linux软raid的bitmap分析January 27th, 2014吴 东No comments
在使用raid1，raid5等磁盘阵列的时候，对于数据的可靠性有很高的要求，raid5在写的时候需要计算校验并写入，raid1则写源和镜像来保证数据的一致性，在写的过程中，有可能存在不稳定的因素，比如磁盘损坏，系统故障等，这样导致写入失败，在系统恢复后，raid也需要进行恢复，传统的恢复方式就是全盘扫描计算校验或者全量同步，如果磁盘比较大，那同步恢复的过程会很长，有可能再发生其他故障，这样就会对业务有比较大的影响。以raid1来说，在发生故障时，其实两块盘的数据很多都是已经一致的了，可能只有少部分不一致，所以就没必要进行全盘扫描，但是系统并不知道两块盘哪些数据是一致的，这就需要在某个地方记录哪些是已同步的，为此，就诞生了bitmap，简单来说，bitmap就是记录raid中哪些数据是一致的，哪些是不一致的，这样在raid进行恢复的时候就不用全量同步，而是增量同步了，从而减少了恢复的时间。
1. bitmap的使用
bitmap的使用比较简单，mdadm的帮助文档里有很详细的说明。bitmap分两种，一种是internal，一种是external。
internal bitmap是存放在raid设备的成员盘的superblock附近（可以在之前也可以在之后），而external是单独指定一个文件用来存放bitmap。
这里简单的介绍一下bitmap的使用。
# mdadm –create /dev/md/test_md1 –run –force –metadata=0.9 –assume-clean –bitmap=/mnt/test/bitmap_md1 –level=1 –raid-devices=2 /dev/sdb /dev/sdc
mdadm: /dev/sdb appears to be part of a raid array:
level=raid1 devices=2 ctime=Tue Dec 17 21:00:58 2013mdadm: array /dev/md/test_md1 started.
查看md的状态
#cat /proc/mdstat
Personalities : [raid1]
md126 : active raid1 sdc[1] sdb[0] 2097216 blocks [2/2] [UU] bitmap: 1/257 pages [4KB], 4KB chunk, file: /mnt/test/bitmap_md1可以看到最后一行就是md126的bitmap信息，这里的默认bitmap的chunksize是4KB，可以通过–bitmap-chunk来指定bitmap chunk大小，bitmap的chunk表示在bitmap中1bit对应md设备的一个chunk（大小为bitmap的chunksize）。这里对cat /proc/mdstat查看到的bitmap的信息进行说明。其中的4KB chunk表示bitmap的chunk大小是4KB；1/257 pages指的是bitmap所对应的内存位图（作为磁盘上的bitmap的缓存，提高对位图的操作效率），257是内存bitmap占的总page数，1表示已经分配的page数，内存bitmap是动态分配的，使用完后就可以回收。内存位图使用16bit来表征一个chunk，其中的14bit用来统计该chunk上正在进行的写io数（后面会有详细的介绍）。[4KB]表示已经分配的内存位图page总大小。
总的chunk数=md设备大小/bitmap的chunk大小
内存bitmap一个page可以表示的chunk数=PAGE_SIZE*8/16
内存bitmap占的总page数=总的chunk数/内存bitmap一个page可以表示的chunk数
上面给出的例子中总的chunk数为2097216KB/4KB=524304
取页大小为4096，一个page可以表示的chunk数为4096*8/16=2048总共需要524304/2048=256个page，看实际上是257，这是因为有可能不能整除的情况，最后一个page可能不是全部都使用。2. bitmap的内存结构 bitmap的结构体有比较多的字段，这里关注几个重要的字段，加以说明，便于后面的分析。struct bitmap {struct bitmap_page *bp; /* 指向内存位图页的结构*/……unsigned long chunks; /* 阵列总的chunk数 */ ……struct file *file; /* bitmap文件 */……struct page **filemap; /* 位图文件的缓存页 */unsigned long *filemap_attr; /* 位图文件缓存页的属性 */……};
其中struct bitmap_page结构如下：struct bitmap_page {char *map; /* 指向实际分配的内存页*//** in emergencies (when map cannot be alloced), hijack the map* pointer and use it as two counters itself*/unsigned int hijacked:1;/** count of dirty bits on the page*/unsigned int count:31; /* 该页上有多少脏的chunk，每16bit表示一个chunk*/};
实际动态分配的每个内存页，每16bit对应bitmap file的一个bit，即表示md的一个chunk这16个bit的作用如下：15 14 13 0+————-+———-+————————————-+| needed|resync| counter |+————-+———-+————————————+
最高一位表示是否需要同步，后面一位表示是否正在同步，低14bit是counter，用来统计该chunk有多少正在进行的写io。
