JFS布局:日志文件系统如何处理磁盘布局

表的结构定义见 jfs_imap.h, struct dinomap_t .

IAG 空闲列表

IAG 空闲列表有助于查找空闲 inode 号。这使得 JFS 不用查看相应分配的 inode 盘区就可找到 IAG。（实际时给出了空闲 inode 号）。聚集和其每个文件集都有自己的链表。该列表的每个项指向一个 IAG 链表。IAG 号作为列表索引。-1 表示列表尾。当删除盘区的所有 inode 时，则释放该 inode 盘区的磁盘块。如果某个 IAG 的所有 inode 都为空闲，则该 IAG 号插入 IAG 空闲列表头。当需要分配新的 inode 盘区，而该 AG 中又没有包含空闲盘区的 IAG，则使用 IAG 空闲列表头的第一项（即从表中删除）。inode 盘区分配描述符一经分配就不再删除。inode 盘区的地址设为 0x0。 图 12中分配组3 的 inode 可能在列表上。

对于聚集 IAG 空闲列表头是聚集自用 inode 的一个字段。对于每个文件集 IAG 空闲列表头是文件集分配映射表 inode 的一个字段。该列表没记日志；但可在恢复时由 logredo 修复，或由 fsck 重建。

IAG 空闲列表的结构定义 struct inomap_t 在文件 jfs_dinode.h 中。

下一个空闲 IAG

下一个空闲 IAG 计数器有助于查找空闲 inode 号。使得 JFS 能找到下一个可以分配的 IAG 的 iag号。（实际是让 JFS 找到空闲 inode 号）。聚集和其每个文件集都有自己的计数器。计数器在 inode 分配映射表的控制页中。IAG 一经分配就不再删除。

文件集分配 inode

文件集 inode 表中的文件集分配映射表 inode 是特殊类型的 inode 。既然这些节点表示文件集，则可以说是文件集的“父 inode ”。这些节点包含文件集特定信息，而不是一般的 inode 数据。同时也记录文件集 inode 分配映射表在 B+ 树中的位置。结构定义 struct dinode 见文件 jfs_dinode.h

文件

文件由包含一个 B+ 树根的 inode 表示，B+树描述包含用户数据的盘区。B+ 树以盘区的偏移量作为索引。

符号链接

符号链接由一个 inode 表示，该 inode 的 di_mode 字段设置为符号链接模式 (S_IFLNK)。如果 inode 内有空间，则链接文件的整个路径直接存储在 inode 中。否则，将作为 inode 的数据存于盘区中（通过该 inode 的 B+ 树索引）。

目录

目录是 JFS 中日志化的元数据文件。目录由目录项组成，目录项表示目录中包含的对象。目录项将名字和 inode 号连接在一起。特定的 inode 描述特定名字的对象。为提高目录项定位的性能，B+ 树采用按名排序。

目录 inode 的 di_size 字段仅表示目录 B+ 树的叶子页。如果 inode 中包含目录的叶节点，则 di_size 字段为256。

目录中没有特定项表示自身 (".") 和父目录 ("..")。而在 inode 中表示。自身就是目录自己的 inode 号。父目录是 inode 中的特殊字段， idotdot，struct dtroot_t ，见文件 jfs_dtree.h。

目录 inode 包含 B+ 树的根，处理方法和一般文件类似。只是目录 B+ 树以名为键。目录 B+ 树的叶节点包含目录项，且以目录项的全名作为键值。目录 B+ 树最下层内部节点使用后缀压缩。其它内部节点采用相同的压缩后缀。后缀压缩将名字缩至最短，正好足以区分当前目录项和前一目录项。

图 13显示后缀压缩的示例。

由于 B+ 树项的大小是可变的，JFS 需要处理这些项的方案。JFS 想要避免在删除一项时引起的项移动，平均一项有2K的数据。

图 14显示了目录 B+ 树节点的内容：

固定个数的目录槽，个数取决于节点的大小。这些槽用于存储目录槽数组和目录项或路由项。目录槽的大小总是 32 字节。固定大小的目录槽使得 JFS 在删除目录项不必移动，从而还避免了内部碎片。

