btrfs: zoned: reorder log node allocation on zoned filesystem

This is the 3/3 patch to enable tree-log on zoned filesystems.

The allocation order of nodes of "fs_info->log_root_tree" and nodes of
"root->log_root" is not the same as the writing order of them. So, the
writing causes unaligned write errors.

Reorder the allocation of them by delaying allocation of the root node of
"fs_info->log_root_tree," so that the node buffers can go out sequentially
to devices.

Cc: Filipe Manana <fdmanana@gmail.com>
Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Johannes Thumshirn <johannes.thumshirn@wdc.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: serialize log transaction on zoned filesystems

This is the 2/3 patch to enable tree-log on zoned filesystems.

Since we can start more than one log transactions per subvolume
simultaneously, nodes from multiple transactions can be allocated
interleaved. Such mixed allocation results in non-sequential writes at
the time of a log transaction commit. The nodes of the global log root
tree (fs_info->log_root_tree), also have the same problem with mixed
allocation.

Serializes log transactions by waiting for a committing transaction when
someone tries to start a new transaction, to avoid the mixed allocation
problem. We must also wait for running log transactions from another
subvolume, but there is no easy way to detect which subvolume root is
running a log transaction. So, this patch forbids starting a new log
transaction when other subvolumes already allocated the global log root
tree.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: Filipe Manana <fdmanana@suse.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: extend zoned allocator to use dedicated tree-log block group

This is the 1/3 patch to enable tree log on zoned filesystems.

The tree-log feature does not work on a zoned filesystem as is. Blocks for
a tree-log tree are allocated mixed with other metadata blocks and btrfs
writes and syncs the tree-log blocks to devices at the time of fsync(),
which has a different timing than a global transaction commit. As a
result, both writing tree-log blocks and writing other metadata blocks
become non-sequential writes that zoned filesystems must avoid.

Introduce a dedicated block group for tree-log blocks, so that tree-log
blocks and other metadata blocks can be separate write streams.  As a
result, each write stream can now be written to devices separately.
"fs_info->treelog_bg" tracks the dedicated block group and assigns
"treelog_bg" on-demand on tree-log block allocation time.

This commit extends the zoned block allocator to use the block group.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Johannes Thumshirn <johannes.thumshirn@wdc.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: split alloc_log_tree()

This is a preparation patch for the next patch. Split alloc_log_tree()
into two parts. The first one allocating the tree structure, remains in
alloc_log_tree() and the second part allocating the tree node, which is
moved into btrfs_alloc_log_tree_node().

Also export the latter part is to be used in the next patch.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Johannes Thumshirn <johannes.thumshirn@wdc.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: relocate block group to repair IO failure in zoned filesystems

When a bad checksum is found and if the filesystem has a mirror of the
damaged data, we read the correct data from the mirror and writes it to
damaged blocks. This however, violates the sequential write constraints
of a zoned block device.

We can consider three methods to repair an IO failure in zoned filesystems:

(1) Reset and rewrite the damaged zone
(2) Allocate new device extent and replace the damaged device extent to
    the new extent
(3) Relocate the corresponding block group

Method (1) is most similar to a behavior done with regular devices.
However, it also wipes non-damaged data in the same device extent, and
so it unnecessary degrades non-damaged data.

Method (2) is much like device replacing but done in the same device. It
is safe because it keeps the device extent until the replacing finish.
However, extending device replacing is non-trivial. It assumes
"src_dev->physical == dst_dev->physical". Also, the extent mapping
replacing function should be extended to support replacing device extent
position in one device.

Method (3) invokes relocation of the damaged block group and is
straightforward to implement. It relocates all the mirrored device
extents, so it potentially is a more costly operation than method (1) or
(2). But it relocates only used extents which reduce the total IO size.

Let's apply method (3) for now. In the future, we can extend device-replace
and apply method (2).

For protecting a block group gets relocated multiple time with multiple
IO errors, this commit introduces "relocating_repair" bit to show it's
now relocating to repair IO failures. Also it uses a new kthread
"btrfs-relocating-repair", not to block IO path with relocating process.

This commit also supports repairing in the scrub process.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: enable relocation on a zoned filesystem

Currently fallocate() is disabled on a zoned filesystem. Since current
relocation process relies on preallocation to move file data extents, it
must be handled differently.

On a zoned filesystem, we just truncate the inode to the size that we
wanted to pre-allocate. Then, we flush dirty pages on the file before
finishing the relocation process. run_delalloc_zoned() will handle all
the allocations and submit IOs to the underlying layers.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: support dev-replace in zoned filesystems

This is 4/4 patch to implement device-replace on zoned filesystems.

Even after the copying is done, the write pointers of the source device
and the destination device may not be synchronized. For example, when
the last allocated extent is freed before device-replace process, the
extent is not copied, leaving a hole there.

Synchronize the write pointers by writing zeroes to the destination
device.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: implement copying for zoned device-replace

This is 3/4 patch to implement device-replace on zoned filesystems.

This commit implements copying. To do this, it tracks the write pointer
during the device replace process. As device-replace's copy process is
smart enough to only copy used extents on the source device, we have to
fill the gap to honor the sequential write requirement in the target
device.

The device-replace process on zoned filesystems must copy or clone all
the extents in the source device exactly once. So, we need to ensure
allocations started just before the dev-replace process to have their
corresponding extent information in the B-trees.
finish_extent_writes_for_zoned() implements that functionality, which
basically is the removed code in the commit 042528f8d840 ("Btrfs: fix
block group remaining RO forever after error during device replace").

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: implement cloning for zoned device-replace

This is 2/4 patch to implement device replace for zoned filesystems.

In zoned mode, a block group must be either copied (from the source
device to the target device) or cloned (to both devices).

Implement the cloning part. If a block group targeted by an IO is marked
to copy, we should not clone the IO to the destination device, because
the block group is eventually copied by the replace process.

This commit also handles cloning of device reset.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: mark block groups to copy for device-replace

This is the 1/4 patch to support device-replace on zoned filesystems.

We have two types of IOs during the device replace process. One is an IO
to "copy" (by the scrub functions) all the device extents from the source
device to the destination device. The other one is an IO to "clone" (by
handle_ops_on_dev_replace()) new incoming write IOs from users to the
source device into the target device.

Cloning incoming IOs can break the sequential write rule in on target
device. When a write is mapped in the middle of a block group, the IO is
directed to the middle of a target device zone, which breaks the
sequential write requirement.

However, the cloning function cannot be disabled since incoming IOs
targeting already copied device extents must be cloned so that the IO is
executed on the target device.

We cannot use dev_replace->cursor_{left,right} to determine whether a bio
is going to a not yet copied region. Since we have a time gap between
finishing btrfs_scrub_dev() and rewriting the mapping tree in
btrfs_dev_replace_finishing(), we can have a newly allocated device extent
which is never cloned nor copied.

So the point is to copy only already existing device extents. This patch
introduces mark_block_group_to_copy() to mark existing block groups as a
target of copying. Then, handle_ops_on_dev_replace() and dev-replace can
check the flag to do their job.

Also, btrfs_finish_block_group_to_copy() will check if the copied stripe
is the last stripe in the block group. With the last stripe copied,
the to_copy flag is finally disabled. Afterwards we can safely clone
incoming IOs on this block group.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: do not use async metadata checksum on zoned filesystems

On zoned filesystems, btrfs uses per-fs zoned_meta_io_lock to serialize
the metadata write IOs.

Even with this serialization, write bios sent from btree_write_cache_pages
can be reordered by async checksum workers as these workers are per CPU
and not per zone.

To preserve write bio ordering, we disable async metadata checksum on a
zoned filesystem. This does not result in lower performance with HDDs as
a single CPU core is fast enough to do checksum for a single zone write
stream with the maximum possible bandwidth of the device. If multiple
zones are being written simultaneously, HDD seek overhead lowers the
achievable maximum bandwidth, resulting again in a per zone checksum
serialization not affecting the performance.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: wait for existing extents before truncating

When truncating a file, file buffers which have already been allocated
but not yet written may be truncated. Truncating these buffers could
cause breakage of a sequential write pattern in a block group if the
truncated blocks are for example followed by blocks allocated to another
file. To avoid this problem, always wait for write out of all unwritten
buffers before proceeding with the truncate execution.

Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: serialize metadata IO

We cannot use zone append for writing metadata, because the B-tree nodes
have references to each other using logical address. Without knowing
the address in advance, we cannot construct the tree in the first place.
So we need to serialize write IOs for metadata.

We cannot add a mutex around allocation and submission because metadata
blocks are allocated in an earlier stage to build up B-trees.

Add a zoned_meta_io_lock and hold it during metadata IO submission in
btree_write_cache_pages() to serialize IOs.

Furthermore, this adds a per-block group metadata IO submission pointer
"meta_write_pointer" to ensure sequential writing, which can break when
attempting to write back blocks in an unfinished transaction. If the
writing out failed because of a hole and the write out is for data
integrity (WB_SYNC_ALL), it returns EAGAIN.

A caller like fsync() code should handle this properly e.g. by falling
back to a full transaction commit.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: introduce dedicated data write path for zoned filesystems

If more than one IO is issued for one file extent, these IO can be
written to separate regions on a device. Since we cannot map one file
extent to such a separate area on a zoned filesystem, we need to follow
the "one IO == one ordered extent" rule.

The normal buffered, uncompressed and not pre-allocated write path (used
by cow_file_range()) sometimes does not follow this rule. It can write a
part of an ordered extent when specified a region to write e.g., when
its called from fdatasync().

Introduce a dedicated (uncompressed buffered) data write path for zoned
filesystems, that will COW the region and write it at once.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: enable zone append writing for direct IO

Likewise to buffered IO, enable zone append writing for direct IO when
its used on a zoned block device.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: use ZONE_APPEND write for zoned mode

Enable zone append writing for zoned mode. When using zone append, a
bio is issued to the start of a target zone and the device decides to
place it inside the zone. Upon completion the device reports the actual
written position back to the host.

Three parts are necessary to enable zone append mode. First, modify the
bio to use REQ_OP_ZONE_APPEND in btrfs_submit_bio_hook() and adjust the
bi_sector to point the beginning of the zone.

Second, record the returned physical address (and disk/partno) to the
ordered extent in end_bio_extent_writepage() after the bio has been
completed. We cannot resolve the physical address to the logical address
because we can neither take locks nor allocate a buffer in this end_bio
context. So, we need to record the physical address to resolve it later
in btrfs_finish_ordered_io().

