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(西安郵電大學(xué) 計算機(jī)學(xué)院，西安 710061)

0 引言

Android是一款基于Linux內(nèi)核的開源操作系統(tǒng)，一經(jīng)提出便在移動設(shè)備上迅速普及，目前Android系統(tǒng)已經(jīng)占據(jù)了全球智能手機(jī)五成份額[1]。Android智能手機(jī)廣泛使用體積小、功耗低的eMMC(Embedded Multi Media Card)作為數(shù)據(jù)存儲設(shè)備，區(qū)別于傳統(tǒng)機(jī)械硬盤，eMMC使用閃存芯片作為存儲介質(zhì)[2]。同時因手機(jī)電源不穩(wěn)定的特點(diǎn)，Android默認(rèn)使用EXT4文件系統(tǒng)[3]，作為Linux中最常用的日志文件系統(tǒng)，采用JBD2(Journal Block Device 2)軟件[4]進(jìn)行日志記錄，因此擁有良好的故障恢復(fù)能力，能夠保證Android系統(tǒng)的穩(wěn)定性以及數(shù)據(jù)的安全性。目前Android存儲系統(tǒng)架構(gòu)與Linux存儲系統(tǒng)架構(gòu)類似，有著用戶空間與內(nèi)核空間兩部分。內(nèi)核空間中主要包括EXT4文件系統(tǒng)與eMMC存儲設(shè)備兩個部分，EXT4文件系統(tǒng)通過虛擬文件系統(tǒng)向用戶空間提供系統(tǒng)調(diào)用接口，而EXT4文件系統(tǒng)底層則通過通用塊層、塊設(shè)備驅(qū)動層與eMMC塊設(shè)備關(guān)聯(lián)起來[5]。

目前針對Android系統(tǒng)存儲性能優(yōu)化的方案主要有兩個方面：一方面是用戶空間中對應(yīng)用軟件或者軟件依賴運(yùn)行庫的優(yōu)化；另一方面是內(nèi)核空間中對文件系統(tǒng)的優(yōu)化。用戶空間中的優(yōu)化主要集中于對Android中大量使用的SQLite數(shù)據(jù)庫技術(shù)的改進(jìn)，例如通過消除SQLite的WAL模式下數(shù)據(jù)庫checkpoints的寫冗余部分，獲取存儲性能的提升[6]，但是這樣的方案只能夠提升軟件利用SQLite技術(shù)存儲數(shù)據(jù)時的存儲效率，無法對Android系統(tǒng)中文本文件、多媒體文件等多種類型的文件讀寫產(chǎn)生有效提升。內(nèi)核空間中的優(yōu)化主要包括對Android默認(rèn)使用的EXT4文件系統(tǒng)的優(yōu)化以及針對Android使用的閃存設(shè)備設(shè)計專門的文件系統(tǒng)兩種方案，前者優(yōu)化調(diào)整EXT4文件系統(tǒng)中的重要參數(shù)從而提升文件系統(tǒng)的整體存儲性能，但是方案中并沒有考慮到EXT4文件系統(tǒng)的日志功能用于閃存設(shè)備所造成的影響，而且效果并不理想[7]；后者則有著著名的F2FS(Flash Friendly File System)[8]，此方案雖然在小文件的隨機(jī)讀寫上有著較大的提升，但是由于開發(fā)時間尚短，在系統(tǒng)穩(wěn)定性、軟件兼容性等方面仍無法與EXT4文件系統(tǒng)相比，因此目前尚未廣泛使用。

針對Android智能手機(jī)普遍采用的eMMC存儲設(shè)備掛載EXT4文件系統(tǒng)的存儲系統(tǒng)架構(gòu)，本文分析了EXT4文件系統(tǒng)日志特性導(dǎo)致其對閃存設(shè)備文件讀寫性能衰減的問題，提出了一種能夠消除此問題的EXT4文件系統(tǒng)日志功能優(yōu)化方案。

