Ext4文件系统架构分析(一)

本文描述Ext4文件系统磁盘布局和元数据的一些分析,同样适用于Ext3和Ext2文件系统,除了它们不支持的Ext4的特性外。整个分析分两篇博文,分别概述布局和详细介绍各个布局的数据结构及组织寻址方式等。感兴趣的看官敬请留意和指导!

1. Ext4文件系统布局综述

一个Ext4文件系统被分成一系列块组。为减少磁盘碎片产生的性能瓶颈,块分配器尽量保持每个文件的数据块都在同一个块组中,从而减少寻道时间。以4KB的数据块为例,一个块组可以包含32768个数据块,也就是128MB。

1.1 磁盘布局

Ext4文件系统的标准磁盘布局如下:

Ext4文件系统主要使用块组0中的超级块和块组描述符表,在其他一些特定块组中有超级块和块组描述符表的冗余备份。如果块组中不含冗余备份,那么块组就以数据块位图开始。当格式化磁盘成为Ext4文件系统的时候,mkfs将在块组描述符表后面分配预留GDT表数据块(“Reserve GDT blocks”)以用于将来扩展文件系统。紧接在预留GDT表数据块后的是数据块位图与inode表位图,这两个位图分别表示本块组内的数据块与inode表的使用,inode表数据块之后就是存储文件的数据块了。在这些各种各样的块中,超级块、GDT、块位图、Inode位图都是整个文件系统的元数据,当然inode表也是文件系统的元数据,但是inode表是与文件一一对应的,我更倾向于将inode当做文件的元数据,因为在实际格式化文件系统的时候,除了已经使用的十来个外,其他inode表中实际上是没有任何数据的,直到创建了相应的文件才会分配inode表,文件系统才会在inode表中写入与文件相关的inode信息。

1.2 Flexible 块组(flex_bg)

Flexible 块组(flex_bg)是从Ext4开始引入的新特性。在一个flex_bg中,几个块组在一起组成一个逻辑块组flex_bg。Flex_bg的第一个块组中的位图空间和inode表空间扩大为包含了flex_bg中其他块组上位图和inode表。

比如flex_bg包含4个块组,块组0将按序包含超级块、块组描述符表、块组0-3的数据块位图、块组0-3的inode位图、块组0-3的inode表,块组0中的其他空间用于存储文件数据。同时,其他块组上的数据块位图、inode位图、inode表元数据就不存在了,但是SB和GDT还是存在的。

Flexible块组的作用是:

(1)  聚集元数据,加速元数据载入;

(2)  使得大文件在磁盘上尽量连续;

即使开启flex_bg特性,超级块和块组描述符的冗余备份仍然位于块组的开头。 Flex_bg中块组的个数由2^ext4_super_block.s_log_groups_per_flex 给出。

1.3 元块组(Meta Block Groups)

通常,在每个冗余备份的超级块的后面是一个完整的(包含所有块组描述符的)块组描述符表的备份。这样会产生一个限制,以Ext4的块组描述符大小64 Bytes计算,文件系统中最多只能有2^21个块组,也就是文件系统最大为256TB。

使用元块组Meta Block Groups特性,每个块组都包含该块组自己的描述符的冗余备份。因此可以创建2^33个块组,也就是文件系统最大1EB。48位数据块,每个块组128MB,因而可以创建2^33个块组。

元块组实际上是可以用一个块组描述符块来进行描述的块组集,简单的说,它由一系列块组组成,同时这些块组对应的块组描述符存储在一个块中。它的出现使得Ext3和Ext4的磁盘布局有了一定的变化,以往超级块后紧跟的是变长的GDT块,现在是超级块依然决定于是否是3,5,7的幂,而一个块组描述符块则存储在元块组的第一个,第二个和最后一个块组的开始处(见下图)

在两种情况下我们可能会用到这种新布局: 

(1)  文件系统创建时。用户可以指定使用这种布局。 

(2)  当文件系统增长而且预留的组描述符块耗尽时。目前超级块中有一个域s_first_meta_bg用于描述第一个使用元块组的块组。 

 当增加新块组时,我们不需要给组描述符表预留空间,而是在当前文件系统后面直接添加新的元块组就可以了。

 

1.4 Lazy 块组初始化

如果块组中的相应标志已设置,那么块组中的inode位图和inode表将不被初始化。这样可以减少mkfs时间,如果开启了块组描述符校验和功能,甚至连块组都可以不初始化。

1.5 特殊inodes

Ext4预留了一些inode做特殊特性使用,见下表:

