网易视频云技术分享：linux软raid的bitmap分析

Posted 2020-07-12 vcloud163

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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 2013

mdadm: 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_NEEDWRITE

if (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。

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