在 1994 年，論文《XFS 文件系統(tǒng)的可擴(kuò)展性》發(fā)表了。自 1984 年以來(lái)，計(jì)算機(jī)的發(fā)展速度變得更快，存儲(chǔ)容量也增加了。值得注意的是，在這個(gè)時(shí)期出現(xiàn)了更多配備多個(gè) CPU 的計(jì)算機(jī)，并且存儲(chǔ)容量已經(jīng)達(dá)到了 TB 級(jí)別。對(duì)于這些設(shè)備，僅僅對(duì) 4.3BSD 快速文件系統(tǒng)（或 SGI IRIX 中稱(chēng)為 EFS 的修改版本）進(jìn)行改進(jìn)已不再足夠。（點(diǎn)擊此處

SGI 的基準(zhǔn)測(cè)試中采用的計(jì)算機(jī)擁有大型背板和多個(gè)控制器（其中一項(xiàng)基準(zhǔn)測(cè)試采用了一個(gè)具有 20 個(gè) SCSI 控制器的設(shè)備），大量的磁盤(pán)（上百塊硬盤(pán)驅(qū)動(dòng)器）以及多個(gè) CPU（12個(gè) CPU 插槽）和大量?jī)?nèi)存（最高1GB）。

SGI 是一家制造高性能計(jì)算機(jī)（HPC）和圖形工作站的企業(yè)。在 20 世紀(jì) 80 年代和 90 年代，SGI 是計(jì)算機(jī)圖形和可視化領(lǐng)域的先驅(qū)和領(lǐng)導(dǎo)者。在進(jìn)行基準(zhǔn)測(cè)試時(shí)，SGI 會(huì)使用一系列具有特定配置的計(jì)算機(jī)設(shè)備，并進(jìn)行性能測(cè)試和比較，以評(píng)估其系統(tǒng)的性能和能力。

然而，SGI 在 2009 年申請(qǐng)破產(chǎn)保護(hù)，并在 2016 年以“Silicon Graphics International”為名重組，繼續(xù)致力于提供高性能計(jì)算和數(shù)據(jù)分析解決方案。SGI 在計(jì)算機(jī)發(fā)展史上留下了重要的足跡，并對(duì)計(jì)算機(jī)圖形和可視化領(lǐng)域產(chǎn)生了深遠(yuǎn)的影響。

IRIX 6.5 Desktop

當(dāng)前所需的文件系統(tǒng)處理能力已經(jīng)超出了 FFS（Fast Filling System），文件的大小也超過(guò)了 FFS 可以的處理能力，目錄中的文件數(shù)量增大導(dǎo)致查找時(shí)間過(guò)長(zhǎng)，像分配位圖（allocation bitmaps）這樣的中央數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)無(wú)法進(jìn)行有效的擴(kuò)展，并且全局鎖在多個(gè) CPU 的情況下會(huì)造成低效的文件系統(tǒng)并發(fā)訪(fǎng)問(wèn)。于是，SGI 決定設(shè)計(jì)一個(gè)完全不同的文件系統(tǒng)。

此外，整個(gè) Unix 社區(qū)也面臨著來(lái)自 David Cutler 和 Helen Custer 的挑戰(zhàn)，他們開(kāi)發(fā)了 Windows NT 4.0 的開(kāi)發(fā)者。通過(guò) Windows NT 4.0 中的 NTFS，他們展示了從頭開(kāi)始設(shè)計(jì)系統(tǒng)的可能性。

新要求

XFS 文件系統(tǒng)充滿(mǎn)了創(chuàng)新思想，與傳統(tǒng)的 Unix 文件系統(tǒng)設(shè)計(jì)有很大的不同。其中的新特性包括：

