if (test_bit(XLOG_CIL_EMPTY, &log->l_cilp->xc_flags))
  xfs_log_force(log->l_mp, 0);
}

/*
 * Conditionally push the CIL based on the sequence passed in.
 *
 * We only need to push if we haven't already pushed the sequence number given.
 * Hence the only time we will trigger a push here is if the push sequence is
 * the same as the current context.
 *
 * We return the current commit lsn to allow the callers to determine if a
 * iclog flush is necessary following this call.
 */
xfs_lsn_t
xlog_cil_force_seq(
 struct xlog *log,
 xfs_csn_t sequence)
{
 struct xfs_cil  *cil = log->l_cilp;
 struct xfs_cil_ctx *ctx;
 xfs_lsn_t  commit_lsn = NULLCOMMITLSN;

 ASSERT(sequence <= cil->xc_current_sequence);

 if (!sequence)
  sequence = cil->xc_current_sequence;
 trace_xfs_log_force(log->l_mp, sequence, _RET_IP_);

 /*
 * check to see if we need to force out the current context.
 * xlog_cil_push() handles racing pushes for the same sequence,
 * so no need to deal with it here.
 */
restart:
 xlog_cil_push_now(log, sequence, false);

 /*
 * See if we can find a previous sequence still committing.
 * We need to wait for all previous sequence commits to complete
 * before allowing the force of push_seq to go ahead. Hence block
 * on commits for those as well.
 */
 spin_lock(&cil->xc_push_lock);
 list_for_each_entry(ctx, &cil->xc_committing, committing) {
  /*
 * Avoid getting stuck in this loop because we were woken by the
 * shutdown, but then went back to sleep once already in the
 * shutdown state.
 */
  if (xlog_is_shutdown(log))
   goto out_shutdown;
  if (ctx->sequence > sequence)
   continue;
  if (!ctx->commit_lsn) {
   /*
 * It is still being pushed! Wait for the push to
 * complete, then start again from the beginning.
 */
   XFS_STATS_INC(log->l_mp, xs_log_force_sleep);
   xlog_wait(&cil->xc_commit_wait, &cil->xc_push_lock);
   goto restart;
  }
  if (ctx->sequence != sequence)
   continue;
  /* found it! */
  commit_lsn = ctx->commit_lsn;
 }

 /*
 * The call to xlog_cil_push_now() executes the push in the background.
 * Hence by the time we have got here it our sequence may not have been
 * pushed yet. This is true if the current sequence still matches the
 * push sequence after the above wait loop and the CIL still contains
 * dirty objects. This is guaranteed by the push code first adding the
 * context to the committing list before emptying the CIL.
 *
 * Hence if we don't find the context in the committing list and the
 * current sequence number is unchanged then the CIL contents are
 * significant.  If the CIL is empty, if means there was nothing to push
 * and that means there is nothing to wait for. If the CIL is not empty,
 * it means we haven't yet started the push, because if it had started
 * we would have found the context on the committing list.
 */
 if (sequence == cil->xc_current_sequence &&
     !test_bit(XLOG_CIL_EMPTY, &cil->xc_flags)) {
  spin_unlock(&cil->xc_push_lock);
  goto restart;
 }

 spin_unlock(&cil->xc_push_lock);
 return commit_lsn;

 /*
 * We detected a shutdown in progress. We need to trigger the log force
 * to pass through it's iclog state machine error handling, even though
 * we are already in a shutdown state. Hence we can't return
 * NULLCOMMITLSN here as that has special meaning to log forces (i.e.
 * LSN is already stable), so we return a zero LSN instead.
 */
out_shutdown:
 spin_unlock(&cil->xc_push_lock);
 return 0;
}

/*
 * Perform initial CIL structure initialisation.
 */
int
xlog_cil_init(
 struct xlog  *log)
{
 struct xfs_cil  *cil;
 struct xfs_cil_ctx *ctx;
 struct xlog_cil_pcp *cilpcp;
 int   cpu;

 cil = kzalloc(sizeof(*cil), GFP_KERNEL | __GFP_RETRY_MAYFAIL);
 if (!cil)
  return -ENOMEM;
 /*
 * Limit the CIL pipeline depth to 4 concurrent works to bound the
 * concurrency the log spinlocks will be exposed to.
 */
 cil->xc_push_wq = alloc_workqueue("xfs-cil/%s",
   XFS_WQFLAGS(WQ_FREEZABLE | WQ_MEM_RECLAIM | WQ_UNBOUND),
   4, log->l_mp->m_super->s_id);
 if (!cil->xc_push_wq)
  goto out_destroy_cil;

 cil->xc_log = log;
 cil->xc_pcp = alloc_percpu(struct xlog_cil_pcp);
 if (!cil->xc_pcp)
  goto out_destroy_wq;

 for_each_possible_cpu(cpu) {
  cilpcp = per_cpu_ptr(cil->xc_pcp, cpu);
  INIT_LIST_HEAD(&cilpcp->busy_extents);
  INIT_LIST_HEAD(&cilpcp->log_items);
 }

 INIT_LIST_HEAD(&cil->xc_committing);
 spin_lock_init(&cil->xc_push_lock);
 init_waitqueue_head(&cil->xc_push_wait);
 init_rwsem(&cil->xc_ctx_lock);
 init_waitqueue_head(&cil->xc_start_wait);
 init_waitqueue_head(&cil->xc_commit_wait);
 log->l_cilp = cil;

 ctx = xlog_cil_ctx_alloc();
 xlog_cil_ctx_switch(cil, ctx);
 return 0;

out_destroy_wq:
 destroy_workqueue(cil->xc_push_wq);
out_destroy_cil:
 kfree(cil);
 return -ENOMEM;
}

void
xlog_cil_destroy(
 struct xlog *log)
{
 struct xfs_cil *cil = log->l_cilp;

 if (cil->xc_ctx) {
  if (cil->xc_ctx->ticket)
   xfs_log_ticket_put(cil->xc_ctx->ticket);
  kfree(cil->xc_ctx);
 }

 ASSERT(test_bit(XLOG_CIL_EMPTY, &cil->xc_flags));
 free_percpu(cil->xc_pcp);
 destroy_workqueue(cil->xc_push_wq);
 kfree(cil);
}