 |
|
|
|
||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||
XFS от SGI: структура и алгоритмы
XFS от SGI: структура и алгоритмы Файловая система XFS разработки компании Silicon Graphics считается многими пользователями операционных систем Linux и IRIX одной из самых стабильных и производительных ФС поколения 90-х. Посмотрим, за счет каких архитектурных решений она добивается столь высоких показателей. Историческая справка Исследования концепций файловых систем, проводимые в начале 90-х годов прошлого века, предрекали скорое прекращение роста производительности подсистем ввода-вывода. Инженеры SGI также столкнулись с этим явлением. Проблемой стала не производительность аппаратуры, а ограничения, наложенные старой файловой системой ОС IRIX – EFS. EFS архитектурно подобна Berkley FFS, однако она использует экстенты вместо отдельных блоков для распределения дискового пространства и ввода-вывода. EFS была не в состоянии поддерживать файловые системы размером более восьми гигабайт, файлы длиннее двух гигабайт или предоставлять приложению канал ввода-вывода с производительностью на уровне пропускной способности аппаратуры. EFS не была спроектирована для работы на больших вычислительных системах, и ее возможностей уже в то время не хватало для того, чтобы предоставить приложениям все возможности нового оборудования. Пока инженеры рассматривали направления возможного усовершенствования EFS, требования пользователей возросли настолько, что было решено заменить ее полностью новой файловой системой. К XFS были предъявлены следующие требования:
Практически сразу стало очевидно, что создать ФС, удовлетворяющую всем этим требованиям, можно только с повсеместным применением B+ деревьев и учетом свободного пространства с помощь экстентов. Проработка концепции XFS в целом завершилась к 1991 году, первые рабочие версии появились в SGI в 1992 году. В 1994 году XFS вошла в релиз операционной системы IRIX 5.3. В 2001 году, глядя на IBM, открывшую свою JFS, или же руководствуясь какими-то иными соображениями, SGI открывает исходный код XFS под лицензией GPL v2 и начинает работы по формированию сообщества программистов и портированию ее в Linux. В мае 2001 года выходит релиз 1.0 этой ФС для Linux, через год код XFS принимается в экспериментальную ветку 2.5, а в декабре 2003 выходит ядро 2.6.0 стабильной XFS на борту. Архитектура Файловая система XFS может включать в себя до трех секций: данных, журнала и реального времени. Область данных содержит пользовательские данные и метаданные ФС, а также (опционально) зону журнала. Секцией реального времени называется некая обособленная часть дискового раздела, к которой применяются упрощенные механизмы доступа и выделения блоков и inodes. Область данных делится на некоторое количество групп размещения (allocation grup, AG), размер которых выбирается при создании ФС. AG's чем-то подобны группам блоков в ext2 или группам цилиндров в FFS, однако задуманы были не для удобства управления дисковым пространством, а для распараллеливания запросов к аллокаторам блоков и inodes. B+ деревья XFS использует B+ деревья повсюду. С их помощью индексируются пакеты inodes, списки свободных экстентов, элементы каталогов и записи файловых карт. B+ деревья XFS имеют вполне традиционную структуру: во внутренних узлах хранятся только ключи и указатели на потомков, а в листьях – ключи и данные. Так как типов деревьев в XFS существует несколько, общий код обрабатывает лишь стандартные заголовки блоков (xfs_btree.h): /** Комбинированный заголовок и структура, используемая общим кодом */ typedef struct xfs_btree_hdr { __be32 bb_magic; /* magic-номер, зависит от типа дерева и блока */ __be16 bb_level; /* уровень блока в дереве, 0 если лист */ __be16 bb_numrecs; /* текущее количество записей */ } xfs_btree_hdr_t; /* Внутренний узел дерева */ typedef struct xfs_btree_block { xfs_btree_hdr_t bb_h; /* заголовок */ union { /* указатели короткой формы */ struct { __be32 bb_leftsib; /* сосед слева */ __be32 bb_rightsib; /* сосед справа */ } s; /* указатели длинной формы */ struct { __be64 bb_leftsib; /* сосед слева */ __be64 bb_rightsib; /* сосед справа */ } l; } bb_u; } xfs_btree_block_t; После