【文件系统】 F2FS文件系统学习

一、基本介绍

1、F2FS History

F2FS(Flash Friendly File System)是专门为Nand Flash设计的一个日志型文件系统,于2012年12月合入Linux3.8内核,Google也在2018年(Android P)将其吸收到安卓原生版本中,使所有使用安卓的厂商受益

2、F2FS特点

F2FS可以极大程度上避免碎片产生,相对于传统日志型文件系统,F2FS在wandering tree和gc方面,有一定的优化,可以复用离散的数据页写入数据,显著减少GC带来的卡顿

wandering tree:在文件更新时,指向文件的DIrect Pointer由于数据异地更新,也会随之更新 ,同时指向这个DIrect Pointer的Indirect Pointer也会更新,然后保存这个Indirect Pointer的inode、inode blockmap等结构也需要更新,这样会导致频繁的metadata更新

3、为什么需要F2FS

Nand Flash在更新某个位置的值时,必须先擦除,才能写入新的内容,如果在频繁写入的场景,都需要消耗大量的时间进行擦除,导致整体性能下降。F2FS基于LFS型文件系统,解决了先擦后写的问题,当需要更新某个块时,会重新申请一个未使用的快,将数据写到新的块上,并更新相应的管理数据,这样就避免等待block擦除的开销,并且可以将随机写转化为顺序写,提升性能

不仅仅是提升性能,对写放大也有所降低,这是因为如果按照先擦后写,就会导致某个块频繁被删除,导致写穿寿命到期,成为坏块,而F2FS使用append-only logging策略,按顺序写入数据,天然的在文件系统层做了磨损均衡,延长了设备使用寿命

此外,F2FS支持冷热Node/Data分流,将不经常变动的数据写入冷分区,将经常需要变动的数据写入到热分区,这样在器件回收数据块时,可以根据数据块的冷热进行选择,提高回收效率

二、F2FS 数据结构

1、F2FS Layout

F2FS磁盘布局如下图所示,它考虑了闪存感知和低清理成本

闪存感知:指文件系统匹配闪存物理特性

(a)superblock metadata放在一起,且是头部,提高局部性和并行性

(b)main area起始地址对对齐zoned大小,考虑了FTL工作特性

(c)以section为单位进行文件系统GC

低清理成本:使用Multi-Stream logging实现冷热数据分流
(a)F2FS将整个磁盘划分为若干segment,每个大小为2MB

(b)目前zone,section,segment都是1:1:1的关系,zone的大小与物理设备有关

(c)除superblock外,其他area都有多个segment

(d)1个segment包含512个block,1个block大小为4KB

(1) SuperBlock

该区域占一个segment(2MB),包含两个f2fs_super_block数据结构,每个占用4KB。

struct f2fs_super_block {
	__le32 magic;			/* Magic Number */
	__le16 major_ver;		/* Major Version */
	__le16 minor_ver;		/* Minor Version */
	__le32 log_sectorsize;		/* log2 sector size in bytes */
	__le32 log_sectors_per_block;	/* log2 # of sectors per block */
	__le32 log_blocksize;		/* log2 block size in bytes */
	__le32 log_blocks_per_seg;	/* log2 # of blocks per segment */
	__le32 segs_per_sec;		/* # of segments per section */
	__le32 secs_per_zone;		/* # of sections per zone */
	__le32 checksum_offset;		/* checksum offset inside super block */
	__le64 block_count;		/* total # of user blocks */
	__le32 section_count;		/* total # of sections */
	__le32 segment_count;		/* total # of segments */
	__le32 segment_count_ckpt;	/* # of segments for checkpoint */
	__le32 segment_count_sit;	/* # of segments for SIT */
	__le32 segment_count_nat;	/* # of segments for NAT */
	__le32 segment_count_ssa;	/* # of segments for SSA */
	__le32 segment_count_main;	/* # of segments for main area */
	__le32 segment0_blkaddr;	/* start block address of segment 0 */
	__le32 cp_blkaddr;		/* start block address of checkpoint */
	__le32 sit_blkaddr;		/* start block address of SIT */
	__le32 nat_blkaddr;		/* start block address of NAT */
	__le32 ssa_blkaddr;		/* start block address of SSA */
	__le32 main_blkaddr;		/* start block address of main area */
	__le32 root_ino;		/* root inode number */
	__le32 node_ino;		/* node inode number */
	__le32 meta_ino;		/* meta inode number */
	__u8 uuid[16];			/* 128-bit uuid for volume */
	__le16 volume_name[MAX_VOLUME_NAME];	/* volume name */
	__le32 extension_count;		/* # of extensions below */
	__u8 extension_list[F2FS_MAX_EXTENSION][F2FS_EXTENSION_LEN];/* extension array */
	__le32 cp_payload;
	__u8 version[VERSION_LEN];	/* the kernel version */
	__u8 init_version[VERSION_LEN];	/* the initial kernel version */
	__le32 feature;			/* defined features */
	__u8 encryption_level;		/* versioning level for encryption */
	__u8 encrypt_pw_salt[16];	/* Salt used for string2key algorithm */
	struct f2fs_device devs[MAX_DEVICES];	/* device list */
	__le32 qf_ino[F2FS_MAX_QUOTAS];	/* quota inode numbers */
	__u8 hot_ext_count;		/* # of hot file extension */
	__le16  s_encoding;		/* Filename charset encoding */
	__le16  s_encoding_flags;	/* Filename charset encoding flags */
	__u8 s_stop_reason[MAX_STOP_REASON];	/* stop checkpoint reason */
	__u8 s_errors[MAX_F2FS_ERRORS];		/* reason of image corrupts */
	__u8 reserved[258];		/* valid reserved region */
	__le32 crc;			/* checksum of superblock */
} __packed;