And finally, rewrite the logical addresses of the extent mapping and
checksum data according to the physical address using btrfs_rmap_block.
If the returned address matches the originally allocated address, we can
skip this rewriting process.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Johannes Thumshirn <johannes.thumshirn@wdc.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: save irq flags when looking up an ordered extent

A following patch will add another caller of
btrfs_lookup_ordered_extent(), but from a bio's endio context.

btrfs_lookup_ordered_extent() uses spin_lock_irq() which unconditionally
disables interrupts. Change this to spin_lock_irqsave() so interrupts
aren't disabled and re-enabled unconditionally.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Johannes Thumshirn <johannes.thumshirn@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: cache if block group is on a sequential zone

On a zoned filesystem, cache if a block group is on a sequential write
only zone.

On sequential write only zones, we can use REQ_OP_ZONE_APPEND for
writing data, therefore provide btrfs_use_zone_append() to figure out if
IO is targeting a sequential write only zone and we can use
REQ_OP_ZONE_APPEND for data writing.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Johannes Thumshirn <johannes.thumshirn@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: extend btrfs_rmap_block for specifying a device

btrfs_rmap_block currently reverse-maps the physical addresses on all
devices to the corresponding logical addresses.

Extend the function to match to a specified device. The old functionality
of querying all devices is left intact by specifying NULL as target
device.

A block_device instead of a btrfs_device is passed into btrfs_rmap_block,
as this function is intended to reverse-map the result of a bio, which
only has a block_device.

Also export the function for later use.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: check if bio spans across an ordered extent

To ensure that an ordered extent maps to a contiguous region on disk, we
need to maintain a "one bio == one ordered extent" rule.

Ensure that constructing bio does not span more than an ordered extent.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Johannes Thumshirn <johannes.thumshirn@wdc.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: split ordered extent when bio is sent

For a zone append write, the device decides the location the data is being
written to. Therefore we cannot ensure that two bios are written
consecutively on the device. In order to ensure that an ordered extent
maps to a contiguous region on disk, we need to maintain a "one bio ==
one ordered extent" rule.

Implement splitting of an ordered extent and extent map on bio submission
to adhere to the rule.

extract_ordered_extent() hooks into btrfs_submit_data_bio() and splits the
corresponding ordered extent so that the ordered extent's region fits into
one bio and the corresponding device limits.

Several sanity checks need to be done in extract_ordered_extent() e.g.

- We cannot split once end_bio'd ordered extent because we cannot divide
  ordered->bytes_left for the split ones
- We do not expect a compressed ordered extent
- We should not have checksum list because we omit the list splitting.
  Since the function is called before btrfs_wq_submit_bio() or
  btrfs_csum_one_bio(), this should be always ensured.

We also need to split an extent map by creating a new one. If not,
unpin_extent_cache() complains about the difference between the start of
the extent map and the file's logical offset.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: handle REQ_OP_ZONE_APPEND as writing

Zoned filesystems use REQ_OP_ZONE_APPEND bios for writing to actual
devices.

Let btrfs_end_bio() and btrfs_op be aware of it, by mapping
REQ_OP_ZONE_APPEND to BTRFS_MAP_WRITE and using btrfs_op() instead of
bio_op().

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: use bio_add_zone_append_page

A zoned device has its own hardware restrictions e.g. max_zone_append_size
when using REQ_OP_ZONE_APPEND. To follow these restrictions, use
bio_add_zone_append_page() instead of bio_add_page(). We need target device
to use bio_add_zone_append_page(), so this commit reads the chunk
information to cache the target device to btrfs_io_bio(bio)->device.

Caching only the target device is sufficient here as zoned filesystems
only supports the single profile at the moment. Once more profiles will be
supported btrfs_io_bio can hold an extent_map to be able to check for the
restrictions of all devices the btrfs_bio will be mapped to.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: factor out helper adding a page to bio

Factor out adding a page to a bio from submit_extent_page().  The page
is added only when bio_flags are the same, contiguous and the added page
fits in the same stripe as pages in the bio.

Condition checks are reordered to allow early return to avoid possibly
heavy btrfs_bio_fits_in_stripe() calling.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: reset zones of unused block groups

We must reset the zones of a deleted unused block group to rewind the
zones' write pointers to the zones' start.

To do this, we can use the DISCARD_SYNC code to do the reset when the
filesystem is running on zoned devices.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: Anand Jain <anand.jain@oracle.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: advance allocation pointer after tree log node

Since the allocation info of a tree log node is not recorded in the extent
tree, calculate_alloc_pointer() cannot detect this node, so the pointer
can be over a tree node.

Replaying the log calls btrfs_remove_free_space() for each node in the
log tree.

So, advance the pointer after the node to not allocate over it.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: redirty released extent buffers

Tree manipulating operations like merging nodes often release
once-allocated tree nodes. Such nodes are cleaned so that pages in the
node are not uselessly written out. On zoned volumes, however, such
optimization blocks the following IOs as the cancellation of the write
out of the freed blocks breaks the sequential write sequence expected by
the device.

Introduce a list of clean and unwritten extent buffers that have been
released in a transaction. Redirty the buffers so that
btree_write_cache_pages() can send proper bios to the devices.

Besides it clears the entire content of the extent buffer not to confuse
raw block scanners e.g. 'btrfs check'. By clearing the content,
csum_dirty_buffer() complains about bytenr mismatch, so avoid the
checking and checksum using newly introduced buffer flag
EXTENT_BUFFER_NO_CHECK.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: implement sequential extent allocation

Implement a sequential extent allocator for zoned filesystems. This
allocator only needs to check if there is enough space in the block group
after the allocation pointer to satisfy the extent allocation request.
Therefore the allocator never manages bitmaps or clusters. Also, add
assertions to the corresponding functions.

As zone append writing is used, it would be unnecessary to track the
allocation offset, as the allocator only needs to check available space.
But by tracking and returning the offset as an allocated region, we can
skip modification of ordered extents and checksum information when there
is no IO reordering.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: track unusable bytes for zones

In a zoned filesystem a once written then freed region is not usable
until the underlying zone has been reset. So we need to distinguish such
unusable space from usable free space.

Therefore we need to introduce the "zone_unusable" field to the block
group structure, and "bytes_zone_unusable" to the space_info structure
to track the unusable space.

Pinned bytes are always reclaimed to the unusable space. But, when an
allocated region is returned before using e.g., the block group becomes
read-only between allocation time and reservation time, we can safely
return the region to the block group. For the situation, this commit
introduces "btrfs_add_free_space_unused". This behaves the same as
btrfs_add_free_space() on regular filesystem. On zoned filesystems, it
rewinds the allocation offset.

Because the read-only bytes tracks free but unusable bytes when the block
group is read-only, we need to migrate the zone_unusable bytes to
read-only bytes when a block group is marked read-only.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: calculate allocation offset for conventional zones

Conventional zones do not have a write pointer, so we cannot use it to
determine the allocation offset for sequential allocation if a block
group contains a conventional zone.

But instead, we can consider the end of the highest addressed extent in
the block group for the allocation offset.

For new block group, we cannot calculate the allocation offset by
consulting the extent tree, because it can cause deadlock by taking
extent buffer lock after chunk mutex, which is already taken in
btrfs_make_block_group(). Since it is a new block group anyways, we can
simply set the allocation offset to 0.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: Anand Jain <anand.jain@oracle.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: load zone's allocation offset

A zoned filesystem must allocate blocks at the zones' write pointer. The
device's write pointer position can be mapped to a logical address within
a block group. To facilitate this, add an "alloc_offset" to the
block-group to track the logical addresses of the write pointer.

This logical address is populated in btrfs_load_block_group_zone_info()
from the write pointers of corresponding zones.

For now, zoned filesystems the single profile. Supporting non-single
profile with zone append writing is not trivial. For example, in the DUP
profile, we send a zone append writing IO to two zones on a device. The
device reply with written LBAs for the IOs. If the offsets of the
returned addresses from the beginning of the zone are different, then it
results in different logical addresses.

We need fine-grained logical to physical mapping to support such separated
physical address issue. Since it should require additional metadata type,
disable non-single profiles for now.

This commit supports the case all the zones in a block group are
sequential. The next patch will handle the case having a conventional
zone.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: Anand Jain <anand.jain@oracle.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: verify device extent is aligned to zone

Add a check in verify_one_dev_extent() to ensure that a device extent on
a zoned block device is aligned to the respective zone boundary.

If it isn't, mark the filesystem as unclean.

Reviewed-by: Anand Jain <anand.jain@oracle.com>
Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: implement zoned chunk allocator

Implement a zoned chunk and device extent allocator. One device zone
becomes a device extent so that a zone reset affects only this device
extent and does not change the state of blocks in the neighbor device
extents.

To implement the allocator, we need to extend the following functions for
a zoned filesystem.

- init_alloc_chunk_ctl
- dev_extent_search_start
- dev_extent_hole_check
- decide_stripe_size

init_alloc_chunk_ctl_zoned() is mostly the same as regular one. It always
set the stripe_size to the zone size and aligns the parameters to the zone
size.

dev_extent_search_start() only aligns the start offset to zone boundaries.
We don't care about the first 1MB like in regular filesystem because we
anyway reserve the first two zones for superblock logging.

dev_extent_hole_check_zoned() checks if zones in given hole are either
conventional or empty sequential zones. Also, it skips zones reserved for
superblock logging.

With the change to the hole, the new hole may now contain pending extents.
So, in this case, loop again to check that.

Finally, decide_stripe_size_zoned() should shrink the number of devices
instead of stripe size because we need to honor stripe_size == zone_size.

Reviewed-by: Anand Jain <anand.jain@oracle.com>
Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: allow zoned filesystems on non-zoned block devices

Run a zoned filesystem on non-zoned devices. This is done by "slicing up"
the block device into static sized chunks and fake a conventional zone on
each of them. The emulated zone size is determined from the size of device
extent.

This is mainly aimed at testing of zoned filesystems, i.e. the zoned
chunk allocator, on regular block devices.

Reviewed-by: Anand Jain <anand.jain@oracle.com>
Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Johannes Thumshirn <johannes.thumshirn@wdc.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: disallow fitrim on zoned filesystems

The implementation of fitrim depends on space cache, which is not used
and disabled for zoned extent allocator. So the current code does not
work with zoned filesystem.

In the future, we can implement fitrim for zoned filesystems by enabling
space cache (but, only for fitrim) or scanning the extent tree at fitrim
time.  For now, disallow fitrim on zoned filesystems.

Reviewed-by: Anand Jain <anand.jain@oracle.com>
Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: do not load fs_info::zoned from incompat flag

Don't set the zoned flag in fs_info as soon as we're encountering the
incompat filesystem flag for a zoned filesystem on mount. The zoned flag
in fs_info is in a union together with the zone_size, so setting it too
early will result in setting an incorrect zone_size as well.