заголовка располагаются массивы данных. Для внутренних узлов это два списка – ключей и указателей на потомков, растущие к середине. Для листьев – массив записей, отсортированный по возрастанию. Формат ключей и записей соответственно определяется типом дерева. Группы размещения XFS позиционируется как 64-битная файловая система. Однако в коде драйвера разработчики старались избегать использования 64-битных указателей, пока в этом действительно нет нужды. Удержание указателей в рамках 32-битных значений является одним из мотивов применения allocation groups. В среднем каждая AG имеет 0,5-4 Гб в размере и располагает собственными структурами данных для управления размещением inodes и блоков в своих пределах. Ограниченный размер AG's позволяет использовать внутри них относительные 32-битные номера inodes, что удерживает размеры структур данных в рамках оптимальных значений. Пока структуры обслуживают данные внутри своей AG, в них применяются относительные 32-битные номера, а глобальные структуры данных могут ссылаться на блоки и inodes в любом месте ФС с помощью 64-битных указателей. AG лишь изредка применяются для группировки данных, вообще же они слишком велики для этого, а центрами сосредоточения данных в XFS (для уменьшения фрагментации и улучшения производительности чтения) служат файлы или каталоги. Однако главная задача групп размещения – достижения явного параллелизма в управлении размещением блоков и inodes. Файловые системы предыдущего поколения имеют однопоточный механизм выделения и освобождения дискового пространства. На больших файловых системах с множеством использующих их процессов такой алгоритм может создать серьезные проблемы. Сделав структуры в каждой AG независимыми, разработчики XFS добились, что операции с дисковым пространством и inodes могут выполняться параллельно по всей ФС. Таким образом, несколько пользовательских процессов могут одновременно запросить свободное место или новый inode, и ни один из них не будет заблокирован (т.е. не будет ждать, пока с метаданными поработает другой процесс). Первые 2 Кб любой группы размещения являются зоной метаданных. Она разбита на 4 функционально обособленных 512-байтных сектора. Первый сектор хранит копию суперблока, за ним следует AGF-блок (от Allocation Group Free Space Block), далее AGI- (от Allocation Group Inodes Block) и AGFL-блоки (от Allocation Group Free List Block). Суперблок Каждая AG хранит копию суперблока, однако только суперблок самой первой группы размещения (нулевой сектор дискового раздела) используется реально – остальные служат избыточной информацией для xfs_repair и необходимы в случае разрушения основного суперблока. Структура суперблока такова (xfs_sb.h): typedef struct xfs_sb {__uint32_t sb_magicnum; /* magic-номер == XFS_SB_MAGIC ("XFSB") */ __uint32_t sb_blocksize; /* размер блока в байтах */ xfs_drfsbno_t sb_dblocks; /* количество блоков данных */ xfs_drfsbno_t sb_rblocks; /* количество realtime-блоков */ xfs_drtbno_t sb_rextents; /* количество realtime-экстентов */ uuid_t sb_uuid; /* идентификатор ФС */ xfs_dfsbno_t sb_logstart; /* стартовый блок журнала (если он встроенный) */ xfs_ino_t sb_rootino; /* номер корневого inode */ xfs_ino_t sb_rbmino; /* inode, описывающий realtime-bitmap */ xfs_ino_t sb_rsumino; /* inode, описывающий realtime-summary */ xfs_agblock_t sb_rextsize; /* размер realtime-экстента в блоках */ xfs_agblock_t sb_agblocks; /* размер AG */ xfs_agnumber_t sb_agcount; /* количество AG's */ xfs_extlen_t sb_rbmblocks; /* количество блоков в realtime-bitmap */ xfs_extlen_t sb_logblocks; /* количество блоков в журнале */ __uint16_t sb_versionnum; /* битовая маска флагов ФС: * 0x0010 – используются атрибуты * 0x0020 – используются inodes версии 2 * 0x0040 – используются квоты * 0x0080 – используется выравнивание пакетов inodes * 0x0100 – задействовано выравнивание области данных * 0x0200 – поле shared_vn имеет смысл * 0x1000 – включено отслеживание незаписываемых экстентов * 0x2000 – используются каталоги версии 2 */ __uint16_t sb_sectsize; /* размер сектора раздела в байтах */ __uint16_t sb_inodesize; /* размер inode в байтах */ __uint16_t sb_inopblock; /* количество