• 通過(guò)以下方式實(shí)現(xiàn)并發(fā)性：

  • 分配區(qū)域
  • Inode 鎖分離
  • 大規(guī)模并行 I/O 請(qǐng)求、DMA 和零拷貝 I/O 功能

• 通過(guò)以下概念，提高訪(fǎng)問(wèn)的可擴(kuò)展性：

  • B+樹(shù)：一種平衡的多路搜索樹(shù)，可以有效地存儲(chǔ)和檢索大量的數(shù)據(jù)；
  • extent：一種用來(lái)描述連續(xù)的磁盤(pán)塊的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，由（起始?jí)K，長(zhǎng)度）兩個(gè)字段組成2；
  • 將“文件寫(xiě)入”和“文件在磁盤(pán)上的布局”分離，以便通過(guò)使用延遲分配和預(yù)分配來(lái)實(shí)現(xiàn)連續(xù)的文件。

extent（區(qū)段）表示文件在磁盤(pán)上連續(xù)的一段數(shù)據(jù)塊。每個(gè) extent 由一個(gè)起始位置（start）和一個(gè)長(zhǎng)度（length）描述符組成，用于指定文件在磁盤(pán)上的物理存儲(chǔ)位置。通過(guò)使用 extent，文件系統(tǒng)可以實(shí)現(xiàn)動(dòng)態(tài)增長(zhǎng)的 I/O 大小，從而提高吞吐量。extent 的概念還可以與延遲分配和預(yù)分配相結(jié)合，以?xún)?yōu)化文件的布局，使得文件在磁盤(pán)上可以連續(xù)存儲(chǔ)。這種連續(xù)存儲(chǔ)可以減少磁盤(pán)尋址的開(kāi)銷(xiāo)，提高文件讀寫(xiě)的效率。

• 引入預(yù)寫(xiě)日志（write-ahead log）以記錄元數(shù)據(jù)更改：
  • 異步記錄日志以實(shí)現(xiàn)寫(xiě)入合并
  • 利用日志進(jìn)行恢復(fù)，使恢復(fù)時(shí)間與正在處理的數(shù)據(jù)量成比例，而不是與文件系統(tǒng)的大小成比例。

XFS 是為了滿(mǎn)足這些特性而開(kāi)發(fā)的，實(shí)現(xiàn)這些特性后就可以在視頻編輯、視頻服務(wù)和科學(xué)計(jì)算等領(lǐng)域充分發(fā)揮大型 SGI 設(shè)備的性能。

一個(gè)不使用日志結(jié)構(gòu)的日志文件系統(tǒng)

在約同一時(shí)期，John K. Ousterhout 提出了一個(gè)問(wèn)題：“為什么操作系統(tǒng)的速度沒(méi)有跟上硬件的發(fā)展速度？” Ousterhout 開(kāi)始在實(shí)驗(yàn)性的 Sprite 操作系統(tǒng)中探索基于日志的文件系統(tǒng)的想法。

Sprite 是一種早期的分布式操作系統(tǒng)，最早由John K. Ousterhout 和 Kenneth L. Dickey）于1984年在加州大學(xué)伯克利分校開(kāi)發(fā)。Sprite 的設(shè)計(jì)目標(biāo)是提供高度可靠的分布式環(huán)境，支持在網(wǎng)絡(luò)上連接的多臺(tái)計(jì)算機(jī)之間進(jìn)行協(xié)作和通信。它在學(xué)術(shù)界和研究領(lǐng)域具有一定影響力，為后續(xù)分布式操作系統(tǒng)的發(fā)展奠定了基礎(chǔ)。

基于日志的文件系統(tǒng)是一個(gè)非常激進(jìn)的想法，我們?cè)诤罄m(xù)的文章中會(huì)討論。盡管它們?cè)跁r(shí)間上比 XFS 早一點(diǎn)，但這個(gè)概念的引入具有重要的意義。最初它們并不實(shí)用，因?yàn)樗鼈冃枰煌挠布峁└嗟拇疟P(pán)尋道。日志結(jié)構(gòu)化文件系統(tǒng)的理念必須變得更加精細(xì)才能產(chǎn)生實(shí)際影響，我們將在本系列的后續(xù)部分中討論它們。

