JFS布局:日志文件系统如何处理磁盘布局

JFS 磁盘 inode 是 512 字节。一个 JFS 磁盘 inode 包含 4 组基本信息。第一组描述 JFS 对象的 POSIX 属性。第二组描述 JFS 对象的其它属性；这些属性包括支持 VFS 必需的信息、操作系统环境特定的信息、以及 B+ 树的头部。第三组不是包含 B+ 树根节点的盘区分配描述符就是包含内嵌数据。第四组包含扩展属性、更多内嵌数据或附加的盘区分配描述符。在 jfs_dinode.h 的 struct dinode 中定义磁盘 inode 结构。

JFS 动态分配 inode 提供的好处如下：

inode 磁盘块可放在任何磁盘地址，这使得 inode 号和位置分开。这种分离简化了支持聚集和文件集重组，能够使聚集缩小。可以移动 inode ，移动后号码仍然相同。这允许 JFS 不必需要查找目录结构就可以更新 inode 号。对于支持 DFS 文件集复制而言，这种分离也是必需的。当复制文件集时，仅复制 inode 。既然 JFS 能把新的 inode 放在磁盘的任意位置，新 inode 将有与从它们复制的 inode 相同的号码。这允许 JFS 不需复制目录结构并且更新 inode 号。

不再需要分配实际所需十倍的 inode 。这对于 JFS 中较大的 inode 尺寸（大于 512 字节）而言，尤为重要。

大文件的文件分配可能消耗多个分配组且仍是连续的，而静态分配造成间隔（由于每个分配组中初始分配的 inode ）。

另一方面，动态 inode 分配造成大量问题，包括：

对于静态分配，文件系统的几何构造隐含描述了磁盘上 inode 的布局；对于动态分配，必需有单独的映射结构。
对 JFS 完整性而言，这些映射结构是至关重要的。由于复制这些结构的系统开销，JFS 决定接受丢失这些映射表的风险。但是，JFS 将复制 B+ 树结构，该结构允许 JFS 查找映射表。
通过只分配磁盘上 inode 连续大块的 inode 盘区，动态分配了 inode 。根据定义，一个 JFS inode 盘区包含 32 个 inode 。对于 512 字节的 inode 尺寸，因此磁盘上一个 inode 盘区的大小是 16KB。

当分配新的 inode 盘区时，并不初始化盘区。然而，要使 fsck 能够检查是否 inode 在使用中，JFS 需要 inode 的一些信息。一旦盘区中的 inode 标记成在使用中，就必须初始化它的文件集号、inode 号、inode 戳以及 inode 分配组块地址。因此，链接字段就足以确定 inode 当前是否正在使用。

注意，动态 inode 分配意味着在 inode 号与 inode 的磁盘地址之间没有直接关系。因此，JFS 必须有查找磁盘上 inode 的方法。inode 分配映射表提供了这一功能。

inode 生成号只是每当重用 inode 时值就增加的计数器。

存储每个 inode 生成计数器这一静态 inode 分配常用方法在动态 inode 分配中不起作用，因为当 inode 空闲时，其磁盘空间可能确实由不是 inode 的数据所重用，（换句话说，空间可能被收回，以存储普通文件数据）。因此，在 JFS 中，只有一个 inode 生成计数器，它在每一个 inode 分配时增加其值，即在重用 inode 时，相应的计数器增加其值，而不是每个 inode 有一个计数器。

B+ 树

这一节描述文件布局使用的 B+ 树数据结构。选择 B+ 树是为了提高读写盘区的性能，这是 JFS 必须进行的最普通操作。B+ 树为读取文件的特定盘区提供快速搜索。它还提供有效方法将盘区添加或插入文件中。较为少见的情形是：当删除文件时，JFS 需要遍历整个 B+ 树。为了保证 JFS 会删除 B+ 树使用的块以及文件数据，对于遍历 B+ 树效率也很高。

盘区分配描述符（xad 结构）描述盘区并且又添加了表示文件所需的两个字段：描述盘区表示的逻辑字节地址的偏移量和标志字段。盘区分配描述符结构在 jfs_xtree.h, struct xad 中定义。

xad 结构为：

          struct xad {
                   unsigned    flag:8;
                   unsigned    rsvrd:16;
                   unsigned    off1:8;
                   uint32      off2; 
                   unsigned    len:24; 
                   unsigned    addr1:8;
                   uint32      addr2;
                   } xad_t;

其中：

flag 是包含各种标志的 8 位字段。这些标志能够表示写入时复制、是否分配了盘区但没有记录它、压缩信息等等。

rsvrd是保留供将来使用的 16 位字段。它总为零。

off1,off2 是 40 位字段，包含盘区中第一个块的逻辑偏移量。逻辑偏移量是以聚集块尺寸为单位表示；也就是说，要取得一个字节，偏移量必须乘以聚集块尺寸。

len 是 24 位字段，包含盘区的长度。长度以聚集块尺寸为单位表示。

addr1,addr2 是 40 位字段，包含盘区的地址。地址以聚集块尺寸为单位表示。

xad 结构描述了两个抽象范围：

磁盘上磁盘块的物理范围。它以聚集块号 xad_address 开始，并且延伸为 xad_length 聚集块。

文件内字节的逻辑范围。它以字节号 xad_offset * AGBS（聚集块尺寸）开始，并且延伸为xad_length*AGBS 字节。

当然，物理范围和逻辑范围有相同长度的字节。请注意， xad_offset 以聚集块尺寸为单位存储（例如，在 xad_offset 中值 "3" 意味着 3 个聚集块，而不是 3 个字节）。它遵循文件内盘区总是以聚集块尺寸为边界。

