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1、2016/10/10EXT4 inode 分配策略 http:/beanli.github.io/EXT4Inodeorlov/1/9 EXT4 inode EXT4 inode 分配策略 2016-04-18 | 分类 linux | 标签 linux 前言 EXT4文件系统的inode是非常多的，按照Inodes Per Block Group 4096而言，1T空间能提供出32M个inode左右，当我们创建一个目 录，或者创建一个文件时，EXT4会怎么选择inode呢？ 在2002年发表的The Orlov block allocator一文中提到，影响文件系统性能的因素有很多，但是文件
2、在磁盘上的分布非常关键。有一 个总体的原则：相关的数据寻处位置相近。因为位置相近甚至连续，那么花在磁盘寻道上的时间机会少，从而提高性能。 但是实际情况下，还有一种特殊情况，对于文件系统的顶层目录，尽量要伸展开，分离开，否则顶层目录挤在一起，底层目录更 具局部性原理也挤在一起，最终就会导致文件系统，从远到近地线性展开，很多文件与其父目录的位置隔得很远，从而损坏性 能。 因此，一个很重要的原则是，顶层目录尽量在整个存储空间铺开，而目录树深处的目录相关的目录尽量靠近。这个原则是不难理 解的。Linux采用了一种叫做Orlov allocator的算法来负责选择inode的位置。该算法时由 Grigo
3、ry Orlov提出，在EXT2和EXT3 就开始 使用该算法，但是EXT4由于支持flex_bg，所以算法上也有了一点点变化或者变异 内核实现 对于EXT4文件系统，无论是创建文件（create），还是创建目录，还是创建软链接，都会牵扯到inode分配（如图所示）。茫茫无 数inode，到底选用那一个？ 这个_ext4_new_inode是EXT4非常重要的一个函数，它的内容有400行之多，占据了fs/ext4/ialloc.c的四分之一以上的篇幅。本文重 点介绍选择inode分配给新的文件或目录的这个流程。 其实我们不难想到，由于EXT4支持flex block group这种战斗小组，选
4、择inode可以分解成3步 1. which flex block group 2. which block group 3. which inode 这些步骤中，第一步决定了目录是分散还是聚集在一起。文件和目录的规则是不同的： if (S_ISDIR(mode) ret2 = find_group_orlov(sb, dir, else ret2 = find_group_other(sb, dir, 从上面代码也不难看出，对于目录和文件，选择group的规则是不同的。对于目录而言，使用find_group_orlov函数来寻找合适的 2016/10/10EXT4 inode 分配策略 ht
5、tp:/beanli.github.io/EXT4Inodeorlov/2/9 group，该函数使用了前面提到的orlov allocator算法，而对于文件，软链接等则 使用了find_group_other来寻找合适的group。 目录的inodeinode分配 首先介绍目录文件的inode分配，目录inode分配，调用的是find_group_orlov函数。 static int find_group_orlov(struct super_block *sb, struct inode *parent, ext4_group_t *group, umode_t mode, const
6、 struct qstr *qstr) ext4_group_t parent_group = EXT4_I(parent)i_block_group; struct ext4_sb_info *sbi = EXT4_SB(sb); /*获取块组的个数，存放到real_ngroups变量中*/ ext4_group_t real_ngroups = ext4_get_groups_count(sb); int inodes_per_group = EXT4_INODES_PER_GROUP(sb); unsigned int freei, avefreei, grp_free; ext4_fs
7、blk_t freeb, avefreec; unsigned int ndirs; int max_dirs, min_inodes; ext4_grpblk_t min_clusters; ext4_group_t i, grp, g, ngroups; struct ext4_group_desc *desc; struct orlov_stats stats; int flex_size = ext4_flex_bg_size(sbi); struct dx_hash_info hinfo; ngroups = real_ngroups; /*如果文件系统打开了flex_bg选项，就以
8、逻辑块组为单位分配*/ if (flex_size 1) ngroups = (real_ngroups + flex_size 1) sbis_log_groups_per_flex; parent_group = sbis_log_groups_per_flex; freei = percpu_counter_read_positive( avefreei = freei / ngroups; freeb = EXT4_C2B(sbi, percpu_counter_read_positive( avefreec = freeb; do_div(avefreec, ngroups); nd
9、irs = percpu_counter_read_positive( if (S_ISDIR(mode) int ret = 1; if (qstr) hinfo.hash_version = DX_HASH_HALF_MD4; hinfo.seed = sbis_hash_seed; ext4fs_dirhash(qstrname, qstrlen, grp = hinfo.hash; else grp = prandom_u32(); parent_group = (unsigned)grp % ngroups; for (i = 0; i = best_ndir) continue;
10、if (stats.free_inodes avefreei) continue; if (stats.free_clusters i_last_alloc_group; if (flex_size 1) parent_group = sbis_log_groups_per_flex; for (i = 0; i = max_dirs) continue; if (stats.free_inodes min_inodes) continue; if (stats.free_clusters i_block_group; for (i = 0; i = avefreei) *group = gr
11、p; 2016/10/10EXT4 inode 分配策略 http:/beanli.github.io/EXT4Inodeorlov/4/9 return 0; if (avefreei) /* * The freeinodes counter is approximate, and for really small * filesystems the above test can fail to find any blockgroups */ avefreei = 0; goto fallback_retry; return 1; 这么一大段代码，概括来讲可以描述为以下情况 1. 采用spr
12、ead out 策略让目录散开 2. 根据局部性原理，让兄弟目录，父子目录尽可能的靠近 当然这两种搜索都可能失败，那么就忘记战斗小组，各个块组地毯式搜索。 OK，我们开始进入代码细节。首先如果文件系统使用了flex_bg就以战斗小组为单位分配，率先需要确定inode所在的战斗小组， 即ngroup的值为文件系统中包含的所有逻辑块组的个数，当然了，如果并没有采用flex_bg，就退化成普通的块组。 接下来，对文件系统的总体使用情况做一个评估，我们如果是伸展开的策略，那么我们希望我们的inode分布在一个试用情况低于 平均水平的逻辑块组。这样各个逻辑块组使用才能均衡。 freei = percpu_counter_read_positive( avefreei = freei / ngroups; freeb = EXT4_C2B(sbi, percpu_counter_read_positive( avefreec = freeb; do_div(avefreec, ngroups); ndirs = percpu_counter_read_positive( 接下来的情况是何时采用伸展开的策略，何时采用靠近的策略。 if (S_ISDIR(mode) int ret = 1; if (qstr)
