前言: 目前XFS已成為Linux主流的文件系統，所以有必要了解下其數據結構和原理。
XFS文件系統
XFS是一個日志型的文件系統，能在斷電以及操作系統崩潰的情況下保證數據的一致性。XFS最早是針對IRIX操作系統開發的，后來移植到linux上，目前CentOS 7已將XFS作為默認的文件系統。使用XFS已成為了潮流，所以很有必要了解下其數據結構和原理。
XFS官方說明文檔參考：https://xfs.org/docs/xfsdocs-xml-dev/XFS_Filesystem_Structure//tmp/en-US/html/index.html
接下來將介紹XFS的一些概念，包括分配組、超級塊、inode等等，過程中會結合xfs_db（xfs提供的輸出文件系統信息的工具）打印一些信息，了解當前XFS的實時數據。
分配組（Allocation Group）
XFS將空間分為若干個分配組，每個分配組大小相等（最后一個可能不等）。分配組包含有超級塊、inode管理和剩余空間管理等，所以分配組可以認為是一個單獨的文件系統。正是分配組這樣的設計，使得XFS擁有了並行IO的能力。在單個分區上使用XFS體現不了這種並行IO能力，但是如果文件系統跨越多個物理硬件比如ceph，並行IO將大大提高吞吐量利用率。
上圖為分配組的結構圖，重點關注前面4個扇區，從上到下分別為超級塊、空閑塊信息、inode信息和內部空閑列表。
超級塊（superblock）
超級塊位於分配組的第一個扇區，包含了分配組和文件系統的全部元數據信息，由於結構體比較大，這里就不作列舉，可去官方文檔中查看https://xfs.org/docs/xfsdocs-xml-dev/XFS_Filesystem_Structure//tmp/en-US/html/Allocation_Groups.html
xfs_db查看超級塊內容，執行xfs_db -r /dev/xxx(xxx為XFS所在的分區)，輸入sb再輸入p即可，如下圖所示（鑒於篇幅未盡列出輸出）：
超級塊有幾個核心的元數據為：
blocksize：塊大小，一般為4KB；
dblocks：一個分配組含有的塊數目；
agcount：整個文件系統含有的分配組數目；
sectsize：扇區大小，一般為512B；
inodesize：inode節點大小，一般為512B；
icount：整個文件系統目前已經分配的inode數目；
ifree：整個文件系統空閑的inode數目，由於XFS不是格式化的時候預分配所有的inode，而是根據使用情況動態構造inode，所以該值為動態值。
空閑塊信息（AG free block info）
位於分配組的第二個扇區，主要描述兩個空閑空間B+樹和剩余空間信息，結構體如下：
typedef struct xfs_agf {
__be32 agf_magicnum;
__be32 agf_versionnum;
__be32 agf_seqno;
__be32 agf_length;
__be32 agf_roots[XFS_BTNUM_AGF];
__be32 agf_spare0;
__be32 agf_levels[XFS_BTNUM_AGF];
__be32 agf_spare1;
__be32 agf_flfirst;
__be32 agf_fllast;
__be32 agf_flcount;
__be32 agf_freeblks;
__be32 agf_longest;
__be32 agf_btreeblks;
} xfs_agf_t;
核心成員如下：
agf_roots：XFS_BTNUM_AGF為2，指明了2棵空閑空間B+樹在哪個block，通過查找這兩棵樹找到合適的空閑block；
agf_levels：樹高；
agf_freeblks：分配組目前空閑block數目
xfs_db輸入agf可查看空閑塊信息，如下圖所示：
空閑空間B+樹
空閑塊信息包含了兩顆空閑空間B+樹，分別以block序號和block數目為關鍵字，滿足兩種不同的需求。
B+樹貫徹了整個XFS，對其有所了解才能更好的理解XFS的運作，網上有很多關於B+樹的資料，請自行查閱，這里只描述一些核心概念：
屬於多叉平衡排序樹；
有m個關鍵字的中間節點有m個子節點；
m個子節點的關鍵字集合包含父節點的關鍵字，B+樹有點像跳表；
中間節點只含有關鍵字不含數據，葉子節點含有所有的關鍵字和數據；
葉子節點含有左右節點指針，所有葉子節點實際上是一條有序鏈表。
B+樹在基於磁盤查找的軟件中應用廣泛，如數據庫，文件系統也一樣，這些軟件都要讀取磁盤數據再查找，所以一次讀取盡量多的關鍵字尤為重要，B+樹的單節點多關鍵字可滿足該需求。
接下來將通過xfs_db去探索這兩棵樹的內容，從agf的打印信息可看到bnoroot=1和cntroot=2，它們分別是以block序號和block數目為關鍵字的B+樹的根節點所在的block序號。
跟蹤以block序號為關鍵字的B+樹操作如下：
由於agf中level為1，所以該B+樹沒有中間節點，直接就是葉子節點，包含有空閑block數據，圖中的recs數組便是，可見目前有3大塊空閑空間。
跟蹤以block數目為關鍵字的B+樹操作如下：
Inode B+樹信息
位於分配組的第三個扇區，主要描述inode B+樹的根block、已構造的inode個數以及空閑個數，數據結構如下：
typedef struct xfs_agi {
__be32 agi_magicnum;
__be32 agi_versionnum;
__be32 agi_seqno
__be32 agi_length;
__be32 agi_count;
__be32 agi_root;
__be32 agi_level;
__be32 agi_freecount;
__be32 agi_newino;
__be32 agi_dirino;
__be32 agi_unlinked[64];
} xfs_agi_t;
核心成員如下：
agi_root：inode B+樹的根block；
agi_level：樹高；
agi_count：已構造的inode數目；
agi_freecount：空閑的inode數目。
xfs_db輸入agi可讀取到Inode B+樹信息，如下圖所示：
由上圖可知B+樹的根block為root=3，跟蹤該block便可找到具體的inode數據。
Inode信息
每一個文件或目錄都對應一個inode，用於描述文件的基本信息，除了目錄或鏈接，inode不攜帶文件數據。
inode分為3部分，如下；
xfs_dinode_core_t：固定信息，描述文件類型、屬性、訪問時間等；
data fork：存放數據位置信息；
extended attribute fork：存放擴展數據位置信息；
Inode Core
描述文件的基本信息，數據結構定義如下：
typedef struct xfs_dinode_core {