inodes на блок */ char sb_fname[12]; /* имя ФС */ __uint8_t sb_blocklog; /* log2 от sb_blocksize */ __uint8_t sb_sectlog; /* log2 от sb_sectsize */ __uint8_t sb_inodelog; /* log2 от sb_inodesize */ __uint8_t sb_inopblog; /* log2 от sb_inopblock */ __uint8_t sb_agblklog; /* log2 от sb_agblocks */ __uint8_t sb_rextslog; /* log2 от sb_rextents */ __uint8_t sb_inprogress; /* работает mkfs, не монтировать */ __uint8_t sb_imax_pct; /* максимальный процент пространства ФС для inodes */ __uint64_t sb_icount; /* количество выделенных inodes */ __uint64_t sb_ifree; /* количество свободных inodes */ __uint64_t sb_fdblocks; /* количество свободных блоков данных */ __uint64_t sb_frextents; /* количество свободных realtime-экстентов */ xfs_ino_t sb_uquotino; /* inode квот-файла для пользователей */ xfs_ino_t sb_gquotino; /* inodes квот-файла для групп */ __uint16_t sb_qflags; /* флаги квот */ __uint8_t sb_flags; /* флаги */ __uint8_t sb_shared_vn; /* индикатор разделяемого номера версии */ xfs_extlen_t sb_inoalignmt; /* величина выравнивание пакета inodes в блоках */ __uint32_t sb_unit; __uint32_t sb_width; __uint8_t sb_dirblklog; __uint8_t sb_logsectlog; /* log2 от размера сектора журнала */ __uint16_t sb_logsectsize; /* размер сектора для журнала в байтах (если он вынесен на отделный раздел */ __uint32_t sb_logsunit; __uint32_t sb_features2; } xfs_sb_t; AGF-блок AGF-блок содержит служебную информацию, необходимую подсистеме выделения блоков (block allocator). Его структура такова (xfs_ag.h): typedef struct xfs_agf {__be32 agf_magicnum; /* magic-номер = XFS_AGF_MAGIC ("XAGF") * __be32 agf_versionnum; /* версия заголовка == XFS_AGF_VERSION (1) */ __be32 agf_seqno; /* sequence number starting from 0 */ __be32 agf_length; /* размер AG в блоках. Все AG, кроме последней, имеют одинаковый размер, * определенный в поле agblocks суперблока */ /* Номера корневых блоков для двух деревьев свободных экстентов - с сортировкой по номеру стартового блока и по длине */ __be32 agf_roots[XFS_BTNUM_AGF]; __be32 agf_spare0; /* зарезервировано */ /* Количества уровней для двух деревьев свободных экстентов – с сортировкой по номеру стартового блока и по длине */ __be32 agf_levels[XFS_BTNUM_AGF]; __be32 agf_spare1; /* зарезервировано */ __be32 agf_flfirst; /* индекс первого активного элемента в AGFL-блоке */ __be32 agf_fllast; /* индекс последнего активного элемента в AGFL-блоке */ __be32 agf_flcount; /* количество активных элементов AGFL-блока */ __be32 agf_freeblks; /* всего свободных блоков */ __be32 agf_longest; /* размер самого большого свободного экстента */ } xfs_agf_t; Для учета свободных блоков XFS использует не традиционные для многих ФС (например, ext2/3/4, reiserfs, reiser4) битовые карты, а списки свободных экстентов. Эти массивы проиндексированы в двух B+ деревьях, одно из которых отсортировано по стартовому блоку экстента, другое – по его длине. Двойное индексирование позволяет не только гибко и быстро находить необходимое количество свободного пространства, но и использовать перспективные политики выделения блоков, такие как отложенное размещение (delayed allocation). Алгоритм delayed allocation использует «ленивые» техники назначения физических блоков файлу. Вместо того чтобы выделять блоки файлу в момент его записи в кэш, XFS просто резервирует место в файловой системе, размещая данные в специальных виртуальных экстентах. Только когда буферизованные данные сбрасываются на диск, виртуальным экстентам назначаются конкретные блоки. Решение о размещении файла на диске откладывается до момента, когда ФС будет располагать более точной информацией о конечном размере файла. Когда весь файл содержится в памяти, то он обычно может быть размещен в одном куске непрерывного дискового пространства. Файлам, не умещающимся в памяти, алгоритм delayed allocation позволяет быть размещенными гораздо более непрерывно, чем это было бы возможно без его применения. Механизм отложенного размещения хорошо соответствует концепции современной файловой системы, так как его эффективность возрастает с увеличением объема системной RAM – чем больше данных будет буферизовано в памяти, тем более оптимальные решения