0.2秒居然复制了100G文件？

太过爱你忘了你带给我的痛 2022-08-28 05:50 114阅读 0赞

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转自：OSC开源社区

**cp 引发的思考**

今天同事用 `cp` 命令，把他给惊到了！

背景是这样的：他用 `cp` 拷贝了一个 100 G的文件，竟然一秒不到就拷贝完成了！

用 `ls` 看一把文件，显示文件确实是 100 G。

sh-4.4# ls -lh
    -rw-r--r-- 1 root root 100G Mar  6 12:22 test.txt

但是copy起来为什么会这么快呢？

sh-4.4# time cp ./test.txt ./test.txt.cp
    
    real 0m0.107s
    user 0m0.008s
    sys 0m0.085s

一个 SATA 机械盘的写能力能到 150 M/s （大部分的机械盘都是到不了这个值的）就算非常不错了，正常情况下，copy 一个 100G 的文件至少要 682 秒 ( 100 G/ 150 M/s )，也就是 11 分钟。

实际情况却是 `cp` 一秒没到就完成了工作，惊呆了，为啥呢？

更诡异的是：他的文件系统只有 40 G，为啥里面会有一个 100 G的文件呢？

同事把我找来，看看这个诡异的问题。

##  ##

**分析文件**

我让他先用 `du` 命令看一下，却只有 2M ，根本不是100G，这是怎么回事？

sh-4.4# du -sh ./test.txt
    2.0M ./test.txt

再看 `stat` 命令显示的信息：

sh-4.4# stat ./test.txt
      File: ./test.txt
      Size: 107374182400 Blocks: 4096       IO Block: 4096   regular file
    Device: 78h/120d Inode: 3148347     Links: 1
    Access: (0644/-rw-r--r--)  Uid: (    0/    root)   Gid: (    0/    root)
    Access: 2021-03-13 12:22:00.888871000 +0000
    Modify: 2021-03-13 12:22:46.562243000 +0000
    Change: 2021-03-13 12:22:46.562243000 +0000
     Birth: -

`stat` 命令输出解释：

1.  Size 为 107374182400（知识点：单位是字节），也就是 100G ；
2.  Blocks 这个指标显示为 4096（知识点：一个 Block 的单位固定是 512 字节，也就是一个扇区的大小），这里表示为 2M；

**划重点**：

*  Size 表示的是**文件大小**，这个也是大多数人看到的大小；
 *  Blocks 表示的是**物理实际占用空间**；

同事问道：**“****文件大小和实际物理占用**，这两个竟然不是相同的概念 ！为什么是这样？ **”**

“看来，我们必须得深入文件系统才能理解了，来，我给你好好讲讲。”

**文件系统**

文件系统听起来很高大上，通俗话就用来**存数据的一个容器**而已，本质和你的行李箱、仓库没有啥区别，只不过文件系统存储的是数字产品而已。

我有一个视频文件，我把这个视频放到这个文件系统里，下次来拿，要能拿到我完整的视频文件数据，这就是文件系统，**对外提供的就是存取服务**。

##  ##

**现实的存取场景**

例如你到火车站使用寄存服务：

**存行李的时候**，是不是要登记一些个人信息？对吧，至少自己名字要写上。可能还会给你一个牌子，让你挂手上，这个东西就是为了标示每一个唯一的行李。

![142d8b357fbf98996352526f8f5b352f.gif][]

**取行李的时候**，要报自己名字，有牌子的给他牌子，然后工作人员才能去特定的位置找到你的行李

![3079e365d0b05572448087994c4fe55c.gif][]

**划重点：存的时候必须记录一些关键信息（记录ID、给身份牌），取的时候才能正确定位到。**

##  ##

**文件系统**

回到我们的文件系统，对比上面的行李存取行为，可以做个简单的类比；

1.  登记名字就是在文件系统记录文件名；
2.  生成的牌子就是元数据索引；
3.  你的行李就是文件；
4.  寄存室就是磁盘（容纳东西的物理空间）；
5.  管理员整套运行机制就是文件系统；

上面的对应并不是非常严谨，仅仅是帮助大家理解文件系统而已，让大家知道其实文件系统是非常朴实的一个东西，思想都来源于生活。

##  ##

**空间管理**

现在思考文件系统是怎么管理空间的？

如果，一个连续的大磁盘空间给你使用，你会怎么使用这段空间呢？

直观的一个想法，我把进来的数据就完整的放进去。

![90ec454f8ed164d37ee48765e2fb4ff0.gif][]

这种方式非常容易实现，属于眼前最简单，以后最麻烦的方式。因为会造成很多空洞，明明还有很多空间位置，但是由于整个太大，形状不合适（数据大小），哪里都放不下。因为你要放一个完整的空间。

怎么改进？有人会想，既然整个放不进去，那就剁碎了呗。这里塞一点，那里塞一点，就塞进去了。

对，思路完全正确。**改进的方式就是切分，把空间按照一定粒度切分**。每个小粒度的物理块命名为 Block，每个 Block 一般是 4K 大小，用户数据存到文件系统里来自然也是要切分，存储到磁盘上各个角落。

![011ef2da37b1839672c31d7fe4327b0b.gif][]

图示标号表示这个完整对象的 Block 的序号，用来复原对象用的。

随之而来又有一个问题：你光会切成块还不行，取文件数据的时候，还得把它们给组合起来才行。

**所以，要有一个表记录文件对应所有 Block 的位置**，这个表被文件系统称为**inode**。

写文件的流程是这样的：

1.  先写数据：数据先按照 Block 粒度存储到磁盘的各个位置；
2.  再写元数据：然后把 Block 所在的各个位置保存起来，即inode（我用一本书来表示）；

