1. 前言

本文主要從總體的角度來了解f2fs，嘗試回答下面的幾個問題來靠近它，這幾個問題包括：

• f2fs是什么？
• 為何引入f2fs?
• f2fs如何工作？

2. f2fs是什么？

F2FS (Flash Friendly File System) 是專門針對SSD、eMMC、UFS等閃存設備設計的文件系統。基于LFS，同時解決了LFS的一些問題。由三星工程師Jaegeuk Kim于2012年10月發布到Linux社區，并于2012年12月進入Linux 3.8 內核主線，初始 版本包含22個patch。初始版本kernel 3.8(2012年)的代碼量為1萬多行，22個提交，截止到kernel 5.8-rc2(2020年)的代碼量為4萬多行，2899個提交。

3. LFS特點

LFS最大的特點是以日志的形式將對文件的修改順序寫入磁盤，化隨機寫入為順序寫入，如上創建文件file1,file2,創建目錄dir1,dir2，對于FFS會有10次的隨機寫入，而對于LFS將以日志的方式一次從內存中寫入, 同時也要寫入inode map，inode map記錄了每個inode所在的block地址，索引為inode號，inode map所在的block地址被記錄在F2FS的CP區域。

Flash memory的特點
（1）Out-place 更新 (非in-place更新)
（2）隨機寫入會增加GC垃圾回收開銷
（3）順序寫入速率高于隨機寫入速率
LFS的特點
（1）Out-place更新
（2）大量的采用順序寫入
因此LFS對Flash memory是友好的文件系統 ，而f2fs基于LFS，因此也是對flash友好的文件系統

LFS的不足：
（1）針對HDD進行優化的文件系統布局
（2）仍然存在Wandering Tree(雪崩)問題
（3）沒有進行冷熱數據分離
（4）磁盤高利用率的情況下垃圾回收成本高

4. f2fs解決了哪些問題？

采用falsh友好的文件系統布局

解決了Wandering Tree（雪崩）問題

傳統的LFS索引結構，由于異地更新在修改文件數據時會引發直接或間接node以及inode和inode map的一系列修改，稱為wandering tree問題

F2FS索引結構，通過引入NAT，保存所有node的信息，間接node不再指向直接node，而是指向NAT區，解決了wandering tree問題

使用Multi-head log，同時將冷熱數據分離

main area分為node block和data block
將node block和data block進行冷熱分離
有效減少GC cost

node block與data block分離, 冷熱數據分離，將不同數據存放到不同的zone中，有利于FTL進行GC垃圾回收，如上圖，假設zone對應flash中的一個block，則zone-aware allocation可以做到冷熱數據分配到不同的zone，也就分配到不同的flash block中

采用自適應的log方式

• Normal logging
  追加式logging,只會向clean segment寫入
  如果沒有空閑空間，需要執行GC操作
  GC操作會帶來隨機讀和順序寫開銷
• Thread logging
  向dirty的segment寫入
  不需要GC操作
  會引起隨機寫入
• Normal logging與thread logging的切換
  當空閑空間低于閥值(e.g.k=5% )將采用thread logging,否則采用normal logging

5. f2fs是如何工作的？

f2fs文件讀取（/File）

• Setp 1首先通過superblock獲取root inode號（==nid,假設為3），通過NAT獲取root inode所在的node block地址
  
• Setp 2 通過root inode找到root目錄的data block地址
  
• Setp 3 通過文件名File遍歷每一個entry，找到File對應的inode號，通過inode號(==nid)查NAT
  
• Setp 4 通過NAT找到File的inode所在的node block地址,它存儲了File的direct node的nid(假設為7)

• Setp 5 通過file的inode找到direct node的nid(假設為7)，通過查找NAT，找到direct node的node block地址
  
• Setp 6 File的direct node中保存著File的data block的地址，根據這些data block地址就可以讀取到File的數據
  

F2FS GC垃圾回收

• GC回收分為foreground gc和background gc
  當沒有足夠空閑的segment（一般是小于reserved segments）時將啟動foreground gc
  當系統沒有進行IO操作時，將啟動background gc thread，回收的時間間隔會根據invalid blocks的多少進行調整
  foreground gc采用greedy算法，只考慮dirty invalid blocks數目； background gc采用cost-benefit算法，還考慮了segment的修改時間

• Cost-benefit算法
  cost_benefit = (1 - u) / 2u * age
  u: 表示valid block在該section中的比例
  1-u: 表示對這個section進行gc后的收益
  2u: 表示對這個section的GC的開銷，讀取Valid block（1個u）然后寫入到到新的segment（再1個u）
  age: 表示上一次修改距離現在的時間差
  NOTE：cost_benefit值越大表示越值得回收

F2FS checkpoint

Checkpoint執行的操作：

將page cache中的dirty node和dentry block flush到磁盤；

Suspend凍結文件系統操作，如create,unlink,mkdir等

文件系統元數據NAT, SIT, SSA寫入磁盤各自區域；

寫checkpont pack部分，主要包括：
Header和footer checkpoint page;
NAT bitmap和SIT bitmap
NAT journal和SIT journal
Active segments的summary blocks
Orphan blocks

F2FS recovery

step 1 創建dir1, file1, file2

step 2 觸發checkpoint，此時數據與元數據保持一致性狀態

step 3 更新file2, 并將記錄file2更新數據塊號的new file2 node作fsync mark標記

step 4 此時更新的new file2后并沒有執行checkpoint，發生了斷電，數據和元數據不一致

step 5 執行修復，首先通過roll-back,找到最新的穩定的checkpoint pack版本

step 6 比較file2 node和new file2 node中所記錄的data block塊號是否相等，如果不相等將執行roll-forward恢復

step 6 執行新的checkpoint

參考文檔

Lee et. al, F2FS: A New File System for Flash Storage, FAST ’15
Linux/Document/filesystems/f2fs.txt
F2FS技術拆解
F2FS源碼分析-1.3 [F2FS 元數據布局部分] Checkpoint結構
f2fs系列文章——sit/nat_version_bitmap
http://www.ssdfans.com/?p=5135 greedy和cost-and-benefit
https://github.com/jasonactions/f2fs-initial f2fs初始版本注釋

總結

以上是生活随笔為你收集整理的f2fs学习笔记 - 1. f2fs概述的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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