1 相關(guān)理論

1.1 EXT4日志文件系統(tǒng)

EXT4文件系統(tǒng)借用了數(shù)據(jù)庫中事務(wù)的思想，為需同步至磁盤的數(shù)據(jù)建立相關(guān)的日志數(shù)據(jù)，以便能夠在發(fā)生系統(tǒng)崩潰后可以利用日志數(shù)據(jù)恢復(fù)，重新使文件系統(tǒng)保持一致的狀態(tài)[9]。EXT4文件系統(tǒng)掛載時將磁盤空間劃出一小塊空間作為日志數(shù)據(jù)區(qū)域，專門用于存儲日志數(shù)據(jù)。文件系統(tǒng)讀寫文件時，保持原有的讀寫磁盤邏輯不變，通過JBD2進(jìn)程將影響文件系統(tǒng)一致性的元數(shù)據(jù)塊及時寫入到日志數(shù)據(jù)區(qū)域中。

表1 EXT4文件系統(tǒng)數(shù)據(jù)同步事務(wù)狀態(tài)表

圖1描述了EXT4文件系統(tǒng)日志數(shù)據(jù)流。虛線箭頭表示了當(dāng)文件系統(tǒng)讀寫數(shù)據(jù)中途崩潰時的修復(fù)過程，重新掛載分區(qū)時根據(jù)日志數(shù)據(jù)區(qū)域中的數(shù)據(jù)，逐一將記錄下的元數(shù)據(jù)寫回到磁盤原始位置，保證文件系統(tǒng)的一致性。實線箭頭表示每次EXT4文件系統(tǒng)讀寫磁盤時的邏輯，首先由JBD2進(jìn)程將每次需要寫入的數(shù)據(jù)中元數(shù)據(jù)部分拷貝一份，將元數(shù)據(jù)封裝成日志數(shù)據(jù)后提交到日志數(shù)據(jù)區(qū)域，之后EXT4文件系統(tǒng)對磁盤進(jìn)行正常讀寫數(shù)據(jù)流程，這樣的一次流程被稱為一次事務(wù)。表1為一個事務(wù)幾種狀態(tài)的描述[10]，以區(qū)分事務(wù)的執(zhí)行程度。

圖1 EXT4文件系統(tǒng)日志數(shù)據(jù)流圖

EXT4的日志數(shù)據(jù)區(qū)域以文件系統(tǒng)的塊為單位組織日志數(shù)據(jù)，有著類似于通用數(shù)據(jù)區(qū)域的結(jié)構(gòu)劃分，但是相比通用數(shù)據(jù)區(qū)域更加簡單，起始位置存放了日志數(shù)據(jù)的超級塊，用于組織管理日志數(shù)據(jù)區(qū)域，隨后便是按順序以及一定規(guī)則存放的各次事務(wù)日志數(shù)據(jù)。一次事務(wù)的日志數(shù)據(jù)主要由描述塊、數(shù)據(jù)塊和提交塊組成，其中描述塊標(biāo)識了一份日志數(shù)據(jù)的起始位置，數(shù)據(jù)塊則存儲了日志數(shù)據(jù)內(nèi)容，提交塊用于表明本次事務(wù)是一次完整的事務(wù)，在文件系統(tǒng)崩潰恢復(fù)時只會使用完整的事務(wù)數(shù)據(jù)。在進(jìn)行文件系統(tǒng)崩潰恢復(fù)時，需要找到日志數(shù)據(jù)的數(shù)據(jù)塊所在原文件系統(tǒng)的塊地址進(jìn)行回寫修復(fù)，因此日志數(shù)據(jù)中的各個數(shù)據(jù)塊與原文件系統(tǒng)的目標(biāo)塊的對應(yīng)關(guān)系就尤為重要，這種對應(yīng)關(guān)系存放在描述塊中。由于數(shù)據(jù)塊數(shù)量不定，JBD2在描述塊中通過一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)表明一組對應(yīng)關(guān)系，該數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)為：

typedef struct journal_block_tag_s

{

__be32 t_blocknr;

__be32 t_flags;

__be32 t_blocknr_high;

} journal_block_tag_t;

