日志

本文來聊聊文件系統(tǒng)中的日志系統(tǒng)，來看一個(gè)簡單的日志系統(tǒng)是如何實(shí)現(xiàn)的。本文是接著前面的 xv6 系列，用到的一些前導(dǎo)知識(shí)不再說明，沒看的可以先看一下。

文件系統(tǒng)設(shè)計(jì)中通常要考慮錯(cuò)誤恢復(fù)，這是因?yàn)槲募到y(tǒng)會(huì)涉及對(duì)磁盤的多次寫操作，如果在寫的過程中系統(tǒng)崩潰了，就會(huì)使得磁盤上的文件系統(tǒng)處于不一致的錯(cuò)誤狀態(tài)。

日志就是設(shè)計(jì)來解決因?yàn)橄到y(tǒng)崩潰導(dǎo)致的錯(cuò)誤問題，本文就 來講解怎么實(shí)現(xiàn)一個(gè)簡單的日志系統(tǒng)。在 的日志系統(tǒng)中，文件操作方面的系統(tǒng)調(diào)用并不會(huì)直接對(duì)磁盤進(jìn)行寫操作，而是把對(duì)磁盤寫操作描述包裝成一個(gè)日志寫在磁盤中，當(dāng)該系統(tǒng)調(diào)用執(zhí)行完成之后，再提交一個(gè)記錄到磁盤上。

為什么日志可以解決文件系統(tǒng)操作中出現(xiàn)的崩潰呢？如果崩潰發(fā)生在提交之前，那么磁盤上的日志文件就不會(huì)被標(biāo)記為已完成，恢復(fù)系統(tǒng)的代碼就會(huì)忽視它，磁盤的狀態(tài)就好像寫操作從未進(jìn)行一樣。如果是在提交之后崩潰的，恢復(fù)程序會(huì)重演所有的寫操作。在任何一種情況下，日志文件都使得磁盤操作對(duì)于系統(tǒng)崩潰來說是原子操作：在恢復(fù)之后，要么所有的寫操作都完成了，要么一個(gè)寫操作都沒有完成。

上面的理論大都來自 文檔，我們能了解到，最為重要的是實(shí)現(xiàn)寫操作的原子性，那么怎樣實(shí)現(xiàn)呢？ 在磁盤上分配了一片日志區(qū)，假如現(xiàn)在內(nèi)存中有一個(gè)緩存塊準(zhǔn)備同步到磁盤區(qū)域 A， 并不立即將該緩存塊的數(shù)據(jù)寫到磁盤區(qū)域 A，而是先寫到磁盤的日志區(qū)(提交)。如果沒有問題則將日志區(qū)的數(shù)據(jù)寫到相應(yīng)的磁盤區(qū)域 A。如果有問題，在提交之前發(fā)生了崩潰，則恢復(fù)代碼忽略日志信息，區(qū)域 A 根本就沒進(jìn)行過寫操作，當(dāng)然就能夠保證數(shù)據(jù)的一致性。如果在提交之后發(fā)生了崩潰，則恢復(fù)代碼將日志區(qū)的數(shù)據(jù)重新寫到磁盤區(qū)域 A，也保證了數(shù)據(jù)的一致性。

日志區(qū)也需要相應(yīng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來組織管理，相關(guān)的結(jié)構(gòu)定義如下：

結(jié)構(gòu)定義

超級(jí)塊

struct?superblock?{
??uint?size;?????????//?Size?of?file?system?image?(blocks)?文件系統(tǒng)大小，也就是一共多少塊
??uint?nblocks;??????//?Number?of?data?blocks??數(shù)據(jù)塊數(shù)量
??uint?ninodes;??????//?Number?of?inodes.???//i結(jié)點(diǎn)數(shù)量
??uint?nlog;?????????//?Number?of?log?blocks???//日志塊數(shù)量??
??uint?logstart;?????//?Block?number?of?first?log?block??//第一個(gè)日志塊塊號(hào)?
??uint?inodestart;???//?Block?number?of?first?inode?block??//第一個(gè)i結(jié)點(diǎn)所在塊號(hào)
??uint?bmapstart;????//?Block?number?of?first?free?map?block??//第一個(gè)位圖塊塊號(hào)
};
文件系統(tǒng)的超級(jí)塊，超級(jí)塊中記錄了文件系統(tǒng)的元信息，比如上述 的超級(jí)塊記錄了數(shù)據(jù)塊、i 結(jié)點(diǎn)、日志塊的數(shù)量和第一塊的塊號(hào)。

