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。
来源：oschina
链接：https://my.oschina.net/u/4413367/blog/4773707