IRIX 的處境

IRIX 是 Silicon Graphics Inc.（SGI）開(kāi)發(fā)的操作系統(tǒng)，用于其工作站和服務(wù)器產(chǎn)品線(xiàn)。它是基于Unix System V 的變種，并包含了許多 SGI 獨(dú)有的功能和優(yōu)化，以適應(yīng)其高性能計(jì)算和圖形處理需求。IRIX 在1988年首次發(fā)布，并成為 SGI 工作站的主要操作系統(tǒng)，為許多科學(xué)、工程和創(chuàng)意領(lǐng)域的應(yīng)用提供了強(qiáng)大的計(jì)算和圖形處理能力。

IRIX 最初使用 EFS（Extent File System）作為其文件系統(tǒng)，它是 BSD FFS 的一個(gè)改進(jìn)版本，使用了 extents 來(lái)描述文件的連續(xù)磁盤(pán)塊。它受到 8 GB 文件系統(tǒng)大小限制，2 GB 文件大小限制，以及無(wú)法充分利用硬件 I/O 帶寬的影響，這讓許多購(gòu)買(mǎi)了這些昂貴機(jī)器的客戶(hù)感到不滿(mǎn)。后來(lái)，SGI 開(kāi)發(fā)了 XFS 文件系統(tǒng)來(lái)取代 EFS，并在 IRIX 5.3 版本中引入了 XFS3。XFS 是一種高性能的 64 位日志文件系統(tǒng)，支持大容量存儲(chǔ)、快速恢復(fù)和高級(jí)管理功能。

視頻播放和數(shù)據(jù)庫(kù)社區(qū)對(duì)文件系統(tǒng)提出了新的需求：需要支持?jǐn)?shù)百 TB 的磁盤(pán)空間、數(shù)百 MB/s 的 I/O 帶寬以及許多并行的 I/O 請(qǐng)求，以便能夠充分利用硬件資源，同時(shí)確保不會(huì)出現(xiàn) CPU 資源瓶頸。

“XFS文件系統(tǒng)的可擴(kuò)展性”這篇論文主要展示了它的功能，對(duì)其實(shí)現(xiàn)和設(shè)計(jì)決策進(jìn)行了簡(jiǎn)要討論，也沒(méi)有提供詳盡的基準(zhǔn)測(cè)試。

功能特性

大容量文件系統(tǒng)

XFS 支持大容量文件系統(tǒng)。之前的文件系統(tǒng)使用 32 位的指針來(lái)指向磁盤(pán)塊。塊的大小是 8 KB ，使用 32 位的塊指針，文件系統(tǒng)的上限是 32 TB。

當(dāng)使用 64 位的塊指針會(huì)導(dǎo)致許多數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的大小變成 8 字節(jié)的倍數(shù)，這樣的操作會(huì)造成一些些浪費(fèi)。

為了提高并發(fā)性（參見(jiàn)下文），XFS引入了“分配組”（Allocation Groups，簡(jiǎn)稱(chēng)AG）的概念，其大小總是小于 4GB。分配組（AG）擁有本地實(shí)例，這些實(shí)例具備文件系統(tǒng)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，例如，inode 映射或空閑塊跟蹤。這些本地實(shí)例可以獨(dú)立進(jìn)行加鎖，從而允許在不同的分配組中進(jìn)行并發(fā)操作。

分配組（AG）還有助于減小指針的大?。阂话憬M內(nèi)編號(hào)可以用 32 位指針表達(dá)。事實(shí)上，一個(gè) 4GB 的分配組可以容納最多 1M 個(gè)塊的塊，因?yàn)槊總€(gè)塊的最小大小為 4K。組內(nèi)單個(gè)最大的 extent 可以用 40 位（5字節(jié)）來(lái)表示（位置和大小各占 20 位）。

文件和文件系統(tǒng)最大值為 8 EB（2^63-1）。

帶寬和并發(fā)

