journal block device代码分析

进入此门的肯定都对journal block device有一定了解，需要对ext3文件系统有了解，多余的就不赘述。

为什么要设计JBD？

普通数据是存在硬盘上的，文件系统也是作为普通数据存在硬盘上，类似如果碰到突然断电的情况，硬盘就可能损坏，硬件损坏，还是要硬件设计保证，软件设计(JBD)就是解决软件错误，断电可能会导致软件错误，举个例子，文件系统相当于常用的压缩文件，普通数据则是其中一个txt中的文字，如果压缩到一半被杀掉，如果txt中的文字损坏，压缩文件仍能解压，只是txt内容不同而已，但如果压缩文件的结构被损坏，很可能解压不来任何文件。而JBD就是防止文件系统的结构数据（元数据）被损坏，它作为一个缓存块先缓存所有的元数据，如果磁盘数据异常后，就从缓存块中恢复。

JBD的具体工作流程：

如上图示，kernel正常读写磁盘，读磁盘直接获取，写磁盘则走两条路，每个IO群（即事务），先写到jbd里面，然后在写磁盘，如果写磁盘被中断，则从jbd恢复，如果jbd被中断，OK，没影响。jbd本身数据存储到磁盘的一个用户态不可见位置，即日志空间，日志空间本身是一个文件系统结构的存储空间，有超级块，组描述符，位图等，估计所有数据系统都是类似结构。

基本原理就不说了，下面就以ext3_mkdir为例，描述jbd工作机制。

首先通过ext3_journal_start获取原子操作handle，（原子操作即操作不可分割的，只有完成态和未开始状态，不会停留在中间态，和atomic_inc不同，atomic加减是限制多线程冲突，handle则是保证完整性），具体细节可以参考ext3_journal_start函数，我对此的理解是，ext3_journal_start对handle进行了初始化，获取当前journal空间的数据，比如，空闲字节的开始位置。

handle = ext3_journal_start(dir, EXT3_DATA_TRANS_BLOCKS(dir->i_sb) +
EXT3_INDEX_EXTRA_TRANS_BLOCKS + 3 +
EXT3_MAXQUOTAS_INIT_BLOCKS(dir->i_sb));

在后面ext3_new_inode函数中见handle传递进入，在ext3_new_inode中申请新inode，需要修改位图，当然还有超级块和组描述符等，下面截取位图的写入作为一个描述：

bitmap_bh = read_inode_bitmap(sb, group);
if (!bitmap_bh)
goto fail;

ino = 0;

repeat_in_this_group:
ino = ext3_find_next_zero_bit((unsigned long *)
bitmap_bh->b_data, EXT3_INODES_PER_GROUP(sb), ino);
if (ino < EXT3_INODES_PER_GROUP(sb)) {

BUFFER_TRACE(bitmap_bh, "get_write_access");
err = ext3_journal_get_write_access(handle, bitmap_bh);
if (err)
goto fail;

if (!ext3_set_bit_atomic(sb_bgl_lock(sbi, group),
ino, bitmap_bh->b_data)) {
/* we won it */BUFFER_TRACE(bitmap_bh,
"call ext3_journal_dirty_metadata");
err = ext3_journal_dirty_metadata(handle,
bitmap_bh);
if (err)
goto fail;
goto got;
}

通过read_inode_bitmap获取位图数据bitmap_bh，用ext3_find_next_zero_bit算出空闲ino位置，用ext3_journal_get_write_access获取日志的写权限，更多的是将handle加入事务transaction管理，或者说将bitmap_bh加入到journal管理中，然后才开始进行具体的数据修改，也就是ext3_set_bit_atomic修改位图，修改完成使用ext3_journal_dirty_metadata标记为脏，即告诉journal本次handle操作结束，可以进行提交了。

ext3_new_inode下的组描述符也是类似，包括后面的目录项修改都是如此，也不赘述了。

需要提到的是，此处标记为脏的是元数据，非元数据使用ext3_journal_dirty_data函数，在ext3里面，如果发现当前数据是脏页，则直接进行刷新到磁盘，原因在注释中有描述。

/*
 * This buffer may be undergoing writeout in commit.  We
 * can't return from here and let the caller dirty it
 * again because that can cause the write-out loop in
 * commit to never terminate.
 */if (buffer_dirty(bh)) {
get_bh(bh);
spin_unlock(&journal->j_list_lock);
jbd_unlock_bh_state(bh);
need_brelse = 1;
sync_dirty_buffer(bh);
jbd_lock_bh_state(bh);
spin_lock(&journal->j_list_lock);
/* Since we dropped the lock... */if (!buffer_mapped(bh)) {
JBUFFER_TRACE(jh, "buffer got unmapped");
goto no_journal;
}
/* The buffer may become locked again at any
   time if it is redirtied */}

至此，一个使用journal的标准写入过程结束，后续的就是提交了。

jbd有常驻线程kjournald负责提交transaction，kjournald线程每个ext系列的分区分一个，主要部分通过调用journal_commit_transaction完成。需要插播一下，如果编译内核的时候打开CONFIG_JBD_DEBUG或者CONFIG_JBD2_DEBUG开关，就可以根据jbd-debug跟踪jbd的执行过程，有更直接的感觉，在代码实现上就是jbd_debug函数。

具体流程我建议打开debug开关后，对比着看，具体代码不梳理了，直接上图：

jbd前面所有设计都是为了此时的提交，需要留意的是此时设计的普通数据在元数据前进行提交，来保证ordered执行顺序。另外在之前写文件流程中提到ext3_ordered_write_end，中调用walk_page_buffers中journal_dirty_data_fn标记普通数据为脏，会将已脏的数据先用sync_dirty_buffer刷磁盘一下，可以对比参看。

最后则是出问题之后日志进行恢复：

journal恢复是在mount挂载磁盘的时候，ext3_fill_super()一直调用到journal_recover，判断是否进行日志恢复也是如下判断。

if (!sb->s_start) {
jbd_debug(1, "No recovery required, last transaction %dn",
  be32_to_cpu(sb->s_sequence));
journal->j_transaction_sequence = be32_to_cpu(sb->s_sequence) + 1;
return 0;
}

即根据日志的超级块s_start参数是否为0判断。

整个恢复过程有3部分组成，都是调用do_one_pass，只是传参不同，第一步获取recovery_info信息，journal的起点和终点，journal是一个循环利用的环状存储介质。第二步获取REVOKE块，第三步PASS_REPLAY则根据描述符块将日志信息写到磁盘上。

另外提一下在工作中碰到一个案例：内核在写文件的时候发生了多次复位，根据内核黑匣子记录的信息，看到journal_bmap获取信息为0,日志被__journal_abort_soft中断 了，再写journal出现了panic。当时看以为bmap出现异常，中间读取有问题，后来把journal日志块倒出来看，对应的一个间接索引块里面全为0,在普通文件中是正常的，称为文件的洞，而日志则是格式化一开始就全分配了，而且顺序读取利用不应产生文件的洞。具体原因再也没找到，但是发现fsck不支持修改journal出现洞的问题，导致重复复位，后来找到社区高版本fsck比对一下，改了一个补丁，勉强算解决了问题。

以上都是开胃小菜，更多的请读代码，文章描述不细致的地方请参考jdb代码分析

journal block device代码分析来自于OenHan

链接为:https://oenhan.com/ext3-jbd-journal