[ext4]12分配機制-關鍵的數據結構

 　　在塊分配機制中，涉及到幾個主要的數據結構。

　　通過ext4_allocation_request描述塊請求，然後基於塊查找結果即上層需求來決定是否執行塊分配操作。

　　在分配過程中，為了更好執行分配，記錄一些信息，需要對分配行為進行描述，就有結構體ext4_allocation_contex。

　　在搜尋可用空間過程中，是有可能使用預分配空間的，因此還需要有能夠描述預分配空間大小等屬性的描述符ext4_prealloc_space。

　　下面，對各個關鍵結構體進行詳細的分析。

　　1. 塊請求描述符ext4_allocation_request

　　塊分配請求屬性，有請求描述符ext4_allocation_request來描述：

　　structext4_allocation_request {

　　/* target inode for block we'reallocating */

　　struct inode *inode;

　　/* how many blocks we want to allocate*/

　　unsigned int len;

　　/* logical block in target inode */

　　ext4_lblk_t logical;

　　/* the closest logical allocated blockto the left */

　　ext4_lblk_t lleft;

　　/* the closest logical allocated blockto the right */

　　ext4_lblk_t lright;

　　/* phys. target (a hint) */

　　ext4_fsblk_t goal;

　　/* phys. block for the closest logicalallocated block to the left */

　　ext4_fsblk_t pleft;

　　/* phys. block for the closest logicalallocated block to the right */

　　ext4_fsblk_t pright;

　　/* flags. see above EXT4_MB_HINT_* */

　　unsigned int flags;

　　};

　　這個請求描述符結構體在ext4_ext_map_blocks()中初始化(注：ext4_ext_map_blocks()的作用是查找或分配指定的block塊，並完成與緩存空間的映射)。

　　具體上述信息也就一個成員變量goal值的我們分析一下，goal記錄是物理塊號，其隱含含義比較重要：goal雖然只是記錄物理塊號，但是這個物理塊號的選擇可以很大程度的是文件保證locality特性及其物理地址連續性。

　　goal是由函數ext4_ext_find_goal()來定義：

　　static ext4_fsblk_t ext4_ext_find_goal(struct inode*inode,

　　struct ext4_ext_path *path,

　　ext4_lblk_t block)

　　{

　　if(path) {

　　intdepth = path->p_depth;

　　structext4_extent *ex;

　　/*

　　* Try to predict block placement assuming thatwe are

　　* filling in a file which will eventually be

　　* non-sparse --- i.e., in the case of libbfdwriting

　　* an ELF object sections out-of-order but in away

　　* the eventually results in a contiguousobject or

　　* executable file, or some database extendinga table

　　* space file. However, this is actually somewhat

　　* non-ideal if we are writing a sparse filesuch as

　　* qemu or KVM writing a raw image file that isgoing

　　* to stay fairly sparse, since it will end up

　　* fragmenting the file system's free space. Maybe we

　　* should have some hueristics or some way toallow

　　* userspace to pass a hint to file system,

　　* especially if the latter case turns out tobe

　　* common.

　　*/

　　ex= path[depth].p_ext;

　　if(ex) {

　　ext4_fsblk_text_pblk = ext4_ext_pblock(ex);

　　ext4_lblk_text_block = le32_to_cpu(ex->ee_block);

　　if(block > ext_block)

　　returnext_pblk + (block - ext_block);

　　else

　　returnext_pblk - (ext_block - block);

　　}

　　/*it looks like index is empty;

　　* try to find starting block from index itself*/

　　if(path[depth].p_bh)

　　returnpath[depth].p_bh->b_blocknr;

　　}

　　/*OK. use inode's group */

　　returnext4_inode_to_goal_block(inode);

　　}

　　細細分析這段代碼，如果從根目錄到指定邏輯塊的path存在，那麼就需要根據path來計算目標物理塊的地址。

　　(1) Path的終點若是dataextent，則說明該path是從根到葉子的。當請求block號大於path葉子extent的起始邏輯塊號ext_block (對應物理塊號為pblk)，其邏輯塊的距離為(block-ext_block)，為在最可能上保證對應物理地址的連續性;只需返回與pblk+(block-ext_block)物理塊號最接近的空閒物理塊即可;而對於請求block號小於extent的起始邏輯塊號ext_block的情況，只需盡最可能以pblk-( ext_block -block)物理塊號為目標尋找與其物理地址最接近的空閒物理塊即可。因此，我們指定goal分別為pblk+(block-ext_block)和pblk-(block-ext_block)。