XFS 的設(shè)計(jì)目標(biāo)之一就是并發(fā)操作。1994 年是 20 MB/s SCSI 控制器的時(shí)代，SGI 構(gòu)建了能夠容納多個(gè)控制器和多個(gè)驅(qū)動(dòng)器的大型機(jī)箱?；鶞?zhǔn)測(cè)試引用了具有 480 MB/s 總帶寬的計(jì)算機(jī)，其文件 I/O 性能超過(guò) 370 MB/s，無(wú)需進(jìn)行任何調(diào)整，包括所有開(kāi)銷(xiāo)。這對(duì)于當(dāng)時(shí)的日常使用來(lái)說(shuō)是相當(dāng)令人印象深刻的。

XFS 通過(guò)使用大塊（4 KB或8 KB塊大小）和extents 概念來(lái)實(shí)現(xiàn)這一點(diǎn)。

Extent 和二叉樹(shù)

在 XFS 中，“extent” 是一個(gè)核心概念，它通常是一個(gè)包含兩個(gè)字段的元組（起始?jí)K和長(zhǎng)度）。將文件塊映射到磁盤(pán)塊（“bmap”）時(shí)，“extent” 則包含三個(gè)元素，即一個(gè)三元組（偏移量，長(zhǎng)度，起始?jí)K）。由于分配組（AG）存在上限值，可以用一系列 4 字節(jié)的 extent 來(lái)描述連續(xù)的多達(dá) 2M 個(gè)數(shù)據(jù)塊，這比 BSD FFS 之前的方法更為高效。

extent 也使 XFS 能夠進(jìn)行大規(guī)模 I/O 請(qǐng)求。源于它們描述了連續(xù)的塊區(qū)域，這樣可以輕松創(chuàng)建讀取或?qū)懭攵鄠€(gè)塊的請(qǐng)求。默認(rèn)情況下，它使用 64 KB 的內(nèi)存緩沖區(qū)進(jìn)行 I/O 操作，除非有特殊規(guī)定使用更大的內(nèi)存緩沖區(qū)。

XFS 通過(guò)條帶化（striping）來(lái)管理底層磁盤(pán)結(jié)構(gòu)，并支持同時(shí)處理 2 或 3 個(gè)并發(fā)的 IO 請(qǐng)求。它會(huì)檢查反壓（backpressure），也就是檢查應(yīng)用程序是否實(shí)際上在讀取數(shù)據(jù)。如果是的化，文件系統(tǒng)會(huì)發(fā)出額外的讀取請(qǐng)求，以保持默認(rèn)情況下最多 3 個(gè)請(qǐng)求同時(shí)進(jìn)行，這樣可以一次處理 192KB 的數(shù)據(jù)。

extent 組被組織成一個(gè)線(xiàn)性的列表，但這會(huì)導(dǎo)致擴(kuò)展性問(wèn)題。因此，XFS 使用 B+ 樹(shù)來(lái)處理多個(gè)索引塊的情況，如果只有一個(gè)索引塊時(shí)，則退化為線(xiàn)性列表。

B+ 樹(shù)是一種樹(shù)狀數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，用于組織和管理 extent 組。它允許在大規(guī)模的 extent 組集合中高效地進(jìn)行搜索、插入和刪除操作。B+樹(shù)結(jié)構(gòu)能夠有效地處理大量的 extent 組，并且具有較好的擴(kuò)展性和性能。

通常，元組是根據(jù)其第一個(gè)值進(jìn)行索引，但對(duì)于某些結(jié)構(gòu)（如空閑列表），會(huì)保留多個(gè)索引：通過(guò) startblock 索引進(jìn)行接近性的空間索引是有用的，但也按 length 索引來(lái)適配正確的可用空間。

去掉每個(gè)文件的寫(xiě)鎖

Posix鎖定內(nèi)存中的 inode 以保證原子寫(xiě)入。這確保了任何兩個(gè)大型多塊寫(xiě)操作總是按順序進(jìn)行。

XFS還去掉了內(nèi)存中的 inode 鎖：Posix 要求對(duì)于大型、重疊的多塊寫(xiě)操作進(jìn)行完全有序的處理。當(dāng)它們重疊時(shí)，不能出現(xiàn)從寫(xiě)操作 A 和寫(xiě)操作 B 交替出現(xiàn)的塊混亂現(xiàn)象。

