16.9 总结

最后我希望同学们记住的有关logging和ext3的是：

• log是为了保证多个步骤的写磁盘操作具备原子性。在发生crash时，要么这些写操作都发生，要么都不发生。这是logging的主要作用。

• logging的正确性由write ahead rule来保证。你们将会在故障恢复相关的业务中经常看到write ahead rule或者write ahead log（WAL）。write ahead rule的意思是，你必须在做任何实际修改之前，将所有的更新commit到log中。在稍后的恢复过程中完全依赖write ahead rule。对于文件系统来说，logging的意义在于简单的快速恢复。log中可能包含了数百个block，你可以在一秒中之内重新执行这数百个block，不管你的文件系统有多大，之后又能正常使用了。

• 最后有关ext3的一个细节点是，它使用了批量执行和并发来获得可观的性能提升，不过同时也带来了可观的复杂性的提升。

以上就是今天的内容，接下来是问答环节：

学生提问：你刚刚说有一个文件系统线程会做这里所有的工作，那么只能有一个这样的线程，否则的话就会有不同步的问题了，对吗？

Robert教授：或许真的只有一个线程，我其实不知道有多少个线程，但是1是个不错的数字，因为logging的正确性取决于旧的transaction要在新的transaction之前提交。但是逻辑上来说又没有必要只有一个线程，你可以想象不同的transaction使用不同的线程来提交（注，只要锁加的合适多个线程应该也是没问题的）。

学生提问：当你在讨论crash的时候，你有一个图是T8正在使用之前释放的T5的空间，如果T8在crash的时候还没有commit，并且T5的commit block正好在T8的descriptor block所指定的位置，这样会不会不正确的表明T8已经被commit了（注，这时T8有一个假的commit block）？

Robert教授：让我尝试画出这里的场景。首先我们有一个古老的transaction T5，因为log的循环特性，在顺序上T8位于T5之前。因为T5已经被释放了，T8正在蚕食T5的log空间。假设T8没有完成commit，但是如果完成commit的话，T8的commit block会写到T5的commit block位置。

T8并没有能写入commit block，T8前面所有的block都写入了，但是最后跟的是T5的commit block。这里的答案是，descriptor block和commit block都有transaction的序列号，所以T8的descriptor block里面的序列号是8，但是T5的commit block里面的序列号是5，所以两者不能匹配。

学生提问：我们可以在transaction T8开始的时候就知道它的大小吗？

Robert教授：这是个复杂的问题。当T8作为活跃的transaction开始时，系统调用会写入数据，这时文件系统并不知道T8有多大。当文件系统开始commit T8时，是知道T8有多大的，因为文件系统只会在T8中所有的系统调用都结束之后才commit它，而在那个时间点，文件系统知道所有的写操作，所以就知道T8究竟有多大。除此之外，descriptor block里面包含了所有block的实际编号，所以当写入transaction的第一个block，也就是descriptor block时，logging系统知道T8会包含多少个block。

学生提问：为什么不在descriptor block里面记录commit信息。虽然这样可能不太好，因为要回到之前的一个位置去更新之前的一个block。

Robert教授：所以这里的提议是，与其要一个专门的commit block，可以让descriptor block来实现commit block的功能。XV6与这个提议非常像，我认为可以这么做，至少在ext3中这么做了不会牺牲性能。你需要像XV6一样来组织这里的结构，也就是需要在descriptor block包含某个数据表明这是一个已经提交过的transaction。

这样做的话，可以节省一个commit block的空间，但是不能节省整个时间。Linux文件系统的后续版本实现了你的提议，ext4做了以下工作来更有效的写commit block。ext4会同时写入所有的data block和commit block，它并不是等待所有的data block写完了之后才写的commit block。但是这里有个问题，磁盘可以无序的执行写操作，所以磁盘可能会先写commit block之后再写data block。如果中间有了crash，那么我们有了commit block，但是却没有全部的data block。ext4通过在commit block中增加校验和来避免这种问题。所以commit block写入之后发生了crash，如果data block没有全写入那么校验和不能得出正确的结果，恢复软件可以据此判断出错了。ext4可以通过这种方式在机械硬盘上写入一批block而避免磁碟旋转，进而提升磁盘性能。

学生提问：log中的data block是怎么写入到文件系统中的？

Robert教授：这个问题有多个答案。对于data block，ext3有三种模式，但是我只记得两个，journaled data和ordered data（注，第三种是writeback）。当你在配置ext3文件系统时，你需要告诉Linux你想要哪种模式。如果你想要的是journaled data，文件内容就是写入到log中，如果你向一个文件写数据，这会导致inode更新，log中会包含文件数据和更新了的inode，也就是说任何更新了的block都会记录在log中。这种方法非常慢，因为数据需要先写在log中，再写到文件系统中。所以journaled data很直观，但是很慢。

ordered data是最流行的模式，它不会将文件数据写入到log中，只会将metadata block，例如inode，目录block，写入到log中，文件的内容会直接写到文件系统的实际位置中。所以这种模式要快得多，因为你不用将文件内容写两次。但是它也会导致更多的复杂性，因为你不能随时写入文件内容。假设你执行一个写操作导致一个新的block被分配给一个文件，并将包含了新分配block编号的inode写入到log中并commit，在实际写入文件内容至刚刚分配的data block之前发生crash。在稍后的恢复流程中，你将会看到包含了新分配的block编号的inode，但是对应data block里面的内容却属于之前使用了这个data block的旧的文件。如果你运行的是一个类似Athena的多用户系统，那么可能就是一个用户拥有一个文件，其中的内容又属于另一个用户已经删除的文件，如果我们不是非常小心的处理写入数据和inode的顺序就会有这样的问题。

ext3的ordered data通过先写入文件内容到磁盘中，再commit修改了的inode来解决这里的问题。如果你是个应用程序，你写了一个文件并导致一个新的文件系统data block被分配出来，文件系统会将新的文件内容写到新分配的data block中，之后才会commit transaction，进而导致inode更新并包含新分配的data block编号。如果在写文件数据和更新inode之间发生了crash，你也看不到其他人的旧的数据，因为这时就算有了更新了的data block，但是也没关系，因为现在不仅inode没有更新，连bitmap block也没更新，相应的data block还处于空闲状态，并且可以分配给其他的程序，你并不会因此丢失block。这里的效果就是我们写了一个data block但是最终并没有被任何文件所使用。