日志文件系統可以在系統發生斷電或者其它系統故障時保證整體數據的完整性，Linux是目前支持日志文件系統最多的操作系統之一，本文重點研究了Linux常用的日志文件系統：EXT3、ReiserFS、XFS和JFS日志技術，並采用標准的測試工具PostMark和Bonnie++對它們進行了測試，給出了詳細的性能分析，對Linux服務器應用具有重要的參考價值。
一、概述
所謂日志文件系統是在傳統文件系統的基礎上，加入文件系統更改的日志記錄，它的設計思想是：跟蹤記錄文件系統的變化，並將變化內容記錄入日志。日志文件系統在磁盤分區中保存有日志記錄，寫操作首先是對記錄文件進行操作，若整個寫操作由於某種原因(如系統掉電)而中斷，系統重啟時，會根據日志記錄來恢復中斷前的寫操作。在日志文件系統中，所有的文件系統的變化都被記錄到日志，每隔一定時間，文件系統會將更新后的元數據及文件內容寫入磁盤。在對元數據做任何改變以前，文件系統驅動程序會向日志中寫入一個條目，這個條目描述了它將要做些什么，然后它修改元數據。目前Linux的日志文件系統主要有：在Ext2基礎上開發的Ext3，根據面向對象思想設計的ReiserFS，由SGI IRIX系統移植過來的XFS，由IBM AIX系統移植過來的JFS，其中EXT3完全兼容EXT2，其磁盤結構和EXT2完全一樣，只是加入日志技術；而后三種文件系統廣泛使用了B樹以提高文件系統的效率。
二、Ext3
Ext3文件系統是直接從Ext2文件系統發展而來，目前Ext3文件系統已經非常穩定可靠，它完全兼容Ext2文件系統，用戶可以平滑地過渡到一個日志功能健全的文件系統。Ext3日志文件系統的思想就是對文件系統進行的任何高級修改都分兩步進行。首先，把待寫塊的一個副本存放在日志中；其次，當發往日志的I/O 數據傳送完成時（即數據提交到日志），塊就寫入文件系統。當發往文件系統的I/O 數據傳送終止時（即數據提交給文件系統），日志中的塊副本就被丟棄。
2.1 Ext3日志模式
Ext3既可以只對元數據做日志，也可以同時對文件數據塊做日志。具體來說，Ext3提供以下三種日志模式：
- 日志（Journal ）
文件系統所有數據和元數據的改變都記入日志。這種模式減少了丟失每個文件所作修改的機會，但是它需要很多額外的磁盤訪問。例如，當一個新文件被創建時，它的所有數據塊都必須復制一份作為日志記錄。這是最安全和最慢的Ext3日志模式。 - 預定（Ordered ）
只有對文件系統元數據的改變才記入日志。然而，Ext3文件系統把元數據和相關的數據塊進行分組，以便把元數據寫入磁盤之前寫入數據塊。這樣，就可以減少文件內數據損壞的機會；例如，確保增大文件的任何寫訪問都完全受日志的保護。這是缺省的Ext3 日志模式。 - 寫回（Writeback ）
只有對文件系統元數據的改變才記入日志；這是在其他日志文件系統發現的方法，也是最快的模式。
2.2 日志塊設備（JBD）
Ext3 文件系統本身不處理日志，而是利用日志塊設備（Journaling Block Device）或叫JBD 的通用內核層。Ext3文件系統調用JDB例程以確保在系統萬一出現故障時它的后續操作不會損壞磁盤數據結構。Ext3 與JDB 之間的交互本質上基於三個基本單元：日志記錄，原子操作和事務。
日志記錄本質上是文件系統將要發出的低級操作的描述。在某些日志文件系統中，日志記錄只包括操作所修改的字節范圍及字節在文件系統中的起始位置。然而，JDB 層使用的日志記錄由低級操作所修改的整個緩沖區組成。這種方式可能浪費很多日志空間（例如，當低級操作僅僅改變位圖的一個位時），但是，它還是相當快的，因為JBD 層直接對緩沖區和緩沖區首部進行操作。