在大多數(shù)內(nèi)核中，默認(rèn)設(shè)置是在內(nèi)存中的 inode 上放置一個(gè)文件全局鎖，以此確保每個(gè) inode 只能有一個(gè)寫(xiě)入者。數(shù)據(jù)庫(kù)的開(kāi)發(fā)者對(duì)此非常不滿(mǎn)，因?yàn)樗鼘⑷魏螁蝹€(gè)文件的寫(xiě)并發(fā)性限制為 1。這也是為什么 Oracle 建議將表空間分成多個(gè)文件來(lái)實(shí)現(xiàn)并發(fā)性，每個(gè)文件的大小不超過(guò) 1GB。

在 O_DIRECT 模式下，XFS 消除了這個(gè)鎖，并允許原子、并發(fā)的寫(xiě)操作，數(shù)據(jù)庫(kù)開(kāi)發(fā)者對(duì)此非常認(rèn)同。

動(dòng)態(tài) inode 和空閑空間跟蹤優(yōu)化

對(duì)于大型文件系統(tǒng)，你永遠(yuǎn)無(wú)法預(yù)知：應(yīng)用程序是需要大量的 inode 來(lái)存儲(chǔ)許多小文件，還是少量的大文件。此外，inode 和文件數(shù)據(jù)塊之間的距離是多少也沒(méi)有一個(gè)確定的答案。

對(duì)于第一個(gè)問(wèn)題沒(méi)有一個(gè)好的答案，而對(duì)于第二個(gè)問(wèn)題，答案是“讓它們盡可能接近”。因此，XFS 根據(jù)需要?jiǎng)討B(tài)創(chuàng)建 inode，每次創(chuàng)建 64 個(gè) inode 的塊。

對(duì)于較大的 inode，即 256 字節(jié)的 inode（相比于 BSD FFS 的 128 字節(jié)和傳統(tǒng) Unix 的64字節(jié)），XFS 使用的策略是，僅在需要時(shí)創(chuàng)建 inode，并將它們放置在文件的開(kāi)頭附近來(lái)進(jìn)行補(bǔ)償。這樣可以釋放大量的磁盤(pán)空間。在具有固定 inode 計(jì)數(shù)的傳統(tǒng) Unix 文件系統(tǒng)中，高達(dá)3-4%的磁盤(pán)空間可能被預(yù)先分配的inode 所占用。即使在使用了柱面組（cylinder groups），inode 與第一個(gè)數(shù)據(jù)塊之間仍然存在相當(dāng)大的距離。

由于 inode 可以存在于磁盤(pán)上的任何位置，而不僅僅是超級(jí)塊后面，因此需要對(duì) inode 進(jìn)行跟蹤。XFS 通過(guò)每個(gè)分配組（AG）使用一棵 B+ 樹(shù)來(lái)實(shí)現(xiàn)這一點(diǎn)。該樹(shù)以起始?jí)K為索引，在每個(gè)塊中記錄每個(gè) inode 塊是否可用或正在使用。inode 本身并不保存在樹(shù)中，而是保存在靠近文件數(shù)據(jù)的塊中。

類(lèi)似地，空閑空間以塊為單位進(jìn)行跟蹤，并在每個(gè)分配組（AG）的樹(shù)中進(jìn)行兩次索引：起始?jí)K和長(zhǎng)度索引。

預(yù)寫(xiě)式日志

系統(tǒng)崩潰后要恢復(fù)一個(gè)大型文件系統(tǒng)可能會(huì)很慢?；謴?fù)時(shí)間與文件系統(tǒng)的大小和文件數(shù)量成正比，這是因?yàn)橄到y(tǒng)基本上必須掃描整個(gè)文件系統(tǒng)并重建目錄樹(shù)，以確保數(shù)據(jù)的一致性。對(duì)于 XFS 來(lái)說(shuō)，文件系統(tǒng)更加脆弱，因?yàn)樗峁┝丝勺償?shù)量的 inode，并且在磁盤(pán)上分散地非連續(xù)存儲(chǔ)?；謴?fù)它們將會(huì)有很大的開(kāi)銷(xiāo)。

