F2FS论文部分翻译：

2.关于F2FS的设计和实现

 

2.1盘内布局

F2FS的磁盘上数据结构是精心布置，以匹配底层NAND闪存的组织和管理方式。如图1所示，F2FS将整个卷分成固定大小的段。这个段是F2FS中的一个基本管理单元，被用于确定初始文件系统元数据布局。

一个section由连续的段组成，并且zone由一系列section组成。这些单位是

在日志和清洁过程中非常重要，将会在第2.4节和第2.5节中讨论。

F2FS将整个卷分成六个区域：

•Superblock（SB）具有基本分区信息和F2FS的默认参数，在格式化时生成且不可更改。

•检查点（CP）保存文件系统状态、对于有效的NAT/SIT集合的位图（见下文），孤立inode列表以及当前活动段的摘要条目。一个成功的“检查点包”应存储一致的给定时间点的F2FS状态-突然断电事件后的恢复点（第2.7节）。CP区跨两个段（#0和#1）存储两个检查点包：一个用于最后一个稳定版本，另一个用于中间（过时的）版本。

•段信息表（SIT）包含段信息，如有效块的数量以及“Main”区域中所有块有效性的位图（见下文）。检索SIT信息以选择受害者段并在清洗过程中识别其中的有效块（第2.5节）。

•节点地址表（NAT）是找到主区域中存储的所有“节点块”的块地址表。

•段摘要区域（SSA）存储代表主区域中所有块所有者信息的摘要条目，例如父索引节点编号及其节点/数据偏移。SSA条目在清除时迁移有效块之前标识父节点块。

•主区域充满4KB块。每个块都被分配和输入为节点或数据。节点块包含数据块的索引或节点，而数据块包含目录或用户文件数据。注意，section不会同时存储数据和节点块。

鉴于以上磁盘上的数据结构，让我们来演示如何执行文件查找操作。假设文件“/dir/file”，F2FS执行以下步骤：（1） 它通过NAT获得根节点的块来得到根节点；（2）在根inode块中，它从数据块中搜索名为dir的目录条目并获取其inode号；（3）它通过NAT将检索到的inode编号转换为物理位置；（4）它通过读取相应的块得到dir的inode；（5）在dir inode中，它标识名为file的目录条目，最后，获得通过对文件重复步骤（3）和（4）对文件进行索引。

可以通过相应的文件结构获得的索引从主区域检索实际数据。

 

2.2 文件结构

 

最初的LFS引入了inode映射来将inode编号转换为磁盘上的位置。相比之下，F2FS扩展了inode映射的“节点”来定位更多的索引块。每个节点块都有一个唯一的标识号“节点ID”。通过使用节点ID作为索引，NAT服务于所有节点块的物理位置。节点块表示三种类型之一：inode、direct和indirect节点。Inode节点块包含文件的元数据，如文件名、索引节点号、文件大小、atime和dtime。直接节点块包含数据块地址，而间接节点块具有定位其他节点块的节点id。

 

如图2所示，基于F2FS 利用基于指针的直接和间接节点块文件索引以消除更新传播（即“游荡树”问题[27]）。在传统的LFS设计中，如果叶数据被更新，则其直接间接索引块将递归更新。然而，F2FS只更新了一个直接节点块及其NAT条目，有效地解决了游荡树问题。例如，当4KB数据被附加到8MB到4GB的文件中时，LFS递归地更新两个指针块，而F2FS只更新一个直接节点块（不考虑缓存效果）。对于大于4GB的文件，LFS会更新一个指针块（总共三个），而F2FS仍然只更新一个。

 

一个inode节点块包含指向文件数据块的直接指针、两个单间接指针、两个双间接指针和一个三间接指针。F2FS支持内联文件和内联拓展属性，它们在inode块本身中嵌入小型数据或扩展属性。内联减少了空间需求并提高了I/O性能。请注意，许多系统具有小文件和少量扩展属性。默认情况下，如果小于3692字节，F2FS将**数据内联。在inode块中保留200个字节，用于存储扩展属性。

 

2.3 目录结构

 

在F2FS中，4KB目录条目（“dentry”）块由位图和一对插槽和名字数组组成。位图显示每个插槽是否有效。一个插槽携带一个散列值、索引节点号、文件名称的长度和文件类型（如普通文件、目录和符号链接）。目录文件构造多级哈希表来有效管理大量条目。

当F2FS在目录中查找给定的文件名时，它首先计算文件名的哈希值。然后，它从0级递增地遍历构造的哈希表，直到inode中记录的最大分配级别。在每一层中，它扫描一桶两个或四个条目，导致O（log（#of dentry））复杂性。为了更快地找到条目，它按顺序比较了位图，哈希值和文件名。

当首选大目录时（例如，在服务器环境），用户可以将F2FS初始化为许多dentry分配空间。在较低级别使用较大的哈希表时，F2FS更快地到达目标dentry。