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如果发生系统崩溃,jfs 提供了快速文件系统重启.通过使用数据库日志技术,jfs 能在几秒或几分钟之内把文件系统恢复到一致状态,而非日志文件系统却要花上几小时甚至几天才能完成.本白皮书对 jfs 体系结构作了概述,并且描述了可在 developerworks 网站上找到的 jfs 技术的设计特性.潜在限制以及管理实用程序. 【程序编程相关:Linux办公一条龙之组件间的调用】
日志文件系统如何缩短系统重启时间 【推荐阅读:进入Linux的知识问答】
虽然 jfs 主要是为满足服务器（从单处理器系统到高级多处理器与群集系统）的高吞吐量与可靠性需求而设计的,jfs 还可用于想得到高性能与可靠性的客户机配置. 【扩展信息:Linux 管理员手册(9)--Keep】
日志文件系统 (jfs) 提供了基于日志的字节级文件系统,该文件系统是为面向事务的高性能系统而开发的.它具有可伸缩性与健壮性,与非日志文件系统相比,它的优点是其快速重启能力:jfs 能够在几秒或几分钟内就把文件系统恢复到一致状态.
体系结构与设计
jfs 体系结构可从磁盘布局特性的角度进行说明.
逻辑卷
所有文件系统讨论的基础是某种类型的逻辑卷.这可以是一个物理磁盘,或物理磁盘空间的某个子集,例如:一个 fdisk 分区.逻辑卷也称为磁盘分区.
聚集与文件集
文件系统创建实用程序 mkfs,创建了完全包含在分区内的聚集.聚集是包含一种特定格式的磁盘块阵列,其格式包括超级块与分配映射表.超级块将分区标识成 jfs 聚集,而分配映射表描述聚集内每个数据块的分配状态.格式还包括描述它所必需的初始文件集与控制结构.文件集是可安装的实体.
文件.目录.inode 与寻址结构
文件集包含文件与目录.文件与目录由 inode 持续表示;每个 inode 描述文件或目录的属性,并作为查找磁盘上文件或目录数据的起始点.jfs 还使用 inode 来表示其它文件系统对象,如描述文件集中每个 inode 的分配状态与磁盘位置的映射表.
目录将用户特定的名称映射到为文件与目录所分配的 inode 上,并且形成传统的命名层次.文件包含用户数据,用户数据中没有隐含任何限制或格式.也就是说,jfs 将用户数据看成是未解释的字节流.根植于 inode 基于盘区的寻址结构用来将文件数据映射到磁盘.聚集超级块与磁盘分配映射表.文件描述符与 inode 映射表.inode.目录以及寻址结构一起表示了 jfs 控制结构或元数据.
日志
在每个聚集中维护 jfs 日志,并且用来记录元数据的操作信息.日志有一种同样由文件系统创建实用程序设置的格式.聚集内多个安装的文件集可以同时使用一个日志.
设计特性
jfs 从一开始就设计成完全集成了日志记录,而不是在现有文件系统上添加日志记录.jfs 的许多特性使之区别于其它文件系统.
日志处理
jfs 提供了改进的结构化一致性与可恢复性,以及比非日志文件系统（例如:hpfs.ext2 与传统 unix 文件系统）快得多的系统重启时间.发生系统故障时非日志文件系统容易崩溃,是由于一个逻辑写文件操作通常占用多个媒体 i/o 来完成,且在任何给定时间,可能没有完全反映在媒体上.这些文件系统依靠重启实用程序（也就是 fsck）,fsck 检查文件系统的所有元数据（例如:目录与磁盘寻址结构）以检测与修复结构完整性问题.这是一个耗时并且容易出错的过程,在最糟糕的情况下,它还可能丢失或放错数据.
相反,jfs 使用原来为数据库开发的技术,记录了文件系统元数据上执行的操作（即原子事务）信息.如果发生系统故障,可通过重放日志并对适当的事务应用日志记录,来使文件系统恢复到一致状态.由于重放实用程序只需检查文件系统最近活动所产生的运行记录,而不是检查所有文件系统的元数据,因此,与这种基于日志的方法相关的文件系统恢复时间要快得多.
基于日志恢复的其它几个方面也值得注意.首先,jfs 只记录元数据上的操作,因此,重放这些日志只能恢复文件系统中结构关系与资源分配状态的一致性.它没有记录文件数据,也没有将这些数据恢复到一致状态.因此,恢复后某些文件数据可能丢失或失效,对数据一致性有关键性需求的用户应该使用同步 i/o.
面对媒体出错,日志记录不是特别有效.特别地,在将日志或元数据写入磁盘的期间发生的 i/o 错误,意味着在系统崩溃后,要将文件系统恢复到一致状态,需要耗时并且有可能强加的全面完整性检查.这暗示着,坏块重定位是任何驻留在 jfs 下的存储管理器或设备的一个关键特性.
jfs 日志记录的语义如下:当涉及元数据更改的文件系统操作--例如,unlink()--返回成功执行的返回码时,操作的结果已经提交到文件系统,即使系统崩溃了也可以发现.例如,一旦成功删除了文件,即使系统崩溃然后重启,它仍然是删除的并且不会再重新出现.
