Нашел доклад с семинара о новой файловой системе, пока находится в разработке и стадии тестирования но уже можно посмотреть что представляет из себя эта интересная разработка.
Речь пойдёт о файловой системе нового поколения. Традиционно ФС играла значительную роль в организации Unix-систем. И во многом именно свойствами ФС определялись свойства той или иной реализации Unix.
Файловая система должна хранить файлы и обеспечивать доступ к ним. При этом к ней предъявляется большое количество требований, зачастую взаимоисключающих: поддержка файлов любого размера, высокая производительность операций ввода/вывода, масштабируемость и т.д. Давно стало ясно, что ни одна файловая система не может быть одинаково эффективна во всех случаях. Поэтому все современные реализации Unix поддерживают работу с несколькими типами ФС одновременно. Есть такое выражение: "Linux - это Unix сегодня", и ядро Linux поддерживает свыше 50 (!) типов ФС.
В 2005-м году компания Sun Microsystems представила файловую систему ZFS, которая стала прорывом в области файловых систем. Из-за лицензионной политики Sun ZFS не может быть включена в ядро Linux. Однако в 2007-м году началась разработка файловой системы нового поколения для Linux - Btrfs. Разработку оплачивает компания Oracle, однако код выпускается под лицензией GNU GPL и входит в ядро Linux начиная с релиза 2.6.29, вышедшего на этой неделе.
Приведу фрагмент интервью Chris Mason - основного разработчика Btrfs:
Опишите Btrfs своими словами.
Btrfs - это новая файловая система, выпускаемая под GPL, которая разрабатывается с учётом масштабируемости на очень большие объёмы носителей. Масштабируемость означает не только возможность адресовать блоки носителя, но также возможность работать с повреждениями данных и метаданных. Это означает наличие инструментов для проверки и восстановления файловой системы без отмонтирования, и интегрированную проверку контрольных сумм, чтобы определять ошибки.
Является ли Btrfs наследницей какой-нибудь другой ФС?
Да, всех их :) Здесь много идей из ReiserFS, отложенное размещение и другие идеи из XFS. ZFS популяризовала идею, что подсчёт контрольных сумм данных может быть быстрым, и что управление логическими томами может быть лучше. Идеи по реализации управления томами пришли из AdvFS.
Итак, основные возможности, которые будут в Btrfs:
Поддержка доступных на запись снапшотов (аналог клонов ZFS). Кроме того, здесь можно создавать снапшоты снапшотов.
Поддержка субтомов --- множественных именованных корней в одной файловой системе с общим пулом хранения.
Поддержка сложных многодисковых конфигураций --- RAID уровней 0, 1, 5, 6 и 10, а также реализация различных политик избыточности на уровне объектов ФС --- то есть возможно назначить, к примеру, зеркалирование для какого-либо каталога или файла.
Copy-on-write (CoW) журналирование.
Контроль целостности блоков данных и метаданных с помощью контрольных сумм.
Зеркалирование метаданных даже в однодисковой конфигурации.
Полностью распределенное блокирование.
Поддержка ACL.
Защита от потери данных.
Выбор хэш-алгоритма.
Поддержка NFS.
Флаги совместимости, необходимые для изменения дискового формата в новых версиях btrfs с сохранением совместимости со старыми.
Резервные копии суперблока, по крайней мере --- по одной на устройство.
Скоростные приоритеты для дисков.
Гибридные пулы. btrfs старается перемещать наиболее используемые данные на самое быстрое устройство, вытесняя с него "залежавшиеся" блоки. Эта политика хорошо согласуется с появившейся недавно моделью использования SSD (Solid State Drive).
Балансировка данных между устройствами в btrfs возможна сразу после добавления диска к пулу, отдельной командой --- а не только постепенно, в процессе использования (как это реализовано в ZFS).
Диски для горячей замены, поддержка которых появилась и в ZFS.
Он-лайн конфигурирование RAID будет реализовано на уровне объектов файловой системы --- субтомов, снапшотов, файлов. Возможно будет также устанавливать некоторые параметры ввода-вывода для каталогов --- с наследованием этих свойств всеми дочерними объектами.