по их размещению будет принимать XFS. Кроме того, файлы с малым временем жизни могут вовсе не получить физического воплощения на диске – XFS не успеет принять решение о размещении до их удаления. Такие короткоживущие файлы – обычное дело в UNIX-системах, и механизм delayed allocation позволяет существенно уменьшить количество модификаций метаданных, вызванных созданием и удалением таких файлов, а также устранить их влияние на фрагментацию ФС. Другой плюс отложенного размещения состоит в том, что файлы, записанные беспорядочно, но не имеющие «дыр», чаще всего будут размещаться на диске рядом. Если все «грязные» данные могут быть буферизованы в памяти, то пространство для этих данных скорее всего будет размещено непрерывно в тот момент, когда они сбрасываются (flushed) на диск. Это особенно важно для приложений, пишущих данные в отображенные (mmapped) файлы, когда случайный доступ – правило, а не исключение. AGI-блок AGI-блок хранит служебные данные для аллокатора inodes. Его структура такова (xfs_ag.h): typedef struct xfs_agi {__be32 agf_magicnum; /* magic-номер == XFS_AGI_MAGIC ("XAGI") */ __be32 agf_versionnum; /* версия заголовка XFS_AGI_VERSION (1) */ __be32 agf_seqno; /* sequence number starting from 0 */ __be32 agf_length; /* размер AG в блоках */ __be32 agi_count; /* количество выделенных inodes */ __be32 agi_root; /* корень дерева inodes */ __be32 agi_level; /* высота дерева inodes */ __be32 agi_freecount; /* количество свободных inodes */ __be32 agi_newino; /* номер последнего выделенного inode */ __be32 agi_dirino; /* не используется */ /* * Хэш-таблица inodes, которые были разлинкованы, * но все еще достижимы через ссылки в различных списках */ __be32 agi_unlinked[XFS_AGI_UNLINKED_BUCKETS]; } xfs_agi_t; XFS выделяет inodes динамически и располагает их на диске в пакетах по 64 штуки. В каждой AG существует B+ дерево (на его корень указывает поле agi_root структуры xfs_agi), в листьях которого хранятся структуры такого вида (xfs_ialloc_btree.h): typedef struct xfs_inobt_rec { __be32 ir_startino; /* номер первого inode в пакете */ __be32 ir_freecount; /* количество свободных inodes в пакете */ __be64 ir_free; /* битовая карта занятости inodes */ } xfs_inobt_rec_t; Ключом в дереве является номер первого inode в пакете, magic-номер для всех блоков – «IABT». В XFS номер inode вычисляется на основе адреса блока, в котором он хранится. Соответственно, для каждого блока однозначно определен диапазон возможных номеров inodes, следовательно, информацию о физическом местоположении пакетов inodes хранить не требуется – достаточно номера первого inode в пакете. AGFL-блок AGFL-блок содержит линейный массив номеров блоков, зарезервированных для использования аллокатором в условиях нехватки свободного места в данной AG. Эти блоки могут быть использованы только для расширения B+ деревьев свободных блоков, и ни для каких других данных. В только что созданной файловой системе этот список содержит 4 блока – с 4 по 7. По мере фрагментации свободного и заполнения этих блоков XFS заносит в AGFL другие (см. рис. 1).
Рисунок 1. Структура первой AG сразу после создания Inodes Каждый inode состоит из четырех частей – ядра, next_unlinked, u и a. Ядро содержит постоянную информацию, характерную для всех типов inodes. Поле di_next_unlinked, отделенное от ядра из-за принятой политики журналирования, по функциям связано с agi_unlinked (см. рис. 2).
Рисунок 2. Список разлинкованных inodes Вот структура ядра inode (см. xfs_dinode.h): typedef struct xfs_dinode_core {__uint16_t di_magic; /* inode magic # = XFS_DINODE_MAGIC ("IN") */ __uint16_t di_mode; /* mode и тип файла */ __int8_t di_version; /* версия inode, 1 или 2 */ __int8_t di_format; /* формат потока данных */ __uint16_t di_onlink; /* количество ссылок на inodes версии 1 */ __uint32_t di_uid; /* user id владельца */ __uint32_t di_gid; /* group id владельца */ __uint32_t di_nlink; /* количество ссылок на inode версии 2 */ __uint16_t di_projid; /* project id владельца, только для IRIX */ __uint8_t di_pad[8]; /* не используется */ __uint16_t di_flushiter; /* инкрементируется при flusf */ xfs_timestamp_t di_atime; /* время последнего доступа */ xfs_timestamp_t di_mtime; /* время последнего изменения */ xfs_timestamp_t di_ctime; /* время создания/модификации inode */ xfs_fsize_t di_size; /* количество байт в файле */ xfs_drfsbno_t di_nblocks; /* количество использованных direct- и btree-блоков */ xfs_extlen_t di_extsize; /* basic/minimum размер экстента файла */ xfs_extnum_t di_nextents; /* количество экстентов в потоке данных */ xfs_aextnum_t di_anextents; /* количество экстентов в потоке атрибутов */ __uint8_t di_forkoff; /* смещение потока данных в inode, в 64-битных словах от начала u */ __int8_t di_aformat; /* формат потока атрибутов: * 1 – локальные атрибуты, * 2 – список экстентов, * 3 – корень дерева */ __uint32_t di_dmevmask; /* DMIG event mask */ __uint16_t di_dmstate; /* DMIG state info */ __uint16_t di_flags; /* флаги */ __uint32_t di_gen; /* номер поколения */ } xfs_dinode_core_t; Вот формат inode целиком: typedef struct xfs_dinode {xfs_dinode_core_t di_core; /* ядро inode */ xfs_agino_t di_next_unlinked; /* Это объединение описывает поток данных (data-fork) */ union { xfs_bmdr_block_t di_bmbt; /* корень дерева */ xfs_bmbt_rec_32_t di_bmx[1]; /* список экстентов */ xfs_dir2_sf_t di_dir2sf; /* короткая форма каталога v2 */ char di_c[1]; /* локальное содержимое */ xfs_dev_t di_dev; /* устройство */ uuid_t di_muuid; /* точка монтирования */ char di_symlink[1]; /* символическая ссылка */ } di_u; /* Это объединение описывает поток атрибутов (attribite-fork) */ union { xfs_bmdr_block_t di_abmbt; /* корень дерева */ xfs_bmbt_rec_32_t di_abmx[1]; /* список экстентов */ xfs_attr_shortform_t di_attrsf; /* локальные атрибуты */ } di_a; } xfs_dinode_t; Если di_format == XFS_DINODE_FMT_LOCAL, значит поле «u» хранит внутри себя все содержимое файла. Это могут быть сырые данные файла (di_c), текстовая строка с именем цели для символической ссылки (di_symlink), или небольшой массив элементов каталога, описывающий короткий каталог (di_dir2sf, см. далее). В случае di_format == XFS_DINODE_FMT_DEV, «u» интерпретируется как 32-битный дескриптор устройства, содержащий его minor и major номера – структура di_dev. При di_format == XFS_DINODE_FMT_EXTENTS, «u» интерпретируется как массив дескрипторов экстентов (di_bmx), содержащих данные файла. Структура дескриптора экстента такова (xfs_bmap_btree.h): typedef struct xfs_bmbt_rec_32 { __uint32_t l0, l1, l2, l3; } xfs_bmbt_rec_32_t;
typedef struct xfs_bmbt_rec_64 { __uint64_t l0, l1; } xfs_bmbt_rec_64_t; В 32-битных ядрах поля структуры интерпретируются следующим образом:
Для 64-битных ядер:
При di_format == XFS_DINODE_FMT_BTREE, «u» считается содержащим корневой узел дерева выделенных экстентов (di_bmbt). Каждый внутренний блок этого дерева состоит из трех частей: общего заголовка (см. раздел «B+ деревья» в начале статьи), массива ключей (в этом дереве ключом считается смещение экстента от начала файла) и массива указателей на потомки. Листовые узлы, вместо массива указателей, содержат массив дескрипторов экстентов. Magic-номер для всех блоков такого дерева – «BMAP». Атрибуты Каждый файл в XFS может располагать дополнительным потоком данных – attribute fork, описываемым объединением «a» структуры inode. Как и в случае с данными, inode может содержать поток атрибутов в короткой форме (di_abmbt). Структура di_abmbt имеет следующий формат (см. xfs_attr_sf.h): typedef struct xfs_attr_shortform { struct xfs_attr_sf_hdr { /* заголовок */ __be16 totsize; /* размер списка */ __u8 count; /* количество активных элементов */ } hdr; struct xfs_attr_sf_entry { __uint8_t namelen; /* длина имени атрибута */ __uint8_t valuelen; /* длина значения атрибута */ __uint8_t flags; /* биты флагов (см. xfs_attr_leaf.h) */ __uint8_t nameval[1]; /* объединенные строки имени и значения атрибута */ } list[1]; /* список переменной длины */ } xfs_attr_shortform_t; Если все атрибуты в inode не умещаются, «a» интерпретируется в качестве массива дескрипторов экстентов (di_abmx). В случае нехватки места и для списка экстентов, в di_a помещается корневой узел дерева атрибутов (di_abmbt). Внутренние узлы этого дерева имеют традиционный формат (magic 0xfbee), листовые же устроены несколько иначе (см. рис. 3).
