device-mapper 塊級(jí)重刪(dm dedup) <3>代碼結(jié)構(gòu)(2)

四、代碼結(jié)構(gòu)(2) space manager

這一篇和下一篇我們來(lái)介紹dm dedup的空間管理的部分和核心流程I/O寫(xiě)流程

在此之前，我們先分析一下用到的資源有哪些，和了解dm dedup的space manager空間管理器

空間管理器，是一個(gè)巨型的數(shù)組，以allocptr申請(qǐng)指針為標(biāo)，對(duì)整個(gè)space進(jìn)行掃描一周(回到current allocptr)。
用來(lái)找到空閑的塊(白色)，并把它分配給一個(gè)hash request，把它變成一個(gè)綠色的塊，并把這個(gè)信息hash_pbn，放到kvs_hash_pbn的表內(nèi)。

kvs_lbn_pbn和kvs_hash_pbn的空間是預(yù)先分配好的，所以這兩個(gè)表的index都是有確定的含義，非常利于查找。

dc->kvs_hash_pbn = dc->mdops->kvs_create_sparse(md, crypto_key_size,sizeof(struct hash_pbn_value),dc->pblocks, unformatted);

dc->kvs_lbn_pbn = dc->mdops->kvs_create_linear(md, 8,sizeof(struct lbn_pbn_value), dc->lblocks, unformatted);

在創(chuàng)建kvs(key value space)的時(shí)候，有兩種選擇，一種是按照l(shuí)inear就是一一映射的lbn-pbn的方式，還有一種是hash index的方式。

其中都會(huì)將ksize和vsize會(huì)在兩種space類(lèi)型不同而會(huì)以不同的方式保存。

① kvs-lbn-pbn，linear的create space方式inram

static struct kvstore *kvs_create_linear_inram(struct metadata *md,u32 ksize, u32 vsize,u32 kmax, bool unformatted)
{
        struct kvstore_inram *kvs;
        u64 kvstore_size, tmp;

        kvs = kmalloc(sizeof(*kvs), GFP_NOIO);
        if (!kvs)
            return ERR_PTR(-ENOMEM);

        kvstore_size = (kmax + 1) * vsize;
        kvs->store = vmalloc(kvstore_size);
        /*確定kvs->store的大小，這里的思想很簡(jiǎn)單，
        就是64 bit的lbn尋址到一個(gè)ksize的pbn上面，一般的pbn也是64 bit*/
        /*kmax是 邏輯設(shè)備的大小，這個(gè)map-table的含義就是lbn-pbn的映射關(guān)系*/

        tmp = kvstore_size;
        (void)do_div(tmp, (1024 * 1024));

        memset(kvs->store, EMPTY_ENTRY, kvstore_size);

        kvs->ckvs.vsize = vsize;
        kvs->ckvs.ksize = ksize;
        kvs->kmax = kmax;

        kvs->ckvs.kvs_insert = kvs_insert_linear_inram;   /*插入api*/
        kvs->ckvs.kvs_lookup = kvs_lookup_linear_inram; /*查找api*/
        kvs->ckvs.kvs_delete = kvs_delete_linear_inram; /*刪除api*/
        kvs->ckvs.kvs_iterate = kvs_iterate_linear_inram; /*迭代api*/
        md->kvs_linear = kvs; 

        return &(kvs->ckvs);
}

我們簡(jiǎn)單看一看kvs_insert_linear_inram和kvs_lookup_linear_inram，刪除和迭代留在垃圾回收的部分介紹。

static int kvs_insert_linear_inram(struct kvstore *kvs, void *key,s32 ksize, void *value,int32_t vsize)
{
    u64 idx;
    char *ptr;
    struct kvstore_inram *kvinram = NULL;

    kvinram = container_of(kvs, struct kvstore_inram, ckvs);

    idx = *((uint64_t *)key);
    ptr = kvinram->store + kvs->vsize * idx; /*以lbn為key,pbn為value的map*/

    memcpy(ptr, value, kvs->vsize);

    return 0;
}

插入的代碼非常簡(jiǎn)單，就可以理解成linear是個(gè) u64 kvs[kmax] 這樣的數(shù)組，lbn是數(shù)組下標(biāo)，而value是數(shù)組內(nèi)容。

static int kvs_lookup_linear_inram(struct kvstore *kvs, void *key,
                   s32 ksize, void *value,
                   int32_t *vsize)
{
    u64 idx;
    char *ptr;
    int r = -ENODATA;
    struct kvstore_inram *kvinram = NULL;

    kvinram = container_of(kvs, struct kvstore_inram, ckvs);

    idx = *((uint64_t *)key);
    ptr = kvinram->store + kvs->vsize * idx;

    if (is_empty(ptr, kvs->vsize))
        return r;

    memcpy(value, ptr, kvs->vsize);
    *vsize = kvs->vsize;

    return 0;
}

② kvs-hash-pbn，sparse的create space方式inram
sparse 的方式和linear不太一樣，它的組織形式會(huì)更加復(fù)雜一些
他要存 key和value兩個(gè)，key_size是采用hash算法的大小，如：md5是128 bit，value是pbn是64 bit

static struct kvstore *kvs_create_sparse_inram(struct metadata *md,
                           u32 ksize, u32 vsize,
                           u32 knummax, bool unformatted)
{
    struct kvstore_inram *kvs;
    u64 kvstore_size, tmp;

    kvs = kmalloc(sizeof(*kvs), GFP_NOIO);