Конвертер из ext2/3/4.
Большинство из этих возможностей уже реализованы и работают.
С точки зрения устройства ФС, можно выделить следующие основные моменты, которые делают возможными все перечисленные особенности в сочетании с очень хорошей производительностью:
B-деревья везде, где они имеют смысл
Copy-on-write везде, где это имеет смысл
Политика блокировок - высокая гранулярность блокировок.
B-деревья и дали название файловой системе (B-tree FS). B-деревья - это сильноветвящиеся деревья (B-деревья почему-то часто путают с двоичными деревьями, видимо, из-за буквы B, но она означает Block; у каждого узла в B-дереве обычно несколько тысяч потомков), каждый узел которых, в свою очередь, содержит большое количество записей (они обычно организуются в двоичное сбалансированное дерево; в частности, в Btrfs используются красно-чёрные деревья). Читаются и пишутся узлы B-дерева целиком, что даёт значительный выигрыш в производительности.
Copy-on-write (CoW) - это алгоритм, предназначенный для ситуаций, когда нужно создавать много похожих объектов. Рассмотрим, например, создание снапшота ФС. Снапшот - это мгновенная копия всех данных части ФС в данный момент времени. Реализация "в лоб" предусматривает создание копий всех файлов, что займёт много времени и много дискового пространства. При использовании CoW создаётся только один новый объект - копия корневого каталога, а на всех файлах, на которые ссылается корневой, ставится специальная метка. Когда приложение пытается писать в "помеченный" каталог, ФС прозрачно для приложения делает его копию (помечая при этом все файлы в этом каталоге), и приложение пишет уже в созданную копию. Таким образом, создаются копии только изменившихся данных, и только тогда, когда данные действительно изменяются. Это позволяет сделать операцию создания снапшотов почти мгновенной даже для очень больших разделов. Это немаловажно, т.к. одно из основных требований к операции создания снапшота - атомарность, т.е. эта операция не должна прерываться (и конфликтовать) никакими другими операциями. В Btrfs CoW используется не только при создании снапшотов, но и при ведении журнала и многих внутренних операциях.
Блокировки - это сущность, позволяющая избежать конфликтов при одновременном доступе к данным из разных потоков. Поток, который хочет внести изменение в некоторую структуру данных, сначала проверяет, не заблокирована ли она другим потоком; если заблокирована - ждёт, пока блокировка не будет освобождена, иначе сам захватывает блокировку, и освобождает её по окончании записи. Когда речь идёт о доступе к сложным структурам данных, возникает вопрос о политике блокировок. Нужно ли блокировать всю структуру целиком, или каждый элемент в отдельности, или элементы какими-то группами? Чем крупнее единица блокировки, тем меньше блокировок, и меньше накладных расходов. Чем мельче - тем более эффективно расходуется процессорное время, т.к. потокам приходится ждать гораздо меньше. Btrfs стремится блокировать как можно меньшие элементы структур (но не слишком мелкие).
Ещё один пункт, связанный с блокировками, специфичен для ядра. В ядре есть два вида блокировок: spin-lock и мьютексы. При использовании spin-lock ожидающий поток "крутится" в бесконечном цикле. При использовании мьютексов - поток переходит в заблокированное состояние TASK_INTERRUPTIBLE, и "пробуждается" планировщиком автоматически при освобождении блокировки. Понятно, что мьютексы более эффективны, т.к. не тратят процессорное время на пустые циклы. Но мьютексы не могут быть использованы в контексте обработчика прерывания, т.к. в этом состоянии планировщик не работает. Значительная часть функций любой ФС может быть вызвана как из обработчика прерывания, так и в контексте задачи. Поэтому во многих функциях приходится использовать менее эффективные спин-блокировки.
Btrfs использует новый тип блокировок, которые могут работать в обоих режимах (и их можно переключать между режимами). Таким образом, один и тот же код будет использовать мьютексы в контексте задачи и спин-блокировки в режиме прерывания.