SuperBlock的内容在格式化时候就被确定,通常不会被修改,为了更好的适配VFS层,放在磁盘第一个扇区。它的主要作用是记录整个文件系统的分区信息,包括总的block的数量、已使用的block数量、各区的起始地址、F2FS的默认参数、支持的特性等。在F2FS挂载时,内存会创建一个f2fs_sb_info结构从superblock中读取相关数据。

为了避免文件系统崩溃,它具有2个备份,如果#0损坏,则使用#1恢复,

(2) CheckPoint

该区域占2个segment(4MB),记录了上次卸载F2FS时刻,系统的block、node的分配状态,用于下次挂载F2FS时,恢复整个系统的block,node分配状态,主要作用就是为了保持数据一致性

struct f2fs_checkpoint {
	__le64 checkpoint_ver;		/* checkpoint block version number */
	__le64 user_block_count;	/* # of user blocks */
	__le64 valid_block_count;	/* # of valid blocks in main area */
	__le32 rsvd_segment_count;	/* # of reserved segments for gc */
	__le32 overprov_segment_count;	/* # of overprovision segments */
	__le32 free_segment_count;	/* # of free segments in main area */

	/* information of current node segments */
	__le32 cur_node_segno[MAX_ACTIVE_NODE_LOGS];
	__le16 cur_node_blkoff[MAX_ACTIVE_NODE_LOGS];
	/* information of current data segments */
	__le32 cur_data_segno[MAX_ACTIVE_DATA_LOGS];
	__le16 cur_data_blkoff[MAX_ACTIVE_DATA_LOGS];
	__le32 ckpt_flags;		/* Flags : umount and journal_present */
	__le32 cp_pack_total_block_count;	/* total # of one cp pack */
	__le32 cp_pack_start_sum;	/* start block number of data summary */
	__le32 valid_node_count;	/* Total number of valid nodes */
	__le32 valid_inode_count;	/* Total number of valid inodes */
	__le32 next_free_nid;		/* Next free node number */
	__le32 sit_ver_bitmap_bytesize;	/* Default value 64 */
	__le32 nat_ver_bitmap_bytesize; /* Default value 256 */
	__le32 checksum_offset;		/* checksum offset inside cp block */
	__le64 elapsed_time;		/* mounted time */
	/* allocation type of current segment */
	unsigned char alloc_type[MAX_ACTIVE_LOGS];

	/* SIT and NAT version bitmap */
	unsigned char sit_nat_version_bitmap[];
} __packed;

在运行中,F2FS会定期将当前分配状态写入CheckPoint区域,采用"乒乓操作",如上次写入的是cp#0,下次就会写入cp#1,在此数据结构中有一个checkpoint_ver用来记录版本,如果两个cp都能用,则会选择最新的那个

CheckPoint一般只在F2FS启动时候被读取,用于数据恢复,在运行过程中大部分都是被写,用于记录恢复信息。当F2FS需要通过fsync或umount等命令对系统同步时,F2FS会触发一次CheckPoint机制,主要完成以下工作

Dart 复制代码
a.页缓存的脏node和dentry block会刷写回到磁盘;
b.挂起系统其他的写行为,如create,unlink,mkdir;
c.将系统的meta data,如NAT、SIT、SSA的数据写回磁盘;
d.更新checkpoint的状态,包括checkpoint的版本,NAT和SIT的bitmaps以及journals,SSA,Orphan inode
(3) SIT

SIT(Segment Information Table)区域记录了Main area中各个segment的详细信息,例如该segment中Valid 以及修改时间等,配合GC流程的选择策略,它的大小由Main Area所占用的segment数量确定的

struct f2fs_sm_info {
	struct sit_info *sit_info;		/* whole segment information */
	struct free_segmap_info *free_info;	/* free segment information */
	struct dirty_seglist_info *dirty_info;	/* dirty segment information */
	struct curseg_info *curseg_array;	/* active segment information */

	struct f2fs_rwsem curseg_lock;	/* for preventing curseg change */

	block_t seg0_blkaddr;		/* block address of 0'th segment */
	block_t main_blkaddr;		/* start block address of main area */
	block_t ssa_blkaddr;		/* start block address of SSA area */

	unsigned int segment_count;	/* total # of segments */
	unsigned int main_segments;	/* # of segments in main area */
	unsigned int reserved_segments;	/* # of reserved segments */
	unsigned int additional_reserved_segments;/* reserved segs for IO align feature */
	unsigned int ovp_segments;	/* # of overprovision segments */