![a2b3e924c74c1ba80450711c5f14627f.gif][]

读文件流程则是：

1.  先读inode，找到各个 Block 的位置；
2.  然后读数据，构造一个完整的文件，给到用户；

![26e1bba547f8d63ce9db7da0c5b7806e.gif][]

##  ##

**inode/block 概念**

好，我们现在来看看inode，直观地感受一下：

![5904eb7b1c78ae43709f5a374dcc07f0.png][]

这个inode有文件元数据和Block数组（长度是15），数组中前两项指向Block 3和Block 11，表示数据在这两个块中存着。

你肯定会意识到：Block数组只有15个元素，每个Block是4K， 难道一个文件最大只能是 15 \* 4K = 60 K ?

这是绝对不行的！

最简单的办法就是：把这个Block数组长度给扩大！

比如我们想让文件系统最大支持100G的文件，Block数组需要这么长：

(100\*1024\*1024)/4 = 26214400

Block数组中每一项是4个字节，那就需要(26214400\*4)/1024/1024 = **100M**

为了支持100G的文件，我们的Block数组本身就得100M ！

并且对每个文件都是如此 ！即使这个文件只有1K！ **这将是巨大浪费！**

肯定不能这么干，解决方案就是**间接索引**，按照约定，把这 15 个槽位分作 4 个不同类别来用：

1.  前 12 个槽位（也就是 0 - 11 ）我们成为**直接索引**；
2.  第 13 个位置，我们称为 **1 级索引**；
3.  第 14 个位置，我们称为 **2 级索引**；
4.  第 15 个位置，我们称为 **3 级索引**；

![56fd2d077855d2b12467623ae622fe56.png][]

**直接索引**：能存 12 个 block 编号，每个 block 4K，就是 48K，也就是说，48K 以内的文件，前 12 个槽位存储编号就能完全 hold 住。

**一级索引**：

也就是说这里存储的编号指向的 block 里面存储的也是 block 编号，里面的编号指向用户数据。一个 block 4K，每个元素 4 字节，也就是有 1024 个编号位置可以存储。

所以，一级索引能寻址 4M（1024 \* 4K）空间 。

![eb5a2ea93f90c8cf578664b359835d37.png][]

**二级索引**：

二级索引是在一级索引的基础上多了一级而已，换算下来，有了 4M 的空间用来存储用户数据的编号。所以二级索引能寻址 4G (4M/4 \* 4K) 的空间。

![561122d87a686ca363c2bae75b4fcd04.png][]

**三级索引**：

三级索引是在二级索引的基础上又多了一级，也就是说，有了 4G 的空间来存储用户数据的 block 编号。所以二级索引能寻址 4T （4G/4 \* 4K） 的空间。

![650c51855ca464fa9cb5e842730d3ee0.png][]

所以，在这种文件系统（如ext2）上，通过这种间接块索引的方式，最大能支撑的文件大小 = 48K + 4M + 4G + 4T ，约等于 4 T。

**这种多级索引寻址性能表现怎么样？**

在不超过 12 个数据块的小文件的寻址是最快的，访问文件中的任意数据理论只需要两次读盘，一次读 inode，一次读数据块。

访问大文件中的数据则需要最多五次读盘操作：inode、一级间接寻址块、二级间接寻址块、三级间接寻址块、数据块。

##  ##

**为什么cp那么快？**

接下来我们要写入一个奇怪的文件，这个文件很大，但是真正的数据只有8K：

在\[0,4K\]这位置有4K的数据

在\[1T , 1T+4K\] 处也有4K数据

中间没有数据，这样的文件该如何写入硬盘？

1.  创建一个文件，这个时候分配一个 inode；
2.  在 \[ 0，4K \] 的位置写入 4K 数据，这个时候只需要 一个 block，把这个编号写到 `block[0]` 这个位置保存起来；
3.  在 \[ 1T，1T+4K \] 的位置写入 4K 数据，这个时候需要分配一个 block，因为这个位置已经落到三级索引才能表现的空间了，所以需要还需要分配出 3 个索引块；
4.  写入完成，close 文件；

**实际存储如图**：

![b6c0d7315150f175ffe0a96af0d37fd8.png][]

这个时候，我们的文件看起来是超大文件，size 等于 **1T+4K** ，但里面**实际的数据只有 8 K**，位置分别是 \[ 0，4K \] ，\[ 1T，1T+4K \]。

由于没写数据的地方不用分配物理block块，所以实际占用的物理空间只有8K。

**重点：文件 size 只是 inode 里面的一个属性，实际物理空间占用则是要看用户数据放了多少个 block ，没写数据的地方不用分配物理block块。**

**这样的文件其实就是稀疏文件， 它的逻辑大小和实际物理空间是不相等的。**

所以当我们用cp命令去复制一个这样的文件时，那肯定迅速就完成了。

##  ##

**总结**

好，我们再深入思考下，文件系统为什么能做到这一点？

1.  首先，最关键的是把磁盘空间切成离散的、定长的 block 来管理；
2.  然后，通过 inode 能查找到所有离散的数据（保存了所有的索引）；
3.  最后，实现索引块和数据块空间的后分配；

这三点是层层递进的。

####  ####

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