Рисунок 3. Структура листовых узлов Структура заголовка листового узла (см. xfs_attr_leaf.h): #define XFS_ATTR_LEAF_MAPSIZE 3 /* доступное количество free-слотов */
/* Формат free-карты */ typedef struct xfs_attr_leaf_map { __be16 base; /* база свободного региона */ __be16 size; /* длина свободного региона */ } xfs_attr_leaf_map_t;
/* Заголовок листового блока */ typedef struct xfs_attr_leaf_hdr { xfs_da_blkinfo_t info; /* этот заголовок используется для построения * двусвязных списков блоков одного уровня (см. xfs_da_btree.h) */ __be16 count; /* количество активных leaf_entry */ __be16 usedbytes; /* количество байт в буфере */ __be16 firstused; /* первый используемый байт в массиве имен */ __u8 holes; /* != 0 если блок нуждается в упаковке */ __u8 pad1; xfs_attr_leaf_map_t freemap[XFS_ATTR_LEAF_MAPSIZE]; } xfs_attr_leaf_hdr_t; Массив freemap хранит описатели для N (XFS_ATTR_LEAF_MAPSIZE=3 в текущей реализации) наибольших свободных регионов. Если места в узле недостаточно, вызываются процедуры упаковки узла и, если не помогло, – его разбиения. Структура xfs_da_blkinfo_t определена в xfs_da_btree.h и используется для построения двусвязных списков блоков одного уровня в деревьях именованных объектов – атрибутов и каталогов (xfs_da_btree.h): typedef struct xfs_da_blkinfo {__be32 forw; /* предыдущий блок в списке */ __be32 back; /* следующий блок в списке */ __be16 magic; /* тип блока */ __be16 pad; /* unused */ } xfs_da_blkinfo_t; #define XFS_DA_NODE_MAGIC 0xfebe /* внутренний узел */ #define XFS_ATTR_LEAF_MAGIC 0xfbee /* лист дерева атрибутов */ #define XFS_DIR2_LEAF1_MAGIC 0xd2f1 /* лист дерева одноблочной директории */ #define XFS_DIR2_LEAFN_MAGIC 0xd2ff /* лист дерева многоблочной директории */ Далее следует массив хэшей/индексов: typedef struct xfs_attr_leaf_entry { __be32 hashval; /* хэш имени атрибута */ __be16 nameidx; /* индекс атрибута в буфере данных */ __u8 flags; /* LOCAL/ROOT/SECURE/INCOMPLETE флаги */ __u8 pad2; /* unused pad byte */ } xfs_attr_leaf_entry_t; Листовой блок заканчивается буфером актуальных данных, содержащим имена и значения атрибутов. Значения могут быть локальными (хранятся прямо в буфере) и удаленными (в буфере только указатель на выделенный блок). /* Локальный атрибут */typedef struct xfs_attr_leaf_name_local { __be16 valuelen; /* дллина значения */ __u8 namelen; /* длина имени */ __u8 nameval[1]; /* объединенные строки имени и значения атрибута */ } xfs_attr_leaf_name_local_t; /* Удаленный атрибут */ typedef struct xfs_attr_leaf_name_remote { __be32 valueblk; /* номер блока, хранящего значение */ __be32 valuelen; /* длина значения */ __u8 namelen; /* длина имени */ __u8 name[1]; /* имя */ } xfs_attr_leaf_name_remote_t; Вот структура листового узла дерева атрибутов в сборе: typedef struct xfs_attr_leafblock { xfs_attr_leaf_hdr_t hdr; /* заголовок */ xfs_attr_leaf_entry_t entries[1]; /* индексы */ xfs_attr_leaf_name_local_t namelist; /* локальные атрибуты */ xfs_attr_leaf_name_remote_t valuelist; /* удаленные атрибуты */ } xfs_attr_leafblock_t; Директории Содержимое директории в XFS хранится либо прямо в inode (каталог короткой формы), либо адресуется через дерево блочной карты файла. Все смещения в структурах каталога логические, т.е. для поиска физического положения тех или иных элементов файловая система обращается к карте блоков файла и выполняет соответствующие преобразования. В пределах файла выделены три диапазона:
Каталог в XFS может храниться в четырех форматах:
Каталог короткой формы Рассмотрим в каком виде XFS хранит директории. Прямо в inode может содержатся каталог короткой формы, описанный в xfs_dir2_sf.h: /* Формат номера inode */typedef union { xfs_dir2_ino8_t i8; xfs_dir2_ino4_t i4; } xfs_dir2_inou_t; /* Заголовок каталога короткой формы */ typedef struct xfs_dir2_sf_hdr { __uint8_t count; /* количество элементов */ __uint8_t i8count; /* количество 64-битных номеров inodes */ xfs_dir2_inou_t parent; /* номер inode родительского каталога */ } xfs_dir2_sf_hdr_t; /* Элемент каталога короткой формы */ typedef struct xfs_dir2_sf_entry { __uint8_t namelen; /* длина имени */ xfs_dir2_sf_off_t offset; /* saved offset */ __uint8_t name[1]; /* имя */ xfs_dir2_inou_t inumber; /* номер inode для данного имени */ } xfs_dir2_sf_entry_t; /* Каталог короткой формы */ typedef struct xfs_dir2_sf { xfs_dir2_sf_hdr_t hdr; /* заголовок */ xfs_dir2_sf_entry_t list[1]; /* массив элементов */ } xfs_dir2_sf_t; Одноблочный каталог Если каталог не помещается в inode, XFS выделяет под него отдельный блок, размещая там структуры так называемой одноблочной директории (xfs_dir2_block.h): //* Одноблочный