	/* a threshold to reclaim prefree segments */
	unsigned int rec_prefree_segments;

	struct list_head sit_entry_set;	/* sit entry set list */

	unsigned int ipu_policy;	/* in-place-update policy */
	unsigned int min_ipu_util;	/* in-place-update threshold */
	unsigned int min_fsync_blocks;	/* threshold for fsync */
	unsigned int min_seq_blocks;	/* threshold for sequential blocks */
	unsigned int min_hot_blocks;	/* threshold for hot block allocation */
	unsigned int min_ssr_sections;	/* threshold to trigger SSR allocation */

	/* for flush command control */
	struct flush_cmd_control *fcc_info;

	/* for discard command control */
	struct discard_cmd_control *dcc_info;
};
(4) NAT

NAT(Segment Information Table)区域记录了node id 与真实地址的关系,其本质是一个中间层,通过该区域,可以避免索引地址,而是索引id号(每个node都有一个nid),NAT的主要作用就是将nid翻译成Main Area中的地址信息,之前的wandering tree问题也是利用了这个区域解决的

在传统的 LFS中,由于使用直接地址索引,当某个数据块被修改后,导致该数据块的管理块递归修改。例如,在A1 -> B1 -> C1 ->D1的索引树中

a.当D1被修改后,会写入新地址D2
b.而C1索引的是D1的地址,此时该地址是invalid的,所以需要更新C1中存储的值,写入C2
c.以此类推,直到A1被写入A2快中,这就是滚雪球效应,修改一个数据引起连锁反应

A1、B1、C1---管理快
D1---数据块

引起此问题的根因是采用直接地址作为索引,F2FS解决该问题的思路是引入一个中间层,即NAT表,负责做地址翻译,避免直接索引地址

a.A1中存储B1的id号,B1存储C1的id号
b.C1直接索引D1的地址
c.当D1被修改后,只需要修改C1和NAT表中C1的地址索引即可(NAT表是inplace更新,先擦后写)
d.由于C1的id号保持不变,所以A1和B1都不需要修改
struct f2fs_nm_info {
	block_t nat_blkaddr;		/* base disk address of NAT */
	nid_t max_nid;			/* maximum possible node ids */
	nid_t available_nids;		/* # of available node ids */
	nid_t next_scan_nid;		/* the next nid to be scanned */
	nid_t max_rf_node_blocks;	/* max # of nodes for recovery */
	unsigned int ram_thresh;	/* control the memory footprint */
	unsigned int ra_nid_pages;	/* # of nid pages to be readaheaded */
	unsigned int dirty_nats_ratio;	/* control dirty nats ratio threshold */

	/* NAT cache management */
	struct radix_tree_root nat_root;/* root of the nat entry cache */
	struct radix_tree_root nat_set_root;/* root of the nat set cache */
	struct f2fs_rwsem nat_tree_lock;	/* protect nat entry tree */
	struct list_head nat_entries;	/* cached nat entry list (clean) */
	spinlock_t nat_list_lock;	/* protect clean nat entry list */
	unsigned int nat_cnt[MAX_NAT_STATE]; /* the # of cached nat entries */
	unsigned int nat_blocks;	/* # of nat blocks */

	/* free node ids management */
	struct radix_tree_root free_nid_root;/* root of the free_nid cache */
	struct list_head free_nid_list;		/* list for free nids excluding preallocated nids */
	unsigned int nid_cnt[MAX_NID_STATE];	/* the number of free node id */
	spinlock_t nid_list_lock;	/* protect nid lists ops */
	struct mutex build_lock;	/* lock for build free nids */
	unsigned char **free_nid_bitmap;
	unsigned char *nat_block_bitmap;
	unsigned short *free_nid_count;	/* free nid count of NAT block */

	/* for checkpoint */
	char *nat_bitmap;		/* NAT bitmap pointer */

	unsigned int nat_bits_blocks;	/* # of nat bits blocks */
	unsigned char *nat_bits;	/* NAT bits blocks */
	unsigned char *full_nat_bits;	/* full NAT pages */
	unsigned char *empty_nat_bits;	/* empty NAT pages */
#ifdef CONFIG_F2FS_CHECK_FS
	char *nat_bitmap_mir;		/* NAT bitmap mirror */
#endif
	int bitmap_size;		/* bitmap size */
};
(5) SSA

SSA(Segment Summary Area)区域主要保存了journal(SIT/NAT临时的修改信息)以及summary(记录逻辑地址和物理地址关系的结构),这个区域主要用于反向索引, 记录了block所属的node信息

/* 4KB-sized summary block structure */
struct f2fs_summary_block {
	struct f2fs_summary entries[ENTRIES_IN_SUM];
	struct f2fs_journal journal;
	struct summary_footer footer;
} __packed;
(6) Main Area

在Main Area中的一个Segment,要么存储的是Node数据,要么存储的是data数据,不能既存node又存data

【参考博客】

[1] [论文阅读] F2FS: A New Filesystem for Flash Storage | Caturra's Blog

[2] f2fs文件系统(一)总体介绍 - 知乎

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