目前XFS已成為Linux主流的檔案系統，是以有必要了解下其資料結構和原理。
XFS檔案系統
XFS是一個日志型的檔案系統，能在斷電以及作業系統崩潰的情況下保證資料的一緻性。XFS最早是針對IRIX作業系統開發的，後來移植到linux上，目前CentOS 7已将XFS作為預設的檔案系統。使用XFS已成為了潮流，是以很有必要了解下其資料結構和原理。
XFS官方說明文檔參考：https://xfs.org/docs/xfsdocs-xml-dev/XFS_Filesystem_Structure//tmp/en-US/html/index.html
接下來将介紹XFS的一些概念，包括配置設定組、超級塊、inode等等，過程中會結合xfs_db（xfs提供的輸出檔案系統資訊的工具）列印一些資訊，了解目前XFS的實時資料。
配置設定組（Allocation Group）
XFS将空間分為若幹個配置設定組，每個配置設定組大小相等（最後一個可能不等）。配置設定組包含有超級塊、inode管理和剩餘空間管理等，是以配置設定組可以認為是一個單獨的檔案系統。正是配置設定組這樣的設計，使得XFS擁有了并行IO的能力。在單個分區上使用XFS展現不了這種并行IO能力，但是如果檔案系統跨越多個實體硬體比如ceph，并行IO将大大提高吞吐量使用率。
上圖為配置設定組的結構圖，重點關注前面4個扇區，從上到下分别為超級塊、空閑塊資訊、inode資訊和内部空閑清單。
超級塊（superblock）
超級塊位于配置設定組的第一個扇區，包含了配置設定組和檔案系統的全部中繼資料資訊，由于結構體比較大，這裡就不作列舉，可去官方文檔中檢視https://xfs.org/docs/xfsdocs-xml-dev/XFS_Filesystem_Structure//tmp/en-US/html/Allocation_Groups.html
xfs_db檢視超級塊内容，執行xfs_db -r /dev/xxx(xxx為XFS所在的分區)，輸入sb再輸入p即可，如下圖所示（鑒于篇幅未盡列出輸出）：
超級塊有幾個核心的中繼資料為：
blocksize：塊大小，一般為4KB；
dblocks：一個配置設定組含有的塊數目；
agcount：整個檔案系統含有的配置設定組數目；
sectsize：扇區大小，一般為512B；
inodesize：inode節點大小，一般為512B；
icount：整個檔案系統目前已經配置設定的inode數目；
ifree：整個檔案系統空閑的inode數目，由于XFS不是格式化的時候預配置設定所有的inode，而是根據使用情況動态構造inode，是以該值為動态值。
空閑塊資訊（AG free block info）
位于配置設定組的第二個扇區，主要描述兩個空閑空間B+樹和剩餘空間資訊，結構體如下：
核心成員如下：
agf_roots：XFS_BTNUM_AGF為2，指明了2棵空閑空間B+樹在哪個block，通過查找這兩棵樹找到合适的空閑block；
agf_levels：樹高；
agf_freeblks：配置設定組目前空閑block數目
xfs_db輸入agf可檢視空閑塊資訊，如下圖所示：
空閑空間B+樹
空閑塊資訊包含了兩顆空閑空間B+樹，分别以block序号和block數目為關鍵字，滿足兩種不同的需求。
B+樹貫徹了整個XFS，對其有所了解才能更好的了解XFS的運作，網上有很多關于B+樹的資料，請自行查閱，這裡隻描述一些核心概念：
屬于多叉平衡排序樹；
有m個關鍵字的中間節點有m個子節點；
m個子節點的關鍵字集合包含父節點的關鍵字，B+樹有點像跳表；
中間節點隻含有關鍵字不含資料，葉子節點含有所有的關鍵字和資料；
葉子節點含有左右節點指針，所有葉子節點實際上是一條有序連結清單。
B+樹在基于磁盤查找的軟體中應用廣泛，如資料庫，檔案系統也一樣，這些軟體都要讀取磁盤資料再查找，是以一次讀取盡量多的關鍵字尤為重要，B+樹的單節點多關鍵字可滿足該需求。
接下來将通過xfs_db去探索這兩棵樹的内容，從agf的列印資訊可看到bnoroot=1和cntroot=2，它們分别是以block序号和block數目為關鍵字的B+樹的根節點所在的block序号。
跟蹤以block序号為關鍵字的B+樹操作如下：
由于agf中level為1，是以該B+樹沒有中間節點，直接就是葉子節點，包含有空閑block資料，圖中的recs數組便是，可見目前有3大塊空閑空間。
