本篇分析bitmap的數據結構的設計，並基於此分析bitmap的工作機制。
為了后面更清楚的理解，先有個總體印象，給出整體的結構圖：
在下面的描述中涉及到的內容可以對照到上圖中相應部分，便於理解。
首先，我們從宏觀的角度來分析整體結構。bitmap file存在於磁盤，內部存放着很多個bit，每個bit對應於磁盤數據中的一個chunk。在內存空間中也存在一個區域存放bitmap file緩存，與磁盤bitmap file的每個bit一一對應。內存空間中還存在一個區域存放filemap_attr，用來管理bitmap file緩存中每個page的頁屬性。內存空間中還存在一個區域存放和管理*bmc，用來管理對應bitmap file中的bit是否置位和未完成的最大請求數。而這些內存區域的操作都由bitmap這個大結構體關聯起來。如下圖所示。
1. bitmap的結構體有比較多的字段，這里關注幾個重要的字段。
struct bitmap {
struct bitmap_page *bp; /*指向內存bitmap頁的結構*/
……
unsigned long chunks; /*陣列總的chunk數*/
……
struct file *file; /*bitmap文件*/
……
struct page **filemap; /*bitmap文件的緩存頁*/
unsigned long *filemap_attr; /*bitmap文件緩存頁的屬性*/
unsigned long file_pages; /* 1、初始化時當做page號累加，
2、初始化完成之后，為bitmap file中的page數
*/
……
};
這里filemap是指向一系列page結構緩存頁的指針構成的數組，所以是page**類型。其在內存中的結構和與bitmap file緩存的關系如下圖所示。
2. 其中struct bitmap_page結構如下：
struct bitmap_page {
char *map; /*指向實際分配的內存頁*/
unsigned int hijacked:1; /* 表示是否被劫持。
置1的時候說明，內存空間不夠的時候使用，
這時直接將map指針作為兩個*bmc
*/
unsigned int count:31; /*該頁上有多少臟的chunk */
};
bp的整體結構如下如所示：
在正常情況下（內存充足），bitmap的bp字段指向一片內存區域，該內存區域就是逐一存放的bitmap_page結構體，也就是結構體數組。而每個這樣一個結構體中存在一個map指針，在需要的時候就會在內存中開辟一個page的空間，用來存放逐一存放*bmc。這里map指針指向的page是動態分配的，在需要的時候才會分配page並設置使用相應的*bmc。
對於bp指針指向的bitmap_page結構，內部分為3個字段。其中的hijacked字段大多數情況下都是置為0的，這也就是內存空間足夠分配page的正常情況。這種情況下一個*bmc管理1個bitmap file緩存中的1個bit，一個*map指針管理一個page，而一個page可以存放2048個*bmc（一個*bmc為16位，后面會介紹到），也就是一個map指針管理2048個bitmap file緩存中的bit，count用來作為該map指針管理下的這2048個*bmc對應有多少臟的chunk計數。如下圖所示。
hijacked字段置為1的情況十分少見，只有在內存空間不夠分配page的時候才會將hijacked字段置為1。在這種情況內存不足，分配不了page空間，那么就退而求其次，將*bmc的管理粒度變大，具體方法如下。bitmap_page結構中的3個字段， map指針本來是要指向page的，但是page沒有空間分配，所以就直接將map指針另作它用。指針的大小不論是32位還是64位，其大小至少能容納下32位，即2個*bmc。那么就直接將map指針的前32位看作是2個*bmc，一個*bmc管理1024個bitmap file緩存中的bit，這樣兩個*bmc管理2048個bit，正好與正常情況下一個bitmap_page結構管理的bit數目一致，只是管理bit的粒度變大了；而count字段仍然來統計這2048個bit對應有多少臟的chunk的計數。如下圖所示。
3. 實際動態分配的每個內存頁，每16bit管理對應bitmap文件的一個bit，一個bit對應一個chunk（數據塊）。這16bit在代碼中記作*bmc，它的作用如下：
NEEDED_MASK——表示該bit對應的chunk是否需要同步；
RESYNC_MASK——表示該bit對應的chunk是否正在同步；
NEEDED_MASK和RESYNC_MASK標志是不會同時存在的，盤陣需要同步時，會先設置NEEDED_MASK標志，當下次檢查到有NEEDED_MASK標志時，表示需要同步，此時清除該標志，設置RESYNC_MASK標志，進行同步。如果同步出錯，則清除RESYNC_MASK標志，設置NEEDED_MASK標志。內存bitmap的另一個作用是在精准恢復或者同步時判斷一個bitmap-chunk是否需要恢復或者同步，即NEEDED_MASK和RESYNC_MASK的作用。