　　(2) 而如果path存在，卻沒有葉子，那則麼辦，很簡單，我們只需要將goal物理塊號指定為最後一個的extent block對應的物理塊號既可。

　　(3) 還有一種情況，沒有給出path。個人認為，這種場景即inode剛create的情況。有專門的ext4_inode_to_goal_block()來實現：

　　ext4_fsblk_t ext4_inode_to_goal_block(struct inode*inode)

　　{

　　structext4_inode_info *ei = EXT4_I(inode);

　　ext4_group_tblock_group;

　　ext4_grpblk_tcolour;

　　intflex_size = ext4_flex_bg_size(EXT4_SB(inode->i_sb));

　　ext4_fsblk_tbg_start;

　　ext4_fsblk_tlast_block;

　　block_group= ei->i_block_group;

　　if(flex_size >= EXT4_FLEX_SIZE_DIR_ALLOC_SCHEME) {

　　/*

　　* If there are at leastEXT4_FLEX_SIZE_DIR_ALLOC_SCHEME

　　* block groups per flexgroup, reserve thefirst block

　　* group for directories and special files. Regular

　　* files will start at the second blockgroup. This

　　* tends to speed up directory access andimproves

　　* fsck times.

　　*/

　　block_group&= ~(flex_size-1);

　　if(S_ISREG(inode->i_mode))

　　block_group++;

　　}

　　bg_start= ext4_group_first_block_no(inode->i_sb, block_group);

　　last_block= ext4_blocks_count(EXT4_SB(inode->i_sb)->s_es) - 1;

　　/*

　　* If we are doing delayed allocation, we don'tneed take

　　* colour into account.

　　*/

　　if(test_opt(inode->i_sb, DELALLOC))

　　returnbg_start;

　　if(bg_start + EXT4_BLOCKS_PER_GROUP(inode->i_sb) <= last_block)

　　colour= (current->pid % 16) *

　　(EXT4_BLOCKS_PER_GROUP(inode->i_sb)/ 16);

　　else

　　colour= (current->pid % 16) * ((last_block - bg_start) / 16);

　　returnbg_start + colour;

　　}

　　其思想是：如果flex_size至少有EXT4_FLEX_SIZE_DIR_ALLOC_SCHEME個block groups，則定義inode所在flex_group的第二個block group的首個可用block為起始物理塊號bg_block。

　　當然，如果該flex_group的所有文件都以bg_block為goal的，肯定會產生競爭，所以增加color的作用，目的就是加入一個隨機值，降低可能帶來的競爭。

　　因此,最後這種情況的goal會選擇inode所在flex_group中某個隨機值。

　　【說明：如果flex_size只有不小於EXT4_FLEX_SIZE_DIR_ALLOC_SCHEME，則才有可能將flex_group中第一個group分離出來，用於專門存放directories和一些特殊文件，普通文件從第二個group中分配，該特可以加速directory的訪問及fsync效率。】

　　2. 分配行為描述符ext4_allocation_contex

　　在分配過程中，為了更好執行分配，記錄一些信息，需要對分配行為進行描述，就有結構體ext4_allocation_contex：

　　struct ext4_allocation_context{

　　struct inode *ac_inode;

　　struct super_block *ac_sb;

　　/* original request */

　　struct ext4_free_extent ac_o_ex;

　　/* goal request (normalized ac_o_ex) */

　　struct ext4_free_extent ac_g_ex;

　　/* the best found extent */

　　struct ext4_free_extent ac_b_ex;

　　/* copy of the best found extent takenbefore preallocation efforts */

　　struct ext4_free_extent ac_f_ex;

　　__u16 ac_groups_scanned;

　　__u16 ac_found;

　　__u16 ac_tail;

　　__u16 ac_buddy;

　　__u16 ac_flags; /* allocation hints */

　　__u8 ac_status;

　　__u8 ac_criteria;

　　__u8 ac_2order; /* if request is to allocate 2^N blocks and

　　* N > 0, the field stores N, otherwise 0 */

　　__u8 ac_op; /* operation, for history only */

　　struct page *ac_b