深入浅出ext4文件系统之数据块组织和日志

ext4
中inode
数据块存储形式

• ext4
  目前在kernel
  中的实现有两种分别是基于block
  和基于extent
  。基于block
  的方式存储文件数据块的元数据有direct block(直接数据块)
  、indirect block(一级间接数据块,pointer to direct blocks)
  、double indirect block(二级间接数据块,pointer to indirect blocks)
  、triple indirect(三级间接数据块,pointer to double indirect blocks)
  .早期是采用这样方式存储，但是有2个弊端其一假设文件是10T文件，基于这样存储形式，整个文件的block元数据是非常多的(由于每个block大小固定);其二如果要读取这个大文件的中一部分数据，查找目标数据块的效率相对比较低。

• 基于 extent
  存储形式本质采用b-tree
  数据结构存储，这个不同于基于 block
  方式,大文件的extent
  是采用偏移量+长度
  变长的形式记录数据块的位置，每个extent
  作为B-Tree
  的节点。根据这样的设计，超大文件的数据块在B-Tree
  树高度不会太高。这样设计有几个好处，第一是大文件的数据块的元数据存储大量减少(extent采用了变长方式存储)；第二是B-Tree
  检索和查找的效率相对较高(比多个间接块好很多)。extent
  数据结构定义如下:

struct ext4_extent {
	__le32	ee_block;	/* first logical block extent covers */
	__le16	ee_len;		/* number of blocks covered by extent */
	__le16	ee_start_hi;	/* high 16 bits of physical block */
	__le32	ee_start_lo;	/* low 32 bits of physical block */
};

• ext4
  磁盘inode
  结构中的i_block
  保存文件数据块
  元数据的B-Tree
  .
  

struct ext4_inode {
	__le16	i_mode;		/* File mode */
	__le16	i_uid;		/* Low 16 bits of Owner Uid */
	__le32	i_size_lo;	/* Size in bytes */
	__le32	i_atime;	/* Access time */
	__le32	i_ctime;	/* Inode Change time */
	__le32	i_mtime;	/* Modification time */
	__le32	i_dtime;	/* Deletion Time */

	//  整个B-Tree的root,EXT4_N_BLOCKS = 15
	__le32	i_block[EXT4_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */
	/******忽略*******/
};

ext4
中journal
日志模式

• journal
  日志模式中writeback
  模式性能最佳，journal
  模式性能最差，ordered
  日志模式是默认的日志模式

• ext4
  中的日志是通过journal_start
  和journal_stop
  来进行原子操作

Delayed Allocation
特性

• Delayed Allocation
  在数据被写入的期间可以使用的特性，这个特性主要是延迟实际数据块的空间申请，当数据需要被flush到磁盘的时候实际申请。这样做能组织文件碎片和提供CPU利用率