каталог */ Многоблочный каталог Когда каталог перестает умещаться в одном блоке, XFS разворачивает под его хранение древовидную структуру, состоящую из data-блоков, хранящих элементы каталога – то есть имена файлов и номера их inodes, и так называемых leaf-блоков, содержащих индексную информацию по data-блокам – хэши имен и смещения соответствующих элементов в пределах каталога. К этим структурам привязываются так называемые freeindex-блоки, с помощью которых отслеживаются свободные участки в файле, содержащем каталог, в больших каталогах над этой информацией также может надстраиваться древовидная структура. Логическое пространство в пределах файла каталога считается 8-байтными словами – на это рассчитаны все структуры учета свободных участков. Итак, блоки данных (xfs_dir2_data.h): /* Активный элемент каталога */typedef struct xfs_dir2_data_entry { __be64 inumber; /* номер inode */ __u8 namelen; /* длина имени */ __u8 name[1]; /* имя */ __be16 tag; /* смещение этого элемента в блоке */ } xfs_dir2_data_entry_t; /* Свободный элемент каталога */ typedef struct xfs_dir2_data_unused { __be16 freetag; /* XFS_DIR2_DATA_FREE_TAG */ __be16 length; /* длина свободного участка */ __be16 tag; /* смещение этого элемента в блоке */ } xfs_dir2_data_unused_t; /* Обощенный элемент каталога */ typedef union { xfs_dir2_data_entry_t entry; xfs_dir2_data_unused_t unused; } xfs_dir2_data_union_t; Структура хэш-блоков (так называемые листовые блоки, xfs_dir2_leaf.h): /* Заголовок листового блока */typedef struct xfs_dir2_leaf_hdr { xfs_da_blkinfo_t info; /* DA-заголовок, см. xfs_da_btree.h */ __be16 count; /* количество элементов */ __be16 stale; } xfs_dir2_leaf_hdr_t; /* Элемент листового узла */ typedef struct xfs_dir2_leaf_entry { __be32 hashval; /* хэш имени */ __be32 address; /* смещение в пределах файла каталога */ } xfs_dir2_leaf_entry_t; /* Хвост */ typedef struct xfs_dir2_leaf_tail { __be32 bestcount; } xfs_dir2_leaf_tail_t; /* Листовой блок в сборе */ typedef struct xfs_dir2_leaf { xfs_dir2_leaf_hdr_t hdr; /* заголовок */ xfs_dir2_leaf_entry_t ents[1]; /* элементы */ xfs_dir2_data_off_t bests[1]; /* список свободных участков в диапазоне листовых блоков */ xfs_dir2_leaf_tail_t tail; /* хвост */ } xfs_dir2_leaf_t; Нетрудно понять, что древовидными эти структуры можно назвать лишь с натяжкой – в сущности, каталоги XFS индексируются с помощью хэширования, причем даже не расширенного. Управление свободным пространством в каталоге также не на высоте. Все это приводит к отставанию XFS при работе с большими каталогами от таких продвинутых в этом отношении файловых систем, как reiserfs и, в особенности reiser4. Квоты Информация о квотах хранится в файлах, адресуемых полями uquotino (квоты для пользователей) и gquotino (квоты для групп) суперблока. Каждый блок квот-файла содержит постоянное количество квот-записей. Квот-запись в настоящее время имеет размер 136 байт, поэтому ФС с блоком в 4 Кб хранит 30 записей на блок. В файле квот-записи индексируются по идентификатору. Формат квот-записи (xfs_disk_dquot_t) определен в xfs_quota.h:
Подсистема real-time ввода-вывода XFS может выделять на диске специальную секцию реального времени, к которой применяются упрощенные механизмы доступа и выделения блоков и inodes (в том числе битовые карты), позволяющие стабилизировать время выполнения дисковых операций. Ядро IRIX содержит особые методы в менеджерах томов и памяти, которые обеспечивают поддержку более производительного realtimе-доступа, в Linux же таких возможностей нет, поэтому секция реального времени обрабатывается здесь не быстрее секции данных. Основная идея – постоянство времени выполнения операций. Если файловая система имеет realtime-подраздел, поле rbmino суперблока ссылается на файл, содержащий битовую карту области реального времени. Каждый бит карты контролирует выделение простого realtime-экстента. Карта обрабатывается 32-битными словами. Поле atime inode, описывающего эту карту, содержит счетчик, используемый для хранения указателя на первый свободный блок. Поле rbsumino суперблока ссылается на файл, содержащий двухмерный массив 16-битных значений, с помощью которого несколько ускоряется поиск необходимого экстента по битовой карте realtime-блоков. В первом измерении массив упорядочен по размеру (представлены 16 диапазонов возможного размера realtime-экстентов), во втором – по смещению экстентов с данным размером в битовой карте. Это позволяет быстро отыскать свободный realtime-экстент нужного размера. Журналирование Задачей менеджера журнала является обеспечение сервиса, позволяющего быстро и надежно