关于XFS文件系统概述

安稳与你 提交于 2020-12-03 01:20:47

前言: 目前XFS已成为Linux主流的文件系统,所以有必要了解下其数据结构和原理。

XFS文件系统

XFS是一个日志型的文件系统,能在断电以及操作系统崩溃的情况下保证数据的一致性。XFS最早是针对IRIX操作系统开发的,后来移植到linux上,目前CentOS 7已将XFS作为默认的文件系统。使用XFS已成为了潮流,所以很有必要了解下其数据结构和原理。

XFS官方说明文档参考:https://xfs.org/docs/xfsdocs-xml-dev/XFS_Filesystem_Structure//tmp/en-US/html/index.html

接下来将介绍XFS的一些概念,包括分配组、超级块、inode等等,过程中会结合xfs_db(xfs提供的输出文件系统信息的工具)打印一些信息,了解当前XFS的实时数据。

 

分配组(Allocation Group)

XFS将空间分为若干个分配组,每个分配组大小相等(最后一个可能不等)。分配组包含有超级块、inode管理和剩余空间管理等,所以分配组可以认为是一个单独的文件系统。正是分配组这样的设计,使得XFS拥有了并行IO的能力。在单个分区上使用XFS体现不了这种并行IO能力,但是如果文件系统跨越多个物理硬件比如ceph,并行IO将大大提高吞吐量利用率。

 

上图为分配组的结构图,重点关注前面4个扇区,从上到下分别为超级块、空闲块信息、inode信息和内部空闲列表。

 

超级块(superblock)

超级块位于分配组的第一个扇区,包含了分配组和文件系统的全部元数据信息,由于结构体比较大,这里就不作列举,可去官方文档中查看https://xfs.org/docs/xfsdocs-xml-dev/XFS_Filesystem_Structure//tmp/en-US/html/Allocation_Groups.html

xfs_db查看超级块内容,执行xfs_db -r /dev/xxx(xxx为XFS所在的分区),输入sb再输入p即可,如下图所示(鉴于篇幅未尽列出输出):

超级块有几个核心的元数据为:

blocksize:块大小,一般为4KB;
dblocks:一个分配组含有的块数目;
agcount:整个文件系统含有的分配组数目;
sectsize:扇区大小,一般为512B;
inodesize:inode节点大小,一般为512B;
icount:整个文件系统目前已经分配的inode数目;
ifree:整个文件系统空闲的inode数目,由于XFS不是格式化的时候预分配所有的inode,而是根据使用情况动态构造inode,所以该值为动态值。


空闲块信息(AG free block info)

位于分配组的第二个扇区,主要描述两个空闲空间B+树和剩余空间信息,结构体如下:

typedef struct xfs_agf {
     __be32              agf_magicnum;
     __be32              agf_versionnum;
     __be32              agf_seqno;
     __be32              agf_length;
     __be32              agf_roots[XFS_BTNUM_AGF];
     __be32              agf_spare0;
     __be32              agf_levels[XFS_BTNUM_AGF];
     __be32              agf_spare1;
     __be32              agf_flfirst;
     __be32              agf_fllast;
     __be32              agf_flcount;
     __be32              agf_freeblks;
     __be32              agf_longest;
     __be32              agf_btreeblks;
} xfs_agf_t;


核心成员如下:

agf_roots:XFS_BTNUM_AGF为2,指明了2棵空闲空间B+树在哪个block,通过查找这两棵树找到合适的空闲block;
agf_levels:树高;
agf_freeblks:分配组目前空闲block数目

xfs_db输入agf可查看空闲块信息,如下图所示:

 

空闲空间B+树

空闲块信息包含了两颗空闲空间B+树,分别以block序号和block数目为关键字,满足两种不同的需求。

B+树贯彻了整个XFS,对其有所了解才能更好的理解XFS的运作,网上有很多关于B+树的资料,请自行查阅,这里只描述一些核心概念:

属于多叉平衡排序树;

有m个关键字的中间节点有m个子节点;

m个子节点的关键字集合包含父节点的关键字,B+树有点像跳表;

中间节点只含有关键字不含数据,叶子节点含有所有的关键字和数据;

叶子节点含有左右节点指针,所有叶子节点实际上是一条有序链表。

 
B+树在基于磁盘查找的软件中应用广泛,如数据库,文件系统也一样,这些软件都要读取磁盘数据再查找,所以一次读取尽量多的关键字尤为重要,B+树的单节点多关键字可满足该需求。

接下来将通过xfs_db去探索这两棵树的内容,从agf的打印信息可看到bnoroot=1和cntroot=2,它们分别是以block序号和block数目为关键字的B+树的根节点所在的block序号。

跟踪以block序号为关键字的B+树操作如下:

由于agf中level为1,所以该B+树没有中间节点,直接就是叶子节点,包含有空闲block数据,图中的recs数组便是,可见目前有3大块空闲空间。

跟踪以block数目为关键字的B+树操作如下:

 

Inode B+树信息

位于分配组的第三个扇区,主要描述inode B+树的根block、已构造的inode个数以及空闲个数,数据结构如下:

typedef struct xfs_agi {
     __be32              agi_magicnum;
     __be32              agi_versionnum;
     __be32              agi_seqno
     __be32              agi_length;
     __be32              agi_count;
     __be32              agi_root;
     __be32              agi_level;
     __be32              agi_freecount;
     __be32              agi_newino;
     __be32              agi_dirino;
     __be32              agi_unlinked[64];
} xfs_agi_t;