低14位是counter，用來統計對應的chunk尚未完成的寫請求的計數。真正的計數值是從2開始累加，表示有寫操作（比如有2個未完成寫操作，則值為4）。counter的值為0、1、2均為沒有寫操作，是特殊狀態：
*bmc=0——該bit位需要下刷；
*bmc=1——該bit位需要清零；
*bmc=2——該bit對應的chunk上的寫操作全部完成，表示該bit可以被清除並下刷。從2開始計數。
*bmc與bitmap file緩存的對應關系如下如所示：
4. Bp數組中的map字段是一個指針，指向一個page頁，該page頁中順序存放*bmc，一個page可以存放2048個*bmc。一個*bmc對應bitmap file中的一個bit，也就是對應數據中的一個chunk。也就是說bp數組的第二項的map指針指向的page頁的第一個*bmc，是整體的第2049個*bmc（下標為0稱為第1個）。
*bmc實際作用是控制bitmap的置位與復位，並且也控制一個chunk上的請求不能超過最大值（14bit表示的最大整數），達到最大值的時候會進行IO schedule。
當內存空間不足夠分配*bmc的時候，那么hijacked置位，將map指針本身當做兩個*bmc，此時一個*bmc就不再只是對應bitmap file中的一個bit，而是半個page的bit，兩個*bmc可以管理正好一個page的bit。也就是說如果空間不夠的話，*bmc的管理粒度就增大了。
數據chunk、bp、*map page和attr都是順序排列的，可以使用順序尋找，一一對應的方法將他們關聯起來。
5. filemap_attr表示bitmap文件緩存頁的屬性，使用4bit來表示：
BITMAP_PAGE_DIRTY——表示內存bitmap有bit被置位，但是bitmap file對應的位沒有被置位，因此該page需要同步刷到磁盤，寫磁盤完成才能繼續；
BITMAP_PAGE_CLEAN——這是一個過渡狀態，表示內存bitmap有可以清除的bit，則需要清除該bit，然后過渡到BITMAP_PAGE_NEEDWRITE狀態；
BITMAP_PAGE_NEEDWRITE——表示內存bitmap有bit被清除，但是bitmap file對應的位沒有被清除，因此該page需要刷到磁盤，但是異步進行的，因為即使寫失敗，最多帶來額外的同步，不帶來數據的危害。
其在內存中的結構和與bitmap file緩存的關系如下如所示：
6. 分析bitmap整體結構關系：
bitmap在內存中相關結構的關系如下如所示：
Bitmap對於內存和磁盤的交互關系如下如所示：
為了便於理解，下面給出一個計算實例，以3個page的bit為例。計算過程在紅字中標出，如下圖所示：
將上述結構串聯起來，得到一個bitmap的整體結構，如下圖所示：
上圖中，實線代表的是對象關系，虛線代表的是控制關系。
重新回顧一次“概要”一章中的故事。首先當沒有bitmap的時候，就只有磁盤中存在有Data而沒有其他結構，如圖中右下角；當引入bitmap之后，則在磁盤中還存在了一種“數據”叫做bitmap file，bitmap file的一個bit對應盤陣的一個chunk，在盤陣數據寫入前，設置該chunk對應的bit，盤陣寫入完成，則清除該bit。要進行同步時，參照bitmap，只有置位的bit對應的chunk才需要進行同步，這樣縮短了同步的時間，提高了效率。
bitmap原理很明了，按照這個原理直接進行實施也是可以的，但直接這樣實施的話，由於一次數據塊的寫入多了兩次磁盤訪問（bitmap的設置和清除），寫入效率會受到較大影響，所以還需要考慮一些優化。優化主要是兩方面的：
1、bitmap設置后批量寫入；
2、bitmap延時清除。
這兩方面的優化，需要在內存中構建和磁盤bitmap文件對應的數據bitmap file緩存，bitmap操作首先在緩存中進行，必要時才進行真正的磁盤操作。內存中bitmap file緩存與磁盤上的bitmap file每個bit一一對應，所以內存bitmap file緩存中的一個bit也與對應的磁盤bitmap file中的bit一樣對應於Data中的一個chunk。對於bitmap file緩存自身的每一個page都有filemap_attr來管理頁狀態，並且bitmap file緩存中的每一個bit在內存中都有16個bit的結構*bmc來進行管理。
bitmap結構體下，**filemap指向bitmap file緩存的一個page，filemap_attr字段管理一個bitmap file緩存page的頁狀態，bp->map指向一個page（需要時才分配page空間），其中存放的都是*bmc，一個*bmc有16位，每個*bmc用來管理對應的bitmap file緩存的1個bit，bitmap file緩存與磁盤上的bitmap file互相對應，其中每個bit對應了Data中的相應chunk的數據寫入狀態，就將整個bitmap框架連接了起來。
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