这14bit表示的counter记为bmc，方便后面描述。bmc的值0，1，2比较特殊，为0时表示对应chunk还未进行写操作，内存位图还未置位，bmc为1时表示内存位图已经置位，bmc为2表示所有写操作刚结束，真正的写io数是从2开始累加的。bitmap结构中的filemap表示bitmap file的对应缓存，bitmap file有多大，对应的这个filemap缓存就有多大，在初始化的时候就分配好的。filemap_attr表示位图文件缓存页的属性，使用4bit来表示一个缓存页的属性，第0bit是BITMAP_PAGE_DIRTY，该bit为1表示内存bitmap中为脏，但是bitmap file中的对应位不为脏，因此对于有这种标记的page需要同步刷到磁盘（实际上是异步调用write_page，但是等到写完成）第1bit是BITMAP_PAGE_PENDING，置位后表示内存bitmap中的脏位已经清0，但是此时外存bitmap file中的对应脏位没有清0，需要进行清0的操作，这是一个过渡状态，过渡到BITMAP_PAGE_NEEDWRITE。第2bit是BITMAP_PAGE_NEEDWRITE，置位后表示需要进行同步，把内存位图缓存中的数据刷到外部位图文件中，所对于这种标记的page只需要异步写，因为即使写失败，最多带来额外的同步，不会带来数据的危害。第3bit在代码中没有看到使用，猜测是预留的。bp中的page和filemap对应的page以及bitmap file的关系如下： 1个位图文件缓存页可以表示4096个chunk，而内存位图页则需要16个page。bp数组所对应的内存位图页的作用其实是控制bitmap的置位与复位，并且也控制一个chunk上的io不能超过最大值（14bit表示的最大整数），达到最大值的时候会进行io schedule。3.bitmap的可靠刷新机制 在进行写操作的时候，是先把bitmap的对应位置为脏，然后再进行写操作，写完成后再复位。那么如何保证每次写操作时，内存bitmap中的数据都被可靠刷到对应的磁盘bitmap file中？ 一般的逻辑是在写io到md设备前，先在bitmap中标记为dirty（成功刷到磁盘中），然后执行写io，io完成后需要清理dirty的标记这就需要在正常数据写操作之前，完成bitmap的刷新操作。那么bitmap如何实现呢？ 以raid1为例，md在make_request中，调用了bitmap_startwrite函数，但是这个函数并没有直接调用write_page刷新数据到磁盘，而是调用了bitmap_file_set_bit将bitmap位标记为BITMAP_PAGE_DIRTY。之所以不在bitmap_startwrite函数中调用write_page刷新，是因为块设备的io操作是通过queue队列进行的，不能保证每次io操作都能及时完成，而且io调度的顺序也可能调换，因此如果直接调用write_page进行写操作的话，就有可能存在bitmap的刷新和正常的数据写操作的顺序发生颠倒。
真正处理BITMAP_PAGE_DIRTY是在bitmap_unplug中，对于raid1来说，bitmap_unplug是在raid1.c中的flush_pending_writes函数中调用的，而flush_pending_writes是由raid1的守护进程raid1d调用的。flush_pending_writes会调用bitmap_unplug刷新bitmap到磁盘，然后遍历conf->pending_bio_list，取出bio来处理正常挂起的写io。（在raid1的make_request中会把mbio加到conf->pending_bio_list中）
从上面的分析可知，raid1在收到写io请求时，先把内存位图置为dirty，并把该写io加到pending_list，然后raid1d守护进程会把标记为dirty的内存位图页刷到外存的位图文件中，然后从pendling_list中取出之前挂起的写io进行处理。 在刷脏页时，需要把位图文件缓存页的数据写到位图文件中，因为md是内核态的程序，在实现时并没有直接调用通常的写函数往外存的文件写数据，而是通过bmap机制，根据inode，把文件数据块和物理磁盘块映射起来，这样就可以透过文件系统，调用submit_bh进行bitmap的刷新。上面描述的可靠刷新机制也就是bitmap设置的过程，下面分析bitmap清理的逻辑。4.bitmap位的清除 前面说到从pending_list中取出写io进行处理，当io完成后需要清除dirty的标记，会把内存位图页的属性设置为BITMAP_PAGE_PENDING，表示正要去清除，BITMAP_PAGE_PENDING属性页并不会立即刷到外存的位图文件中，而是异步清0的过程。真正的清理流程在bitmap_daemon_work中实现。这是有raid的守护进程定期执行时调用的（比如raid1d），守护进程会定期调用md_check_recovery，然后md_check_recovery会调用bitmap_daemon_work根据各种状态进行清0的操作。 bitmap_daemon_work的实现比较复杂，里面各种状态判断与转换，很容易把人绕晕，bitmap的清0（内存位图页的bit清0及刷到外存的位图文件）是需要经过3次调用bitmap_daemon_work。下面以1个bit的清理来阐述，在io完成后，在bitmap_endwrite中会把这边bit的计数器bmc会置为2（前提是这个bit对应的chunk上的写io都完成），并标记位为BITMAP_PAGE_PENDING。 1）第一次进入bitmap_daemon_work，bmc=2，页属性为BITMAP_PAGE_PENDING。 这里判断位是否为BITMAP_PAGE_PENDING，这时候bit所对应的确实是BITMAP_PAGE_PENDING，所以跳过这个判断里的处理逻辑if (!test_page_attr(bitmap, page, BITMAP_PAGE_PENDING)) {int need_write = test_page_attr(bitmap, page,BITMAP_PAGE_NEEDWRITE);if (need_write)clear_page_attr(bitmap, page, BITMAP_PAGE_NEEDWRITE);spin_unlock_irqrestore(&bitmap->lock, flags);if (need_write)write_page(bitmap, page, 0);spin_lock_irqsave(&bitmap->lock, flags);j |= (PAGE_BITS – 1);continue;}
