linux ext3/ext4文件系统（part2 jbd2）

概述

jbd2（journal block device 2）是为块存储设计的 wal 机制，它为要写设备的buffer绑定了一个journal_head，这个journal_head与一个transaction绑定，随着事务状态的转移（运行，生成日志，日志块刷盘，数据块刷盘），journal_head会转移到事务相应的journal队列中（t_buffers、t_shadow_list、t_forget、t_checkpoint_list），其中前三个状态，journal_head与事务是绑定的，第四个状态下，journal_head。当系统crash时，可从superblock记录的最后一次完整刷盘的位置（checkpoint）开始，通过三遍扫描日志块（检查checksum、收集不必恢复的数据块信息、执行数据块恢复），来恢复块设备到最后一个完整commit的事务状态。

事务与日志handle

同一个时段内可以有多个线程同时做一些修改，每个线程持有一个journal 的 handle，这个handle可以同时修改几个块的内容，作为一个原子操作，在 handle 修改结束时，触发事务的提交。等所有开启handle的线程的事务均触发提交后，这些事务打包为一个事务提交至日志系统。 

事务是per filesystem的，同一时间最多存在两种类型的事务，running，committing，两个事务不能同时修改日志内容，如果committing事务正在修改，则将它的journal_head的next_transaction置为当前running的事务，在commit结束后，主动转移到 running 事务的队列上。

事务状态转移

事务状态逻辑上可以分为：运行、生成日志、日志块刷盘、数据块刷盘四种类型（实际状态划分更细，见commit阶段描述）journal_head转移到事务的相应队列为：t_buffers、t_shadow_list、t_forget、t_checkpoint_list

其中前事务三个状态下，journal_head与事务是绑定的，第四个状态下，journal_head虽然还在事务的t_checkpoint_list上，但已与事务解绑定了。

running阶段（运行）

一个元数据块的buffer在修改前，首先为它生成一个journal_head，获取write权限（do_journal_get_write_access），这时它还没有修改过，将它转移至当前事务的 BJ_Reserve 队列（t_reserved_list），如果全局事务切换后还没开启过新的（j_running_transaction为空）就先要new 一个（jbd2_journal_start）。

接下来该线程从jbd2_journal_start到jbd2_journal_stop之间的所有块修改是一个原子操作，在修改块内容后，将buffer用jbddirty来代替dirty（表示由journal子系统接管，被journal子系统接管的buffer块不能直接刷盘，要等日志commit之后，它才可能进入事务的checkpoint列表，由回写子系统接管），并将journal_head转移至当前事务的BJ_Metadata 队列（t_buffers），如果上一个事务正在提交它，则只是把buffer的j_next_transaction标为当前事务，在上个事务的日志刷盘后，发现j_next_transaction为当前事务，会主动将buffer置于当前事务的BJ_Metadata列表（t_buffers）中。（jbd2_journal_dirty_metadata）。

所谓获取write权限与copy on write过程刚好相反：如果buffer正被committing事务用于生成日志，则需要将此时的数据拷贝一份到journal_head->b_frozen_data上，committing事务生成日志时用的是frozen_data的数据，而非buffer最新的数据（jbd2_journal_write_metadata_buffer）。

committing阶段（生成日志）

一个事务运行一段时间（JBD2_DEFAULT_MAX_COMMIT_AGE，5秒）后，会切换事务（jbd2_journal_commit_transaction），当然也可以在必要时手工切事务

T_LOCKED：commit首先要将当前running的事务转为committing状态，当然这需要等running事务的所有线程handle都不再运行（jbd2_journal_stop->stop_this_handle）后才会开始提交（jbd2_journal_wait_updates或其它调用jbd2_journal_lock_updates的地方），等待期间新的handle不能start（由j_state_lock保证），这被称为barrier。（与用户设置的JBD2_BARRIER不同，JBD2_BARRIER指在更新checkpoint时需要将设备的缓存刷下去）

commit阶段生成的日志块顺序为：revoke块，normal journal块，commit块，对于异步提交场景，允许commit块与其它块并发刷盘，对于同步提交场景，只有当revoke块与normal journal 块均提交后，才可以提交 commit块。

生成日志的过程可以描述为几步：

１、T_SWITCH：将本事务删除的块号记录为多个revoke块

２、T_FLUSH：ordered 模式下需要等待数据块提交

３、T_COMMIT：生成一个descriptor 块

４、T_COMMIT：从BJ_Metadata 队列（t_buffers）上取一个journal_head，做frozen，并将frozen的数据块内容作为日志块内容刷盘（jbd2_journal_write_metadata_buffer）

５、T_COMMIT：计算这个frozen 块的checksum，作为tag放在descriptor块上

６、T_COMMIT：将journal_head从BJ_Metadata 队列（t_buffers）转移至BJ_Shadow队列（t_shadow_list），这期间下一个事务是拿不到buffer的写权限的，需要等待日志刷盘。