修改文件系統的任一系統調用都通常划分為操縱磁盤數據結構的一系列低級操作。如果這些低級操作還沒有全部完成系統就意外宕機，就會損壞磁盤數據。為了防止數據損壞，Ext3文件系統必須確保每個系統調用以原子的方式進行處理。原子操作是對磁盤數據結構的一組低級操作，這組低級操作對應一個單獨的高級操作。
出於效率的原因，JBD 層對日志的處理采用分組的方法，即把屬於幾個原子操作處理的日志記錄分組放在一個單獨的事務中。此外，與一個處理相關的所有日志記錄都必須包含在同一個事務中。一個事務的所有日志記錄都存放在日志的連續塊中。JBD層把每個事務作為整體來處理。例如，只有當包含在一個事務的日志記錄中的所有數據提交給文件系統時才回收該事務所使用的塊。
三、ReiserFS
ReiserFS是一個非常優秀的文件系統，其開發者非常有魄力，整個文件系統完全是從頭設計的。目前，ReiserFS可輕松管理上百G的文件系統，這在企業級應用中非常重要。ReiserFS 是根據面向對象的思想設計的，由語義層（semantic layer)和存儲層（storage layer)組成。語義層主要是對對象命名空間的管理及對象接口的定義，以確定對象的功能。存儲層主要是對磁盤空間的管理。語義層與存儲層是通過鍵（key）聯系的。語義層通過對對象名進行解析生成鍵，存儲層通過鍵找到對象在磁盤上存儲空間，鍵值是全局唯一的。
3.1 語義層主要接口
1) 文件接口 每個文件擁有一個接口ID，此ID標識一個方法集，此方法集包含訪問ReiserFS 文件的所有接口。
2) 屬性接口 ReiserFS實現了一種新接口，把文件的每一種屬性當做一個文件，屬性的值就是此文件的內容，以實現對文件屬性的目錄式訪問。
3) hash接口 目錄是文件名到文件的映射表，ReiserFS是通過B＋樹來實現這張映射表。由於文件名是變長的，而且有時文件名會很長，所以文件名不適合作為鍵值，故引入了Hash函數來產生鍵值。
4) 安全接口 安全接口處理所有的安全性檢查，通常是由文件接口觸發的。下面以讀文件為例：文件接口的read 方法在讀入文件數據之前會調用安全接口的read chech 方法來來進行安全性檢查,而后者又會調用屬性文件的read方法把文件屬性讀入以便檢查。
5) 項（Item）接口 項接口主要是一些對項進行平衡處理的方法，包括：項的拆分，項的評估，項的覆寫，項的追加，項的刪除，插入及查找。
6) 鍵分配（key Assignment）接口 當把一個鍵分配給一個項時，鍵分配接口就會被觸發。每一種項都有一個與其對應的鍵分配方法。
3.2 存儲層
ReiserFS是以B+樹來存儲數據的,其結構如圖：
圖1：ReiserFS B+ 樹
在B+樹中的各個結點中有一個稱為項（Item）的數據結構。項是一個數據容器，一個項只屬於一個結點，是結點管理空間的基本單位。如圖所示，一個項包括以下內容：
1) Item_body：項的數據域
2) Item_key： 項的鍵值
3) Item_offset：數據域的起點在結點中的偏移量
4) Item_length： 數據域的長度
5) Item_Plugin_id：項接口ID。
圖2： ReiserFS 項結構
ReiserFS設計了多種不同的項以存儲不同的數據，主要有以下幾種：
1) static_stat_data： 靜態統計數據，包括文件的所有者，訪問權限，創建時間，最近修改時間，鏈接數等
2) cmpnd_dir_item： 包含各個目錄項
3) extend_pointers： 指向一個盤區（extend）
4) node_pointers： 指向一個結點
5) bodies： 包含的是文件的小部分數據
3.3 ReiserFS日志