一个目录 B+ 树的头，描述 B+ 树 inode 。此部分包含一个标志，标记节点是内部节点或是叶节点, 及是不是 B+ 树的根节点。还包含自身的块地址。 nextindex 字段记录目录槽数组中的最后一项。 stblindex 字段记录目录槽数组的开始位置。 freelist 字段指向该节点中空闲槽列表头。

一个目录槽数组，它是正使用的目录槽索引的有序数组。使用该数组减少了目录项增删时所需的移动次数。数组比项本身小很多，所以移动的只是数组而不是整个项。在数组中，可以用二分法搜索某个目录项。

一个目录 B+ 树槽空闲列表，使得内部碎片最小化。目录 B+ 树的头包含列表表头，每个空闲目录槽指向列表中的下一个空闲槽。如果有一系列相连的空闲槽，则在第一个槽中设立一个计数值，说明该系列的长度。这有利于在新建目录 B+ 树节点时，进行快速初始化。

一个目录项，将名字链接到一个 inode 号。目录项包含在叶节点的目录槽中。如果需要存储整个目录名，目录项可以有附加槽。目录项的 next 字段表明该项是否有后继项。大多数目录项只有单个槽。

一个路由项，用于记录目录 B+ 树的搜索路径。路由项包含在内部节点的目录槽中。路由项将按后缀压缩的路由键映射到盘区，此盘区包含下一层目录 B+ 树的内部节点或叶节点。如果路由项需要记录整个的路由键，则可以有附加槽。路由项的 next 字段表示该项是否有后继项。大多数路由项只有单个槽。

目录 B+ 树中的内部节点或叶节点是 4K 大小的页。由于许多目录都不是很大，所以这种方式对大多数目录来说是很浪费磁盘空间的。所以目录的初始叶节点采用以下分配方案：

初始目录项存储在目录嵌入数据区中。

当目录 inode 的嵌入数据区填满时，JFS 分配一个叶节点，大小和聚集块的尺寸一样。
当初始叶节被占满，而大小又不到 4k，则倍增节点大小。首先在当前盘区中扩增；如果没有足够空间，则需分配新的盘区，然后将旧盘区的数据复制到新盘区。目录槽数组仅够存放页未扩时的槽，所以必须创建新的槽数组。从新分配的数组起始处使用槽，并将旧的数组数据复制到新的位置。更新指向该数组的头指针，并将旧数组中的槽添加到空闲列表中。

图 15描述了目录增加一层的过程。

如果叶节点再次填满，而大小仍不足 4K，重复步骤 3。一旦叶节点达到 4K 则分配新叶节点。初始节点后的每个叶节点，一开始就分配 4K。
当叶子页的所有项都释放，则从 B+ 树中删除该页。仅当目录中所有目录项都已删除，目录又缩回 inode 。

访问控制列表 (ACL)

JFS 的每个 inode 都有不同的访问控制列表 (ACL)。ACL 可以表示不同的项，例如许可权、用户标识符、或组标识符。聚集 inode 的 ACL 字段是没有用的。

虽然在磁盘上和内存中 ACL 的表示方式没有规定，但从 DFS 外部所看到的“外部”表示是固定的。ACL 大小的唯一限制是其外部表示必须适合 8192 字节大小的 dfs_acl 结构。

任意 JFS 对象都可有一个管理该对象存取的 ACL；这种 ACL 称为常规 ACL。目录对象在创建时可能用到两个关联的可选 ACL；初始目录 ACL和初始文件 ACL。初始 ACL 的作用范围是目录中的所有文件。

ACL 体系结构未指定 ACL 的存储方式，但建议 ACL 有字段标识或命名其辅助对象，这样通过简单的等同性检查就可以检测到文件集中的共享关系。因此，JFS 在每个文件集中用一个文件（ACL 文件）存储文件集的 ACL；文件集 inode 1 就是 ACL 文件。文件集中的每个 inode 在 ACL 文件中存放一个索引。