存储系统科普——文件系统介绍

简介

该篇blog只是存储系列科普文章中的第二篇，所有文章请参考：

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在工程架构领域里，存储是一个非常重要的方向，这个方向从底至上，我分成了如下几个层次来介绍：

1. 硬件层：讲解磁盘，SSD，SAS, NAS, RAID等硬件层的基本原理，以及其为操作系统提供的存储界面；
2. 操作系统层：即文件系统，操作系统如何将各个硬件管理并对上提供更高层次接口；
3. 单机引擎层：常见存储系统对应单机引擎原理大概介绍，利用文件系统接口提供更高级别的存储系统接口；
4. 分布式层：如何将多个单机引擎组合成一个分布式存储系统；
5. 查询层：用户典型的查询语义表达以及解析；

文件系统磁盘分配

在存储知识栈上提到文件系统, 大家首先就关心他是如何管理好硬件层提供的磁盘空间的。

本文开篇就先描述典型的几种文件系统管理磁盘的技术方案: 连续分配, 链式分配, 索引分配。

连续分配

顾名思义, 就是创建文件的时候, 给分配一组连续的块。在单独拿出一块地方存储各个文件的meta信息, meta信息也很简单, 包含文件名, 起始位置和长度即可, 这个存放meta信息的地方也叫做FAT(文档分配表)。

如下图:

该方案的优点:

1. 简便, 适用于一次性写入操作;
2. 所需磁盘寻道次数和寻道时间最少;

缺点也很明显:

1. 文件不能动态增长, 因为后面的块可能已经分配给别人了;
2. 不利于文件的插入和删除, 插入文件之前需要声明文件大小;
3. 外部碎片问题;

为了克服连续分配的问题, 又进化出来了链式分配方案。

链式分配

链式分配即将文件块像链表一样管理起来, 每个块中放一个指针, 指针指向下一个文件块所在的位置。这样在FAT中存储也很简单, 只需要存储文件名, 起始块号和结束块号(都可以不存)。

如下图:

该方案的优点:

1. 提高磁盘利用率, 没有碎片问题
2. 有利于文件的插入, 删除

缺点:

1. 存取速度慢, 需要移动的磁道次数多, 寻道时间长;
2. 读写任何一个地方都需要沿着指针前进直到找到对应块为止;
3. 链接占据了一定的磁盘空间, 数据不是严格按照块大小分配;

索引分配

这是一个折衷方案, 也是现在大部分文件系统采用的方案, 他综合了连续分配和链式分配的好处。

该方案会在FAT中保存所有文件块的位置, 各文件系统都有一套自己对应的细节分配策略, 会保证一个文件尽量连续的同时, 又避免出现大量的磁盘碎片。

如下图:

该方案的优点是:

1. 能够保持好大部分文件的局部性
2. 满足文件插入, 删除的高效
3. 随机读写不需要沿着指针前进

缺点:

1. 会有较多的磁盘寻道次数
2. 索引表本身管理复杂, 也会带来额外的系统开销

ext文件系统

基本概念

1. 块. 即Block, 数据存储的最小单元, 每个块都有一个唯一的地址, 从0开始, 起源于第一个可以用来存储数据的扇区;
2. 超级块. 超级块保存了各种文件系统的meta信息, 比如块大小信息。他位于文件系统的2号和3号扇区(物理地址), 占用两个扇区大小;
3. 块组. 所有的块会划分成多个块组, 每个块组包含同样多个块, 但是可能整个文件系统整个块数不是块组的整数倍, 所以最后一个块组包含的个数可能会小于其他块;

总体结构

一个ext文件系统分成多个块组, 每个块组的结构基本相同, 如下:

解释如下:

1. 0~1号扇区: 引导扇区. 如果没有引导代码, 则这两个扇区为空, 全部用0填充;

2. 2~3号扇区: 超级块, 超级块包含各种meta信息:

   1. 块大小, 每个块组包含块数, 总块数, 第一个块前保留块数, inode节点数, 每个块组的inode节点数
   2. 卷名, 最后挂载时间, 挂载路径, 文件系统是否干净, 是否要调用一致性检查标识
   3. 空间inode节点和空闲块的记录信息, 在分配inode节点和新块的时候使用

3. 组描述符表:

   位于超级块后面的一个块, 注意在超级块之前只占用了4个扇区, 如果一个块大小超过4个扇区的话, 这里就会有空的扇区。

   组描述符表中包含了所有块组的描述信息, 每个块组占据32个字节(差不多是8个整数的大小)。如果格式化使用默认参数, 那么组描述符表不会超过一块块组。

   组描述符和超级块在每个块组中都有一个备份, 但是激活了 稀疏超级块 特征的情况除外。

   稀疏超级块 即不是在所有块组中都存储超级块和组描述符的备份, 默认该策略被激活, 其策略类似当块组号是3,5,7的幂的块组才存副本。

4. 块位图表

   每个块对应一个bit, 只包含了本块组的信息。而文件系统创建的时候, 默认每个块组包含的块数跟每个块包含的bit数是一样的, 这种情况下每个块位图表正好等于一个块的大小。

   而该位图表的块的起始位置会在组描述符表中指定, 大小则为块组中包含块数个bit。

5. inode位图块

   跟块位图表类似, 通常情况他也只占用一个块。通常一个块组中的inode节点数会小于block数量, 所以其不会超过一个块大小。

6. inode节点表

   每个inode都占用128位的一个描述信息, 起始位置在组描述符中表示, 大小为inode节点数*128。

7. 数据区

   这就是真正存储数据的区域。

块大小为4096的时候, 各部分和扇区对应关系如下图:

块大小为2048的时候, 各部分和扇区对应关系如下图:

超级块详细信息

超级块总是位于文件系统的第1024~2048字节处。

超级块中包含的信息如下:

块组描述符详细信息

每个块组描述符占用32个字节, 其数据结构如下:

inode信息

每个inode会被分配给一个目录或者一个文件, 每个inode包含了128个字节, 里面包含了这个文件的各种meta信息。

在所有inode中, 1~10号会用作保留给内核使用, 在这些保留节点中, 2号节点用于存储根目录信息, 1号表示坏块, 8号表示日志文件信息。

第一个用户可见的都是从11号inode开始, 11号节点一般用作 lost+found 目录, 当检查程序发现一个inode节点已经被分配, 但是没有文件名指向他的时候, 就会把他添加到 lost+found 目录中并赋予一个新的文件名。

inode通过三级指针的方式来找到文件数据最终存储的数据块, 见下图:

这种方式能保证小文件的读取效率的同时, 也支持大文件的读取。

目录项

在ext文件系统中, 每个目录也对应一个inode节点, 该inode节点对应的数据块里面会存储该目录下所有文件/目录的信息。

每个文件/目录对应的信息就叫 目录项 , 目录项包含的内容也很简单, 主要就是文件名和指向该文件名的inode指针, 详细信息如下:

当文件删除的时候, 不会真正删除文件, 会将该文件所属目录对应的目录项给删除, 同时将对应数据块在快位图表中标记为0。

链接

1. 硬链接是指在另外一个目录对应的目录项中增加一个目录项。硬链接建立之后, 用户无法通过文件名来判断到底哪个是原文件名, 哪个是链接名;
2. 软连接是一种文件类型, 该文件里面就存储源文件的完整路径, 如果源文件完整路径长度小于60个字节, 那么就将该值直接存储在inode节点表中, 避免浪费数据块;

分配策略

1. 首先判断应该在哪个块组中分配

   1. 如果是为文件创建节点

      1. 默认会在其父目录所在的组中为其创建节点, 这样可以确保一个目录中所有文件都位于一个大致的区域中

      2. 如果父目录所在组没有空闲的节点或者空闲的块了, 就到别的块组中为该文件分配节点, 找寻别的块组的算法如下

         1. 每次讲当前组号加上2^N次方再求hash
         2. 如果上面的算法没找到, 就线性查找

   2. 如果是为目录创建节点

      1. 会将其分配到可用空间较多的块组中, 分配算法如下:

         1. 首先利用超级块中的剩余inode和剩余块数字算出每个块组的平均剩余数字, 然后依次找到一个大于平均值的块组
         2. 如果没找到, 就利用块组描述符表中的信息, 找到一个最空闲的块组

2. 当一个数据块分配给某文件之后

   1. 该块原来的内容会被请出, inode节点对应的各种元信息会跟着做修改
   2. 如果是文件, 节点对应链接数会设置为1, 如果是目录, 链接数会被设置为2

实际创建/删除文件过程

我们创建一个 /xuanku/file.txt , 该文件大小为10000字节, 文件块大小为4096, 那么下面来看一下过程:

1. 读取文件系统的1024字节~2048字节, 即超级块信息。通过超级块得到快大小为4096, 每个块组含有8192个块以及2008个inode节点
2. 读取文件系统中第1个块(即组描述符表), 得到所有块组布局信息
3. 访问2号inode节点(即根节点), 通过读取根节点数据块信息, 假设读到其位于5号块
4. 在第5号块所有目录项中从前往后遍历, 直到找到文件名为 xuanku 的目录项, 读到该inode节点为4724
5. 每个块组有2008个inode, 用4724针对2008取模, 得到的结果是2号块组
6. 通过组描述符表中得到第2个块组的inode节点表起始于16378号块
7. 从16378号块读取inode节点表中查找4724号对应的inode节点(708号表项), 查询到该 xuanku 的目录内容位于17216号块
8. 从17216块读取 xuanku 目录项内容, 将 file.txt 相关信息更新到该块的目录项当中
9. 然后开始为文件分配inode节点, 默认会放到父目录所在块组, 即2号块组, 再次2号块组的inode节点表16378, 开始从4724往后找到第一个可用的inode节点分配给该文件, 假设找到的是4850号inode。
10. 然后就给4850号的inode位图表设置为1, 组描述符的空闲inode节点数和超级块的总空闲inode节点数都减1, 将inode节点的地址写入 file.txt 对应的目录项当中, 然后写各种时间, 记录日志
11. file.txt需要3个块的存储空间, 通过2号块组描述符找到块位图对应的块, 并从前往后找到可用的块。然后将对应的位设置为1, 并更新到inode节点当中
12. 然后将文件的内容写入到对应的块中

下面再演示一下将该文件删除的过程:

1. 读取文件系统的1024字节~2048字节, 即超级块信息。通过超级块得到快大小为4096, 每个块组含有8192个块以及2008个inode节点
2. 读取文件系统中第1个块(即组描述符表), 得到所有块组布局信息
3. 访问2号inode节点(即根节点), 通过读取根节点数据块信息, 假设读到其位于5号块
4. 在第5号块所有目录项中从前往后遍历, 直到找到文件名为 xuanku 的目录项, 读到该inode节点为4724
5. 每个块组有2008个inode, 用4724针对2008取模, 得到的结果是2号块组
6. 通过组描述符表中得到第2个块组的inode节点表起始于16378号块
7. 从16378号块读取inode节点表中查找4724号对应的inode节点(708号表项), 查询到该 xuanku 的目录内容位于17216号块
8. 从17216块读取 xuanku 目录项内容, 读到 file.txt 的inode节点为4850
9. 然后取消 file.txt 的目录项分配, 修改系列 xuanku 目录对应的目录项信息
10. 取消inode节点信息, 修改2号块组对应的inode节点表信息, 将inode节点位设置为0, 更新块组描述符和超级块的空闲inode节点数加1
11. 还要回收文件内容对应的6个块空间, 将块位图表中的bit设置为0, 清除inode节点的块指针, 更新块组描述符和超级块的空闲块数加1

参考

1. 数据重新 文件系统原理精解与数据恢复最佳实践
2. 磁盘分配方式. http://blog.csdn.net/liuqiyao_01/article/details/39156651
3. ext在线调整大小. http://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-cn-ext4resize/