核心成员如下:

agi_root:inode B+树的根block;
agi_level:树高;
agi_count:已构造的inode数目;
agi_freecount:空闲的inode数目。


xfs_db输入agi可读取到Inode B+树信息,如下图所示:

由上图可知B+树的根block为root=3,跟踪该block便可找到具体的inode数据。

 

Inode信息

每一个文件或目录都对应一个inode,用于描述文件的基本信息,除了目录或链接,inode不携带文件数据。

inode分为3部分,如下;

xfs_dinode_core_t:固定信息,描述文件类型、属性、访问时间等;
data fork:存放数据位置信息;
extended attribute fork:存放扩展数据位置信息;

 

Inode Core

描述文件的基本信息,数据结构定义如下:

typedef struct xfs_dinode_core {
     __uint16_t    di_magic;    /* inode magic # = XFS_DINODE_MAGIC */
    __uint16_t    di_mode;    /* mode and type of file */
    __int8_t    di_version;    /* inode version */
    __int8_t    di_format;    /* format of di_c data */
    __uint16_t    di_onlink;    /* old number of links to file */
    __uint32_t    di_uid;        /* owner's user id */
    __uint32_t    di_gid;        /* owner's group id */
    __uint32_t    di_nlink;    /* number of links to file */
    __uint16_t    di_projid;    /* owner's project id */
    __uint8_t    di_pad[8];    /* unused, zeroed space */
    __uint16_t    di_flushiter;    /* incremented on flush */
    xfs_timestamp_t di_atime;    /* time last accessed */
    xfs_timestamp_t di_mtime;    /* time last modified */
    xfs_timestamp_t di_ctime;    /* time created/inode modified */
    xfs_fsize_t    di_size;    /* number of bytes in file */
    xfs_drfsbno_t    di_nblocks;    /* # of direct & btree blocks used */
    xfs_extlen_t    di_extsize;    /* basic/minimum extent size for file */
    xfs_extnum_t    di_nextents;    /* number of extents in data fork */
    xfs_aextnum_t    di_anextents;    /* number of extents in attribute fork*/
    __uint8_t    di_forkoff;    /* attr fork offs, <<3 for 64b align */
    __int8_t    di_aformat;    /* format of attr fork's data */
    __uint32_t    di_dmevmask;    /* DMIG event mask */
    __uint16_t    di_dmstate;    /* DMIG state info */
    __uint16_t    di_flags;    /* random flags, XFS_DIFLAG_... */
    __uint32_t    di_gen;        /* generation number */
} xfs_dinode_core_t;


核心成员如下:

di_mode:指定文件类型和访问权限,具体解析参考https://www.xuebuyuan.com/1106749.html
di_format:指定data fork的数据格式,有以下类型:

typedef enum xfs_dinode_fmt {
     XFS_DINODE_FMT_DEV,     // 用于字符和块设备
     XFS_DINODE_FMT_LOCAL,   // 用于目录和链接,表明数据就存放在inode的data fork中
     XFS_DINODE_FMT_EXTENTS, // data fork存放extent,extent指向具体的block,block存放数据
     XFS_DINODE_FMT_BTREE,   // data fork存放B+树根block
     XFS_DINODE_FMT_UUID     // 该值不再使用,忽略
} xfs_dinode_fmt_t;


di_uid:拥有者id;
di_gid:拥有者的组id;
di_atime、di_mtime、di_ctime:访问时间、修改时间、修改属性时间;
di_size:数据大小,比如文件的大小;
di_forkoff:实际值要乘以8,是data fork和extended attribute fork的分界线,以data fork为起始,初始值为0,代表没有extend attribute fork。

 

Inode number

Inode有个唯一表明身份的number,有两种格式:相对格式(32位)和绝对格式(64位)。

从上图可见,绝对格式比相对格式多了AG number部分,中间部分为block序号,右侧部分为inode在该block内的序号,可见根据inode number便可得到inode在磁盘的具体位置。sb_agblklog和sb_inoplog的值位于超级块中。

计算inode所在位置方法:

假设block序号为A,inode序号为B,AG number为C,每个分配组的block数目为D,Inode大小为E,block大小为F(这些值可以计算或通过超级块得到)

则inode所在的block序号 x = C  D + A,则inode地址为 y = x  F + E * B

 

data fork

不同文件类型的data fork形式有所不同,同样类型的文件根据大小也会有不同的数据结构,接下来将一一描述。

普通文件

普通文件的数据不会放在data fork中,视extent数目大小,有两种数据形式:

Extent List:每个extent指明存放数据的block地址,遍历该list便可得到全部文件数据;
B+tree Extent List:由于data fork的容量有限,如果extent数量太多,将采用B+树的形式存放extent,亦即采用额外的block存放extent。

 

目录

有四种形式的目录:

Shortform目录:目录下文件不多或者文件名短,也就是data fork能容纳下文件名和文件inode,则目录的数据放在data fork中;
Block目录:data fork存放不下目录的内容,采用额外的一个block存放;
Leaf目录:一个block存放不下目录的内容,把索引信息从block中抽离,索引信息用额外一个block存放;
Node目录:一个block存放不下索引信息,采用多个block存放索引信息;
B+树目录:data fork已经存放不下数据block extent,采用B+树方式存放block extent。

 

链接

有两种形式的链接:

Shortform链接:data fork能存放下链接的内容,内容即目标文件的路径;
Extent链接:采用额外的block存放链接的内容,extent存放block信息。

 

结束语

以上就是XFS文件系统的一些基本数据结构,了解了基本的数据结构使我们能更深入的了解和探索XFS系统,当系统出现问题时也可以更好地分析原因。

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