今日快讯：一文读懂XFS文件系统数据结构和原理

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

(资料图片)

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。