Once the correct zone_size is read from the device, we can rely on the
zoned flag in fs_info as well to determine if the filesystem is zoned.

Reviewed-by: Anand Jain <anand.jain@oracle.com>
Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Johannes Thumshirn <johannes.thumshirn@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: release path before calling to btrfs_load_block_group_zone_info

Since we have no write pointer in conventional zones, we cannot
determine the allocation offset from it. Instead, we set the allocation
offset after the highest addressed extent. This is done by reading the
extent tree in btrfs_load_block_group_zone_info().

However, this function is called from btrfs_read_block_groups(), so the
read lock for the tree node could be recursively taken.

To avoid this unsafe locking scenario, release the path before reading
the extent tree to get the allocation offset.

Reviewed-by: Anand Jain <anand.jain@oracle.com>
Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Johannes Thumshirn <johannes.thumshirn@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: use regular super block location on zone emulation

A zoned filesystem currently has a superblock at the beginning of the
superblock logging zones if the zones are conventional. This difference
in superblock position causes a chicken-and-egg problem for filesystems
with emulated zones. Since the device is a regular (non-zoned) device,
we cannot know if the filesystem is regular or zoned while reading the
superblock. But, to load the superblock, we need to see if it is
emulated zoned or not.

Place the superblocks at the same location as they are on regular
filesystem on regular devices to solve the problem. It is possible
because it's ensured that all the superblock locations are at an
(emulated) conventional zone on regular devices.

Reviewed-by: Anand Jain <anand.jain@oracle.com>
Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: zoned: defer loading zone info after opening trees

This is a preparation patch to implement zone emulation on a regular
device.

To emulate a zoned filesystem on a regular (non-zoned) device, we need to
decide an emulated zone size. Instead of making it a compile-time static
value, we'll make it configurable at mkfs time. Since we have one zone ==
one device extent restriction, we can determine the emulated zone size
from the size of a device extent. We can extend btrfs_get_dev_zone_info()
to show a regular device filled with conventional zones once the zone size
is decided.

The current call site of btrfs_get_dev_zone_info() during the mount process
is earlier than loading the file system trees so that we don't know the
size of a device extent at this point. Thus we can't slice a regular device
to conventional zones.

This patch introduces btrfs_get_dev_zone_info_all_devices to load the zone
info for all the devices. And, it places this function in open_ctree()
after loading the trees.

Reviewed-by: Anand Jain <anand.jain@oracle.com>
Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

iomap: support REQ_OP_ZONE_APPEND

A ZONE_APPEND bio must follow hardware restrictions (e.g. not exceeding
max_zone_append_sectors) not to be split. bio_iov_iter_get_pages builds
such restricted bio using __bio_iov_append_get_pages if bio_op(bio) ==
REQ_OP_ZONE_APPEND.

To utilize it, we need to set the bio_op before calling
bio_iov_iter_get_pages(). This commit introduces IOMAP_F_ZONE_APPEND, so
that iomap user can set the flag to indicate they want REQ_OP_ZONE_APPEND
and restricted bio.

Reviewed-by: Darrick J. Wong <darrick.wong@oracle.com>
Reviewed-by: Christoph Hellwig <hch@lst.de>
Reviewed-by: Chaitanya Kulkarni <chaitanya.kulkarni@wdc.com>
Signed-off-by: Naohiro Aota <naohiro.aota@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

block: add bio_add_zone_append_page

Add bio_add_zone_append_page(), a wrapper around bio_add_hw_page() which
is intended to be used by file systems that directly add pages to a bio
instead of using bio_iov_iter_get_pages().

Reviewed-by: Christoph Hellwig <hch@lst.de>
Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: Chaitanya Kulkarni <chaitanya.kulkarni@wdc.com>
Acked-by: Jens Axboe <axboe@kernel.dk>
Signed-off-by: Johannes Thumshirn <johannes.thumshirn@wdc.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: fix extent buffer leak on failure to copy root

At btrfs_copy_root(), if the call to btrfs_inc_ref() fails we end up
returning without unlocking and releasing our reference on the extent
buffer named "cow" we previously allocated with btrfs_alloc_tree_block().

So fix that by unlocking the extent buffer and dropping our reference on
it before returning.

Fixes: be20aa9dbadc8c ("Btrfs: Add mount option to turn off data cow")
CC: stable@vger.kernel.org # 4.4+
Signed-off-by: Filipe Manana <fdmanana@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: explain page locking and readahead in read_extent_buffer_pages()

In read_extent_buffer_pages(), if we failed to lock the page atomically,
we just exit with return value 0.

This is counter-intuitive, as normally if we can't lock what we need, we
would return something like EAGAIN.

But that return hides under (wait == WAIT_NONE) branch, which only gets
triggered for readahead.

And for readahead, if we failed to lock the page, it means the extent
buffer is either being read by other thread, or has been read and is
under modification.  Either way the eb will or has been cached, thus
readahead has no need to wait for it.

Add comment on this counter-intuitive behavior.

Reported-by: Dan Carpenter <dan.carpenter@oracle.com>
Reviewed-by: Filipe Manana <fdmanana@suse.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: allow read-only mount of 4K sector size fs on 64K page system

This adds the basic RO mount ability for 4K sector size on 64K page
system.

Currently we only plan to support 4K and 64K page system.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: integrate page status update for data read path into begin/end_page_read

In btrfs data page read path, the page status update are handled in two
different locations:

  btrfs_do_read_page()
  {
while (cur <= end) {
/* No need to read from disk */
if (HOLE/PREALLOC/INLINE){
memset();
set_extent_uptodate();
continue;
}
/* Read from disk */
ret = submit_extent_page(end_bio_extent_readpage);
  }

  end_bio_extent_readpage()
  {
endio_readpage_uptodate_page_status();
  }

This is fine for sectorsize == PAGE_SIZE case, as for above loop we
should only hit one branch and then exit.

But for subpage, there is more work to be done in page status update:

- Page Unlock condition
  Unlike regular page size == sectorsize case, we can no longer just
  unlock a page.
  Only the last reader of the page can unlock the page.
  This means, we can unlock the page either in the while() loop, or in
  the endio function.

- Page uptodate condition
  Since we have multiple sectors to read for a page, we can only mark
  the full page uptodate if all sectors are uptodate.

To handle both subpage and regular cases, introduce a pair of functions
to help handling page status update:

- begin_page_read()
  For regular case, it does nothing.
  For subpage case, it updates the reader counters so that later
  end_page_read() can know who is the last one to unlock the page.

- end_page_read()
  This is just endio_readpage_uptodate_page_status() renamed.
  The original name is a little too long and too specific for endio.

  The new thing added is the condition for page unlock.
  Now for subpage data, we unlock the page if we're the last reader.

This does not only provide the basis for subpage data read, but also
hide the special handling of page read from the main read loop.

Also, since we're changing how the page lock is handled, there are two
existing error paths where we need to manually unlock the page before
calling begin_page_read().

Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: introduce btrfs_subpage for data inodes

To support subpage sector size, data also need extra info to make sure
which sectors in a page are uptodate/dirty/...

This patch will make pages for data inodes get btrfs_subpage structure
attached, and detached when the page is freed.

This patch also slightly changes the timing when
set_page_extent_mapped() is called to make sure:

- We have page->mapping set
  page->mapping->host is used to grab btrfs_fs_info, thus we can only
  call this function after page is mapped to an inode.

  One call site attaches pages to inode manually, thus we have to modify
  the timing of set_page_extent_mapped() a bit.

- As soon as possible, before other operations
  Since memory allocation can fail, we have to do extra error handling.
  Calling set_page_extent_mapped() as soon as possible can simply the
  error handling for several call sites.

The idea is pretty much the same as iomap_page, but with more bitmaps
for btrfs specific cases.

Currently the plan is to switch iomap if iomap can provide sector
aligned write back (only write back dirty sectors, but not the full
page, data balance require this feature).

So we will stick to btrfs specific bitmap for now.

Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: introduce subpage metadata validation check

For subpage metadata validation check, there are some differences:

- Read must finish in one bvec
  Since we're just reading one subpage range in one page, it should
  never be split into two bios nor two bvecs.

- How to grab the existing eb
  Instead of grabbing eb using page->private, we have to go search radix
  tree as we don't have any direct pointer at hand.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: support subpage in endio_readpage_update_page_status()

To handle subpage status update, add the following:

- Use btrfs_page_*() subpage-aware helpers to update page status
  Now we can handle both cases well.

- No page unlock for subpage metadata
  Since subpage metadata doesn't utilize page locking at all, skip it.
  For subpage data locking, it's handled in later commits.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: introduce read_extent_buffer_subpage()

Introduce a helper, read_extent_buffer_subpage(), to do the subpage
extent buffer read.

The difference between regular and subpage routines are:

- No page locking
  Here we completely rely on extent locking.
  Page locking can reduce the concurrency greatly, as if we lock one
  page to read one extent buffer, all the other extent buffers in the
  same page will have to wait.

- Extent uptodate condition
  Despite the existing PageUptodate() and EXTENT_BUFFER_UPTODATE check,
  We also need to check btrfs_subpage::uptodate_bitmap.

- No page iteration
  Just one page, no need to loop, this greatly simplified the subpage
  routine.

This patch only implements the bio submit part, no endio support yet.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: support subpage in try_release_extent_buffer()

Unlike the original try_release_extent_buffer(),
try_release_subpage_extent_buffer() will iterate through all the ebs in
the page, and try to release each.

We can release the full page only after there's no private attached,
which means all ebs of that page have been released as well.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: support subpage in btrfs_clone_extent_buffer

For btrfs_clone_extent_buffer(), it's mostly the same code of
__alloc_dummy_extent_buffer(), except it has extra page copy.

So to make it subpage compatible, we only need to:

- Call set_extent_buffer_uptodate() instead of SetPageUptodate()
  This will set correct uptodate bit for subpage and regular sector size
  cases.

Since we're calling set_extent_buffer_uptodate() which will also set
EXTENT_BUFFER_UPTODATE bit, we don't need to manually set that bit
either.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: support subpage in set/clear_extent_buffer_uptodate()

To support subpage in set_extent_buffer_uptodate and
clear_extent_buffer_uptodate we only need to use the subpage-aware
helpers to update the page bits.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: introduce helpers for subpage error status

Introduce the following functions to handle subpage error status:

- btrfs_subpage_set_error()
- btrfs_subpage_clear_error()
- btrfs_subpage_test_error()
  These helpers can only be called when the page has subpage attached
  and the range is ensured to be inside the page.