與ext3一樣，ReiserFS也有三種日志模式，即journal,ordered,writeback。同時，ReiserFS引入了兩種日志優化方法：copy-on-capture和steal-on-capture。copy-on-capture:當一個事務要修改的塊在另一個未提交的事務中時，就把這個塊復制一份，這樣這兩個事務就可以並發進行了。steal-on-capture：當一個塊被多個事務修改時，只有最晚提交的那個事務才把這個塊實際寫入文件系統，其他事務都不寫這個塊。
四、XFS
XFS 是一種高性能的64 位文件系統，由SGI 公司為了替代原有的EFS 文件系統而開發的。XFS 通過保持cache 的一致性、定位數據和分布處理磁盤請求來提供對文件系統數據的低延遲、高帶寬的訪問。目前SGI已經將XFS文件系統從IRIX移植到Linux。
4.1 分配組（allocation groups）
當創建 XFS 文件系統時，底層塊設備被分割成八個或更多個大小相等的線性區域（region），用戶可以將它們想象成"塊"（chunk）或者"線性范圍（range）"，在 XFS 中，每個區域稱為一個"分配組"。分配組是唯一的，因為每個分配組管理自己的索引節點（inode）和空閑空間，實際上是將這些分配組轉化為一種文件子系統，這些子系統透明地存在於 XFS 文件系統內。有了分配組，XFS 代碼將允許多個線程和進程持續以並行方式運行，即使它們中的許多線程和進程正在同一文件系統上執行大規模 IO 操作。因此，將 XFS 與某些高端硬件相結合，將獲得高性能而不會使文件系統成為瓶頸。分配組在內部使用高效的 B+樹來跟蹤主要數據，具有優越性能和極大的可擴展性。
4.2 日志記錄
XFS 也是一種日志記錄文件系統，它允許意外重新引導后的快速恢復。象 ReiserFS 一樣，XFS 使用邏輯日志；它不象 ext3 那樣將文字文件系統塊記錄到日志，而是使用一種高效的磁盤格式來記錄元數據的變動。就 XFS 而言，邏輯日志記錄是很適合的；在高端硬件上，日志經常是整個文件系統中爭用最多的資源。通過使用節省空間的邏輯日志記錄，可以將對日志的爭用降至最小。另外，XFS 允許將日志存儲在另一個塊設備上，例如，另一個磁盤上的一個分區。這個特性很有用，它進一步改進了 XFS 文件系統的性能。
4.3 延遲分配
延遲分配是 XFS 獨有的特性，它是查找空閑空間區域並用於存儲新數據的過程。通過延遲分配，XFS 贏得了許多機會來優化寫性能。到了要將數據寫到磁盤的時候，XFS 能夠以這種優化文件系統性能的方式，智能地分配空閑空間。尤其是，如果要將一批新數據添加到單一文件，XFS 可以在磁盤上分配一個單一、相鄰區域來儲存這些數據。如果 XFS 沒有延遲它的分配決定，那么，它也許已經不知不覺地將數據寫到了多個非相鄰塊中，從而顯著地降低了寫性能。但是，因為 XFS 延遲了它的分配決定，所以，它能夠一下子寫完數據，從而提高了寫性能，並減少了整個文件系統的碎片。在性能上，延遲分配還有另一個優點。在要創建許多"短命的"臨時文件的情況下，XFS 可能根本不需要將這些文件全部寫到磁盤。因為從未給這些文件分配任何塊，所以，也就不必釋放任何塊，甚至根本沒有觸及底層文件系統元數據。
五、JFS
JFS 由IBM 公司開發，最初出現在AIX 操作系統之上，它提供了基於日志的字節級、面向事務的高性能文件系統。它具有可伸縮性和健壯性，與非日志文件系統相比，它的優點是其快速重啟能力：JFS 能夠在幾秒或幾分鍾內就把文件系統恢復到一致狀態。JFS 是完全 64 位的文件系統。所有 JFS 文件系統結構化字段都是 64 位大小。這允許 JFS 同時支持大文件和大分區。
為了支持 DCE DFS（分布式計算環境分布式文件系統），JFS 將磁盤空間分配池（稱為聚集）的概念, 與可安裝的文件系統子樹（稱為文件集）的概念分開。每個分區只有一個聚集；每個聚集可能有多個文件集。在第一個發行版中，JFS 僅支持每個聚集一個文件集；但是，所有元數據都已設計成適用於所有情況。