表 1  Ext4的特殊inode

Inode号    用途

0      不存在0号inode

1      损坏数据块链表

2      根目录

3      ACL索引

4      ACL数据

5      Boot  loader

6      未删除的目录

7      预留的块组描述符inode

8      日志inode

11     第一个非预留的inode,通常是lost+found目录

1.6 数据块和Inode分配策略

在机械磁盘上,保持相关的数据块相互接近可以总的磁头移动时间,因而可以加速磁盘IO。在SSD上虽然没有磁头转动,数据局部性可以增加每次IO请求的传输的数据大小,因而减少响应IO请求的传输次数。数据的局部性对单个擦除块的写入产生影响,可以加速文件重写的速度。因而尽可能减少碎片是必要的。inode和数据块的分配策略可以保证数据的局部集中。以下为inode和数据块的分配策略:

(1)  多块分配可以减少磁盘碎片。当文件初次创建的时候,块分配器预测性地分配8KB的磁盘空间给文件。当文件关闭的时候,未使用的空间当然也就释放了。但是如果推测是正确的,那么文件数据将写到一个多个块的extent中。

(2)  延迟分配。当一个文件需要更多的数据块引起写操作时,文件系统推迟决定新数据在磁盘上的存放位置,直到脏的buffer写到磁盘为止。

(3)  尽量保持文件的数据块与其inode在同一个块组中。可以减少磁盘寻道时间.

(4)  尽量保持同一个目录中的所有inodes与目录位于同一个块组中。这样的假设前提是一个目录中的文件是相关的。

(5)  磁盘卷被分成128MB的块组。当在根目录中创建目录时,inode分配器扫描块组并将新目录放到它找到的使用负荷最小的块组中。这可以保证目录在磁盘上的分散性。

(6)  即使上述机制无效,仍然可以使用e4defrag整理碎片文件。


1.7 超级块

超级块记录整个文件系统的大量信息,如数据块个数、inode个数、支持的特性、管理信息,等待。

如果设置sparse_super特性标志,超级块和块组描述符表的冗余备份仅存放在编号为0或3、5、7的幂次方的块组中。如果未设置sparse_super特性标志,冗余备份存在与所有的块组中。以下是2.6.32.18内核中对Ext4超级块的描述:

 



3.0的内核中,Ext4的超级块加入了以下相关元数据:快照、文件系统错误处理相关、挂载选项、配额文件inode、超级块校验和等,见下图。目前没有深入研究这些新的元数据。

 

1.8 块组描述符

一个块组中,具有固定位置的数据结构是超级块和块组描述符。其他数据结构位置都可以不固定。Flex_bg机制使用这个性质将几个块组聚合成一个flex块组,将flex_bg中所有位图和inode 表放到flex_bg的第一个块组中。详细情况可以参考我的上一篇Ext4分析博文的Flexible 块组(flex_bg)部分。


      如果设置了meta_bg特性标志,几个块组结合成一个meta group。在meta_bg的情况下,在meta group中的第一个和最后两个块组中仅包含meta group中的块组的块组描述符。Flex_bg和Meta_bg互斥因而不能共同出现。

 

1.9 数据块位图与inode位图

数据块位图跟踪块组中数据块使用情况。Inode位图跟踪块组中Inode使用情况。每个位图一个数据块,每一位用0或1表示一个块组中数据块或inode表中inode的使用情况。如果一个数据块大小是4KB的话,那一个位图块可以表示4*1024*8个数据块的使用情况,这也是单个块组具有的最大数据块个数。这样可以算出一个块组大小是128MB。当然一个位图块也可以表示4*1024*8个inode的使用情况,但是实际上一个块组中即使存满了文件,也不会用到这么多的inode,因为实际系统中基本不会出现所有文件大小都小于等于1个数据块大小的情况。实际上一个块组中有多少个inode,在块组描述符中是确定的,在文件系统格式化过程中也会看到这个数值,如果没记错的话,大概是每4个还是8个数据块分配一个inode空间。

 

1.10 Inode表

为了找到与一个文件相关的信息,必须遍历目录文件找到与文件相关的目录项,然后加载inode找到该文件的元数据。Ext4在目录项中用一位存储了文件类型(通常存储在inode中)的拷贝,这对性能提升有益。Inode表的大小为ext4_super_block.s_inode_size * ext4_super_block.s_inodes_per_group Bytes。 


    
 Ext4的inode的数据结构大小为156 bytes,但是Ext4的标准inode的大小是256 bytes。

 