- btrfs_page_set_error()
- btrfs_page_clear_error()
- btrfs_page_test_error()
  These helpers can handle both regular sector size and subpage without
  problem.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: introduce helpers for subpage uptodate status

Introduce the following functions to handle subpage uptodate status:

- btrfs_subpage_set_uptodate()
- btrfs_subpage_clear_uptodate()
- btrfs_subpage_test_uptodate()
  These helpers can only be called when the page has subpage attached
  and the range is ensured to be inside the page.

- btrfs_page_set_uptodate()
- btrfs_page_clear_uptodate()
- btrfs_page_test_uptodate()
  These helpers can handle both regular sector size and subpage.
  Although caller should still ensure that the range is inside the page.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: attach private to dummy extent buffer pages

There are locations where we allocate dummy extent buffers for temporary
usage, like in tree_mod_log_rewind() or get_old_root().

These dummy extent buffers will be handled by the same eb accessors, and
if they don't have page::private subpage eb accessors could fail.

To address such problems, make __alloc_dummy_extent_buffer() attach
page private for dummy extent buffers too.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: support subpage for extent buffer page release

In btrfs_release_extent_buffer_pages(), we need to add extra handling
for subpage.

Introduce a helper, detach_extent_buffer_page(), to do different
handling for regular and subpage cases.

For subpage case, handle detaching page private.

For unmapped (dummy or cloned) ebs, we can detach the page private
immediately as the page can only be attached to one unmapped eb.

For mapped ebs, we have to ensure there are no eb in the page range
before we delete it, as page->private is shared between all ebs in the
same page.

But there is a subpage specific race, where we can race with extent
buffer allocation, and clear the page private while new eb is still
being utilized, like this:

  Extent buffer A is the new extent buffer which will be allocated,
  while extent buffer B is the last existing extent buffer of the page.

   T1 (eb A)   | T2 (eb B)
  -------------------------------+------------------------------
  alloc_extent_buffer()  | btrfs_release_extent_buffer_pages()
  |- p = find_or_create_page()   | |
  |- attach_extent_buffer_page() | |
  |  | |- detach_extent_buffer_page()
  |  |    |- if (!page_range_has_eb())
  |  |    |  No new eb in the page range yet
  |  |    |  As new eb A hasn't yet been
  |  |    |  inserted into radix tree.
  |  |    |- btrfs_detach_subpage()
  |  |       |- detach_page_private();
  |- radix_tree_insert()  |

  Then we have a metadata eb whose page has no private bit.

To avoid such race, we introduce a subpage metadata-specific member,
btrfs_subpage::eb_refs.

In alloc_extent_buffer() we increase eb_refs in the critical section of
private_lock.  Then page_range_has_eb() will return true for
detach_extent_buffer_page(), and will not detach page private.

The section is marked by:

- btrfs_page_inc_eb_refs()
- btrfs_page_dec_eb_refs()

Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: make grab_extent_buffer_from_page() handle subpage case

For subpage case, grab_extent_buffer() can't really get an extent buffer
just from btrfs_subpage.

We have radix tree lock protecting us from inserting the same eb into
the tree.  Thus we don't really need to do the extra hassle, just let
alloc_extent_buffer() handle the existing eb in radix tree.

Now if two ebs are being allocated as the same time, one will fail with
-EEIXST when inserting into the radix tree.

So for grab_extent_buffer(), just always return NULL for subpage case.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: make attach_extent_buffer_page() handle subpage case

For subpage case, we need to allocate additional memory for each
metadata page.

So we need to:

- Allow attach_extent_buffer_page() to return int to indicate allocation
  failure

- Allow manually pre-allocate subpage memory for alloc_extent_buffer()
  As we don't want to use GFP_ATOMIC under spinlock, we introduce
  btrfs_alloc_subpage() and btrfs_free_subpage() functions for this
  purpose.
  (The simple wrap for btrfs_free_subpage() is for later convert to
   kmem_cache. Already internally tested without problem)

- Preallocate btrfs_subpage structure for alloc_extent_buffer()
  We don't want to call memory allocation with spinlock held, so
  do preallocation before we acquire mapping->private_lock.

- Handle subpage and regular case differently in
  attach_extent_buffer_page()
  For regular case, no change, just do the usual thing.
  For subpage case, allocate new memory or use the preallocated memory.

For future subpage metadata, we will make use of radix tree to grab
extent buffer.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: introduce the skeleton of btrfs_subpage structure

For sectorsize < page size support, we need a structure to record extra
status info for each sector of a page.

Introduce the skeleton structure, all subpage related code would go to
subpage.[ch].

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: set UNMAPPED bit early in btrfs_clone_extent_buffer() for subpage support

For the incoming subpage support, UNMAPPED extent buffer will have
different behavior in btrfs_release_extent_buffer().

This means we need to set UNMAPPED bit early before calling
btrfs_release_extent_buffer().

Currently there is only one caller which relies on
btrfs_release_extent_buffer() in its error path while set UNMAPPED bit
late:
- btrfs_clone_extent_buffer()

Make it subpage compatible by setting the UNMAPPED bit early, since
we're here, also move the UPTODATE bit early.

There is another caller, __alloc_dummy_extent_buffer(), setting
UNMAPPED bit late, but that function clean up the allocated page
manually, thus no need for any modification.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: merge PAGE_CLEAR_DIRTY and PAGE_SET_WRITEBACK to PAGE_START_WRITEBACK

PAGE_CLEAR_DIRTY and PAGE_SET_WRITEBACK are two defines used in
__process_pages_contig(), to let the function know to clear page dirty
bit and then set page writeback.

However page writeback and dirty bits are conflicting (at least for
sector size == PAGE_SIZE case), this means these two have to be always
updated together.

This means we can merge PAGE_CLEAR_DIRTY and PAGE_SET_WRITEBACK to
PAGE_START_WRITEBACK.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: make concurrent fsyncs wait less when waiting for a transaction commit

Often an fsync needs to fallback to a transaction commit for several
reasons (to ensure consistency after a power failure, a new block group
was allocated or a temporary error such as ENOMEM or ENOSPC happened).

In that case the log is marked as needing a full commit and any concurrent
tasks attempting to log inodes or commit the log will also fallback to the
transaction commit. When this happens they all wait for the task that first
started the transaction commit to finish the transaction commit - however
they wait until the full transaction commit happens, which is not needed,
as they only need to wait for the superblocks to be persisted and not for
unpinning all the extents pinned during the transaction's lifetime, which
even for short lived transactions can be a few thousand and take some
significant amount of time to complete - for dbench workloads I have
observed up to 4~5 milliseconds of time spent unpinning extents in the
worst cases, and the number of pinned extents was between 2 to 3 thousand.

So allow fsync tasks to skip waiting for the unpinning of extents when
they call btrfs_commit_transaction() and they were not the task that
started the transaction commit (that one has to do it, the alternative
would be to offload the transaction commit to another task so that it
could avoid waiting for the extent unpinning or offload the extent
unpinning to another task).

This patch is part of a patchset comprised of the following patches:

  btrfs: remove unnecessary directory inode item update when deleting dir entry
  btrfs: stop setting nbytes when filling inode item for logging
  btrfs: avoid logging new ancestor inodes when logging new inode
  btrfs: skip logging directories already logged when logging all parents
  btrfs: skip logging inodes already logged when logging new entries
  btrfs: remove unnecessary check_parent_dirs_for_sync()
  btrfs: make concurrent fsyncs wait less when waiting for a transaction commit

After applying the entire patchset, dbench shows improvements in respect
to throughput and latency. The script used to measure it is the following:

  $ cat dbench-test.sh
  #!/bin/bash

  DEV=/dev/sdk
  MNT=/mnt/sdk
  MOUNT_OPTIONS="-o ssd"
  MKFS_OPTIONS="-m single -d single"

  echo "performance" | tee /sys/devices/system/cpu/cpu*/cpufreq/scaling_governor

  umount $DEV &> /dev/null
  mkfs.btrfs -f $MKFS_OPTIONS $DEV
  mount $MOUNT_OPTIONS $DEV $MNT

  dbench -D $MNT -t 300 64

  umount $MNT

The test was run on a physical machine with 12 cores (Intel corei7), 64G
of ram, using a NVMe device and a non-debug kernel configuration (Debian's
default configuration).

Before applying patchset, 32 clients:

 Operation      Count    AvgLat    MaxLat
 ----------------------------------------
 NTCreateX    9627107     0.153    61.938
 Close        7072076     0.001     3.175
 Rename        407633     1.222    44.439
 Unlink       1943895     0.658    44.440
 Deltree          256    17.339   110.891
 Mkdir            128     0.003     0.009
 Qpathinfo    8725406     0.064    17.850
 Qfileinfo    1529516     0.001     2.188
 Qfsinfo      1599884     0.002     1.457
 Sfileinfo     784200     0.005     3.562
 Find         3373513     0.411    30.312
 WriteX       4802132     0.053    29.054
 ReadX       15089959     0.002     5.801
 LockX          31344     0.002     0.425
 UnlockX        31344     0.001     0.173
 Flush         674724     5.952   341.830

Throughput 1008.02 MB/sec  32 clients  32 procs  max_latency=341.833 ms

After applying patchset, 32 clients:

After patchset, with 32 clients:

 Operation      Count    AvgLat    MaxLat
 ----------------------------------------
 NTCreateX    9931568     0.111    25.597
 Close        7295730     0.001     2.171
 Rename        420549     0.982    49.714
 Unlink       2005366     0.497    39.015
 Deltree          256    11.149    89.242
 Mkdir            128     0.002     0.014
 Qpathinfo    9001863     0.049    20.761
 Qfileinfo    1577730     0.001     2.546
 Qfsinfo      1650508     0.002     3.531
 Sfileinfo     809031     0.005     5.846
 Find         3480259     0.309    23.977
 WriteX       4952505     0.043    41.283
 ReadX       15568127     0.002     5.476
 LockX          32338     0.002     0.978
 UnlockX        32338     0.001     2.032
 Flush         696017     7.485   228.835

Throughput 1049.91 MB/sec  32 clients  32 procs  max_latency=228.847 ms

 --> +4.1% throughput, -39.6% max latency

Before applying patchset, 64 clients:

 Operation      Count    AvgLat    MaxLat
 ----------------------------------------
 NTCreateX    8956748     0.342   108.312
 Close        6579660     0.001     3.823
 Rename        379209     2.396    81.897
 Unlink       1808625     1.108   131.148
 Deltree          256    25.632   172.176
 Mkdir            128     0.003     0.018
 Qpathinfo    8117615     0.131    55.916
 Qfileinfo    1423495     0.001     2.635
 Qfsinfo      1488496     0.002     5.412
 Sfileinfo     729472     0.007     8.643
 Find         3138598     0.855    78.321
 WriteX       4470783     0.102    79.442
 ReadX       14038139     0.002     7.578
 LockX          29158     0.002     0.844
 UnlockX        29158     0.001     0.567
 Flush         627746    14.168   506.151

Throughput 924.738 MB/sec  64 clients  64 procs  max_latency=506.154 ms

After applying patchset, 64 clients:

 Operation      Count    AvgLat    MaxLat
 ----------------------------------------
 NTCreateX    9069003     0.303    43.193
 Close        6662328     0.001     3.888
 Rename        383976     2.194    46.418
 Unlink       1831080     1.022    43.873
 Deltree          256    24.037   155.763
 Mkdir            128     0.002     0.005
 Qpathinfo    8219173     0.137    30.233
 Qfileinfo    1441203     0.001     3.204
 Qfsinfo      1507092     0.002     4.055
 Sfileinfo     738775     0.006     5.431
 Find         3177874     0.936    38.170
 WriteX       4526152     0.084    39.518
 ReadX       14213562     0.002    24.760
 LockX          29522     0.002     1.221
 UnlockX        29522     0.001     0.694
 Flush         635652    14.358   422.039

Throughput 990.13 MB/sec  64 clients  64 procs  max_latency=422.043 ms

 --> +6.8% throughput, -18.1% max latency

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Filipe Manana <fdmanana@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: remove unnecessary check_parent_dirs_for_sync()

Whenever we fsync an inode, if it is a directory, a regular file that was
created in the current transaction or has last_unlink_trans set to the
generation of the current transaction, we check if any of its ancestor
inodes (and the inode itself if it is a directory) can not be logged and
need a fallback to a full transaction commit - if so, we return with a
value of 1 in order to fallback to a transaction commit.

