转自: http://segmentfault.com/blog/p_chou/1190000000698405

原文：存储技术之卷管理和文件系统

存储技术如今已经越来越重要，而且在云计算时代，涌现出了很多专注于云存储的厂商。存储技术本身也十分复杂，从硬件到协议到软件到接口几乎覆盖计算机科学的方方面面。笔者借助《大话存储II》这本书，开始了这块知识空白的补充。本文的图片均来源于网络。

卷管理(Volume Manager)

卷管理的原理

RAID在硬件层面提高了物理磁盘的性能、可靠性和利用率，它提供给上层操作系统虚拟的磁盘，在操作系统看来是物理磁盘。但是，随之带来的问题是，如果某块虚拟的磁盘哪一天不够用了怎么办？无法动态的添加容量。为了解决这个问题，在操作系统和RAID(或直接的磁盘控制器)之间产生了一种叫卷管理器(Volume Manager)的软件。

卷管理器将RAID提交上来的磁盘进行再划分和再重组，使得操作系统可以自由的对卷进行管理。为了理解卷管理，首先来看几个概念：

• PV(Physical Volume)：即是RAID提交上来的虚拟磁盘(对于卷管理器而言它是物理磁盘)，只是换个名词，提交上来几个虚拟磁盘就有几个PV
• PE(Physical Extends)：将PV进行等大小划分出来的物理区块，每个PE都代表着PV上从几号扇区到几号扇区，PE是分割和合并的最小单位，可以在卷管理中设置
• VG(Volume Group)：卷管理器将PE进行组合，组成逻辑上的大的容器池，称为VG
• LV(Logical Volume)：从VG中将若干数量的PE组合成逻辑卷。在Linux中，一个逻辑卷就可以被挂在到相应的目录。

下面的图可以说明上述的概念之间的关系：

卷管理通过划分PE，将物理的磁盘分割，并进行再重组。这样就可以在某个逻辑卷空间不足时将其他逻辑卷的PE搬一些过来使用。所以对于上层操作系统而言，逻辑卷是灵活多了。但是，这些关系是如此的繁杂，卷管理需要维护这些对应关系，所以需要在磁盘上保存卷配置信息，比如PE大小、初始偏移、PV的数量和信息、排列顺序等。存储这个配置信息的区域叫做VGDA(Volume Group Descriptor Area)。当卷管理器初始化时需要从VGDA上加载信息，并生成映射公式，当上层系统发起IO请求时，卷管理器需要换算成实际磁盘及物理扇区位置(当然这些磁盘和物理扇区本身可能都是虚拟的)，并通过驱动程序告知下层的控制器如何存取磁盘。

卷管理器甚至还具有软RAID功能，可以将逻辑卷看成物理磁盘，组成RAID。

分区

分区实际上也可以看成一种简单的卷管理，是操作系统自带的卷管理程序，但是只能管理单个磁盘，不能将多个磁盘组合成虚拟卷再划分，不具备灵活的功能。我们通常见到的C:D:E:...盘就是通过分区得到的逻辑卷。操作系统可以针对分区(逻辑卷)进行格式化。

BIOS在进行引导时，总是会执行LBA1扇区上的指令，以加载操作系统，这个扇区称为MBR(Master Boot Recorder)，其中还保存着分区表。通常第一条指令都是跳转到活动分区读取操作系统的代码并执行。在修改了分区设置的后，分区表会被更新。

卷管理程序同样需要遵从BIOS和MBR，只不过它除了各个磁盘上写入VGDA外，也要更新MBR中的分区表，划分出一个小分区，将启动操作系统的代码放在这个分区中，并表明bootable类型。在Linux中，这个分区就是/boot分区，其中包含有操作系统的启动代码，大约只需要100MB。

BIOS执行的第一条指令位置总是LBA1，这是固定的。现在提出的新的EFI规范，可以配置第一条指令的所在扇区

在Linux中，每一个硬件设备都映射到一个系统的文件，对于硬盘、光驱等 IDE 或 SCSI 设备也不例外。Linux 把各种IDE设备分配了一个由hd前缀组成的文件；而对于各种SCSI设备，则分配了一个由sd前缀组成的文件。例如，第一个IDE设备，Linux就定义为hda；第二个IDE设备就定义为hdb；下面以此类推。而SCSI设备就应该是sda、sdb等。每一个硬盘设备最多能有4个主分区（其中包含扩展分区）构成，任何一个扩展分区都要占用一个主分区号码，也就是在一个硬盘中，主分区和扩展分区一共最多是4个。主分区的作用就是计算机用来进行启动操作系统的，因此每一个操作系统的引导程序，都应该存放在主分区上。扩展分区可以进一步划分为逻辑分区。以第一个IDE硬盘为例说明，主分区（或者扩展分区）占用了hda1、hda2、hda3、hda4，而逻辑分区占用了hda5到hda16等12个号码。因此，Linux下每一个硬盘总共最多有16个分区。下面是一个分区的例子：