使用元數(shù)據(jù)的預(yù)寫(xiě)式日志（write-ahead logging），可以在大部分情況下可以避免這個(gè)問(wèn)題。使得恢復(fù)時(shí)間與日志的大小成正比，即與崩潰時(shí)正在處理的數(shù)據(jù)量成正比。

日志中包含了日志條目，每個(gè)條目包括一個(gè)描述符頭和所有更改過(guò)的元數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的完整鏡像：包括 inode、目錄塊、空閑 extent 樹(shù)塊、inode 分配樹(shù)塊、分配組塊和超級(jí)塊。由于完整鏡像存儲(chǔ)在塊中，因此恢復(fù)過(guò)程非常簡(jiǎn)單：只需將這些新的、更改過(guò)的鏡像復(fù)制到它們?cè)緫?yīng)該在的位置上，而無(wú)需了解它所更改的結(jié)構(gòu)類(lèi)型。

作者對(duì)日志非常信任：因此 XFS 最初沒(méi)有 fsck （文件系統(tǒng)一致性檢查）程序。然而，事實(shí)證明這種設(shè)置過(guò)于樂(lè)觀(guān)了，因此現(xiàn)在有了 xfs_repair 程序。

元數(shù)據(jù)更新性能

XFS 會(huì)記錄元數(shù)據(jù)更新，這意味著它們需要被寫(xiě)入文件系統(tǒng)日志中。默認(rèn)情況下，該日志會(huì)放置在文件系統(tǒng)中。但也可以選擇將日志提取出來(lái)，放置在其他介質(zhì)上，例如閃存存儲(chǔ)或帶有電池備份的內(nèi)存。

如果可能的話(huà)，對(duì)日志的寫(xiě)入是異步進(jìn)行的，但是對(duì)于提供 NFS 服務(wù)的分區(qū)來(lái)說(shuō)，這種寫(xiě)入只能是同步的。異步寫(xiě)入允許進(jìn)行寫(xiě)入批處理，從而加快速度。但NFS服務(wù)器從加速的日志存儲(chǔ)中獲益很多。

由于所有元數(shù)據(jù)更新都需要被記錄在日志中，因此在進(jìn)行大量元數(shù)據(jù)操作時(shí)，可能會(huì)導(dǎo)致日志被洪水般的元數(shù)據(jù)更新所占滿(mǎn)。例如，執(zhí)行 rm -rf /usr/src/linux 這樣的操作就不會(huì)特別快，因?yàn)樵獢?shù)據(jù)更新流最終會(huì)導(dǎo)致日志溢出。而且，由于 XFS 中的其他所有操作都是基于分配組（AG）并行進(jìn)行的，因此日志是可能引起資源競(jìng)爭(zhēng)的唯一來(lái)源。

大文件和稀疏文件

在 FFS（Unix File System）中，文件通過(guò)傳統(tǒng)的動(dòng)態(tài)數(shù)組（dynamic array）進(jìn)行映射，該數(shù)組包括直接塊（direct blocks）和最多三級(jí)的間接塊（indirect blocks）。在64位文件大小的情況下，這種方式就變得很笨拙：會(huì)需要超過(guò)三級(jí)的間接塊，同時(shí)會(huì)需要大量的數(shù)據(jù)塊。由于大量的數(shù)據(jù)塊的存在，塊編號(hào)基本上形成了一個(gè)遞增的數(shù)字列表。這不僅會(huì)增加管理的復(fù)雜性，也會(huì)增大存儲(chǔ)塊編號(hào)的空間開(kāi)銷(xiāo)。FFS（以及 EFS）需要在每個(gè)塊被分配到文件系統(tǒng)緩沖池（filesystem buffer pool）時(shí)就確定它們?cè)诖疟P(pán)上的位置?？梢钥吹?，F(xiàn)FS 實(shí)際上沒(méi)有嘗試在磁盤(pán)上連續(xù)布局文件，而是單獨(dú)放置每個(gè)塊。XFS 用 extents 取代了這個(gè)動(dòng)態(tài)數(shù)組。