However we often do not need to fallback to a transaction commit because:

1) The ancestor inode is not an immediate parent, and therefore there is
   not an explicit request to log it and it is not needed neither to
   guarantee the consistency of the inode originally asked to be logged
   (fsynced) nor its immediate parent;

2) The ancestor inode was already logged before, in which case any link,
   unlink or rename operation updates the log as needed.

So for these two cases we can avoid an unnecessary transaction commit.
Therefore remove check_parent_dirs_for_sync() and add a check at the top
of btrfs_log_inode() to make us fallback immediately to a transaction
commit when we are logging a directory inode that can not be logged and
needs a full transaction commit. All we need to protect is the case where
after renaming a file someone fsyncs only the old directory, which would
result is losing the renamed file after a log replay.

This patch is part of a patchset comprised of the following patches:

  btrfs: remove unnecessary directory inode item update when deleting dir entry
  btrfs: stop setting nbytes when filling inode item for logging
  btrfs: avoid logging new ancestor inodes when logging new inode
  btrfs: skip logging directories already logged when logging all parents
  btrfs: skip logging inodes already logged when logging new entries
  btrfs: remove unnecessary check_parent_dirs_for_sync()
  btrfs: make concurrent fsyncs wait less when waiting for a transaction commit

Performance results, after applying all patches, are mentioned in the
change log of the last patch.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Filipe Manana <fdmanana@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: skip logging inodes already logged when logging new entries

When logging new directory entries of a directory, we log the inodes of
new dentries and the inodes of dentries pointing to directories that
may have been created in past transactions. For the case of directories
we log in full mode, which can be particularly expensive for large
directories.

We do use btrfs_inode_in_log() to skip already logged inodes, however for
that helper to return true, it requires that the log transaction used to
log the inode to be already committed. This means that when we have more
than one task using the same log transaction we can end up logging an
inode multiple times, which is a waste of time and not necessary since
the log will be committed by one of the tasks and the others will wait for
the log transaction to be committed before returning to user space.

So simply replace the use of btrfs_inode_in_log() with the new helper
function need_log_inode(), introduced in a previous commit.

This patch is part of a patchset comprised of the following patches:

  btrfs: remove unnecessary directory inode item update when deleting dir entry
  btrfs: stop setting nbytes when filling inode item for logging
  btrfs: avoid logging new ancestor inodes when logging new inode
  btrfs: skip logging directories already logged when logging all parents
  btrfs: skip logging inodes already logged when logging new entries
  btrfs: remove unnecessary check_parent_dirs_for_sync()
  btrfs: make concurrent fsyncs wait less when waiting for a transaction commit

Performance results, after applying all patches, are mentioned in the
change log of the last patch.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Filipe Manana <fdmanana@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: skip logging directories already logged when logging all parents

Some times when we fsync an inode we need to do a full log of all its
ancestors (due to unlink, link or rename operations), which can be an
expensive operation, specially if the directories are large.

However if we find an ancestor directory inode that is already logged in
the current transaction, and has no inserted/updated/deleted xattrs since
it was last logged, we can skip logging the directory again. We are safe
to skip that since we know that for logged directories, any link, unlink
or rename operations that implicate the directory will update the log as
necessary.

So use the helper need_log_dir(), introduced in a previous commit, to
detect already logged directories that can be skipped.

This patch is part of a patchset comprised of the following patches:

  btrfs: remove unnecessary directory inode item update when deleting dir entry
  btrfs: stop setting nbytes when filling inode item for logging
  btrfs: avoid logging new ancestor inodes when logging new inode
  btrfs: skip logging directories already logged when logging all parents
  btrfs: skip logging inodes already logged when logging new entries
  btrfs: remove unnecessary check_parent_dirs_for_sync()
  btrfs: make concurrent fsyncs wait less when waiting for a transaction commit

Performance results, after applying all patches, are mentioned in the
change log of the last patch.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Filipe Manana <fdmanana@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: avoid logging new ancestor inodes when logging new inode

When we fsync a new file, created in the current transaction, we check
all its ancestor inodes and always log them if they were created in the
current transaction - even if we have already logged them before, which
is a waste of time.

So avoid logging new ancestor inodes if they were already logged before
and have no xattrs added/updated/removed since they were last logged.

This patch is part of a patchset comprised of the following patches:

  btrfs: remove unnecessary directory inode item update when deleting dir entry
  btrfs: stop setting nbytes when filling inode item for logging
  btrfs: avoid logging new ancestor inodes when logging new inode
  btrfs: skip logging directories already logged when logging all parents
  btrfs: skip logging inodes already logged when logging new entries
  btrfs: remove unnecessary check_parent_dirs_for_sync()
  btrfs: make concurrent fsyncs wait less when waiting for a transaction commit

Performance results, after applying all patches, are mentioned in the
change log of the last patch.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Filipe Manana <fdmanana@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: stop setting nbytes when filling inode item for logging

When we fill an inode item for logging we are setting its nbytes field
with the value returned by inode_get_bytes() (a VFS API), however we do
not need it because it is not used during log replay. In fact, for fast
fsyncs, when we call inode_get_bytes() we may even get an outdated value
for nbytes because the nbytes field of the inode is only updated when
ordered extents complete, and a fast fsync only waits for writeback to
complete, it does not wait for ordered extent completion.

So just remove the setup of nbytes and add an explicit comment mentioning
why we do not set it. This also avoids adding contention on the inode's
i_lock (VFS) with concurrent stat() calls, since that spinlock is used by
inode_get_bytes() which is also called by our stat callback
(btrfs_getattr()).

This patch is part of a patchset comprised of the following patches:

  btrfs: remove unnecessary directory inode item update when deleting dir entry
  btrfs: stop setting nbytes when filling inode item for logging
  btrfs: avoid logging new ancestor inodes when logging new inode
  btrfs: skip logging directories already logged when logging all parents
  btrfs: skip logging inodes already logged when logging new entries
  btrfs: remove unnecessary check_parent_dirs_for_sync()
  btrfs: make concurrent fsyncs wait less when waiting for a transaction commit

Performance results, after applying all patches, are mentioned in the
change log of the last patch.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Filipe Manana <fdmanana@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: remove unnecessary directory inode item update when deleting dir entry

When we remove a directory entry, as part of an unlink operation, if the
directory was logged before we must remove the directory index items from
the log. We are also updating the inode item of the directory to update
its i_size, but that is not necessary because during log replay we do not
need it and we correctly adjust the i_size in the inode item of the
subvolume as we process directory index items and replay deletes.

This is not needed since commit d555438b6e1dad ("Btrfs: drop dir i_size
when adding new names on replay"), where we explicitly ignore the i_size
of directory inode items on log replay. Before that we used it but it
was buggy as mentioned in that commit's change log (i_size got a larger
value then it should have).

So stop updating the i_size of the directory inode item in the log, as
that is a waste of time, adds more log contention to the log tree and
often results in COWing more extent buffers for the log tree.

This code path is triggered often during dbench workloads for example.
This patch is part of a patchset comprised of the following patches:

  btrfs: remove unnecessary directory inode item update when deleting dir entry
  btrfs: stop setting nbytes when filling inode item for logging
  btrfs: avoid logging new ancestor inodes when logging new inode
  btrfs: skip logging directories already logged when logging all parents
  btrfs: skip logging inodes already logged when logging new entries
  btrfs: remove unnecessary check_parent_dirs_for_sync()
  btrfs: make concurrent fsyncs wait less when waiting for a transaction commit

Performance results, after applying all patches, are mentioned in the
change log of the last patch.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Filipe Manana <fdmanana@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: let callers of btrfs_get_io_geometry pass the em

Before this change, the btrfs_get_io_geometry() function was calling
btrfs_get_chunk_map() to get the extent mapping, necessary for
calculating the I/O geometry. It was using that extent mapping only
internally and freeing the pointer after its execution.

That resulted in calling btrfs_get_chunk_map() de facto twice by the
__btrfs_map_block() function. It was calling btrfs_get_io_geometry()
first and then calling btrfs_get_chunk_map() directly to get the extent
mapping, used by the rest of the function.

Change that to passing the extent mapping to the btrfs_get_io_geometry()
function as an argument.

This could improve performance in some cases.  For very large
filesystems, i.e. several thousands of allocated chunks, not only this
avoids searching two times the rbtree, saving time, it may also help
reducing contention on the lock that protects the tree - thinking of
writeback starting for multiple inodes, other tasks allocating or
removing chunks, and anything else that requires access to the rbtree.

Reviewed-by: Filipe Manana <fdmanana@suse.com>
Signed-off-by: Michal Rostecki <mrostecki@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
[ add Filipe's analysis ]
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: fix double accounting of ordered extent for subpage case in btrfs_invalidapge

Commit dbfdb6d1b369 ("Btrfs: Search for all ordered extents that could
span across a page") make btrfs_invalidapage() to search all ordered
extents.

The offending code looks like this:

  again:
  start = page_start;
  ordered = btrfs_lookup_ordered_range(inode, start, page_end - start + 1);
  if (ordred) {
  end = min(page_end,
    ordered->file_offset + ordered->num_bytes - 1);

  /* Do the cleanup */

  start = end + 1;
  if (start < page_end)
  goto again;
  }

The behavior is indeed necessary for the incoming subpage support, but
when it iterates through all the ordered extents, it also resets the
search range @start.