文件系統(tǒng)的總體布局如下：

日志區(qū)位于文件系統(tǒng)的末尾，分為日志頭(位于第一個(gè)日志塊)和日志數(shù)據(jù)塊。

日志頭

#define?MAXOPBLOCKS??10??//?max?#?of?blocks?any?FS?op?writes
#define?LOGSIZE?(MAXOPBLOCKS*3)??//?max?data?blocks?in?on-disk?log

struct?logheader?{?????//日志頭部
??int?n;???????????????
??int?block[LOGSIZE];
};
日志頭用來記錄每次日志的大小和位置關(guān)系信息。 來記錄每次日志使用的空間大小，日志空間的總大小記錄在超級(jí)塊中(大小的單位是塊)，同時(shí) 也規(guī)定每次日志使用的塊數(shù)也不能超過 。

是一個(gè) 型數(shù)組，元素個(gè)數(shù)最多為 ，用來記錄位置關(guān)系。寫入磁盤是先寫入日志區(qū)，再寫到磁盤的其他區(qū)域。這個(gè)日志區(qū)的磁盤塊和其他區(qū)域的磁盤之間需要有一個(gè)映射關(guān)系，這個(gè)關(guān)系就記錄在 數(shù)組中。舉個(gè)例子： 表示日志塊 記錄的數(shù)據(jù)應(yīng)放在 號(hào)磁盤塊中。

struct?log?{
??struct?spinlock?lock;
??int?start;????//日志區(qū)第一塊塊號(hào)
??int?size;?????//日志區(qū)大小
??int?outstanding;?//?有多少文件系統(tǒng)調(diào)用正在執(zhí)行
??int?committing;??//?正在提交
??int?dev;?????//設(shè)備，即主盤還是從盤，文件系統(tǒng)在從盤
??struct?logheader?lh;???//日志頭
};
struct?log?log;
這個(gè)結(jié)構(gòu)體只存在于內(nèi)存，用來記錄當(dāng)前的日志信息。這個(gè)日志信息也是一個(gè)公共資源要避免競爭條件所以配了一把鎖。 三個(gè)屬性值從超級(jí)塊中讀取。其他的信息見注釋，具體含義后面慢慢講解。下面直接來看日志的函數(shù)實(shí)現(xiàn)：

函數(shù)實(shí)現(xiàn)

void?readsb(int?dev,?struct?superblock?*sb)??//讀超級(jí)塊
{
??struct?buf?*bp;

??bp?=?bread(dev,?1);??//讀取超級(jí)塊數(shù)據(jù)到緩存塊
??memmove(sb,?bp->data,?sizeof(*sb));??//移動(dòng)數(shù)據(jù)
??brelse(bp);???//釋放緩存塊
}
這個(gè)函數(shù)用來讀取超級(jí)塊的內(nèi)容，超級(jí)塊在第一塊，第零塊是引導(dǎo)塊。調(diào)用 將數(shù)據(jù)從磁盤讀取到緩存塊中，然后將緩存塊中超級(jí)塊的數(shù)據(jù)復(fù)制一份到內(nèi)存中定義的超級(jí)塊數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中去，最后再釋放緩存塊的鎖，因?yàn)? 調(diào)用 獲取了鎖，使用完該緩存塊就該釋放，詳見磁盤那篇文章

void?initlog(int?dev)
{
??if?(sizeof(struct?logheader)?>=?BSIZE)
????panic("initlog:?too?big?logheader");

??struct?superblock?sb;???//定義局部變量超級(jí)塊sb
??initlock(