Ещё одна особенность Btrfs: все структуры ФС могут находиться в произвольных местах раздела, они связаны между собой указателями. Этой особенностью обладают и некоторые другие ФС, но разработчики Btrfs нашли ей новое применение: конвертация разделов из других ФС (сейчас реализована конвертация из ext2/3, конвертер из ext4 в разработке, теоретически можно создать конвертеры из других ФС). При конвертации структуры Btrfs создаются в местах раздела, помеченных в исходной ФС как свободные. В Btrfs создаётся специальный файл, в который входят блоки, занятые структурами исходной ФС. Таким образом, эти блоки оказываются помеченными как занятые. Кроме того, этот файл представляет собой образ исходной ФС, который можно примонтировать (mount -o loop). Это позволяет выполнить откат к предыдущей ФС. Чтобы освободить место на диске, достаточно просто удалить файл с образом исходной ФС (возможность отката, соответственно, пропадёт).
Одна из особенностей современных ФС не так давно вызвала небольшой скандал. Дело в том, что в ядрах unix (и linux) код ФС не занимается непосредственно записью данных на диск. Данные записываются в страницы памяти, и эти страницы помечаются как "грязные", и затем их сбрасывает на диск отдельный поток ядра (pdflush). Так вот, при использовании современных ФС (в той новости речь шла про ext4, но теми же свойствами обладают и XFS, и Btrfs, и многие другие) интервал между записью данных в страничный кэш и их записью на диск может достигать 150 секунд (больше двух минут). Unix традиционно пишется для хорошего оборудования. В частности, предполагается, что в любой системе, от которой нужна надёжность, применяются UPS. Поэтому большая задержка записи является не недостатком, а преимуществом: это даёт возможность разместить данные более удачно, и избежать фрагментации. А при использовании на менее надёжном оборудовании нужно просто перенастроить ядро средствами sysctl, чтобы заставить pdflush срабатывать чаще.
Другая недавно вышедшая ФС для Linux - это Ext4. Она учитывает многие наработки современных ФС (экстенты, delayed allocation итп), но при этом основана на коде Ext3. Это более продвинутая ФС, чем та же ext3, по тестам она во многих случаях даёт бОльшую производительность и может быть рекомендована для использования на многих машинах уже сейчас. Но при этом её не назовёшь ФС нового поколения: архитектура осталась от ext3.
Btrfs сейчас в стадии experimental, разработчики предупреждают, что сейчас её имеет смысл использовать только для тестирования и экспериментов. Даже дисковый формат до сих пор окончательно не устаканился. Но при этом это безусловно ФС нового поколения, по архитектуре она напоминает разве что ZFS, но не старые ФС linux-ядра.
Больше всего Btrfs похожа на ZFS от компании Sun. Btrfs не поддерживает диски такого астрономического объёма, как zfs, но вряд ли это в ближайшее время будет иметь практическое значение. Зато Btrfs имеет некоторые возможности, отсутствующие в zfs: снапшоты снапшотов и скоростные приоритеты дисков, оптимизацию для ssd-накопителей. Но ZFS уже вовсю используется на production-серверах, а использование btrfs станет массовым, видимо, года через два (если предполагать, что распространение btrfs будет развиваться также, как zfs).
Измерения производительности Btrfs сейчас мало информативны, т.к. оптимизация в разгаре. Однако уже сейчас Btrfs обходит zfs по производительности некоторых операций.
Основные возможности Btrfs уже реализованы. Дисковый формат близок к стабилизации, если он и будет меняться, то не сильно. Только что завершена реализация обработки ситуации нехватки места на диске (проблема в том, что фактическая запись на диск может происходить уже после закрытия файла программой, и было не совсем очевидно, как передать ошибку записи программе). Вовсю идёт поиск и исправление других ошибок. В разработке специальный ioctl-API для поддержки транзакционного I/O (несколько операций, объединённых в транзакцию, могут быть выполнены все или не выполнены совсем; кроме всего прочего, это позволяет минимизировать количество проверок между операциями в одной транзакции). Ближайшая задача - реализация удаления снапшотов, первый вариант кода уже появился в рассылке.
Оригинал статьи тут.