This means, for the following cases, we can double account the ordered
extents, causing its bytes_left underflow:

Page offset
0 16K 32K
|<--- OE 1  --->|<--- OE 2 ---->|

As the first iteration will find ordered extent (OE) 1, which doesn't
cover the full page, thus after cleanup code, we need to retry again.
But again label will reset start to page_start, and we got OE 1 again,
which causes double accounting on OE 1, and cause OE 1's byte_left to
underflow.

This problem can only happen for subpage case, as for regular sectorsize
== PAGE_SIZE case, we will always find a OE ends at or after page end,
thus no way to trigger the problem.

Move the again label after start = page_start.  There will be more
comprehensive rework to convert the open coded loop to a proper while
loop for subpage support.

Fixes: dbfdb6d1b369 ("Btrfs: Search for all ordered extents that could span across a page")
Reviewed-by: Filipe Manana <fdmanana@suse.com>
Signed-off-by: Qu Wenruo <wqu@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: simplify condition in __btrfs_run_delayed_items

Fix the following coccicheck warnings:

./fs/btrfs/delayed-inode.c:1157:39-41: WARNING !A || A && B is
equivalent to !A || B.

Reported-by: Abaci Robot <abaci@linux.alibaba.com>
Suggested-by: Jiapeng Zhong <oswb@linux.alibaba.com>
Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Abaci Team <abaci-bugfix@linux.alibaba.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: remove wrong comment for can_nocow_extent()

The comment for can_nocow_extent() says that the function will flush
ordered extents, however that never happens and was never true before the
comment was added in commit e4ecaf90bc13 ("btrfs: add comments for
btrfs_check_can_nocow() and can_nocow_extent()"). This is true only for
the function btrfs_check_can_nocow(), which after that commit was renamed
to check_can_nocow(). So just remove that part of the comment.

Reviewed-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: Filipe Manana <fdmanana@suse.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: add a trace class for dumping the current ENOSPC state

Often when I'm debugging ENOSPC related issues I have to resort to
printing the entire ENOSPC state with trace_printk() in different spots.
This gets pretty annoying, so add a trace state that does this for us.
Then add a trace point at the end of preemptive flushing so you can see
the state of the space_info when we decide to exit preemptive flushing.
This helped me figure out we weren't kicking in the preemptive flushing
soon enough.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: adjust the flush trace point to include the source

Since we have normal ticketed flushing and preemptive flushing, adjust
the tracepoint so that we know the source of the flushing action to make
it easier to debug problems.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: implement space clamping for preemptive flushing

Starting preemptive flushing at 50% of available free space is a good
start, but some workloads are particularly abusive and can quickly
overwhelm the preemptive flushing code and drive us into using tickets.

Handle this by clamping down on our threshold for starting and
continuing to run preemptive flushing.  This is particularly important
for our overcommit case, as we can really drive the file system into
overages and then it's more difficult to pull it back as we start to
actually fill up the file system.

The clamping is essentially 2^CLAMP, but we start at 1 so whatever we
calculate for overcommit is the baseline.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: simplify the logic in need_preemptive_flushing

A lot of this was added all in one go with no explanation, and is a bit
unwieldy and confusing.  Simplify the logic to start preemptive flushing
if we've reserved more than half of our available free space.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: rework btrfs_calc_reclaim_metadata_size

Currently btrfs_calc_reclaim_metadata_size does two things, it returns
the space currently required for flushing by the tickets, and if there
are no tickets it calculates a value for the preemptive flushing.

However for the normal ticketed flushing we really only care about the
space required for tickets.  We will accidentally come in and flush one
time, but as soon as we see there are no tickets we bail out of our
flushing.

Fix this by making btrfs_calc_reclaim_metadata_size really only tell us
what is required for flushing if we have people waiting on space.  Then
move the preemptive flushing logic into need_preemptive_reclaim().  We
ignore btrfs_calc_reclaim_metadata_size() in need_preemptive_reclaim()
because if we are in this path then we made our reservation and there
are not pending tickets currently, so we do not need to check it, simply
do the fuzzy logic to check if we're getting low on space.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: check reclaim_size in need_preemptive_reclaim

If we're flushing space for tickets then we have
space_info->reclaim_size set and we do not need to do background
reclaim.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: rename need_do_async_reclaim

All of our normal flushing is asynchronous reclaim, so this helper is
poorly named.  This is more checking if we need to preemptively flush
space, so rename it to need_preemptive_reclaim.

Also switch it to bool and make it plain static as followup patches will
move more code here.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: improve preemptive background space flushing

Currently if we ever have to flush space because we do not have enough
we allocate a ticket and attach it to the space_info, and then
systematically flush things in the filesystem that hold space
reservations until our space is reclaimed.

However this has a latency cost, we must go to sleep and wait for the
flushing to make progress before we are woken up and allowed to continue
doing our work.

In order to address that we used to kick off the async worker to flush
space preemptively, so that we could be reclaiming space hopefully
before any tasks needed to stop and wait for space to reclaim.

When I introduced the ticketed ENOSPC stuff this broke slightly in the
fact that we were using tickets to indicate if we were done flushing.
No tickets, no more flushing.  However this meant that we essentially
never preemptively flushed.  This caused a write performance regression
that Nikolay noticed in an unrelated patch that removed the committing
of the transaction during btrfs_end_transaction.

The behavior that happened pre that patch was btrfs_end_transaction()
would see that we were low on space, and it would commit the
transaction.  This was bad because in this particular case you could end
up with thousands and thousands of transactions being committed during
the 5 minute reproducer.  With the patch to remove this behavior we got
much more sane transaction commits, but we ended up slower because we
would write for a while, flush, write for a while, flush again.

To address this we need to reinstate a preemptive flushing mechanism.
However it is distinctly different from our ticketing flushing in that
it doesn't have tickets to base it's decisions on.  Instead of bolting
this logic into our existing flushing work, add another worker to handle
this preemptive flushing.  Here we will attempt to be slightly
intelligent about the things that we flushing, attempting to balance
between whichever pool is taking up the most space.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: introduce a FORCE_COMMIT_TRANS flush operation

Solely for preemptive flushing, we want to be able to force the
transaction commit without any of the ambiguity of
may_commit_transaction().  This is because may_commit_transaction()
checks tickets and such, and in preemptive flushing we already know
it'll be helpful, so use this to keep the code nice and clean and
straightforward.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
[ add comment ]
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: track ordered bytes instead of just dio ordered bytes

We track dio_bytes because the shrink delalloc code needs to know if we
have more DIO in flight than we have normal buffered IO.  The reason for
this is because we can't "flush" DIO, we have to just wait on the
ordered extents to finish.

However this is true of all ordered extents.  If we have more ordered
space outstanding than dirty pages we should be waiting on ordered
extents.  We already are ok on this front technically, because we always
do a FLUSH_DELALLOC_WAIT loop, but I want to use the ordered counter in
the preemptive flushing code as well, so change this to count all
ordered bytes instead of just DIO ordered bytes.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: add a trace point for reserve tickets

While debugging a ENOSPC related performance problem I needed to see the
time difference between start and end of a reserve ticket, so add a
trace point to report when we handle a reserve ticket.

I opted to spit out start_ns itself without calculating the difference
because there could be a gap between enabling the tracepoint and setting
start_ns.  Doing it this way allows us to filter on 0 start_ns so we
don't get bogus entries, and we can easily calculate the time difference
with bpftrace or something else.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: make flush_space take a enum btrfs_flush_state instead of int

I got a automated message from somebody who runs clang against our
kernels and it's because I used the wrong enum type for what I passed
into flush_space, caught by -Wenum-conversion.  Change the argument to
be explicitly the enum we're expecting to make everything consistent.
Maybe eventually gcc will catch errors like this.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: send: use struct send_ctx *sctx for btrfs_compare_trees and changed_cb

btrfs_compare_trees and changed_cb use a void *ctx parameter instead of
struct send_ctx *sctx but when used in changed_cb it is immediately
cast to `struct send_ctx *sctx = ctx;`.

changed_cb is only ever called from btrfs_compare_trees and full_send_tree:
- full_send_tree already passes a struct send_ctx *sctx
- btrfs_compare_trees is only called by send_subvol with a struct send_ctx *sctx
- void *ctx in btrfs_compare_trees is only used to be passed to changed_cb

So casting to/from void *ctx seems unnecessary and directly using
struct send_ctx *sctx instead provides better type-safety.

The original reason for using void *ctx in the first place seems to have
been dropped with 1b51d6fce45e ("btrfs: send: remove indirect callback
parameter for changed_cb").

Signed-off-by: Roman Anasal <roman.anasal@bdsu.de>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: run delayed refs less often in commit_cowonly_roots

We love running delayed refs in commit_cowonly_roots, but it is a bit
excessive.  I was seeing cases of running 3 or 4 refs a few times in a
row during this time.  Instead simply:

- update all of the roots first
- then run delayed refs
- then handle the empty block groups case
- and then if we have any more dirty roots do the whole thing again

This allows us to be much more efficient with our delayed ref running,
as we can batch a few more operations at once.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: stop running all delayed refs during snapshot

This was added in commit 361048f586f5 ("Btrfs: fix full backref problem
when inserting shared block reference") to address a problem where we
hit the following BUG_ON() in alloc_reserved_tree_block

        if (node->type == BTRFS_SHARED_BLOCK_REF_KEY) {
                BUG_ON(!(flags & BTRFS_BLOCK_FLAG_FULL_BACKREF));

However this BUG_ON() is bogus, and was removed by previous commit:

  btrfs: remove bogus BUG_ON in alloc_reserved_tree_block

We no longer need to run delayed refs because of this, and can remove
this flushing here.

Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: remove bogus BUG_ON in alloc_reserved_tree_block

The fix 361048f586f5 ("Btrfs: fix full backref problem when inserting
shared block reference") added a delayed ref flushing at subvolume
creation time in order to avoid hitting this particular BUG_ON().

Before this fix, we were tripping the BUG_ON() by

1. Modify snapshot A, which creates blocks with a normal reference for
   snapshot A, as A is the owner of these blocks.  We now have delayed
   refs for these blocks.
2. Create a snapshot of A named B, which pushes references for the
   children blocks of the root node for the new root B, thus creating
   more delayed refs for newly allocated blocks.
3. A is modified, and because the metadata blocks can now be shared, it
   must push FULL_BACKREF references to the children of any block that A
   COWs down it's path to its target key.
4. Delayed refs are run.  Because these are newly allocated blocks, we
   have ->must_insert_reserved reserved set on the delayed ref head, we
   call into alloc_reserved_tree_block() to add the extent item, and
   then add our ref.  At the time of this fix, we were ordering
   FULL_BACKREF delayed ref operations first, so we'd go to add this
   reference and then BUG_ON() because we didn't have the FULL_BACKREF
   flag set.