如圖3所示，聚集開始部分是32K的保留區，緊隨其后的是聚集主超級塊。超級塊包含聚集的信息，例如：聚集的大小、分配組的大小、聚集塊的尺寸等等。超級塊位於固定位置，這使得 JFS 不依賴任何其它信息，就能夠找到它們。在聚集中還有一個重要的結構是聚集索引結點表（Aggregate Inode Table）以及用於其映射的聚集索引結點分配映射表（Aggregate Inode Allocation Map）。AIT表中的inode 0 保留，inode 1 描述聚集本身，inode 2 描述聚集塊映射表（block map）， inode 3 描述安裝時的內嵌日志，inode 4 描述在聚集格式化期間發現的壞塊，保留inode 5 到 15 以備將來擴展。 從inode 16 開始，每個inode代表一個文件集。文件集中也有索引結點表以及用於其映射的索引結點分配映射表，文件集中的inode 描述文件集中的每一個文件。
圖3 JFS磁盤結構
JFS 使用基於盤區的尋址結構，連同主動的塊分配策略，產生緊湊、高效、可伸縮的結構，以將文件中的邏輯偏移量映射成磁盤上的物理地址。盤區是象一個單元那樣分配給文件的相連塊序列，可用一個由 <邏輯偏移量，長度，物理地址> 組成的三元組來描述。尋址結構是一棵 B+ 樹，該樹由盤區描述符（上面提到的三元組）填充，根在 inode 中，鍵為文件中的邏輯偏移量。
JFS 按需為磁盤 inode 動態地分配空間，同時釋放不再需要的空間。這一支持避開了在文件系統創建期間，為磁盤 inode 保留固定數量空間的傳統方法，因此用戶不再需要估計文件系統包含的文件和目錄最大數目。另外，這一支持使磁盤 inode 與固定磁盤位置分離。
JFS 提供兩種不同的目錄組織。第一種組織用於小目錄，並且在目錄的 inode 內存儲目錄內容。這就不再需要不同的目錄塊 I/O，同時也不再需要分配不同的存儲器。最多可有 8 個項可直接存儲在 inode 中，這些項不包括自己(.)和父(..)目錄項，這兩個項存儲在 inode 中不同的區域內。第二種組織用於較大的目錄，用按名字鍵控的 B+ 樹表示每個目錄。與傳統無序的目錄組織比較，它提供更快的目錄查找、插入和刪除能力。
六、性能測試
6.1 測試環境
6.2測試工具
所用的測試工具是Postmark和Bonnie++。Postmark主要用於測試文件系統在郵件系統或電子商務系統中性能，這類應用的特點是：需要頻繁、大量地存取小文件。而Bonnie++主要測試大文件的IO性能。
6.3 測試結果分析
下面將詳細分析用上述兩種測試工具在各種測試參數配置下的結果。
圖4 PostMark 小文件
圖 4是PostMark測試小文件的結果，其參數是文件大小50B增至1K, 同一目錄下的文件數從5k至20k，事務總數為25k。從圖中我們可以看出：
1. 不論是Ext3 還是ReiserFS,在三種日志模式中，寫回（writeback）最快，預定（ordered）次之，日志（journal）最慢。
2. 在各種文件系統中，ReiserFS 的寫回和預定模式是最快的，且隨着文件數的增加事務處理速度下降的也很慢。
3. Ext3在文件數較少時，事務處理速度也比較快，但當文件數超過10k后，速度就比較慢了。
4. XFS和JFS的速度較慢，但隨着文件數的增加，速度下降的比較緩慢。
圖5 PostMark 大文件
圖5是PostMark測試大文件的結果，其參數是文件大小1k至16K,同一目錄下的文件數從5k增至20k，事務總數為25k時的測試結果。從圖中我們可以看出：
1. 在處理大文件時，當文件數達到15k時，各種文件系統處理能力都較差。
