FFS(快速文件系统)–Unix文件系统

概述

FFS(Fast File System)，诞生于80年代的一款文件系统，对其前任进行了大量的性能优化，成为了现代类unix文件系统的始祖，其很多设计思想在今天依然有借鉴意义。本篇文章中，我们会详细阐述FFS的设计思想，剖析它的优化策略，并考量这些策略背后的利弊。

设计思想

提高block大小

FFS之前的文件系统块大小基本定义为512或1024 byte，该方案利弊：

优势：降低block内的碎片率，提高存储空间利用率；
劣势1：数据传输以block为单位，block较小可能导致传输速率的低下，此时寻道时间占据更大的比重，进一步恶化磁盘的IO效率；
劣势2：由于古老文件系统采用了直接+N级间接索引来定位文件数据块，较小的block大小可能导致需要的索引块更多，降低文件IO效率。

在文件普遍偏小的当时，采用较小块劣势没那么明显。但是随着应用发生变化，大文件场景越来愈多，如果采用更大的block，那么其优劣势正好与较小的块大小互换。明显地提升磁盘IO效率的同时可能也会带来较大的空间浪费(block内碎片)。

FFS激进地提升了文件系统块大小至4096字节，且block size可作为参数写入文件系统超级块。即意味着，块大小可定制，一般是4096乘以2的N次方，但该参数一旦固定，便不可再修改，除非重新格式化磁盘。

我们前面说，提升文件系统块大小的一大劣势是block内的碎片问题。那能不能在提升block大小的同时兼顾这个问题呢？

FFS给出的答案是通过将block再划分成更细粒度的fragment来解决时间和空间矛盾。fragment大小也可定制，记录在超级块。如典型的4096 byte的block配合1024 byte的fragment，每个block内部被划分为4个fragment。

设计者这么做的想法很简单：

将文件数据尽量集中在一个块内，增强数据连续性；同时尽量利用块内的所有存储空间。

采用该方案，分配的粒度便可以细化至fragment。应用程序执行一次追加写，磁盘块分配算法复杂程度上升：
如果当前block/fragment内尚有足够空间执行本次追加写，则写入当前block/fragment

如果当前block内剩余空间不足以容纳所有的数据(也许可以写入一部分)，那么先写入可容纳部分的数据，再判断剩下数据量，如果超过一个block，则分配一个block，如果不超过一个block，则找到空闲fragment符合大小的block并分配；

如果当前文件只包含一个或者多个fragment，那么判断其加上当前要写入的数据量是否超过1个block，如果超过，则分配一个新的block，将文件原有位于fragment的数据拷贝至新block，再执行写入。

但是这么做也有其弊端，可能产生数据拷贝。

上面的第三种情况，为了将文件数据尽量存储与一个block内，不得不将已有的位于fragment内的数据copy至新的block。尤其是在上层应用程序每次只写少量数据时，FFS可能只会为其分配一个fragment，下次在写可能需要将上次分配的fragment内的数据搬移至新分配的block内，此时IO效率可想而知。

解决该问题的办法是控制数据发起层：在该层合并小写请求，聚集成大的请求再写入文件系统，最好按照块大小发起写请求。

cyclinder group

FFS将整个磁盘/磁盘分区划分成多个称为cylinder group的区域。每个cylinder group由多个连续的cylinder组成。cylinder的物理结构如下图所示：

cylinder的特点是在多个cylinder之间切换只需切换磁头而已，无需机械运动，这对于我们后面组织数据，提升数据IO效率有较大帮助。

每个cylinder group看成是一个独立的逻辑单元，每个cylinder内部由super block副本、inode区、block bitmap区以及block组成，如下图：

我们下面会看到为什么创造者要如此苦心孤诣地弄出这么一个结构。

数据分布

数据分布策略定义文件数据以及元数据如何存放在磁盘上，这对文件系统的IO性能有着决定性影响。由于机械磁盘的物理特性，所有的文件系统都在苦心孤诣地追求同一个目标：任何情况下的顺序IO，但理想很丰满，现实很骨感，我们只能尽可能向该理想奋斗。目前文件系统在磁盘存储的信息包括：

文件目录项：文件名至inode号的映射文件inode：记录文件属性(如大小、创建时间等)以及文件数据块位置文件数据块：存储文件数据。
一次典型的文件读取包括：

从磁盘读取文件目录项；
从磁盘读取文件inode；
从磁盘读取数据块。
最差情况下可能得经历3次IO，如果是随机IO，会导致文件访问效率急剧下降。为了将文件读取的随机IO变成顺序IO，我们就要尽可能地将文件的元数据(目录项、inode)以及数据块连续存放。在FFS内：

将磁盘划分成Cylinder group，这个我们在前面描述过。文件的数据和元数据尽量位于相同group存放；
创建文件时，将文件inode与其父目录的inode位于同一个cylinder group，这样对父目录进行ls时可提高效率；
创建目录时选择inode策略与创建inode不同：选择一个空闲inode数高于平均值且目录数最少的group。这样做可以使得目录被spread over到所有的cylinder group；
数据块分配时，对于低于阈值(48KB)的文件，其block分配在与文件inode相同的cylinder group，以后每涨1MB切换一个cylinder group。选择新cylinder group的准则是其拥有空闲block数量高于平均值。

在具体数据block分配时，block分配routine会给出一个参考block（当然是与文件前一个block连续的block），但是该参考block可能并非是free。因此，在这种情况下我们只好进行寻找：

寻找同一个cylinder内的下一个block；
如果cylinder已经无可用block，则在同一个cylinder group内继续寻找；
如果cylinder group也已经耗尽了所有的block，根据hash算法寻找下一个cylinder group；如果3的hash也失败，那么只能逐一查询所有的cylinder group来查找合适的block。
我们后面会说到，ext2的block分配算法基本就是来自FFS。

这种分布算法带来的优势：

文件尽量打散：因为目录被存放在不同的cylinder group；
元数据和数据位于相同cylinder group，寻道时间更短；
数据块尽量连续，一次寻道可进行大量数据传输。
总结
FFS总结了前任系统的优缺点，针对前任的缺点提出更加高效解决方案，较好地解决了文件系统的IO效率低下问题，属于现代文件系统的开山之作。