日志记录风格将同步写入日志磁盘引入每个修改元数据的 inode 或 vfs 操作.（对数据库专家而言,这是一种使用非剥夺缓冲区策略的仅重做的.物理残留映象.提前写的日志记录协议.）在性能方面,与依赖（多个）谨慎的同步元数据写操作以获得一致性的许多非日志文件系统相比,这种方法较好.但是,与其它日志文件系统相比,它在性能上处于劣势.其它日志文件系统,如 veritas vxfs 与 transarc episode,使用不同的日志风格并且缓慢地将日志数据写入磁盘.在执行多个并行操作的服务器环境中,通过将多个同步写操作组合成单一写操作的组提交来减少这种性能损失.jfs 日志记录风格随着时间推移而得到不断改进,现在提供了异步日志记录,异步日志记录提高了文件系统的性能.
基于盘区的寻址结构
jfs 使用基于盘区的寻址结构,连同主动的块分配策略,产生紧凑.高效.可伸缩的结构,以将文件中的逻辑偏移量映射成磁盘上的物理地址.盘区是象一个单元那样分配给文件的相连块序列,可用一个由 <逻辑偏移量,长度,物理地址> 组成的三元组来描述.寻址结构是一棵 b+ 树,该树由盘区描述符（上面提到的三元组）填充,根在 inode 中,键为文件中的逻辑偏移量.
可变的块尺寸
按文件系统分,jfs 支持 512.1024.2048 与 4096 字节的块尺寸,以允许用户根据应用环境优化空间利用率.较小的块尺寸减少了文件与目录中内部存储碎片的数量,空间利用率更高.但是,小块可能会增加路径长度,与使用大的块尺寸相比,小块的块分配活动可能更频繁发生.因为服务器系统通常主要考虑的是性能,而不是空间利用率,所以缺省块尺寸为 4096 字节.
动态磁盘 inode 分配
jfs 按需为磁盘 inode 动态地分配空间,同时释放不再需要的空间.这一支持避开了在文件系统创建期间,为磁盘 inode 保留固定数量空间的传统方法,因此用户不再需要估计文件系统包含的文件与目录最大数目.另外,这一支持使磁盘 inode 与固定磁盘位置分离.
目录组织
jfs 提供两种不同的目录组织.第一种组织用于小目录,并且在目录的 inode 内存储目录内容.这就不再需要不同的目录块 i/o,同时也不再需要分配不同的存储器.最多可有 8 个项可直接存储在 inode 中,这些项不包括自己(.)与父(..)目录项,这两个项存储在 inode 中不同的区域内.
第二种组织用于较大的目录,用按名字键控的 b+ 树表示每个目录.与传统无序的目录组织比较,它提供更快的目录查找.插入与删除能力.
稀疏与密集文件
按文件系统分,jfs 既支持稀疏文件也支持密集文件.
稀疏文件允许把数据写到一个文件的任意位置,而不要将以前未写的中间文件块实例化.所报告的文件大小是已经写入的最高块位处,但是,在文件中任何给定块的实际分配,只有在该块进行写操作时才发生.例如,假设在一个指定为稀疏文件的文件系统中创建一个新文件.应用程序将数据块写到文件中第 100 块.尽管磁盘空间只分配了 1 块给它,jfs 将报告该文件的大小为 100 块.如果应用程序下一步读取文件的第 50 块,jfs 将返回填充了 0 的一个字节块.假设应用程序然后将一块数据写到该文件的第 50 块,jfs 仍然报告文件的大小为 100 块,而现在已经为它分配了两块磁盘空间.稀疏文件适合需要大的逻辑空间但只使用这个空间的一个（少量）子集的应用程序.
对于密集文件,将分配相当于文件大小的磁盘资源.在上例中,第一个写操作（将一块数据写到文件的第 100 块）将导致把 100 个块的磁盘空间分配给该文件.在任何已经隐式写入的块上进行读操作,jfs 将返回填充了 0 的字节块,正如稀疏文件的情况一样.
jfs 内部（潜在）限制
jfs 是完全 64 位的文件系统.所有 jfs 文件系统结构化字段都是 64 位大小.这允许 jfs 同时支持大文件与大分区.
文件系统大小
jfs 支持的最小文件系统是 16m 字节.最大文件系统的大小是文件系统块尺寸与文件系统元数据结构支持的最大块数两者的乘积.jfs 将支持最大文件长度是 512 万亿字节（tb）（块尺寸是 512 字节）到 4 千万亿字节（pb）（块尺寸是 4k 字节）
文件长度
最大文件长度是主机支持的虚拟文件系统最大文件长度.例如:如果主机只支持 32 位,则这就限制了文件长度.
可移动媒体
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