在文件放置映射（file placement maps）中，這些映射的 extents 是三元組（塊偏移量，長(zhǎng)度，磁盤(pán)塊）。這些 extents 被存儲(chǔ)在 inode 本身中，直到溢出。然后，XFS 開(kāi)始在 inode 中創(chuàng)建一個(gè)由映射 extents 組成的B+樹(shù)，通過(guò)邏輯塊號(hào)（logical block number）來(lái)索引映射 extents ，以便進(jìn)行快速查找。

在可以進(jìn)行連續(xù)分配的前提下，這種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)允許將大量的塊（最多2M個(gè)塊）壓縮為一個(gè)單獨(dú)的描述符。因此，即使是大型文件，也可以在非常少的 extents 中存儲(chǔ)，最理想的情況是每個(gè)分配組（AG）只需一個(gè) extent。

實(shí)現(xiàn)連續(xù)布局：延遲分配和預(yù)分配

XFS 引入了一個(gè)新概念：延遲分配，它可以在文件系統(tǒng)緩沖池中分配虛擬 extent。這些預(yù)留的 extent 是用來(lái)存放還未寫(xiě)入的數(shù)據(jù)塊，它們?cè)诖疟P(pán)上還沒(méi)有確定的物理位置。當(dāng)進(jìn)行刷新操作時(shí)，這些 extent 會(huì)被填充實(shí)際的數(shù)據(jù)，然后按照連續(xù)的方式進(jìn)行布局，并以大塊方式進(jìn)行線(xiàn)性寫(xiě)入。這樣的設(shè)計(jì)可以提高寫(xiě)入操作的效率。

這對(duì)文件系統(tǒng)緩沖區(qū)的工作方式產(chǎn)生了根本性的改變。以前，通過(guò)使用（設(shè)備，物理塊號(hào)）可以標(biāo)識(shí)緩沖區(qū)緩存中的塊，以防止重復(fù)分配緩沖區(qū)。然而，當(dāng)將 XFS 移植到Linux時(shí)，如果在普通緩沖區(qū)不使用此類(lèi)標(biāo)識(shí)，最初 Linux 內(nèi)核無(wú)法適應(yīng)。因此 XFS 需要一個(gè)單獨(dú)的緩沖區(qū)緩存。隨著移植工作的進(jìn)行，這個(gè)問(wèn)題后來(lái)得到了解決。

為了確保文件可以在單個(gè) extent 中進(jìn)行存儲(chǔ)空間分配而不會(huì)出現(xiàn)碎片化，當(dāng)打開(kāi)文件時(shí)，XFS 會(huì)積極為其預(yù)分配存儲(chǔ)空間。預(yù)分配的磁盤(pán)空間量是根據(jù)文件系統(tǒng)中的可用空間而確定的，默認(rèn)情況下可能會(huì)預(yù)分配相當(dāng)大的空間。

在互聯(lián)網(wǎng)上，有很多 XFS 用戶(hù)問(wèn)到他們的磁盤(pán)空間在哪里，答案是“在 /var/log 的打開(kāi)文件句柄中。此外，查看手冊(cè)頁(yè)中關(guān)于 allocsize= 的部分，以及/proc/sys/fs/xfs/speculative_prealloc_lifetime 。

局部性

在提高“局部性”方面，XFS 并不太依賴(lài)分配組（AG）來(lái)實(shí)現(xiàn)。分配組主要用于并發(fā)處理。相反，XFS 更多地通過(guò)在目錄和當(dāng)前文件的現(xiàn)有塊周?chē)胖梦募?lái)優(yōu)化數(shù)據(jù)的局部性。唯一的例外是“新目錄”，這些新目錄會(huì)被放置在不同的分配組中，遠(yuǎn)離它們的父目錄。