The patch fixed this problem by making sure we ran the delayed refs
before we had the chance to modify A.  This meant that any *new* blocks
would have had their extent items created _before_ we would ever
actually COW down and generate FULL_BACKREF entries.  Thus the problem
went away.

However this BUG_ON() is actually completely bogus.  The existence of a
full backref doesn't necessarily mean that FULL_BACKREF must be set on
that block, it must only be set on the actual parent itself.  Consider
the example provided above.  If we COW down one path from A, any nodes
are going to have a FULL_BACKREF ref pushed down to _all_ of their
children, but not all of the children are going to have FULL_BACKREF
set.  It is completely valid to have an extent item with normal and full
backrefs without FULL_BACKREF actually set on the block itself.

As a final note, I have been testing with the patch (applied after this
one)

  btrfs: stop running all delayed refs during snapshot

which removed this flushing.  My test was a torture test which did a lot
of operations while snapshotting and deleting snapshots as well as
relocation, and I never tripped this BUG_ON().  This is actually because
at the time of 361048f586f5, we ordered SHARED keys _before_ normal
references, and thus they would get run first.  However currently they
are ordered _after_ normal references, so we'd do the initial creation
without having a shared reference, and thus not hit this BUG_ON(), which
explains why I didn't start hitting this problem during my testing with
my other patch applied.

Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: move delayed ref flushing for qgroup into qgroup helper

The commit d67263354541 ("btrfs: qgroup: Make snapshot accounting work
with new extent-oriented qgroup.") added a flush of the delayed refs
during snapshot creation in order to get the qgroup accounting properly.
However this code has changed and been moved to it's own helper that is
skipped if qgroups are turned off.  Move the flushing to the helper, as
we do not need it when qgroups are turned off.

Also add a comment explaining why it exists, and why it doesn't actually
save us.  This will be helpful later when we try to fix qgroup
accounting properly.

Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: only run delayed refs once before committing

We try to pre-flush the delayed refs when committing, because we want to
do as little work as possible in the critical section of the transaction
commit.

However doing this twice can lead to very long transaction commit delays
as other threads are allowed to continue to generate more delayed refs,
which potentially delays the commit by multiple minutes in very extreme
cases.

So simply stick to one pre-flush, and then continue the rest of the
transaction commit.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: delayed refs pre-flushing should only run the heads we have

Previously our delayed ref running used the total number of items as the
items to run.  However we changed that to number of heads to run with
the delayed_refs_rsv, as generally we want to run all of the operations
for one bytenr.

But with btrfs_run_delayed_refs(trans, 0) we set our count to 2x the
number of items that we have.  This is generally fine, but if we have
some operation generation loads of delayed refs while we're doing this
pre-flushing in the transaction commit, we'll just spin forever doing
delayed refs.

Fix this to simply pick the number of delayed refs we currently have,
that way we do not end up doing a lot of extra work that's being
generated in other threads.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: only let one thread pre-flush delayed refs in commit

I've been running a stress test that runs 20 workers in their own
subvolume, which are running an fsstress instance with 4 threads per
worker, which is 80 total fsstress threads.  In addition to this I'm
running balance in the background as well as creating and deleting
snapshots.  This test takes around 12 hours to run normally, going
slower and slower as the test goes on.

The reason for this is because fsstress is running fsync sometimes, and
because we're messing with block groups we often fall through to
btrfs_commit_transaction, so will often have 20-30 threads all calling
btrfs_commit_transaction at the same time.

These all get stuck contending on the extent tree while they try to run
delayed refs during the initial part of the commit.

This is suboptimal, really because the extent tree is a single point of
failure we only want one thread acting on that tree at once to reduce
lock contention.

Fix this by making the flushing mechanism a bit operation, to make it
easy to use test_and_set_bit() in order to make sure only one task does
this initial flush.

Once we're into the transaction commit we only have one thread doing
delayed ref running, it's just this initial pre-flush that is
problematic.  With this patch my stress test takes around 90 minutes to
run, instead of 12 hours.

The memory barrier is not necessary for the flushing bit as it's
ordered, unlike plain int. The transaction state accessed in
btrfs_should_end_transaction could be affected by that too as it's not
always used under transaction lock. Upon Nikolay's analysis in [1]
it's not necessary:

  In should_end_transaction it's read without holding any locks. (U)

  It's modified in btrfs_cleanup_transaction without holding the
  fs_info->trans_lock (U), but the STATE_ERROR flag is going to be set.

  set in cleanup_transaction under fs_info->trans_lock (L)
  set in btrfs_commit_trans to COMMIT_START under fs_info->trans_lock.(L)
  set in btrfs_commit_trans to COMMIT_DOING under fs_info->trans_lock.(L)
  set in btrfs_commit_trans to COMMIT_UNBLOCK under
  fs_info->trans_lock.(L)

  set in btrfs_commit_trans to COMMIT_COMPLETED without locks but at this
  point the transaction is finished and fs_info->running_trans is NULL (U
  but irrelevant).

  So by the looks of it we can have a concurrent READ race with a WRITE,
  due to reads not taking a lock. In this case what we want to ensure is
  we either see new or old state. I consulted with Will Deacon and he said
  that in such a case we'd want to annotate the accesses to ->state with
  (READ|WRITE)_ONCE so as to avoid a theoretical tear, in this case I
  don't think this could happen but I imagine at some point KCSAN would
  flag such an access as racy (which it is).

[1] https://lore.kernel.org/linux-btrfs/e1fd5cc1-0f28-f670-69f4-e9958b4964e6@suse.com

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
[ add comments regarding memory barrier ]
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: do not block on deleted bgs mutex in the cleaner

While running some stress tests I started getting hung task messages.
This is because the delete unused block groups code has to take the
delete_unused_bgs_mutex to do it's work, which is taken by balance to
make sure we don't delete block groups while we're balancing.

The problem is that balance can take a while, and so we were getting
hung task warnings.  We don't need to block and run these things, and
the cleaner is needed to do other work, so trylock on this mutex and
just bail if we can't acquire it right away.

Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: abort the transaction if we fail to inc ref in btrfs_copy_root

While testing my error handling patches, I added a error injection site
at btrfs_inc_extent_ref, to validate the error handling I added was
doing the correct thing.  However I hit a pretty ugly corruption while
doing this check, with the following error injection stack trace:

btrfs_inc_extent_ref
  btrfs_copy_root
    create_reloc_root
      btrfs_init_reloc_root
btrfs_record_root_in_trans
  btrfs_start_transaction
    btrfs_update_inode
      btrfs_update_time
touch_atime
  file_accessed
    btrfs_file_mmap

This is because we do not catch the error from btrfs_inc_extent_ref,
which in practice would be ENOMEM, which means we lose the extent
references for a root that has already been allocated and inserted,
which is the problem.  Fix this by aborting the transaction if we fail
to do the reference modification.

CC: stable@vger.kernel.org # 4.4+
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: add asserts for deleting backref cache nodes

A weird KASAN problem that Zygo reported could have been easily caught
if we checked for basic things in our backref freeing code.  We have two
methods of freeing a backref node

- btrfs_backref_free_node: this just is kfree() essentially.
- btrfs_backref_drop_node: this actually unlinks the node and cleans up
  everything and then calls btrfs_backref_free_node().

We should mostly be using btrfs_backref_drop_node(), to make sure the
node is properly unlinked from the backref cache, and only use
btrfs_backref_free_node() when we know the node isn't actually linked to
the backref cache.  We made a mistake here and thus got the KASAN splat.

Make this style of issue easier to find by adding some ASSERT()'s to
btrfs_backref_free_node() and adjusting our deletion stuff to properly
init the list so we can rely on list_empty() checks working properly.

  BUG: KASAN: use-after-free in btrfs_backref_cleanup_node+0x18a/0x420
  Read of size 8 at addr ffff888112402950 by task btrfs/28836

  CPU: 0 PID: 28836 Comm: btrfs Tainted: G        W         5.10.0-e35f27394290-for-next+ #23
  Hardware name: QEMU Standard PC (i440FX + PIIX, 1996), BIOS 1.12.0-1 04/01/2014
  Call Trace:
   dump_stack+0xbc/0xf9
   ? btrfs_backref_cleanup_node+0x18a/0x420
   print_address_description.constprop.8+0x21/0x210
   ? record_print_text.cold.34+0x11/0x11
   ? btrfs_backref_cleanup_node+0x18a/0x420
   ? btrfs_backref_cleanup_node+0x18a/0x420
   kasan_report.cold.10+0x20/0x37
   ? btrfs_backref_cleanup_node+0x18a/0x420
   __asan_load8+0x69/0x90
   btrfs_backref_cleanup_node+0x18a/0x420
   btrfs_backref_release_cache+0x83/0x1b0
   relocate_block_group+0x394/0x780
   ? merge_reloc_roots+0x4a0/0x4a0
   btrfs_relocate_block_group+0x26e/0x4c0
   btrfs_relocate_chunk+0x52/0x120
   btrfs_balance+0xe2e/0x1900
   ? check_flags.part.50+0x6c/0x1e0
   ? btrfs_relocate_chunk+0x120/0x120
   ? kmem_cache_alloc_trace+0xa06/0xcb0
   ? _copy_from_user+0x83/0xc0
   btrfs_ioctl_balance+0x3a7/0x460
   btrfs_ioctl+0x24c8/0x4360
   ? __kasan_check_read+0x11/0x20
   ? check_chain_key+0x1f4/0x2f0
   ? __asan_loadN+0xf/0x20
   ? btrfs_ioctl_get_supported_features+0x30/0x30
   ? kvm_sched_clock_read+0x18/0x30
   ? check_chain_key+0x1f4/0x2f0
   ? lock_downgrade+0x3f0/0x3f0
   ? handle_mm_fault+0xad6/0x2150
   ? do_vfs_ioctl+0xfc/0x9d0
   ? ioctl_file_clone+0xe0/0xe0
   ? check_flags.part.50+0x6c/0x1e0
   ? check_flags.part.50+0x6c/0x1e0
   ? check_flags+0x26/0x30
   ? lock_is_held_type+0xc3/0xf0
   ? syscall_enter_from_user_mode+0x1b/0x60
   ? do_syscall_64+0x13/0x80
   ? rcu_read_lock_sched_held+0xa1/0xd0
   ? __kasan_check_read+0x11/0x20
   ? __fget_light+0xae/0x110
   __x64_sys_ioctl+0xc3/0x100
   do_syscall_64+0x37/0x80
   entry_SYSCALL_64_after_hwframe+0x44/0xa9
  RIP: 0033:0x7f4c4bdfe427
  RSP: 002b:00007fff33ee6df8 EFLAGS: 00000202 ORIG_RAX: 0000000000000010
  RAX: ffffffffffffffda RBX: 00007fff33ee6e98 RCX: 00007f4c4bdfe427
  RDX: 00007fff33ee6e98 RSI: 00000000c4009420 RDI: 0000000000000003
  RBP: 0000000000000003 R08: 0000000000000003 R09: 0000000000000078
  R10: fffffffffffff59d R11: 0000000000000202 R12: 0000000000000001
  R13: 0000000000000000 R14: 00007fff33ee8a34 R15: 0000000000000001