JFS 中的所有索引对象（除目录外），有一个类属 B+ 树索引结构。索引的数据将取决于对象。B+ 树以由树描述的数据的 xad 偏移量为键。项按 xad 结构的偏移量排序。xad 结构是 B+ 树节点中的项。

图 3 显示了一个 xad 结构以及它是如何描述文件内逻辑字节范围和磁盘上字节范围本身（也就是说，对于聚集）的物理位置。

磁盘 inode 第二扇区底部包含数据描述符，它描述在 inode 的后半部分内存储的内容。对于足够小的文件，后半部分可能包含内嵌数据。如果文件数据不适合 inode 的内嵌数据空间，它将包含在盘区中，inode 将包含 B+ 树的根节点。头部指出在使用的 xad 个数，可用的 xad 个数。通常，inode 将包含 8 个 xad 结构 B+ 树的根。如果文件有 8 个或更少盘区，那么这 8 个 xad 结构也是 B+ 树的叶节点。它们将描述盘区。（参见图 4，例 1。）否则，inode 中的 8 个 xad 结构将指向 B+ 树的叶节点或内部节点。

一旦 inode 中的 8 个 xad 结构均已填充，为了有更多的 xad 结构，就会尝试使用 inode 的最后四分之一。如果 INLINEEA 位在 inode 的 di_mode 字段中设置，那么 inode 的最后四分之一可用。

一旦 inode 中所有可用的 xad 结构都被使用，就必须拆分 B+ 树。JFS 将把 4K 的磁盘空间分配给 B+ 树的叶节点。叶节点逻辑上是带头的 xad 项的数组。头部指向节点中第一个空闲的 xad 项，没有分配紧跟其后的所有 xad 项。8 个 xad 项从 inode 复制到叶节点，初始化头部以指向第 9 个项作为第一个空闲项。然后 JFS 将把 B+ 树的根更新为 inode 的第一个 xad 结构；该 xad 结构将指向最新分配的叶节点。这个新的 xad 结构的偏移量是叶节点中第一个项的偏移量。将更新 inode 中的头部以表示当前 B+ 树只使用 1 个 xad。还需要更新 inode 头部以表示当前 inode 包含 B+ 树的纯根。（参见 图 4，例 2。)

当把新盘区添加到文件时，将以必需的次序，继续把它们添加到相同的叶节点。这将持续直到节点填满为止。一旦节点填满了，将为 B+ 树的另一个叶节点分配新的 4K 磁盘空间。将把该 inode 的第二个 xad 结构设置成指向新分配的节点。（参见 图 4，例 3。)

这将持续直到填满 inode 的所有 8 个 xad 结构为止，这时，将再次拆分 B+ 树。这种拆分将创建 B+ 树的内部 inode ，它们是纯粹用来记录树的搜索路径。JFS 将为 B+ 树的内部 inode 分配 4K 磁盘空间。内部节点看起来如同叶节点。从 inode 复制 8 个 xad 项到内部节点，初始化头部以指向第 9 个项作为第一个空闲项。然后，通过使 inode 的第一个 xad 结构指向新分配的内部节点，JFS 更新 B+ 树的根。将更新 inode 中的头部以表示当前 B+ 树只使用 1 个 xad。(参见 图 4，例 4。)

文件 jfs_xtree.h 在 struct xtpage_t 中描述 B+ 树根的头部。文件 jfs_btree.h 是在 struct btpage_t 中的内部节点或叶节点的头部。

例子

下列例子进一步分析了盘区描述符和 xad 结构的用法：

连续分配的 1041377 字节文件。

相同的 1041377 字节文件，但在磁盘上拆分成三段。

1041377 字节的文件，但里面有一个"洞"（稀疏文件）。

连续分配的 16GB 文件。

在所有这些例子中，聚集块尺寸都是 1KB。

连续分配的 1041377 字节尺寸文件： 该文件需要 1017 个 1KB 聚集块，（在最后一个聚集块中，有 31 个字节丢失成为内部存储碎片）。要描述这个连续文件只需要一个 xad 结构：

flag        这里不讨论
offset      0                   /*  the beginning of the file */
length      1017                /*  1017 1KB aggregate blocks */
address     xxxxx               /*  aggregate block #         */

在 1041377 字节文件分三段： 假设相同的文件拆分成磁盘上三个不同盘区：一个为 495 个聚集块长，一个为 22，一个为 500。需要三个 xad 结构来表示该文件，每个物理盘区需要一个：

xad #0 :
flag        这里不讨论
offset      0                   /*  the beginning of the file */
length      495                 /*  495 1KB aggregate blocks  */
address     xxxxx               /*  aggregate block #         */

xad #1:
flag        这里不讨论
offset      495                 /*  the beginning of the file */
length      22                  /*  22 1KB aggregate blocks   */
address     yyyyy               /*  aggregate block #         */

xad #2:
flag        这里不讨论
offset      517                 /* the beginning of the file  */
length      500                 /* 500 1KB aggregate blocks   */
address     zzzzz               /* aggregate block #          */

该例中，0 号 xad 描述文件开始的 495 个物理聚集块。 xad_offset 字段包含 0，因为该 xad 描述以逻辑偏移量 0 开始的字节。第二个 xad，1 号 xad，描述文件接下来的 22 个物理聚集块。 xad_offset 字段包含 495，因为该 xad 描述以逻辑偏移量 506880 (495 * 1024) 开始的字节；前面的字节由 xad 0 描述。最后一个 xad 描述文件的最后 500 块。这里， xad_offset 字段是 517。请注意，对于非稀疏文件，给定 xad 的 xad_offset 字段等于所有以前 xad 结构长度和（在本例中，517 = 495 + 22）。如果这一关系总是成立的，那么 xad_offset 字段就是冗余的，可以消除。然而，下一个例子显示，对于稀疏文件， xad_offset 字段不是冗余的。