接着执行后续的，
这里会判断page是否为BITMAP_PAGE_NEEDWRITE，但是这个时候的page不是BITMAP_PAGE_NEEDWRITE，所以进入else的处理，
把页标记为BITMAP_PAGE_NEEDWRITEif (lastpage != NULL) {if (test_page_attr(bitmap, lastpage,BITMAP_PAGE_NEEDWRITE)) {clear_page_attr(bitmap, lastpage,BITMAP_PAGE_NEEDWRITE);spin_unlock_irqrestore(&bitmap->lock, flags);write_page(bitmap, lastpage, 0);} else {set_page_attr(bitmap, lastpage,BITMAP_PAGE_NEEDWRITE);bitmap->allclean = 0;spin_unlock_irqrestore(&bitmap->lock, flags);}}
继续执行，bmc为2，会把bmc设置为1，并且再设置一次BITMAP_PAGE_PENDING
if (*bmc) {
if (*bmc == 1 && !bitmap->need_sync) { /* we can clear the bit */ *bmc = 0; bitmap_count_page(bitmap, (sector_t)j << CHUNK_BLOCK_SHIFT(bitmap), -1); /* clear the bit */ paddr = kmap_atomic(page, KM_USER0); if (bitmap->flags & BITMAP_HOSTENDIAN) clear_bit(file_page_offset(bitmap, j), paddr); else __clear_bit_le( file_page_offset(bitmap, j), paddr); kunmap_atomic(paddr, KM_USER0);
} else if (*bmc <= 2) {
//进入这里把bmc设置为bmc=1
*bmc = 1; /* maybe clear the bit next time */set_page_attr(bitmap, page, BITMAP_PAGE_PENDING);bitmap->allclean = 0;}
第一次调用结束。 2）第二次进入bitmap_daemon_work，bmc=1，页属性为BITMAP_PAGE_PENDING和BITMAP_PAGE_NEEDWRITE。
这样就会走到下面的流程，把BITMAP_PAGE_PENDING清掉
if (*bmc == 1 && !bitmap->need_sync) {
/* we can clear the bit */ *bmc = 0; bitmap_count_page(bitmap, (sector_t)j << CHUNK_BLOCK_SHIFT(bitmap), -1);
/* clear the bit */
//这里才是真正的位图文件缓存页bit位清0的地方 paddr = kmap_atomic(page, KM_USER0); if (bitmap->flags & BITMAP_HOSTENDIAN) clear_bit(file_page_offset(bitmap, j), paddr); else __clear_bit_le( file_page_offset(bitmap, j), paddr); kunmap_atomic(paddr, KM_USER0); }
2）第三次进入bitmap_daemon_work，bmc=1，页属性为BITMAP_PAGE_NEEDWRITE。
会走到下面的流程，清掉BITMAP_PAGE_NEEDWRITE，然后调用write_page刷到磁盘中，至此，清理操作才完成，
总共需要调用三次bitmap_daemon_work才能完成一个bit的清0操作。
if (!test_page_attr(bitmap, page, BITMAP_PAGE_PENDING)) { int need_write = test_page_attr(bitmap, page, BITMAP_PAGE_NEEDWRITE); if (need_write) clear_page_attr(bitmap, page, BITMAP_PAGE_NEEDWRITE);spin_unlock_irqrestore(&bitmap->lock, flags);if (need_write)write_page(bitmap, page, 0);spin_lock_irqsave(&bitmap->lock, flags);j |= (PAGE_BITS – 1);continue;}
这种异步清零的机制好处在于，在还未清零或者内存位图清0但没有刷到磁盘的时候，又有对该页的写请求到来，就只用增加bmc计数器或者只是把内存位图置位，而不用再写到外存的位图文件中，从而减少了一次写外存位图的io。参考资料：linux源代码：3.2.46md的bitmap分析http://blog.csdn.net/qincp/article/details/4396517MD写意向位图原理和性能分析http://backend.blog.163.com/blog/static/202294126201211171119918/《Linux中软件RAID的Bitmap功能实现分析》两粒种子，一片森林。
