# 16.6 ext3 transaction commit步骤

基于上面的系统调用的结构，接下来我将介绍commit transaction完整的步骤。每隔5秒，文件系统都会commit当前的open transaction，下面是commit transaction涉及到的步骤：

1. 首先需要阻止新的系统调用。当我们正在commit一个transaction时，我们不会想要有新增的系统调用，我们只会想要包含已经开始了的系统调用，所以我们需要阻止新的系统调用。这实际上会损害性能，因为在这段时间内系统调用需要等待并且不能执行。
2. 第二，需要等待包含在transaction中的已经开始了的系统调用们结束。所以我们需要等待transaction中未完成的系统调用完成，这样transaction能够反映所有的写操作。
3. 一旦transaction中的所有系统调用都完成了，也就是完成了更新cache中的数据，那么就可以开始一个新的transaction，并且让在第一步中等待的系统调用继续执行。所以现在需要为后续的系统调用开始一个新的transaction。
4. 还记得ext3中的log包含了descriptor，data和commit block吗？现在我们知道了transaction中包含的所有的系统调用所修改的block，因为系统调用在调用get函数时都将handle作为参数传入，表明了block对应哪个transaction。接下来我们可以更新descriptor block，其中包含了所有在transaction中被修改了的block编号。
5. 我们还需要将被修改了的block，从缓存中写入到磁盘的log中。之前有同学问过，新的transaction可能会修改相同的block，所以在这个阶段，我们写入到磁盘log中的是transaction结束时，对于相关block cache的拷贝。所以这一阶段是将实际的block写入到log中。
6. 接下来，我们需要等待前两步中的写log结束。
7. 之后我们可以写入commit block。
8. 接下来我们需要等待写commit block结束。结束之后，从技术上来说，当前transaction已经到达了commit point，也就是说transaction中的写操作可以保证在面对crash并重启时还是可见的。如果crash发生在写commit block之前，那么transaction中的写操作在crash并重启时会丢失。
9. 接下来我们可以将transaction包含的block写入到文件系统中的实际位置。
10. 在第9步中的所有写操作完成之后，我们才能重用transaction对应的那部分log空间。

![](/files/-MTItADm7dtZxRttiN_A)

在一个非常繁忙的系统中，log的头指针一直追着尾指针在跑（注，也就是说一直没有新的log空间）。在当前最早的transaction的所有步骤都完成之前，或许不能开始commit一个新的transaction，因为我们需要重复利用最早的transaction对应的log空间。不过人们通常会将log设置的足够大，让这种情况就不太可能发生。

> 学生提问：你刚刚说没有进程会等待这些步骤完成，那么这些步骤是在哪里完成的呢？
>
> Robert教授：这些是在后台的内核线程完成的。
>
> 学生提问：我有个有关重用log空间的问题，假设我们使用了一段特定的log空间，并且这段log空间占据了是刚刚释放出来的所有log空间，但是还不够，那么文件系统会等待另一部分的log空间释放出来吗，还是会做点别的？
>
> Robert教授：是的，会等待。让我画张图来确保我回答的是正确的问题。我们可以认为log是磁盘中的一段线性空间，假设现存的transaction中最早的是T7，之后是T8，T9，我们想要将T10放在T9之后的空闲区域。

![](/files/-MTIz5KIB2hDx_rYvF1h)

> 我们或许要等待T7将所有的block写入到文件系统对应的位置，这样我们才能释放T7对应的空间。这意味着T10中的步骤需要暂停以等待T7释放出来。这是你的问题吗？
>
> 同一个学生：是的，所以可能是这样，我先写入T10的block到现有的log空闲区域，但是如果最后log足够大并且我们用光了空闲区域，我们就需要等待T7的空间被释放出来，是吗？
>
> Robert教授：是的，如果需要写入的数据足够多，并且log迅速的用光了。我们甚至都不能在释放log空间之前开始新的系统调用。如果你们关注细节的话，这里会有一些潜在的死锁。首先系统调用需要预声明需要多少个block，这样logging系统才知道对于该transaction需要多少log空间，因为我们不会在没有足够空间来commit transaction时，开始一个新的transaction（注，难道不能将不能写入到磁盘log中的transaction先缓存在内存中吗？虽然这样可能会导致堆积）。
>
> 学生提问：如果新的transaction需要的空间走到了T8，那么现在就需要等待T7，T8结束，这是怎么工作的呢？
>
> Robert教授：图中的T7，T8，T9其中的系统调用都完成了，并且都已经在commit到log中了。在上面的图中，我们会直接开始T10，新的系统调用会写入到transaction T10，最终当T10需要commit到log中，并且它大到需用用到T8的空间时，它需要等待T7，T8结束。文件系统会记录每个transaction的大小，这样文件系统就知道要等待多少个之前的transaction结束。所以这里还有不少的记录工作，这样文件系统才能理解所有旧的transaction的状态。

有关如何重用log空间，这里有个小细节。在log的最开始有一个super block，所以在任何时候log都是由一个super block和一些transaction组成。假设T4是最新的transaction，之前是T1，T2，T3。

![](/files/-MTJ3VEiXHqD0Yzer2i8)

我们是否能重用一段log空间，取决于相应的transaction，例如T2，是否已经commit并且写入到文件系统的实际位置中，这样在crash并重启时就不需要重新执行这段transaction了。同时也取决于T2之前的的所有transaction是否已经被释放了。所有的这些条件都满足时，我们就可以释放并重用T2对应的log空间。


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