該結(jié)構(gòu)體通過其在描述塊中序號標(biāo)識代表的數(shù)據(jù)塊號，通過t_blocknr字段標(biāo)識對應(yīng)的原文件系統(tǒng)塊地址。每個描述塊中都包含了一個或多個journal_block_tag_t結(jié)構(gòu)體用于表明本次事務(wù)日志數(shù)據(jù)中各數(shù)據(jù)塊對應(yīng)的文件系統(tǒng)原始位置。

1.2 閃存轉(zhuǎn)換層

閃存轉(zhuǎn)換層(Flash Translation Layer，簡稱FTL)是一種通過塊設(shè)備模擬方式實現(xiàn)閃存設(shè)備存儲系統(tǒng)的技術(shù)。將底層NAND閃存介質(zhì)的管理及操作封裝起來，為文件系統(tǒng)提供塊設(shè)備讀寫接口，從而讓文件系統(tǒng)訪問NAND型閃存就像訪問傳統(tǒng)機(jī)械硬盤一樣[11]。閃存轉(zhuǎn)換層的功能主要有兩點(diǎn)：地址映射及垃圾回收。一般情況下，閃存轉(zhuǎn)換層通過維護(hù)兩個靜態(tài)表來完成它的功能[12]，如圖2所示。

圖2 閃存轉(zhuǎn)換層結(jié)構(gòu)圖

閃存轉(zhuǎn)換層通過其內(nèi)部維護(hù)的地址映射表和空間管理表來管理邏輯地址轉(zhuǎn)換以及閃存的物理空間。當(dāng)文件系統(tǒng)通過塊設(shè)備讀寫接口讀寫塊設(shè)備時，由閃存設(shè)備接收對邏輯區(qū)塊地址的讀寫請求，根據(jù)讀寫請求中的邏輯區(qū)塊地址，在閃存轉(zhuǎn)換層中通過地址映射表找到對應(yīng)的物理區(qū)塊地址進(jìn)行訪問，這就是閃存轉(zhuǎn)換層的地址映射功能。垃圾回收即對閃存中的無用數(shù)據(jù)進(jìn)行回收，閃存轉(zhuǎn)換層指定一個閃存塊進(jìn)行垃圾回收，通過空間管理表中的頁面狀態(tài)判斷當(dāng)前頁中的數(shù)據(jù)是否需要保留，對需要保留的數(shù)據(jù)頁(Live，頁面狀態(tài)中記錄了物理頁面對應(yīng)的邏輯區(qū)塊地址)暫時拷貝至緩存或其他區(qū)域，等待塊擦除完成再次寫入原位置，對于處于已經(jīng)無用的數(shù)據(jù)頁面(頁面狀態(tài)為dead)則無需拷貝，直接擦除[13]。

2 EXT4文件系統(tǒng)閃存設(shè)備的性能衰減分析

EXT4文件系統(tǒng)掛載時對塊設(shè)備劃分的日志數(shù)據(jù)區(qū)域是對邏輯區(qū)塊地址的劃分，即針對閃存轉(zhuǎn)換層維護(hù)的地址映射表中邏輯區(qū)塊地址進(jìn)行了通用數(shù)據(jù)區(qū)域與日志數(shù)據(jù)區(qū)域的劃分。但是當(dāng)實際數(shù)據(jù)同步至閃存設(shè)備時，邏輯區(qū)塊地址實際映射的閃存物理地址是根據(jù)閃存設(shè)備自身損耗均衡等機(jī)制確定并建立映射的，這樣就會導(dǎo)致在EXT4文件系統(tǒng)提出IO請求的邏輯區(qū)塊地址上，通用數(shù)據(jù)與日志數(shù)據(jù)嚴(yán)格分離，但是在閃存設(shè)備中，兩種數(shù)據(jù)卻可能是混雜在同一個閃存塊中的。

