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  • ext4 关闭延迟分配

    2017-05-07 22:25:00
    ext4延迟分配特性(delalloc)保证文件在磁盘中的连续,提高文件的读写性能,但是却增加了丢数据的概率。 Hadoop和HBase中建议将延迟分配特性关闭。 可以使用下面的方法关闭延迟分配  1. mount -t ext4 -o ...

      ext4的延迟分配特性(delalloc)保证文件在磁盘中的连续,提高文件的读写性能,但是却增加了丢数据的概率。

          Hadoop和HBase中建议将延迟分配特性关闭。

     

          可以使用下面的方法关闭延迟分配

      1. mount -t ext4 -o remount,nodelalloc /${dev} /${mnt};
      2. 编辑/etc/fstab中相关mount项,添加nodelalloc挂载参数

     

          linux文件系统的一些概念:

          superblock:记录文件系统的整体信息,包含inode/block的大小、总量、使用量、剩余量,以及文件系统的格式,文件系统挂载时间,最近一次数据写入时间,最近一次校验磁盘的时间等。

          inode:记录文件的属性,一个文件占用一个inode,inode大小(ext2中)大约为128B,并记录文件数据所在的block号码,具体来说包含的信息如下:

      • 文件的字节数
      • 文件拥有者的User ID
      • 文件的Group ID
      • 文件的读、写、执行权限
      • 文件的时间戳,共有三个:ctime表示inode上一次变动的时间,mtime表示文件内容上一次变动的时间,atime表示文件上一次打开的时间
      • 链接数:指有多少文件名指向这个inode
      • 文件数据的block号码
        在文件的block数量很大时,通常会采用多级block来记录block号码,这里采用Bitmap标记未使用的inode号码。

          block:实际记录文件的内容,若文件太大,则会占用多个block,通常的block大小有1K,2K,4K三种,这里内核记录block信息的数据结构是Bitmap。

          block group:硬盘分区上所有的block被聚在一起分成几个大的block group。其中每个block group中有多少个block是固定的。从上面的图可以看出来!每个block group都相对应一个group descriptor,每个group descriptor当中有几个重要的block指针,指向block group中的inode table、block bitmap和inode bitmap。

          使用dumpe2fs命令可以查询某块设备上superblock和blockgroup的详细信息。

          Hard Link:硬链接,硬链接文件和原始文件对应同一个inode号码,增加硬链接文件一般不改变磁盘的空间与inode数目,通常硬链接文件不能跨越文件系统建立,并且不能生成目录的链接文件。
      Symbolic Link:符号链接,创建一个新的文件,读取该文件时会让数据读取指向它link的文件的文件名,和原始文件的inode号码不同。  

      扇区是硬件设备传送数据的基本单位,而块是VFS(虚拟文件系统)和文件系统传送数据的基本单位,一个块对应磁盘上一个或多个相邻的扇区,而VFS系统将其看成是一个单一的数据单元。   
      扇区:为了达到可接受的性能,硬盘和类似的设备快速传送几个相邻字节的数据。块设备的每次数据传输操作都是作用于一组称为扇区的相邻字节。大部分磁盘设备中,一个扇区的大小是512字节。
       块:它必须是扇区大小的整数倍,因为每个块必须包含整数个扇区。因此在80X86体系结构中,允许块的大小为512,1024,2048和4096字节。每个块在RAM中都有自己的缓冲区。
     

      Ext3与Ext4的比较:

         1. 与 Ext3 兼容。 执行若干条命令,就能从 Ext3 在线迁移到 Ext4,而无须重新格式化磁盘或重新安装系统。原有 Ext3 数据结构照样保留,Ext4 作用于新数据,当然,整个文件系统因此也就获得了 Ext4 所支持的更大容量。 
      2. 更大的文件系统和更大的文件。 较之 Ext3 目前所支持的最大 16TB 文件系统和最大 2TB 文件,Ext4 分别支持 1EB的文件系统,以及 最大16TB 的文件。 
      3. 无限数量的子目录。 Ext3 目前只支持 32,000 个子目录,而 Ext4 支持无限数量的子目录。 
      4. Extents。 Ext3 采用间接块映射,当操作大文件时,效率极其低下。比如一个 100MB 大小的文件,在 Ext3 中要建立 25,600 个数据块(每个数据块大小为 4KB)的映射表。而 Ext4 引入了现代文件系统中流行的 extents 概念,每个 extent 为一组连续的数据块,上述文件则表示为“该文件数据保存在接下来的 25,600 个数据块中”,提高了不少效率。 
      5. 多块分配。 当写入数据到 Ext3 文件系统中时,Ext3 的数据块分配器每次只能分配一个 4KB 的块,写一个 100MB 文件就要调用 25,600 次数据块分配器,而 Ext4 的多块分配器“multiblock allocator”(mballoc) 支持一次调用分配多个数据块。 
      6. 延迟分配。 Ext3 的数据块分配策略是尽快分配,而 Ext4 和其它现代文件操作系统的策略是尽可能地延迟分配,直到文件在 cache 中写完才开始分配数据块并写入磁盘,这样就能优化整个文件的数据块分配,与前两种特性搭配起来可以显著提升性能。 
      7. 快速 fsck。 以前执行 fsck 第一步就会很慢,因为它要检查所有的 inode,现在 Ext4 给每个组的 inode 表中都添加了一份未使用 inode 的列表,今后 fsck Ext4 文件系统就可以跳过它们而只去检查那些在用的 inode 了。 
      8. 日志校验。 日志是最常用的部分,也极易导致磁盘硬件故障,而从损坏的日志中恢复数据会导致更多的数据损坏。Ext4 的日志校验功能可以很方便地判断日志数据是否损坏,而且它将 Ext3 的两阶段日志机制合并成一个阶段,在增加安全性的同时提高了性能。 
      9. “无日志”(No Journaling)模式。 日志总归有一些开销,Ext4 允许关闭日志,以便某些有特殊需求的用户可以借此提升性能。 
      10. 在线碎片整理。 尽管延迟分配、多块分配和 extents 能有效减少文件系统碎片,但碎片还是不可避免会产生。Ext4 支持在线碎片整理,并将提供 e4defrag 工具进行个别文件或整个文件系统的碎片整理。 
      11. inode 相关特性。 Ext4 支持更大的 inode,较之 Ext3 默认的 inode 大小 128 字节,Ext4 为了在 inode 中容纳更多的扩展属性(如纳秒时间戳或 inode 版本),默认 inode 大小为 256 字节。Ext4 还支持快速扩展属性(fast extended attributes)和 inode 保留(inodes reservation)。 
      12. 持久预分配(Persistent preallocation)。 P2P 软件为了保证下载文件有足够的空间存放,常常会预先创建一个与所下载文件大小相同的空文件,以免未来的数小时或数天之内磁盘空间不足导致下载失败。 Ext4 在文件系统层面实现了持久预分配并提供相应的 API(libc 中的 posix_fallocate()),比应用软件自己实现更有效率。 
      13. 默认启用 barrier。 磁盘上配有内部缓存,以便重新调整批量数据的写操作顺序,优化写入性能,因此文件系统必须在日志数据写入磁盘之后才能写 commit 记录,若 commit 记录写入在先,而日志有可能损坏,那么就会影响数据完整性。Ext4 默认启用 barrier,只有当 barrier 之前的数据全部写入磁盘,才能写 barrier 之后的数据。

    转载于:https://www.cnblogs.com/lnlvinso/p/6822638.html

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  • ext4延迟分配

    千次阅读 2017-01-31 21:53:45
    ext4延迟分配 http://blog.csdn.net/kai_ding/article/details/9914629 Ext4文件系统在应用程序调用write的时候并不为缓存页面分配对应的物理磁盘块,当文件的缓存页面真正要被刷新至磁盘中时,ext4会为所有未...
    

    ext4的延迟分配

    http://blog.csdn.net/kai_ding/article/details/9914629

    Ext4文件系统在应用程序调用write的时候并不为缓存页面分配对应的物理磁盘块,当文件的缓存页面真正要被刷新至磁盘中时,ext4会为所有未分配物理磁盘块的页面缓存分配尽量连续的磁盘块。