1.11 查找inode

每个块组包含ext4_super_block.s_inodes_per_group个inodes。因为0号inode不存在,可以通过如下的算式计算inode所在的块组:

bg=(inode_num -1)/ ext4_super_block.s_inodes_per_group

inode在块组中inode表中的索引index可以通过如下的算式计算:

index=(inode_num -1) % ext4_super_block.s_inodes_per_group

inode在inode表中的地址偏移为:

offset=index * ext4_super_block.s_inode _size

 

1.12 inode.i_block0[]s的内容

取决于文件类型,inode.i_blocks[]使用的方式不同。一般来说,常规文件和目录用inode.i_blocks[]作为文件数据块索引信息,特殊文件将inode.i_blocks[]用于特殊用途。常规文件用inode.i_blocks[]作为文件数据块索引信息的三级索引结构会在后面直接、间接块地址中详细介绍。

 

1.13  符号链接

如果符号链接的目标字符串长度小于60字节,那么就将其存储在inode.i_blocks[]中,inode中inode.i_blocks[]占据的大小刚好是60KB。这里要注意到的是,有些文件其内容是跟文件的元数据放在一起的,因而就没有了数据块。也就是说不是每个文件数据都必然占据着一个数据块。

 

1.14 直接/间接块地址

 Ext2/Ext3中数据块映射方式如下表

 

 

1.15   Extent 树

Ext4中用extent树代替了逻辑块映射。使用extents,用一个struct ext4_extent结构就可以映射多个数据块,减少元数据块的使用。如果设置了flex_bg,甚至可以用一个extent分配一个非常大的文件。使用extent特性,inode必须设置extents flag。

Extents以树的方式安排。Extent树的每个节点都以一个ext4_extent_header开头,如果节点是内部节点(ext4_extent_header.eh_depth>0),ext4_extent_header后面紧跟的是ext4_extent_header .eh_entries个索引项struct ext4_extent_idx,每个索引项指向该extent树中一个包含更多的节点的数据块。如果节点是叶子节点(ext4_extent_header.eh_depth==0),ext4_extent_header后面紧跟的是ext4_extent_header .eh_entries个struct ext4_extent数据结构。这些ext4_extent结构指向文件数据块。Extent树的根结点存储在inode.i_blocks中,可以存储文件的前4个extents而不需额外的元数据块。

ext4_extent_header:

struct ext4_extent_idx:extent树的内部节点,也称为索引节点。

ext4_extent:extent树的叶子节点。

 

 

1.16 Extent树数据块校验和:可能加入的新元数据

由于extent树的根在inode中,因而Extent树数据块指extent树的除根据节点外的所有内部节点和叶子节点。Extent的树根节点和叶子节点的数据块中存储完xt4_extent_idx和xt4_extent数据结构后至少会留下4 ((2^x%12)>=4) bytes的空间。因而可以加入一个结构struct ext4_extent_tail,其中存储32位的校验和。位于inode中的4个extents无需校验和,因为inode已经做了校验和。

 

1.17 目录项

Ext4文件系统中,一个目录差不多是一个平面文件,映射任意长度的字符串到文件系统中的一个inode。文件系统中存在多个目录项引用同一个inode——硬链接,这也是硬链接不能链接其他文件系统中的文件的原因。

 

1.18 线性(经典)目录

缺省地,目录文件中包含一个线性的目录项数组。未使用的目录项标记为inode =0。Ext4文件系统默认地使用struct ext4_dir_entry_2记录目录项,除非没有设置filetype特性标志。在没有设置filetype特性标志的情况下,使用struct ext4_dir_entry记录目录项。

 

 

1.19 哈希树目录

线性目录项不利于系统性能提升。因而从ext3开始加入了快速平衡树哈希目录项名称。如果在inode中设置EXT4_INDEX_FL标志,目录使用哈希的B树(hashed btree ,htree)组织和查找目录项。为了向后只读兼容Ext2,htree实际上隐藏在目录文件中。

Ext2的惯例,树的根总是在目录文件的第一个数据块中。“.”和“..”目录项必须出现在第一个数据块的开头。因而这两个目录项在数据块的开头存放两个struct ext4_dir_entry_2结构,且它们不存到树中。根结点的其他部分包含树的元数据,最后一个hash->block map查找到htree中更低的节点。如果dx_root.info.indirect_levels不为0,那么htree有两层;htree根结点的map指向的数据块是一个内部节点,由一个minor hash索引。Htree中的内部节点的minor_hash->block map之后包含一个零化的(zeroed out) structext4_dir_entry_2找到叶子节点。叶子节点包括一个线性的struct ext4_dir_entry_2数组;所有这些项都哈希到相同的值。如果发生溢出,目录项简单地溢出到下一个叶子节点,哈希的least-significant位(内部节点的map)做相应设置。