如圖3所示，日志數(shù)據(jù)區(qū)域是邏輯區(qū)塊地址范圍為100至149的區(qū)域，當(dāng)EXT4文件系統(tǒng)開始將數(shù)據(jù)同步至閃存設(shè)備時，文件數(shù)據(jù)寫入到通用數(shù)據(jù)區(qū)域，而日志數(shù)據(jù)寫入到日志數(shù)據(jù)區(qū)域，兩個區(qū)域都是連續(xù)且嚴(yán)格分離的，但是數(shù)據(jù)寫入到閃存設(shè)備具體頁時，數(shù)據(jù)會由閃存設(shè)備根據(jù)自身的策略選擇一個空白頁進(jìn)行寫入，這就導(dǎo)致了在一個閃存設(shè)備的物理塊中，日志數(shù)據(jù)的頁與通用數(shù)據(jù)的頁是混雜的。

圖3 通用數(shù)據(jù)及日志數(shù)據(jù)存儲狀況

EXT4文件系統(tǒng)通過JBD2將日志數(shù)據(jù)提交到日志數(shù)據(jù)區(qū)域，JBD2軟件通過函數(shù)jbd2_journal_next_lob_block函數(shù)獲取下一個可寫入的邏輯區(qū)塊地址，此函數(shù)的實現(xiàn)決定了日志數(shù)據(jù)以何種順序記錄在日志數(shù)據(jù)區(qū)域中。 jbd2_journal_next_log_block函數(shù)中由j_head變量作為日志數(shù)據(jù)區(qū)域的寫指針，用于指向下一個可寫的邏輯區(qū)塊地址，在每次寫入一個邏輯塊后通過自增的方式改變寫指針位置。當(dāng)指針指向日志數(shù)據(jù)區(qū)域尾部即日志數(shù)據(jù)區(qū)域全部寫滿后，指針會重新指向日志數(shù)據(jù)區(qū)域頭部，即日志數(shù)據(jù)再次從區(qū)域頭部開始寫入。采用這樣方式能夠利用傳統(tǒng)機(jī)械硬盤的可覆寫特性，不對以往寫入的日志數(shù)據(jù)執(zhí)行刪除操作，直接覆蓋寫入新的日志數(shù)據(jù)。如圖4所示。

圖4 JBD2日志數(shù)據(jù)區(qū)域循環(huán)結(jié)構(gòu)原理

根據(jù)以上情況可以看出，EXT4文件系統(tǒng)可以在日志數(shù)據(jù)區(qū)域不斷的循環(huán)寫入日志數(shù)據(jù)，在滿足日志數(shù)據(jù)寫指針到達(dá)日志數(shù)據(jù)區(qū)域尾部之前，日志數(shù)據(jù)不會主動刪除，對于閃存設(shè)備而言，這些數(shù)據(jù)隨機(jī)分散在閃存設(shè)備的各個塊中，并且與通用數(shù)據(jù)混雜在一起，閃存設(shè)備進(jìn)行垃圾回收時，這些數(shù)據(jù)所在頁的狀態(tài)仍為Live，導(dǎo)致閃存設(shè)備垃圾回收時仍然需要拷貝這部分無用日志數(shù)據(jù)，造成文件系統(tǒng)讀寫閃存文件性能衰減的現(xiàn)象，本文對此問題提出相應(yīng)解決方案。

3 優(yōu)化方案

本文針對以上描述的問題，提出主動刪除事務(wù)日志數(shù)據(jù)策略，根據(jù)EXT4文件系統(tǒng)數(shù)據(jù)同步事務(wù)處于Finished狀態(tài)時，通用數(shù)據(jù)以及日志數(shù)據(jù)已經(jīng)全部寫入磁盤的含義，結(jié)合JBD2日志數(shù)據(jù)區(qū)域循環(huán)結(jié)構(gòu)的特性，在事務(wù)狀態(tài)變?yōu)镕inished時記錄本次事務(wù)日志數(shù)據(jù)的結(jié)束邏輯區(qū)塊地址，多次數(shù)據(jù)同步事務(wù)的過程中，通過上次事務(wù)與本次事務(wù)保存下來的邏輯區(qū)塊地址確定本次事務(wù)的日志數(shù)據(jù)位置，進(jìn)行主動刪除操作。對于開啟日志功能的EXT4文件系統(tǒng)，優(yōu)化后單次數(shù)據(jù)同步操作的基本流程如圖5所示。