__uint16_t di_magic; /* inode magic # = XFS_DINODE_MAGIC */
__uint16_t di_mode; /* mode and type of file */
__int8_t di_version; /* inode version */
__int8_t di_format; /* format of di_c data */
__uint16_t di_onlink; /* old number of links to file */
__uint32_t di_uid; /* owner's user id */
__uint32_t di_gid; /* owner's group id */
__uint32_t di_nlink; /* number of links to file */
__uint16_t di_projid; /* owner's project id */
__uint8_t di_pad[8]; /* unused, zeroed space */
__uint16_t di_flushiter; /* incremented on flush */
xfs_timestamp_t di_atime; /* time last accessed */
xfs_timestamp_t di_mtime; /* time last modified */
xfs_timestamp_t di_ctime; /* time created/inode modified */
xfs_fsize_t di_size; /* number of bytes in file */
xfs_drfsbno_t di_nblocks; /* # of direct & btree blocks used */
xfs_extlen_t di_extsize; /* basic/minimum extent size for file */
xfs_extnum_t di_nextents; /* number of extents in data fork */
xfs_aextnum_t di_anextents; /* number of extents in attribute fork*/
__uint8_t di_forkoff; /* attr fork offs, <<3 for 64b align */
__int8_t di_aformat; /* format of attr fork's data */
__uint32_t di_dmevmask; /* DMIG event mask */
__uint16_t di_dmstate; /* DMIG state info */
__uint16_t di_flags; /* random flags, XFS_DIFLAG_... */
__uint32_t di_gen; /* generation number */
} xfs_dinode_core_t;
核心成員如下：
di_mode：指定文件類型和訪問權限，具體解析參考https://www.xuebuyuan.com/1106749.html
di_format：指定data fork的數據格式，有以下類型：
typedef enum xfs_dinode_fmt {
XFS_DINODE_FMT_DEV, // 用於字符和塊設備
XFS_DINODE_FMT_LOCAL, // 用於目錄和鏈接，表明數據就存放在inode的data fork中
XFS_DINODE_FMT_EXTENTS, // data fork存放extent，extent指向具體的block，block存放數據
XFS_DINODE_FMT_BTREE, // data fork存放B+樹根block
XFS_DINODE_FMT_UUID // 該值不再使用，忽略
} xfs_dinode_fmt_t;
di_uid：擁有者id；
di_gid：擁有者的組id；
di_atime、di_mtime、di_ctime：訪問時間、修改時間、修改屬性時間；
di_size：數據大小，比如文件的大小；
di_forkoff：實際值要乘以8，是data fork和extended attribute fork的分界線，以data fork為起始，初始值為0，代表沒有extend attribute fork。
Inode number
Inode有個唯一表明身份的number，有兩種格式：相對格式（32位）和絕對格式（64位）。
從上圖可見，絕對格式比相對格式多了AG number部分，中間部分為block序號，右側部分為inode在該block內的序號，可見根據inode number便可得到inode在磁盤的具體位置。sb_agblklog和sb_inoplog的值位於超級塊中。
計算inode所在位置方法：
假設block序號為A，inode序號為B，AG number為C，每個分配組的block數目為D，Inode大小為E，block大小為F（這些值可以計算或通過超級塊得到）
則inode所在的block序號 x = C D + A，則inode地址為 y = x F + E * B
data fork
不同文件類型的data fork形式有所不同，同樣類型的文件根據大小也會有不同的數據結構，接下來將一一描述。
普通文件
普通文件的數據不會放在data fork中，視extent數目大小，有兩種數據形式：
Extent List：每個extent指明存放數據的block地址，遍歷該list便可得到全部文件數據；
B+tree Extent List：由於data fork的容量有限，如果extent數量太多，將采用B+樹的形式存放extent，亦即采用額外的block存放extent。
目錄
有四種形式的目錄：
Shortform目錄：目錄下文件不多或者文件名短，也就是data fork能容納下文件名和文件inode，則目錄的數據放在data fork中；
Block目錄：data fork存放不下目錄的內容，采用額外的一個block存放；
Leaf目錄：一個block存放不下目錄的內容，把索引信息從block中抽離，索引信息用額外一個block存放；
Node目錄：一個block存放不下索引信息，采用多個block存放索引信息；
B+樹目錄：data fork已經存放不下數據block extent，采用B+樹方式存放block extent。
鏈接
有兩種形式的鏈接：
Shortform鏈接：data fork能存放下鏈接的內容，內容即目標文件的路徑；
Extent鏈接：采用額外的block存放鏈接的內容，extent存放block信息。
結束語
以上就是XFS文件系統的一些基本數據結構，了解了基本的數據結構使我們能更深入的了解和探索XFS系統，當系統出現問題時也可以更好地分析原因。