2. 當文件數在小於10k時，ReiserFS的寫回、預定模式和EXT3的寫回模式性能是比較好的。但這兩種文件系統的全日志模式都比較差。
3. XFS文件系統的性能居中，JFS文件系統的性能最差。
圖6：Bonnie++順序寫的速率
圖7：Bonnie++順序寫時CPU利用率
圖6是Bonnie++對文件大小分別為1G，2G，4G順序寫的性能比較，圖7是其CPU的利用率比較。從上述兩圖中我們可以看出：
1. 除了Ext3和ReiserFS的Journal模式的性能較差外，其他幾種模式和XFS、JFS寫磁盤的速率相當。
2. 從CPU利用率來看，各種文件系統的CPU利用率都比較低，而且隨着數據量的增大CPU的利用率降低。
3. Journal模式的CPU利用率比其他兩種模式要低。
圖8：Bonnie++ 順序創建文件
圖9：Bonnie++ 隨機創建文件
圖10：Bonnie++ 隨機刪除文件
圖11：Bonnie++ 隨機刪除文件時的CPU利用率
圖8至圖11是Bonnie++對創建和刪除文件的性能比較，文件數由50k增至400k。從中可以看出：
1. 不管是創建文件，還是刪除文件，Ext3和ReiserFS的三種日志模式之間的性能差別可以忽略不計。這主要是由於創建、刪除文件都是對元數據的操作，而對元數據的操作三種模式之間本身就沒有什么區別。
2. 不管是創建文件，還是刪除文件，Ext3的性能都比較差；ReiserFS的性能是最好的，特別是文件數少於100k時。這主要是由於Ext3是基於Ext2的，其目錄項是線性組織的，而其他文件系統都是樹形結構。
3. 從CPU的利用率來看，除Ext3的利用率交給外，其他幾種文件系統的利用率都很低。
綜上所述，我們可以得出以下結論：
1. 在小型系統，如：郵件系統或小規模的電子商務系統應用時，ReiserFS和Ext3 的性能是比較好的。但由於Ext3的目錄項是線型的，而ReiserFS的目錄項是樹型的，故當目錄下文件較多時，ReiserFS的性能更優。
2. 在對於上G的這種大文件做I/O時，各種文件系統間的性能差距很小，性能瓶頸往往在磁盤上。
3. 雖然XFS和JFS在設計結構上都比較好，但它們主要是針對大中型系統的，在小型系統中由於硬件的原因性能發揮不明顯。
4. 全日志模式和預定、寫回這兩種模式相比，性能差距是比較大的；而預定和寫回之間的性能差距不大。所以性能和安全兼顧時，文件系統的缺省安全模式，即預定模式是比較好的選擇。
參考資料
- Daniel P. Bovet and Marco Cesati, Understanding the Linux Kernel, O'Reilly and Associates 2001
- Adam Sweeney, Doug Doucette, et al,"Scalability in the XFS File System," Proceedings of the 1996 Usenix Annual Technical Conference,San Diego, Cal.,
- Ricardo Galli, "Journal File Systems in Linux,"Upgrade, Vol. II, No. 6 (December 2001)
- http://www.redhat.com/support/wpapers/redhat/ext3/index.html
- http://oss.software.ibm.com/jfs
- http://www.reiserfs.org
- http://oss.sgi.com/projects/xfs
- Stephen Tweedie, "Ext3, Journaling Fil esystem,"Ottawa Linux S