跟蹤以block數目為關鍵字的B+樹操作如下：
Inode B+樹資訊
位于配置設定組的第三個扇區，主要描述inode B+樹的根block、已構造的inode個數以及空閑個數，資料結構如下：
agi_root：inode B+樹的根block；
agi_level：樹高；
agi_count：已構造的inode數目；
agi_freecount：空閑的inode數目。
xfs_db輸入agi可讀取到Inode B+樹資訊，如下圖所示：
由上圖可知B+樹的根block為root=3，跟蹤該block便可找到具體的inode資料。
Inode資訊
每一個檔案或目錄都對應一個inode，用于描述檔案的基本資訊，除了目錄或連結，inode不攜帶檔案資料。
inode分為3部分，如下；
xfs_dinode_core_t：固定資訊，描述檔案類型、屬性、通路時間等；
data fork：存放資料位置資訊；
extended attribute fork：存放擴充資料位置資訊；
Inode Core
描述檔案的基本資訊，資料結構定義如下：
di_mode：指定檔案類型和通路權限，具體解析參考https://www.xuebuyuan.com/1106749.html
di_format：指定data fork的資料格式，有以下類型：
di_uid：擁有者id；
di_gid：擁有者的組id；
di_atime、di_mtime、di_ctime：通路時間、修改時間、修改屬性時間；
di_size：資料大小，比如檔案的大小；
di_forkoff：實際值要乘以8，是data fork和extended attribute fork的分界線，以data fork為起始，初始值為0，代表沒有extend attribute fork。
Inode number
Inode有個唯一表明身份的number，有兩種格式：相對格式（32位）和絕對格式（64位）。
從上圖可見，絕對格式比相對格式多了AG number部分，中間部分為block序号，右側部分為inode在該block内的序号，可見根據inode number便可得到inode在磁盤的具體位置。sb_agblklog和sb_inoplog的值位于超級塊中。
計算inode所在位置方法：
假設block序号為A，inode序号為B，AG number為C，每個配置設定組的block數目為D，Inode大小為E，block大小為F（這些值可以計算或通過超級塊得到）
則inode所在的block序号 x = C D + A，則inode位址為 y = x F + E * B
data fork
不同檔案類型的data fork形式有所不同，同樣類型的檔案根據大小也會有不同的資料結構，接下來将一一描述。
普通檔案
普通檔案的資料不會放在data fork中，視extent數目大小，有兩種資料形式：
Extent List：每個extent指明存放資料的block位址，周遊該list便可得到全部檔案資料；
B+tree Extent List：由于data fork的容量有限，如果extent數量太多，将采用B+樹的形式存放extent，亦即采用額外的block存放extent。
目錄
有四種形式的目錄：
Shortform目錄：目錄下檔案不多或者檔案名短，也就是data fork能容納下檔案名和檔案inode，則目錄的資料放在data fork中；
Block目錄：data fork存放不下目錄的内容，采用額外的一個block存放；
Leaf目錄：一個block存放不下目錄的内容，把索引資訊從block中抽離，索引資訊用額外一個block存放；
Node目錄：一個block存放不下索引資訊，采用多個block存放索引資訊；
B+樹目錄：data fork已經存放不下資料block extent，采用B+樹方式存放block extent。
連結
有兩種形式的連結：
Shortform連結：data fork能存放下連結的内容，内容即目标檔案的路徑；
Extent連結：采用額外的block存放連結的内容，extent存放block資訊。
結束語
以上就是XFS檔案系統的一些基本資料結構，了解了基本的資料結構使我們能更深入的了解和探索XFS系統，當系統出現問題時也可以更好地分析原因。