 /* knummax key的最大值這里是按照pbn的最大值申請(qǐng)的，物理設(shè)備的大小*/
    knummax += (knummax * HASHTABLE_OVERPROV) / 100;/*額外申請(qǐng)了十分之一的空間*/

    kvstore_size = (knummax * (vsize + ksize));  /*申請(qǐng)單位是vsize(pbn)64bit ksize(hash_size)128 bit*/

    kvs->store = vmalloc(kvstore_size);

    tmp = kvstore_size;
    (void)do_div(tmp, (1024 * 1024));

    memset(kvs->store, EMPTY_ENTRY, kvstore_size);
    /*將所有的key都預(yù)先變成EMPTY_ENTRY= 0xFB(最新的代碼4.13是0xFF)*/

    kvs->ckvs.vsize = vsize;
    kvs->ckvs.ksize = ksize;
    kvs->kmax = knummax;

    kvs->ckvs.kvs_insert = kvs_insert_sparse_inram; /*插入api*/
    kvs->ckvs.kvs_lookup = kvs_lookup_sparse_inram; /*查找api*/
    kvs->ckvs.kvs_delete = kvs_delete_sparse_inram; /*刪除api*/
    kvs->ckvs.kvs_iterate = kvs_iterate_sparse_inram; /*迭代api*/

    md->kvs_sparse = kvs;

    return &(kvs->ckvs);
}

接下來(lái)看一下插入和查找函數(shù)，這個(gè)函數(shù)會(huì)比linear的難一些，只要一點(diǎn)例子會(huì)很好理解。

看到調(diào)試信息中有初始化的過(guò)程。
其中也包括兩個(gè)寫(xiě)流程包括lookup和insert，為了幫助快速理解，就按照這個(gè)例子來(lái)說(shuō)會(huì)比較容易。

static int kvs_insert_sparse_inram(struct kvstore *kvs, void *key,s32 ksize, void *value, s32 vsize)
{

    u64 idxhead = *((uint64_t *)key); /*無(wú)論key是128bit還是64bit,我們?nèi)?4bit出來(lái)*/
    u32 entry_size, head, tail;
    char *ptr;
    struct kvstore_inram *kvinram = NULL;

    kvinram = container_of(kvs, struct kvstore_inram, ckvs);

    entry_size = kvs->vsize + kvs->ksize;  /*確立每個(gè)單位entry_size，一般是：64bit + 128 bit*/

    head = do_div(idxhead, kvinram->kmax); 
    /*這一步算出具體key在散列的位置，是把idxhead取余為head，
    hash出來(lái)的key相同的概率之前算過(guò)了是非常低，除以kmax取余，
    就是給key在找位置，這個(gè)位置head也一部分key的散列屬性*/

    tail = head;

    /*這個(gè)循環(huán)很逗，雖然我的調(diào)試?yán)餂](méi)有顯示出它起了作用，
    但是我們前面說(shuō)head雖然具有一定的散列屬性，但它在這里并不具有唯一性，
    因?yàn)閗ey本身非常大128bit，他能代表一個(gè)pbn的內(nèi)容的唯一性，
    取余出的head卻是一個(gè)小值，他不能唯一代表pbn,
    雖然你可以認(rèn)為head:150702代表idxhead:0x24100420901436，
    并且在這個(gè)head位置保存它，但它卻沒(méi)有一唯一性，
    那么如果產(chǎn)生了取余后的head所在位置的*ptr已經(jīng)存在了，
    就需要給這個(gè)key另找一個(gè)head來(lái)保存它，代碼這里的做法是向后取，
    找到一個(gè)NULL或者被deleted掉的*ptr，在這個(gè)位置把key記錄下來(lái)*/
    do {
        ptr = kvinram->store + entry_size * head;

    if (is_empty(ptr, entry_size) || is_deleted(ptr, entry_size)) {
        memcpy(ptr, key, kvs->ksize);
        memcpy(ptr + kvs->ksize, value, kvs->vsize);
        return 0;
    }

    head = next_head(head, kvinram->kmax);

    } while (head != tail);

    return -ENOSPC;
}

查找的代碼和插入的代碼，幾乎就是一樣的。
就是在do{}while里先從head開(kāi)始找，找到一樣的key值，就把它的value(pbn)拿出來(lái)。

static int kvs_lookup_sparse_inram(struct kvstore *kvs, void *key,s32 ksize, void *value, int32_t *vsize)
{
    u64 idxhead = *((uint64_t *)key);
    u32 entry_size, head, tail;
    char *ptr;
    struct kvstore_inram *kvinram = NULL;
    int r = -ENODATA;

    kvinram = container_of(kvs, struct kvstore_inram, ckvs);

    entry_size = kvs->vsize + kvs->ksize;
    head = do_div(idxhead, kvinram->kmax);
    tail = head;

    do {
        ptr = kvinram->store + entry_size * head;

        if (is_empty(ptr, entry_size))
            return r;

        if (memcmp(ptr, key, kvs->ksize)) {
            head = next_head(head, kvinram->kmax);
        } else {
            memcpy(value, ptr + kvs->ksize, kvs->vsize);
            return 0;
        }

    } while (head != tail);

    return r;
}

這里可能大家就會(huì)覺(jué)得很奇怪，為什么這里是這么簡(jiǎn)單的搜索方法，為什么不排序等等。

這里我的思考是這樣的：首先這個(gè)是在inram的搜索，所以本身查找的性能還是很高的，其次在這個(gè)key取余的head值，雖然它不具有唯一性，但他具有key的散列屬性，也就是說(shuō)讓它產(chǎn)生沖突的概率都不高，所以在pbn沒(méi)有申請(qǐng)很多的情況下，應(yīng)該都是直接一步就可以找到的，而且就算產(chǎn)生了沖突，它也是向后找，很可能就是下一個(gè)，所以就算碰撞，它保存的位置也具有相關(guān)聯(lián)性，都會(huì)在它的后面的幾個(gè)就可以找到，我認(rèn)為這個(gè)性能應(yīng)該還不錯(cuò)。

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