  Allocated by task 28836:
   kasan_save_stack+0x21/0x50
   __kasan_kmalloc.constprop.18+0xbe/0xd0
   kasan_kmalloc+0x9/0x10
   kmem_cache_alloc_trace+0x410/0xcb0
   btrfs_backref_alloc_node+0x46/0xf0
   btrfs_backref_add_tree_node+0x60d/0x11d0
   build_backref_tree+0xc5/0x700
   relocate_tree_blocks+0x2be/0xb90
   relocate_block_group+0x2eb/0x780
   btrfs_relocate_block_group+0x26e/0x4c0
   btrfs_relocate_chunk+0x52/0x120
   btrfs_balance+0xe2e/0x1900
   btrfs_ioctl_balance+0x3a7/0x460
   btrfs_ioctl+0x24c8/0x4360
   __x64_sys_ioctl+0xc3/0x100
   do_syscall_64+0x37/0x80
   entry_SYSCALL_64_after_hwframe+0x44/0xa9

  Freed by task 28836:
   kasan_save_stack+0x21/0x50
   kasan_set_track+0x20/0x30
   kasan_set_free_info+0x1f/0x30
   __kasan_slab_free+0xf3/0x140
   kasan_slab_free+0xe/0x10
   kfree+0xde/0x200
   btrfs_backref_error_cleanup+0x452/0x530
   build_backref_tree+0x1a5/0x700
   relocate_tree_blocks+0x2be/0xb90
   relocate_block_group+0x2eb/0x780
   btrfs_relocate_block_group+0x26e/0x4c0
   btrfs_relocate_chunk+0x52/0x120
   btrfs_balance+0xe2e/0x1900
   btrfs_ioctl_balance+0x3a7/0x460
   btrfs_ioctl+0x24c8/0x4360
   __x64_sys_ioctl+0xc3/0x100
   do_syscall_64+0x37/0x80
   entry_SYSCALL_64_after_hwframe+0x44/0xa9

  The buggy address belongs to the object at ffff888112402900
   which belongs to the cache kmalloc-128 of size 128
  The buggy address is located 80 bytes inside of
   128-byte region [ffff888112402900, ffff888112402980)
  The buggy address belongs to the page:
  page:0000000028b1cd08 refcount:1 mapcount:0 mapping:0000000000000000 index:0xffff888131c810c0 pfn:0x112402
  flags: 0x17ffe0000000200(slab)
  raw: 017ffe0000000200 ffffea000424f308 ffffea0007d572c8 ffff888100040440
  raw: ffff888131c810c0 ffff888112402000 0000000100000009 0000000000000000
  page dumped because: kasan: bad access detected

  Memory state around the buggy address:
   ffff888112402800: fa fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb
   ffff888112402880: fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc
  >ffff888112402900: fa fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb
                                                   ^
   ffff888112402980: fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc
   ffff888112402a00: fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb fb

Link: https://lore.kernel.org/linux-btrfs/20201208194607.GI31381@hungrycats.org/
CC: stable@vger.kernel.org # 5.10+
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: do not warn if we can't find the reloc root when looking up backref

The backref code is looking for a reloc_root that corresponds to the
given fs root.  However any number of things could have gone wrong while
initializing that reloc_root, like ENOMEM while trying to allocate the
root itself, or EIO while trying to write the root item.  This would
result in no corresponding reloc_root being in the reloc root cache, and
thus would return NULL when we do the find_reloc_root() call.

Because of this we do not want to WARN_ON().  This presumably was meant
to catch developer errors, cases where we messed up adding the reloc
root.  However we can easily hit this case with error injection, and
thus should not do a WARN_ON().

CC: stable@vger.kernel.org # 5.10+
Reported-by: Zygo Blaxell <ce3g8jdj@umail.furryterror.org>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: splice remaining dirty_bg's onto the transaction dirty bg list

While doing error injection testing with my relocation patches I hit the
following assert:

  assertion failed: list_empty(&block_group->dirty_list), in fs/btrfs/block-group.c:3356
  ------------[ cut here ]------------
  kernel BUG at fs/btrfs/ctree.h:3357!
  invalid opcode: 0000 [#1] SMP NOPTI
  CPU: 0 PID: 24351 Comm: umount Tainted: G        W         5.10.0-rc3+ #193
  Hardware name: QEMU Standard PC (Q35 + ICH9, 2009), BIOS 1.13.0-2.fc32 04/01/2014
  RIP: 0010:assertfail.constprop.0+0x18/0x1a
  RSP: 0018:ffffa09b019c7e00 EFLAGS: 00010282
  RAX: 0000000000000056 RBX: ffff8f6492c18000 RCX: 0000000000000000
  RDX: ffff8f64fbc27c60 RSI: ffff8f64fbc19050 RDI: ffff8f64fbc19050
  RBP: ffff8f6483bbdc00 R08: 0000000000000000 R09: 0000000000000000
  R10: ffffa09b019c7c38 R11: ffffffff85d70928 R12: ffff8f6492c18100
  R13: ffff8f6492c18148 R14: ffff8f6483bbdd70 R15: dead000000000100
  FS:  00007fbfda4cdc40(0000) GS:ffff8f64fbc00000(0000) knlGS:0000000000000000
  CS:  0010 DS: 0000 ES: 0000 CR0: 0000000080050033
  CR2: 00007fbfda666fd0 CR3: 000000013cf66002 CR4: 0000000000370ef0
  Call Trace:
   btrfs_free_block_groups.cold+0x55/0x55
   close_ctree+0x2c5/0x306
   ? fsnotify_destroy_marks+0x14/0x100
   generic_shutdown_super+0x6c/0x100
   kill_anon_super+0x14/0x30
   btrfs_kill_super+0x12/0x20
   deactivate_locked_super+0x36/0xa0
   cleanup_mnt+0x12d/0x190
   task_work_run+0x5c/0xa0
   exit_to_user_mode_prepare+0x1b1/0x1d0
   syscall_exit_to_user_mode+0x54/0x280
   entry_SYSCALL_64_after_hwframe+0x44/0xa9

This happened because I injected an error in btrfs_cow_block() while
running the dirty block groups.  When we run the dirty block groups, we
splice the list onto a local list to process.  However if an error
occurs, we only cleanup the transactions dirty block group list, not any
pending block groups we have on our locally spliced list.

In fact if we fail to allocate a path in this function we'll also fail
to clean up the splice list.

Fix this by splicing the list back onto the transaction dirty block
group list so that the block groups are cleaned up.  Then add a 'out'
label and have the error conditions jump to out so that the errors are
handled properly.  This also has the side-effect of fixing a problem
where we would clear 'ret' on error because we unconditionally ran
btrfs_run_delayed_refs().

CC: stable@vger.kernel.org # 4.4+
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: fix reloc root leak with 0 ref reloc roots on recovery

When recovering a relocation, if we run into a reloc root that has 0
refs we simply add it to the reloc_control->reloc_roots list, and then
clean it up later.  The problem with this is __del_reloc_root() doesn't
do anything if the root isn't in the radix tree, which in this case it
won't be because we never call __add_reloc_root() on the reloc_root.

This exit condition simply isn't correct really.  During normal
operation we can remove ourselves from the rb tree and then we're meant
to clean up later at merge_reloc_roots() time, and this happens
correctly.  During recovery we're depending on free_reloc_roots() to
drop our references, but we're short-circuiting.

Fix this by continuing to check if we're on the list and dropping
ourselves from the reloc_control root list and dropping our reference
appropriately.  Change the corresponding BUG_ON() to an ASSERT() that
does the correct thing if we aren't in the rb tree.

CC: stable@vger.kernel.org # 4.4+
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: remove repeated word in struct member comment

Comment for processed extent end of range has an unnecessary "in",
remove it.

Signed-off-by: Nigel Christian <nigel.l.christian@gmail.com>
Reviewed-by: David Sterba <dsterba@suse.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>

btrfs: account for new extents being deleted in total_bytes_pinned

My recent patch set "A variety of lock contention fixes", found here

https://lore.kernel.org/linux-btrfs/cover.1608319304.git.josef@toxicpanda.com/
(Tracked in https://github.com/btrfs/linux/issues/86)

that reduce lock contention on the extent root by running delayed refs
less often resulted in a regression in generic/371.  This test
fallocate()'s the fs until it's full, deletes all the files, and then
tries to fallocate() until full again.

Before these patches we would run all of the delayed refs during
flushing, and then would commit the transaction because we had plenty of
pinned space to recover in order to allocate.  However my patches made
it so we weren't running the delayed refs as aggressively, which meant
that we appeared to have less pinned space when we were deciding to
commit the transaction.

We use the space_info->total_bytes_pinned to approximate how much space
we have pinned.  It's approximate because if we remove a reference to an
extent we may free it, but there may be more references to it than we
know of at that point, but we account it as pinned at the creation time,
and then it's properly accounted when the delayed ref runs.

The way we account for pinned space is if the
delayed_ref_head->total_ref_mod is < 0, because that is clearly a
freeing option.  However there is another case, and that is where
->total_ref_mod == 0 && ->must_insert_reserved == 1.

When we allocate a new extent, we have ->total_ref_mod == 1 and we have
->must_insert_reserved == 1.  This is used to indicate that it is a
brand new extent and will need to have its extent entry added before we
modify any references on the delayed ref head.  But if we subsequently
remove that extent reference, our ->total_ref_mod will be 0, and that
space will be pinned and freed.  Accounting for this case properly
allows for generic/371 to pass with my delayed refs patches applied.

It's important to note that this problem exists without the referenced
patches, it just was uncovered by them.

CC: stable@vger.kernel.org # 5.10
Reviewed-by: Nikolay Borisov <nborisov@suse.com>
Signed-off-by: Josef Bacik <josef@toxicpanda.com>
Signed-off-by: David Sterba <dsterba@suse.com>