操作系统-番外-日志结构文件系统LFS

引言

过去几十年CPU速度的增长是巨大的，但是磁盘的访问速度却增长较慢。内存近些年发展也很快，可以提供较大的空间存储程序的工作集，因此磁盘传输主要是被写操作支配。因此如何提升写效率是有效利用磁盘的关键。

日志结构文件系统是用顺序写，因为省去了绝大部分seek操作，因此大大提升了写的性能。还有一个好处就是系统崩溃恢复，日志结构文件系统只需要检查最近的部分日志

日志结构文件系统实现

基本假设

• 大部分的读请求都从缓存中读取
• 大部分磁盘访问都是写请求

段概念

• 段定义：虽然磁盘顺序写效率高，考虑一下，如果有一个文件执行写操作就写，但是如果中间间隔一会儿写另一个文件，那么中间磁盘已经旋转。要想获得高效率，必须连续顺序写，因此需要在内存中缓存修改的块，直到达到一定数量的时候执行一次写操作，这个大块叫做段

• 段布局：段中不仅包含了数据块，也包括i-node块，段的开头还包括一个段summary块，包含了垃圾回收需要的关键信息，后边详细解释
  

• 缓存大小：$T_{position}$代表写操作前旋转和寻道开销时间，磁盘传输速率$R_{peak}$MB/s，因此传输$D$MB需要的时间$T_{write}$

  $T_{write} = T_{position} + \frac{D}{R_{peak}}$

  写效率

  $R_{effective} = \frac{D}{T_{write}} = \frac{D}{T_{position} + \frac{D}{R_{peak}}}$

  写效率是以传输速率为基准，用F(0<F<1)表示

  $R_{effective} = \frac{D}{T_{position} + \frac{D}{R_{peak}}} = F \times R_{peak}$

  $D = F \times R_{peak} \times (T_{position} + \frac{D}{R_{peak}})$

  变换得到

  $D = \frac{F}{1-F} \times R_{peak} \times T_{position}$

  假设要得到90%的效率，假设$T_{position}$为0.01秒，磁盘传输速率为100MB/s，因此计算D为9MB，因此缓存大小为9MB

I-node查找

• i-node查找问题：因为i-node信息现在存放在各个段中，这就引入了一个新文件，如何查找i-node，如果遍历查找肯定不行效率太低。引入了一个新的结构imap，imap是一个简单的数组结构index为k的元素存放着第k个i-node在磁盘的地址，imap信息常驻在内存中，因此查询i-node的位置是很快的

• imap存储问题：imap也是需要存储的，这里假设在磁盘固定位置存储imap，因为imap频繁的被修改，因此会导致频繁的写回磁盘，每当文件修改时，imap也需要随后更新，这会导致额外的seek开销。所以LFS将imap信息和i-node一样存在段中，存在i-node右边，如下图
  

• imap查找问题：imap存储在段中，也出现了i-node查找一样的问题，为了解决这个问题，LFS用一个固定的空间来存放指向imap地址的区域叫作checkpoint region (CR)，CR存放了指向最新的imap地址的指针，在查找imap之前会首先加载CR，CR通常是周期性的更新，并不会某一个imap更新就立马写回磁盘
  

• read操作流程，假设此时内存还是空的
  

目录实现

• 目录结构：一个目录名映射i-node编号

• 目录存储问题：和i-node一样存在段中，其索引存在段中imap结构中并且缓存在内存中，其结构例子如下，文件foo在目录dir中，通过dir在imap找到存储dir目录的i-node例子中A3，然后在i-nodeA3中找到目录数据在块A2，在A2中查找到foo文件对应k号i-node，然后在imap中查找到k号i-node在A1，最终找到文件foo的数据在块A0中
  

垃圾回收

• 垃圾产生的原因

  1. 文件更新导致的老的数据块和i-node块无效，如下图
     

  2. 文件增加导致的老的i-node块无效，如下图
     

• 垃圾回收流程

  读出旧的段，将段中有效的块复制到内存缓存中，当量达到一个段大小时，像普通修改文件那样以日志方式写入磁盘，旧的段便释放了，下图大概描述了垃圾回收的流程，假设读入segment 1和segment 2然后整理出有效的块并刚好组成一个段，写入磁盘，因此清理点就后移2个段，而写入点后移一个，当写入点达到磁盘最大值时，指针又移到磁盘开始位置，因此在LFS文件系统中，磁盘被抽象成一个大环形数组结构
  

• 如何分辨垃圾

  前边我们提到过段summary块，这个块主要记录了段内块的摘要信息，每个块所属的i-node和offset。如何确定哪些块是垃圾呢？我们加载段到内存，然后根据段summary信息，查看一个块所属的i-node号，然后从imap中查询最新的i-node存放地址，加载到内存中然后找到offset对应的地址是否为段中块的地址，如果是，那么这个块是活跃的；如果不是那么这个块是垃圾
  

• 何时清理

  1. 定期
  2. 空闲时
  3. 磁盘满了，不得不清理

崩溃恢复

• 保证CR原子写：有两个CR，分布在磁盘两端，交替写入，写入时会先写一个头，里边包含一个时间戳，然后开始写CR body，当写完最后一个块时再写入时间戳，如果是原子写入的，那么两个时间戳是一致的

• 第一种场景：因为CR是周期性写入，所以可能丢失数据，这种场景解决方式很简单，丢弃最后一个CR后的更新

• 第二种场景：CR的写入不是原子的，解决方式如上述的保证CR原子写的基础上，当系统崩溃时，查找最新一个时间戳一致的CR

总结

LFS是一个优秀的文件系统，它的思想是先进的，并且和现在正逐渐流行的SSD不谋而合。并且它的思想影响非常广，LSM是一个很多存储引擎广泛使用的文件结构，比如BigTable、HBase、Cassandra、LevelDB、SQLite、mangodb3.0的Wired Tiger存储引擎。并且还影响了很多后续的文件系统，比如号称下一代Linux文件系统btrfs、针对NAND SSD的文件系统F2FS，其基础都是LFS，学习LFS对于理解这些很有帮助