从图中我们解读到如下信息：

• 上图是一块SCSI设备硬盘，大小320G，被映射到/dev/sda
• 划分了一个主分区用于装系统本身，大小41G左右，分区号1
• 剩余的空间划分了一个逻辑分区，分区号2，5-10号的逻辑分区都是由这个扩展分区划分出来的
• 5-10是逻辑分区，有多种文件系统类型

文件系统

扇区是存储的最小单位。然而，如果应用程序直接以扇区为单位进行存取，不但大大增加了复杂度，而且还增加了安全隐患。所以，需要由操作系统提供同一个管理接口，应用程序通过调用接口来完成数据的存取。也就是说，操作系统实际上就是在裸(Raw)设备的基础上，对磁盘进行逻辑上的结构化调整，并向上提供操作接口。这样的东东就是文件系统。文件系统对磁盘不同的组织方式就形成了不同的文件系统。例如FAT32、NTFS、EXT...

从磁盘的角度，读写的最小单位是扇区，但是如果读取文件都以扇区为单位的话，效率将是低下的。因为，扇区的只有512字节，读取较大体积的文件将极大增加IO的次数。于是，有了逻辑块的概念，也就是文件系统中的最小存储单元。一般，逻辑块的大小为4KB，这样比以扇区为单位读写数据要减少了8倍的IO数量。不过，由于逻辑块是文件系统的最小存储单位，所以，如果存储的文件小于4KB，也必须占用完整的4KB，因此，逻辑块也不是越大越好，太大的话会导致空间利用率下降。

EXT2文件系统

ext2文件系统是Linux使用的默认文件系统。在ext2文件系统中，文件的属性和内容被分开存放。其中，文件的属性存放在inode中，而文件的内容放在逻辑块中。一个文件有可能占用一个或多个逻辑块(block)，但是一个文件仅仅对应一个inode，下面介绍inode。

• inode好比文件的索引，除了记录文件的属性外，还要记录文件内容所在地逻辑块号。因此，读取文件时必须从inode中得到文件的块号
• inode本身大小有限，如果文件比较大，inode的数据结构无法容纳所有的逻辑块号的话，就需要借用逻辑块来存放
• inode的数量决定了文件的最大数量
• 目录也要占用一个inode，一个目录最少需要一个inode和一个block，在block中存放相关的文件或目录。因此如果要查找一个目录下的文件，需要从根目录的inode开始，一层层往下找

参考:EXT2 文件系统

inode/block示意图

较大的文件需要动用block来记录块号

文件系统的IO类型

文件系统的IO类型分为同步IO、异步IO、阻塞/非阻塞IO和Direct IO。这些分类不是同一层次的，需要分开讨论：

对于应用程序而言，需要调用操作系统文件系统的接口，这种接口可以分为同步IO和异步IO：

• 同步IO是指应用程序的线程发起IO请求后，会被操作系统挂起，直到IO完成后，重新唤醒线程并把结果告知线程。此时，线程会处于等待状态，无法继续执行。
• 异步IO是指操作系统不会挂起发起请求的线程，而是会继续执行该线程，当IO完成后跑到线程的回调函数中，以处理完成的IO结果。异步IO下，线程得以继续执行而不会等待。

阻塞/非阻塞IO是个广义的概念，是指普遍意义上的上层程序向下层程序发起IO请求后是否等待下层程序：

• 阻塞IO情况下上层程序会等待下层程序的返回才继续执行后面的代码
• 非阻塞IO情况下上层程序不会等待下层程序，而是继续执行自己的代码，直到下层程序发起完成通知

同步IO是阻塞IO的一种，异步IO是非阻塞IO的一种。

文件系统具有自己的缓存系统和缓存算法，以实现写速度的提升和“预读”。Direct IO就是告诉文件系统不使用缓存，而是直接将数据写入磁盘。数据库应用是使用Direct IO的典型应用，因为数据库自己有实现一套数据缓存和Flush算法。比如Oracle甚至有独立的进程DBWR来完成数据的Flush。