圖5 優(yōu)化后EXT4單次數(shù)據(jù)同步事務(wù)流程

通過多次數(shù)據(jù)同步事務(wù)中對圖5中描述的流程不斷循環(huán)，達(dá)到及時刪除無用日志數(shù)據(jù)的目的，消除因日志功能導(dǎo)致的EXT4文件系統(tǒng)讀寫性能衰減問題。根據(jù)事務(wù)的Finished狀態(tài)記錄下本次事務(wù)日志數(shù)據(jù)的結(jié)束邏輯區(qū)塊地址，同時檢查是否存在有效的上次事務(wù)日志數(shù)據(jù)的結(jié)束邏輯區(qū)塊地址，若存在，則兩地址之間的頁保存了本次事務(wù)的日志數(shù)據(jù)，將這段邏輯區(qū)域地址對應(yīng)的閃存物理頁面無效化，從而將日志數(shù)據(jù)刪除；若不存在，則不進(jìn)行閃存頁面無效化操作，本次事務(wù)保存的地址在下次事務(wù)時標(biāo)記了日志數(shù)據(jù)的起始區(qū)塊地址，從而實現(xiàn)下次事務(wù)的日志數(shù)據(jù)刪除操作。

圖6 主動刪除事務(wù)日志數(shù)據(jù)策略原理

如圖6所示，在日志數(shù)據(jù)區(qū)域中,事務(wù)日志數(shù)據(jù)的主動刪除策略通過j_invalid_begin與j_invalid_end兩個變量記錄事務(wù)日志數(shù)據(jù)的邏輯區(qū)塊地址，將日志數(shù)據(jù)刪除，完成后將j_invalid_end向后移動，作為下次刪除操作的起始位置。當(dāng)日志數(shù)據(jù)的刪除指針到達(dá)日志數(shù)據(jù)區(qū)域尾部時，采取與日志循環(huán)寫入結(jié)構(gòu)相同的策略，刪除指針重新指向日志數(shù)據(jù)區(qū)域頭部。

本文為EXT4文件系統(tǒng)的日志功能實現(xiàn)了一個額外的循環(huán)結(jié)構(gòu)，將不會再被使用到的日志數(shù)據(jù)刪除，無用的日志數(shù)據(jù)基于事務(wù)Finished狀態(tài)進(jìn)行刪除，F(xiàn)inished狀態(tài)即表示正式數(shù)據(jù)已經(jīng)寫入完畢，不再需要該事務(wù)的日志數(shù)據(jù)預(yù)防宕機(jī)、EXT4文件系統(tǒng)崩潰等情況，因此不會出現(xiàn)有用的日志數(shù)據(jù)被刪除的情況，保證系統(tǒng)穩(wěn)定性的同時提高文件系統(tǒng)讀寫性能。

4 實驗分析

4.1 實驗環(huán)境

為驗證本文提出的EXT4文件系統(tǒng)日志功能優(yōu)化方案，進(jìn)行實機(jī)測試比較，所用機(jī)型為Samsung Galaxy S5，具體環(huán)境參數(shù)如表2所示。

表2 測試環(huán)境

對Linux內(nèi)核修改后編譯并移植至測試機(jī)器中，進(jìn)行相應(yīng)測試。

4.2 測試分析

首先通過A1 SD Bench進(jìn)行測試，這是一款A(yù)ndroid手機(jī)存儲性能測試工具，能夠測試手機(jī)內(nèi)置閃存、RAM等設(shè)備的性能。執(zhí)行50次A1 SD Bench閃存性能測試，每次分別進(jìn)行100秒讀取及寫入操作，統(tǒng)計讀取與寫入的數(shù)據(jù)量計算出對閃存讀取速度與寫入速度。如圖7、8所示，圖中橫坐標(biāo)為測試次數(shù)序號，縱坐標(biāo)為讀、寫速度。