７、T_COMMIT：重复４５６过程，如果tag把descriptor块写满了，就计算descriptor块的checksum放在descriptor的tail上。然后重新开一个descriptor块（即３４５６过程）

８、T_COMMIT_DFLUSH：异步提交场景允许提交commit块，它保存了整体的checksum和事务号

flush阶段（日志块刷盘）

在日志刷盘后，新的事务的handle就可以接管这个事务的journal_head了，具体如下：

１、T_COMMIT_DFLUSH：将日志刷盘后的journal_head从BJ_Metadata 队列（t_buffers）转移至BJ_Forget队列（t_forget）

２、T_COMMIT_DFLUSH：对于同步提交场景，要在所有日志刷盘后才可以提交commit块，它保存了整体的checksum和事务号

３、T_COMMIT_DFLUSH：将BJ_Forget队列（t_forget）的journal_head插入当前事务的t_checkpoint_list队列

４、T_COMMIT_DFLUSH：如果下个事务要修改或删除这个块，则转移至下个事务的BJ_Metadata 队列（t_buffers）或BJ_Forget队列（t_forget）上；如果下个事务要用这个块，但还没做修改，则转移至BJ_Reserve 队列（t_reserved_list）

５、T_COMMIT_DFLUSH：如果下个事务不用这个块了，则将buffer的jbddirty标记清除，改为dirty标记，表示它开始由回写子系统接管；如果下个事务用它，则 jbddirty 标记不会删除，虽然它在当前事务 checkpoint buffer 列表上，但不会将它刷盘，因为它还在被 jbd2 接管，后面还可能会更新或删除（__jbd2_journal_refile_buffer）。

这之后是一些收尾工作：

１、T_COMMIT_JFLUSH：更新统计信息，比如commit用时等

２、T_COMMIT_CALLBACK：ext4会在这个阶段才真正在bitmap里标记free的块真free了，可被下个事务重新分配。

３、T_FINISHED：更新journal相关的全局统计信息

checkpoint阶段（数据块刷盘）

checkpoint的作用是将已经写日志的buffer块回写到磁盘。checkpoint的触发点主要有２个（jbd2_log_do_checkpoint）：

１、journal 文件的磁盘空间不足，或内存buffer不够用

２、手工调用jbd2_journal_flush时，比如修改了重要的inode或superblock内容时。

也就是说，commit 事务涉及的 buffer 不是马上刷盘的，checkpoint 事务列表中可以包含多个事务。

do checkpoint的过程只会将标记为dirty（由回写子系统接管）的buffer内容刷盘（write_dirty_buffer），如果buffer还标记为jbddirty，表示它还在被journal子系统接管（后面的事务还在修改或删除它），这时直接将它从事务上删除（__jbd2_journal_remove_checkpoint），并更新 checkpoint 的进度（jbd2_cleanup_journal_tail）。这里不用担心掉电的问题，因为重启时recovery机制会从checkpoint进度点开始，根据日志内容将数据块恢复到最后一次提交事务的状态。

abort阶段

如果journal运行期间出现错误（尤其是io错误时），可能调用jbd2_journal_abort，这时要将所有未checkpoint的数据刷盘，然后restart journal，根据日志内容将系统恢复到最后一个成功事务的状态。

日志模式与实现

一个线程的journal handle运行期间，它会根据日志模式来决定将哪些数据块按什么顺序写入日志。jbd2有三种模式：journal（数据块与元数据块一同记日志），ordered（数据块刷盘后写元数据块日志），writeback（只写元数据块日志，不用等数据块刷盘）

journal 模式实现

journal 模式表示将数据块和元数据块均记录在日志中，提交日志后均由checkpoint 机制去将数据块刷盘，其实现可以搜ext4_should_journal_data相关分支：

在对数据块修改时（pagecache_write、ext4_page_mkwrite），writeback 模式与ordered模式不会记录日志，而journal模式会为这个范围的块的buffer绑定一个journal_head，类型标记为BJ_Metadata，并用jbddirty代替dirty，表示这个buffer由journal 接管（ext4_journal_folio_buffers）。

ordered/writeback 模式实现

可以搜索ext4_jbd2_inode_add_write相关调用：

当修改数据块时，ordered模式下会在修改文件的inode上标记修改数据块的范围（ext4_jbd2_inode_add_write），writeback则忽略。

在commit 阶段，ordered模式下会先扫描inode被标记的数据块范围，等这些数据块内容都刷盘后才开始写日志（journal_submit_data_buffers），writeback模式下由于不记录数据块范围，因而日志刷盘时也不会等待数据块写完。