       以htree的方式遍历目录,计算要查找的目录文件名称的哈希值,然后使用哈希值找到对应的数据块号。如果树是flat,该数据块是目录项的线性数组,因而可被搜索到;否则,计算文件名称的minor hash,并使用minor hash查找相应的第三个数据块号。第三个数据块是目录项线性数组。

Htree的根 :struct dx_root


Htree的内部节点: struct dx_node

Htree 树根和节点中都存在的 Hash map struct dx_entry

 

1.20 扩展属性EA

扩展属性(xattrs)通常存储在磁盘上的一个单独的数据块中,通过inode.i_file_acl*引用。扩展属性的第一应用是存储文件的ACL以及其他安全数据(selinux)。使用user_xattr挂载选项就可为用户存储以“user”开头的所有扩展属性。这样的限制在3.0内核中已经消失。

可以在两个地方找到扩展属性:一是在一个inode项结尾到下一个inode项开头的地方;二是inode.i_file_acl指向 的数据块之中,到3.0为止,这个数据块中不包含指向第二个扩展属性数据块的指针。理论上可以将每个属性值存储到一个单独的数据块中,但是3.0内核为止仍然没有这样做。

当扩展属性不存储在一个inode之后的时候,就会有一个头部ext4_xattr_ibody_header

扩展属性数据块的开头是ext4_xattr _header

紧跟在ext4_xattr_ibody_header或者ext4_xattr _header后面的是结构数组 struct ext4_xattr_entry

扩展属性值可以紧跟在ext4_xattr_entry项表后面。考虑4 bytes对齐。扩展属性值从扩展属性数据块的末尾开始向ext4_xattr _header / ext4_xattr_entry表的方向增长。当发生溢出时,溢出的部分放到一个单独的磁盘数据块上。

 

1.21 日志(JBD2)

文件系统在磁盘上保留一段小的连续区域(默认128MB),作为尽可能需要快速写入磁盘的“重要”数据的存放地。一旦该重要数据事务完全写到磁盘,将其从磁盘写缓存中刷出。被提交的数据一份记录也被写到日志。一段时间后,日志在擦除提交记录前将事务写到它们在磁盘上的最终位置(可能包含大量的寻道或者大量的读-写-擦除)。

从性能方面考虑,Ext4默认直接将文件系统元数据写到日志。因而不能保证文件数据块的一致性。

       日志的inode为8。日志inode的前68 bytes复制了ext4 超级块。日志文件在文件系统中是普通文件,但是隐藏不可见。日志文件通常消耗一个完整的块组,可以通过mke2fs将日志文件放在磁盘的中间。

Ext4和Ocfs2都使用JBD2。

1.21.1 布局

日志布局

一个事务以描述符和一些数据或者block revocation链表开始。一个结束的事务总是以一个提交块结束。如果没有提交记录(或者校验和不匹配),事务在日志重演的时候将被丢弃。

1.21.2  数据块头部

日志中的每个数据块的开头都是一个12 bytes的数据结构 struct journal_header_s

1.21.3  超级块

日志的超级块比Ext4的超级块简单。保存在日志的超级块中是日志的关键数据。日志超级块使用数据结构struct journal_superblock_s表示,大小为1024 bytes。

1.21.4  描述数据块Descriptor Block

Descriptor Block包含一个日志数据块tags的数组,这些tags描述了日志中接下来的数据块的最终位置。

日志数据块tags具有如下格式:由数据结构struct journal_block_tag_s表示,可以是8,12,24或38bytes。

1.21.5  数据块Data Block

存放的是通过日志写到磁盘的数据块。但是如果数据块的前4 bytes与jbd2的魔数匹配,那么这些4 bytes用0代替,并且在Descriptor Block中设置escaped。

 

1.21.6  Revocation Block

 

Revocation block用于记录本事务中的数据块链表,取代任何潜在日志中的更陈旧的数据块这样可以加速恢复,因为陈旧的数据块不必写到磁盘。

Revocation block使用 structjbd2_journal_revoke_header_s结构表示

 

1.21.7  提交块

提交快表明了一个事务已完整写到日志。一旦提交块到达日志,存储在该事务中的数据可以写到它们在磁盘中的最终位置。

提交快由数据结构struct commit_header表示:

 

posted on 2018-02-23 11:15  AlanTu  阅读(25821)  评论(2编辑  收藏  举报

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