通過圖7可以看到，灰色線條表示優(yōu)化前讀取速度折線圖，黑色線條則表示優(yōu)化后讀取速度。優(yōu)化前EXT4讀取速度范圍約為166.6 Mb/s至181.3 Mb/s，而優(yōu)化后讀取速度范圍約為187.4 Mb/s至199.8 Mb/s，雖然速度存在一定波動，但是從圖中可以看出，優(yōu)化后的讀取速度相比優(yōu)化前有著明顯的提升。

圖7 優(yōu)化前后讀取速度比較

圖8 優(yōu)化前后寫入速度比較

通過圖8可以看到，與讀取速度類似，寫入速度也存在波動的現(xiàn)象，優(yōu)化前的EXT4寫入速度范圍約為20.2 Mb/s至22.2 Mb/s，優(yōu)化后的寫入速度范圍約為22.6 Mb/s至24.63 Mb/s。雖然優(yōu)化前寫入速度最大值與優(yōu)化后寫入速度的最小值之間的差距并不大，甚至在第18次的測試中，優(yōu)化前后的寫入速度差僅為0.49 Mb/s，但是在整體折線圖的分布上，優(yōu)化后寫入性能有著明顯提升。此外通過以上測試可以看出，讀取速度明顯優(yōu)于寫入速度，這主要是由于Android所使用NAND閃存介質(zhì)本身讀取性能遠(yuǎn)高于寫入性能導(dǎo)致的。對以上測試數(shù)據(jù)進(jìn)行統(tǒng)計計算后，本方案優(yōu)化后文件系統(tǒng)的讀寫性能提升約11.8%。接下來編寫程序測試優(yōu)化前后EXT4對不同大小文件的讀寫時間，通過O_DIRECT標(biāo)志繞過文件系統(tǒng)緩存，對各種大小的文件分別測試10次統(tǒng)計平均值，測試結(jié)果如圖9所示。

圖9 不同文件大小讀寫時間測試

如圖9所示，縱坐標(biāo)代表不同大小文件的讀寫速度，修改后EXT4對相同大小文件的讀寫花費(fèi)的時間相比于原內(nèi)核更短。在文件較小時，優(yōu)化前后花費(fèi)的時間差別較??；但是當(dāng)文件較大時，優(yōu)化后所花費(fèi)的時間有著明顯的減少。這是因為對于小文件來說，可能觸發(fā)的垃圾回收過程較少甚至不需要進(jìn)行垃圾回收，因此本方案優(yōu)化效果不明顯，但是在進(jìn)行大文件的讀寫時，會觸發(fā)更多的閃存垃圾回收，本方案能夠減少閃存垃圾回收中對無用日志數(shù)據(jù)的拷貝消耗，因此提升效果較為明顯。

5 結(jié)論

本文提出一種提高EXT4文件系統(tǒng)性能優(yōu)化方案，首先記錄數(shù)據(jù)同步事務(wù)處于Finished狀態(tài)時日志數(shù)據(jù)的邏輯區(qū)塊地址，結(jié)合上一事務(wù)記錄下的邏輯區(qū)塊地址，令本次日志數(shù)據(jù)所在閃存物理頁面無效，最后在垃圾回收時清除閃存設(shè)備的無用日志數(shù)據(jù)，從而避免日志數(shù)據(jù)的冗余拷貝。

通過實驗對比，本文方法能夠減輕閃存設(shè)備因日志數(shù)據(jù)造成的“寫放大”現(xiàn)象，同時能夠在增強(qiáng)EXT4文件系統(tǒng)讀寫效率的同時，延長閃存設(shè)備的使用壽命。

在本文研究基礎(chǔ)上，下一步研究工作主要有以下幾個方面，考慮除日志數(shù)據(jù)以外導(dǎo)致Android存儲性能下降的其他因素，例如針對SQLite與EXT4的日志記錄不協(xié)調(diào)問題進(jìn)行優(yōu)化研究等，實現(xiàn)Android I/O棧從應(yīng)用程序至底層硬件設(shè)備的一整套優(yōu)化方案，進(jìn)一步提高Android智能手機(jī)的存儲性能。