восстанавливать файловую систему после сбоя. Это также увеличивает производительность для некоторых операций типа обновления метаданных. Благодаря использованию этого механизма другие сервисы журналируют изменения в метаданных ФС (в inodes, каталогах, пуле свободного пространства), а менеджер журнала группирует множество запросов к диску в один большой синхронный запрос, выполняемый аппаратурой гораздо быстрее. Однажды зарегистрированные клиенты log-менеджера больше не нуждаются в немедленном сбросе своих грязных данных, эту работу выполняет log-менеджер, попутно группируя запросы на запись и обеспечивая целостность файловой системы в случае сбоя. Изменения в пользовательских данных не журналируются, т.к. их сохранность инвариантна к целостности структуры ФС. Журнал XFS разбит на 2 части – дисковую и рабочую (in-core). Назначенные на журналирование операции сначала попадают в рабочий лог, который представляет из себя FIFO-очередь, удерживающую транзакции в памяти до тех пор, пока некоторое событие не вызовет их принудительный сброс в дисковый лог. Операции, хранимые в рабочем журнале, называются активными. Дисковый журнал представляет собой непрерывную последовательность дисковых блоков, обрабатываемых отдельно от блоков данных XFS, и является, по сути, замкнутой очередью. Операции, хранящиеся в дисковом логе, называются зафиксированными. Набор связанных операций, которые должны быть атомарно применены к диску, называется транзакцией. Журнальные записи Для оптимизации ввода/вывода активные операции группируются вместе в log-записи и только потом направляются на диск. Существуют 3 события, которые могут вызвать фиксацию рабочей очереди:
Сами Log-записи состоят из двух частей – заголовка и тела. Заголовок содержит некую общую информацию обо всей log-записи, тогда как тело хранит связанные log-операции. Заголовок log-записи состоит из:
Log-операции содержатся в теле записи также разбитыми на 2 части – заголовок и тело операции. Тело операции – это поток выровненных по 4-байтной границе снапшотов, отражающих состояние метаданных после внесения изменений. Заметим, что это подразумевает временное упорядочивание записей. Метаданные могут быть сброшены на диск только после того, как соответствующие log-записи внесены в дисковый лог. Заголовок log-записи содержит:
Номер записи представляет собой 64-битное число; младшие 32 бита содержат номер соответствующего блока в журнале, старшие – инкрементальный счетчик. Дисковая структура Каждая log-запись предваряется информационным заголовком (размер которой не более сектора), который содержит: typedef struct xlog_rec_header {uint h_magicno; /* ID log-записи */ uint h_cycle; /* номер цикла записи */ int h_version; /* версия log-записи */ int h_len; /* длина записи в байтах */ xfs_lsn_t h_lsn; /* номер сектора для данной записи */ xfs_lsn_t h_tail_lsn; /* номер сектора первой несброшенной записи */ uint h_chksum; /* контрольная сумма тела записи, если не используется - 0 */ int h_prev_block; /* номер блока предыдущей LR */ int h_num_logops; /* количество log-операций в этой LR */ uint h_cycle_data[XLOG_HEADER_CYCLE_SIZE / BBSIZE]; int h_fmt; /* формат log-записи */ uuid_t h_fs_uuid; /* UUID файловой системы */ int h_size; /* размер */ } xlog_rec_header_t; Так как восстановление после сбоя должно быть очень быстрым, оперативный поиск начала дискового журнала является приоритетной задачей log-менеджера. Последняя актуальная log-запись будет удовлетворять следующим условиям:
Log-менеджер XFS ищет начало журнала, выполняя случайные выборки по всему журналу и методом последовательных приближений отыскивая log-запись с наибольшим номером. Затем около нее ищется последняя запись с верной контрольной суммой, из заголовка которой извлекается номер первой не сброшенной записи (h_tail_lsn) – она и считается началом журнала. Мнение XFS довольно сложная – как по идеям, так и по реализации – файловая система. За счет эффективных, хорошо продуманных алгоритмов распределения дискового пространства, отложенного размещения и хорошо распараллеленной обработки пользовательских запросов показывает хорошие результаты на обработке больших и средних файлов. Излишне сложная и недостаточно оптимизированная схема обработки каталогов не позволяет ей опережать такие ФС, как reiserfs, reiser4 и btrfs на больших директориях (ext2/3/4 здесь отстают от нее довольно существенно, JFS – примерно на одном уровне) – и это, пожалуй, ее единственная слабость.
|
||||||||||||||||
Андрей Пешеходов
Комментарии отсутствуют
| Добавить комментарий |
|
Комментарии могут оставлять только зарегистрированные пользователи |
|