            Linux文件系统Vfs层总是将应用程序的写入请求分割成页面(默认大小4KB)为单位,对于每个页面,VFS会检查其是否已经为其创建了buffer_head结构,如果没有创建,则为其创建buffer_head,否则检查每个buffer_head的状态,如该buffer_head是否已经与物理磁盘块建立映射等,这些功能是由write_begin()函数实现的,该函数是由VFS提供的一个接口,具体文件系统负责实现该接口,如ext3文件系统的ext3_write_begin()。而ext4如果采用了delay allocation特性的话,其实现的函数为ext4_da_write_begin()。

            ext4_da_write_begin()会检查页面所有的buffer_head的状态,如buffer_head是否已经建立映射等,对于没有建立映射的buffer_head,需要将其与物理磁盘块建立映射关系,调用的函数是ext4_da_get_block_prep(),该函数又调用了ext4_map_blocks()来建立逻辑块和物理磁盘块的映射关系,如果启用extent特性的话,那么该函数又调用了ext4_ext_map_blocks(handle, inode, map, 0)来建立这种映射关系,之所以列举该函数的参数是要特别注意其最后一个参数0,这是一个标志位,调用者ext4_map_blocks()将该标志位设置为0,告诉被调用者,如果没有建立映射关系,那么此刻无需真正地分配物理磁盘块。这在ext4_ext_map_blocks函数中可以看到会有对该标志位的判断。就不再详细列举代码了。因为在ext4_map_blocks()中并没有建立映射关系,因此其向ext4_da_get_block_prep()返回0,表示没有映射,在ext4_da_get_block_prep()函数中判断如果返回值为0,那么为当前block设置标志位BH_New,BH_Mapped,BH_Delay(表示该块在写入的时候再进行延迟分配)。



            以上我们确认了在ext4中延迟分配的前半部分,即应用程序将数据写入文件时只是简单地将数据以页面为单位写入页面缓存中,而并不真正地为其分配物理磁盘块。接下来我们要弄明白的是,ext4何时会为缓存中未分配物理磁盘块的缓存分配磁盘空间。

            当刷新线程开始将脏的缓存页面写回至物理磁盘时,根据我们之前的描述,回写线程会以文件为单位进行回写,即对脏inode链表上的所有脏inode依次回写。对于每个脏inode(也即每个脏的文件),回写线程会将inode上的所有脏页面进行回写,这时候就需要判断每个脏页面的状态了。

            回写线程中实现的时候将一个文件的脏页面分多次进行回写,每个回写一部分脏页面。关于回写机制可参考Linux的“脏页面回写机制”。回写脏页面最终调用到函数writepages,与writebegin一样,它也是VFS提供的一个虚拟接口,由具体文件系统负责相应的实现。对于采用延迟分配的ext4文件系统来说,该函数的具体实现是ext4_da_writepages()。该函数中实现的时候有三个要点:

    1.  要将逻辑上连续的脏且尚未建立磁盘块映射到物理页面形成一个extent,以便可采用ext4的mblock分配策略提升文件连续性,这也是我们后面要介绍的内容;
    2. 对1中连续页面形成的extent,为其进行磁盘块分配,分配采用了ext4的mblock allocation策略。
    3. 提交2中的extent至bio层完成脏页面的写入,此时已经为尚未映射的缓存页面分配了物理磁盘块。

    上图描述了延迟分配的核心思想:等到刷新脏缓存页面时再建立脏页面与物理磁盘块之间的联系,而且,分配之前将逻辑上连续的文件块映射至物理上连续的磁盘块。在ext4_da_writepages()函数中调用了三个非常重要的函数来完成上述功能:write_cache_pages_da()负责将逻辑上连续的文件块合并成一个extent;mpage_da_map_blocks()负责为合并后的extent建立映射关系;mpage_da_submit_io()负责提交上面映射的extent。

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  • Ext4文件系统支持强制立即分配延迟分配给文件的数据块,本质上是强制立即进行数据同步,也就是立即刷新文件的写缓冲。在Ext4文件系统中,写文件产生新数据时,文件系统并不立即分配数据块存储这些新数据(脏数据),...

    原文来自 http://blog.chinaunix.net/uid-28989651-id-4552508.html

    Ext4文件系统支持强制立即分配延迟分配给文件的数据块,本质上是强制立即进行数据同步,也就是立即刷新文件的写缓冲。在Ext4文件系统中,写文件产生新数据时,文件系统并不立即分配数据块存储这些新数据(脏数据),而是延时等待到不得不写数据到磁盘为止,才会为新数据分配磁盘空间。Ext4文件系统的Ioctl命令EXT4_IOC_ALLOC_DA_BLKS用于为单个文件破解这种延迟分配的方式,也就是与该文件相关操作产生的新数据,文件系统立即为其分配空间,不再等待以延时分配。使用以下命令就可实现调用EXT4_IOC_ALLOC_DA_BLKS命令为文件立即分配数据块:

    ioctl(fd, EXT4_IOC_ALLOC_DA_BLKS,NULL)

          ioctl 命令成功执行后。其中与 fd 所引用的文件相关的新数据,系统立即为其分配存储空间,不延时分配(这一结果可以从 /dev/sys/fs/ext4/<dev>/delayed_allocation_blocks中查看,如果该文件内容为0,表示没有延迟分配的数据块,否则表示延迟分配的数据块的个数,其中,<dev>表示Ext4文件系统所在的设备,如果Ext4/dev/sda5上,那么dev就表示sda5)。

        强制立即分配延迟分配给文件的数据块的操作流程

    (1) 判断执行强制立即分配操作的进程是否有相应的权限;

    (2) 获取对文件系统的写操作权限;

    (3) 调用ext4_alloc_da_blocks()函数,强制立即分配数据块;该函数首先调用函数trace_ext4_alloc_da_blocks(inode)获取延迟分配给文件的数据块的个数,然后判断文件是否为延迟分配预留有数据块或元数据块,如果都没有预留则,直接返回(文件系统认为没有给该文件开启延迟分配的特性).否者,调用filemap_flush(inode->i_mapping)函数,立即强制分配数据块。filemap_flush(inode->i_mapping)函数的工作仅仅是调用__filemap_fdatawrite(mapping,WB_SYNC_NONE)函数,其中WB_SYNC_NONE是一个同步标志,表示不进行任何等待。__filemap_fdatawrite(mapping,WB_SYNC_NONE)函数又调用了__filemap_fdatawrite_range(mapping, 0,LLONG_MAX, sync_mode)函数,该函数最终调用了do_writepages()函数,将文件的所有脏数据写到磁盘。

     

     

     

    (4) 释放对文件系统的写操作权限,操作结束


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  • [ext4]空间管理 - 分配机制

    千次阅读 2014-04-01 22:34:48
    Ext4系统中,存在很多分配策略,比如预分配、多块分配、延迟分配
    

     在Ext4系统中,存在很多分配策略,比如预分配、多块分配、延迟分配等

     

    Prealloc预分配

    ext4系统中,对于小文件和大文件的空间申请请求,都有不同的分配策略。对用小文件的空间请求,ext4尝试从一种叫per-CPU local group中分配空间。Per-CPU Local group就是有所有该CPU所执行的分配行为共享的空间,目的是保证这些小文件的聚集在一起,便于访问。对于大文件的空间请求,ext4尝试从一种叫per-inode preallocation中分配。这点就像Ext3系统的保留空间一样,Ext4为每个文件在内存中维护一段预分配空间,用于解决并发分配情况下的碎片问题。。

     

    多块分配

    Ext3中,将新的数据写入磁盘的哪些空闲块是由块分配器来控制的。但是Ext3的块分配器存在一定缺陷,那就是它一次只能够分配一个数据块(4KB),这就意味着,如果系统需要向磁盘中写入100MB的数据,那么需要调用块分配器25600次,而且由于块分配器无法获知总的分配块数,所以也无法对分配空间和分配位置进行优化。

    Ext4中,使用了多块分配器,即一次调用可以分配多个数据块,这种机制提高了系统的性能,而且使得分配器有了充足的优化空间。

    延迟分配

    延迟分配(Delayed allocation)是一项仅仅少数现代文件系统才具有的优秀特性,比如XFSZFSbtrfs(betterFS)以及Reiser4。它能够尽可能的积累更多的数据块再分配出去,相对比,传统的文件系统则会尽快的将数据块分配出去,如Ext3reiser3等。

    这项特性会和Extents特性以及多块分配特性相结合,使得磁盘IO性能得到显著提高。

    持久预分配(Persistent preallocation

    P2P软件为了保证下载文件有足够的空间存放,常常会预先创建一个与所下载文件大小相同的空文件,以免未来的数小时或数天之内磁盘空间不足导致下载失败。 Ext4在文件系统层面实现了持久预分配并提供相应的 APIlibc中的 posix_fallocate()),比应用软件自己实现更有效率。


    作者:Younger Liu,

    本作品采用知识共享署名-非商业性使用-相同方式共享 3.0 未本地化版本许可协议进行许可。



     

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