日志块的内容

提交过程会等构造事务日志，它包含三部分：revoke块（删除块），normal块（running状态构造的BJ_Metadata队列上的buffer块），commit块（checksum等信息）。

normal块

normal块由一个descriptor块 + 多个数据/元数据块组成。

descriptor块上有header, tags, tail：

第0个tag是jbd2的uuid，它是makefs时就确定的，只有tune2fs系统会用到它，ext4会忽略。后面的tag表示由对应数据块的内容与事务号计算的 checksum，如果发现哪个数据块计算的checksum与tag不一致，则不恢复这个数据块。

tail是用来校验这个descriptor块的checksum的。

revoke块

revoke块的信息是删掉的块号，表示在当前事务会将这块的内容删掉并且不再更新，在恢复时没必要恢复这之前事务的日志中这块的内容。

考虑这个场景：

１、T1，block1写元数据，提交

２、T2，block1被删除，提交

３、T3，block1写数据，掉电。

重启恢复时，发现提交的T2的revoke记录，不会再为block1写入T1的内容，因为它此时已经属于T3的数据块了。数据块在writeback与ordered模式下不记录在日志中，因而不能用日志恢复，需要保留至断电前的样子，即T3时的样子。

commit块

它的内容只有32字节，但要占用一整块，表示本事务的提交成功。

在恢复阶段，如果用descriptor计算的checksum不一致，有四种可能的场景：

１、对于async commit 的场景，有可能先写出了commit 块再写出了之前的数据块，因而可能发现commit 块checksum 与数据块对不上，遇到这种情况就说明已经读到了journal崩溃时的正在提交的事务日志。

２、checksum 不一致还有一种可能，就是日志回卷了，比如读完了下面的t6的事务日志，接着读到t3的descriptor块，发现checksum不一致，这之后正确读到commit块发现原来是读到了回卷的旧日志，这时说明journal是正常退出的，且读到了journal最后的成功日志。

３、如果用descriptor计算的checksum不一致，但后面不存在commit块，说明与第一种情况一样，找到了journal崩溃时的正在提交的事务日志。

４、如果commit块存在且不是回卷的旧块，且是sync commit的，则说明日志本身写坏了，或者可能是日志所在块的硬件坏了，这种场景不能正常恢复，会直接报错。

重启recovery

重启恢复有三个过程：

第一遍scan阶段，检查checksum，确认日志文件没问题，且找到最后一个成功的事务

第二遍revoke阶段，检查revoke块，构建revoke块号的hash表

第三遍replay阶段，跳过revoke块，对每个数据块做检查，只恢复数据块checksum与tag能对应上的数据块。

场景举例

块分配bitmap重利用问题

考虑一个场景（这个场景与上面描述revoke块内容时相同）：在事务T1中，从bitmap块中分配了一个块a，在T2中释放掉了，那么当T2处于committing阶段的时候，当前事务T3能不能重新分配这个块a呢？不可以，因为不能保证上T2事务commit成功，如果T2事务提交失败了，块a还是已经被分配了的状态，但此时又在T3中分配了它并修改，那么块a的数据将会不一致。

ext3的解决方法是：在buffer的journal_head加一个b_committed_data字段，当分配块时利用b_committed_data记录的块内容来决定是否可以分配，即T1事务中bitmap块的状态（这块a已分配）。

ext4的解决方法是：在T2释放块时，不是马上修改bitmap，而是将free的块先记录在super_block_info->s_freed_data_list中，当T2事务commit成功时，通过ext4_journal_commit_callback->ext4_process_freed_data->ext4_free_data_in_buddy->mb_free_blocks回调来真正修改bitmap（ext4_mb_clear_bb），因而没有依赖b_committed_data字段。不过这个解决方法只用于ordered与journal模式，在writeback模式的语义下，还是会发生上面的问题

块的删除

删除一个块：除了可能记录revoke记录外，还要做额外操作：（jbd2_journal_forget）

有三种场景要考虑：

第一，如果没有事务绑定它，它是否在早期的 checkpoint 列表上，如果在，它是否已经刷盘了？可以通过jbd2_journal_try_remove_checkpoint失败尝试移除checkpoint，如果已经刷盘了，则移除成功，可以直接释放，如果失败，说明没有刷盘，那就要加在当前事务的forget列表上，在本事务commit之后如果还没刷盘，就将其从checkpoint移除，不再刷盘了（__jbd2_journal_refile_buffer）。这里不用担心突然掉电后删除的块被日志回写为旧的状态，因为revoke记录会保证他不被之前日志中内容覆盖。

第二，如果绑定在正在提交的事务上，将buffer标记为free，且b_next_transaction标为当前事务，这样在写完日志后会移至当前事务的forget列表上，然后由当前事务提交成功与否决定后面还要不要刷盘（与第一种情况的原理一样）。

第三，如果绑定在当前事务上，又没有早期的事务checkpoint引用，则可以直接释放。

由BJ_Reserve转下个事务的BJ_Reserve场景

比如truncate一个文件，调用ext4_free_branches时发现credit不够用了，这时会调用　ext4_ind_truncate_ensure_credits来将前一段修改的块先提交，然后开启新的事务（ext4_journal_restart），这个场景下提交事务时可能有块还没来得急修改，还在事务的BJ_Reserve列表中，就需要平移至新事务的BJ_Reserve列表文章来源地址https://www.toymoban.com/news/detail-833962.html

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