在大文件中，如果需要分配新的 extent，也就是為新的數(shù)據(jù)塊分配空間時(shí)，根據(jù)論文中提到的規(guī)定，“首先靠近 inode ，然后靠近附近的塊”。這樣的設(shè)置方式使得 inode 放置在靠近文件開(kāi)頭的地方，并將后來(lái)添加的塊放置在已有塊的附近。

大目錄

在傳統(tǒng)的 Unix 文件系統(tǒng)和 BSD FFS 中，目錄名稱(chēng)查找是線(xiàn)性操作。對(duì)于任何類(lèi)型的路徑名到 inode 的轉(zhuǎn)換，大目錄會(huì)明顯減慢這一過(guò)程。

XFS 選擇了被廣泛使用的 B+ 樹(shù)作為目錄的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。然而，由于鍵（文件名）是可變長(zhǎng)度的結(jié)構(gòu)，與其他文件系統(tǒng)中的樹(shù)實(shí)現(xiàn)完全不同。XFS 的作者不喜歡這種情況，因此對(duì)文件名進(jìn)行了哈希處理，將其轉(zhuǎn)換為一個(gè)固定長(zhǎng)度的 4 字節(jié)名稱(chēng)哈希值。然后，將一個(gè)或多個(gè)目錄條目以（名稱(chēng)，inode）對(duì)的形式存儲(chǔ)在 B+ 樹(shù)的值中。通過(guò)這種方式，XFS 能夠高效地管理目錄，并在需要時(shí)快速查找和訪(fǎng)問(wèn)特定的文件。這種哈希處理方式允許 XFS 在 B+ 樹(shù)結(jié)構(gòu)中使用固定長(zhǎng)度的鍵，而不需要關(guān)注鍵的實(shí)際長(zhǎng)度。

在這方面進(jìn)行了一些討論，作者們發(fā)現(xiàn)短鍵可以讓每個(gè)塊存儲(chǔ)許多條目，從而形成寬樹(shù)，進(jìn)而實(shí)現(xiàn)更快的查找速度。他們自豪地宣稱(chēng)：“我們可以擁有數(shù)百萬(wàn)條目的目錄”，這在以前的 Unix 文件系統(tǒng)中是難以想象的。

大量的代碼

在 1994 年的 XFS 基準(zhǔn)測(cè)試中，XFS 顯示出良好的線(xiàn)性擴(kuò)展表現(xiàn)，能夠很好地利用硬件資源。它在 多核的大型機(jī)器上表現(xiàn)良好。

XFS 是一個(gè)大型文件系統(tǒng)。Linux 的 ext2 有 5,000 行內(nèi)核代碼（和大約10倍這個(gè)數(shù)量的用戶(hù)空間代碼）。而 XFS 有 50,000 行內(nèi)核代碼，這還不包括 IRIX 卷管理器 XLV（在Linux中，XFS 移植使用的是 LVM2）。

XFS 在 1999 年 5 月以 GNU GPL 許可協(xié)議發(fā)布，并從 2001 年開(kāi)始移植到 Linux 內(nèi)核。截至 2014 年，它在大多數(shù) Linux 發(fā)行版中得到支持，RHEL（Red Hat Enterprise Linux）將其作為默認(rèn)文件系統(tǒng)。

筆者認(rèn)為，XFS 是具有最佳擴(kuò)展性、最佳并發(fā)能力和修改時(shí)間最一致的文件系統(tǒng)，這使得它成為任何類(lèi)型的數(shù)據(jù)庫(kù)使用的首選文件系統(tǒng)。它消除了一些全局鎖，這些鎖會(huì)影響大型文件系統(tǒng)的并發(fā)使用和性能，并且使用了具有 O(log(n)) 擴(kuò)展性的 B+ 樹(shù)結(jié)構(gòu)，而之前使用的算法擴(kuò)展性都比較差。使用 extent 還允許動(dòng)態(tài)增加 I/O 大小，有利于提高吞吐量，并與延遲分配的新穎思想一起促進(jìn)將文件在磁盤(pán)上連續(xù)地放置或存儲(chǔ)。

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