F2FS

F2FS（Flash-Friendly File System）是一种闪存档案系统，主要由金载极（김재극）在三星集团研发，适合Linux内核使用。

此档案系统起初是为了NAND闪存的存储设备设计（诸如固态硬盘、eMMC和SD卡），这些设备广泛存在于自移动设备至服务器领域。

三星应用了日志结构档案系统的概念，使它更适合用于储存设备。

## 特性

- 多头日志（Multi-head logging）
- 对目录项的多层哈希表
- 静态/动态冷热数据分离
- 自适应记录方案
- 可配置操作单元
- 双检查点
- 回滚和前滚恢复
- Heap-style块分配
- TRIM/FITRIM支持
- 联机的文件系统/文件碎片整理
- 内联xattrs/数据/目录
- 脱机filesystem check（检查和修复不一致）)
- 线性一致性
- 文件系统级加密
- 脱机调整大小
- 内部定期数据刷新
- 范围缓存

## 设计

### 磁盘上布局

F2FS将整个卷分成多个段（segment），每个段固定为2 MB。一个节（section）由连续的段组成，一个区（zone）由一组节组成。默认情况下，节与区被设置为相同的大小，但用户可以用`mkfs`轻松修改大小。

F2FS将整个卷划分为六个区域，除了超级块（superblock）以外的所有区都由多个段组成，如下所述。

超级块（Superblock，SB）：超级块位于分区起始处，共有两个副本以避免文件系统损坏。它包含基本的分区信息和一些默认的F2FS参数。

检查点（Checkpoint，CP）：检查点包含文件系统信息，有效NAT/SIT集的位图，孤立inode列表，以及当前活动段的摘要条目。

段信息表（SIT）：段信息表包含主区域块的有效块数量和有效位图。

节点地址表（NAT）：节点信息表主区域节点块的地址表。

段摘要区（SSA）：段摘要区包含的条目包含主区域数据和节点块的所有者信息。

主区域（Main Area）：主区域包含文件和目录数据及其索引（indices）。

为了避免文件系统与闪存之间的对齐错误，F2FS将CP的起始块地址与段大小对齐。它还通过在SSA区域中预留一些段来将“主区”起始块地址与区的大小对齐。

### 元数据结构

F2FS使用检查点方案来维护文件系统的完整性。在挂载时，F2FS首先尝试扫描CP区域来查找最后的有效检查点数据。为了缩短扫描时间，F2FS只使用CP的两个副本。其中一个总是指示最后的有效数据，这被称为影子副本机制。除了CP之外，NAT和SIT也使用影子副本机制。为了保证文件系统的一致性，每个CP指向的NAT和SIT副本都是有效的。

### 索引结构

关键的数据结构是“节点”。与传统的文件结构类似，F2FS有三种类型的节点：inode，直接节点，间接节点。F2FS将4 KB分配给一个inode块，其中包含923个数据块索引（data block indices），两个直接节点指针，两个间接节点指针，以及一个double间接节点指针，如下所述。一个直接节点块包含1018个数据块索引，而间接节点块包含1018个节点块索引。因此，一个inode块（即一个文件）涵盖：

```
4&nbsp;KB × (923 + 2×1018 + 2×1018<sup>2</sup> + 1018<sup>3</sup>) = 3.94&nbsp;TB
```

注意，所有节点块都经NAT映射，因此每个节点的位置都经NAT转换。为了缓解漫游树问题，F2FS能够切断叶数据写入引起的节点更新传播。

### 目录结构

一个目录条目（dentry）占用11个字节，由以下属性组成。

hash｜文件名的散列值

ino｜Inode号码

len｜文件名长度

type｜文件类型，如目录、符号链接等。

一个目录条目块由214个目录条目槽及文件名组成。有一个位图用于记录每个目录条目是否有效。一个目录条目块占用4 KB，结构如下：

```
目录条目块 (4 K) = 位图 (27 字节) + 保留 (3 字节) +
                      目录项 (11 * 214 字节) + 文件名 (8 * 214 字节)
```

F2FS为目录结构实现了多级散列表，每一级有一个包含专用散列桶数的散列表，如下所示。“A(2B)”表示桶包含2个数据块。

项：A表示桶（bucket）

B表示块（block）

N表示目录散列最大深度（MAX_DIR_HASH_DEPTH）

```
level #0    A(2B)
level #1    A(2B) - A(2B)
level #2    A(2B) - A(2B) - A(2B) - A(2B)
    ...
level #N/2  A(2B) - A(2B) - A(2B) - A(2B) - A(2B) - ... - A(2B)
    ...
level #N    A(4B) - A(4B) - A(4B) - A(4B) - A(4B) - ... - A(4B)
```

当F2FS在一个目录中找一个文件名时，首先计算出该文件名的散列值，然后F2FS扫描级别#0的散列表一查找由文件名及其inode编号组成的目录条目。如果未找到，F2FS继续查找级别#1的散列表。F2FS通过此方法逐级扫描由1至N的每层散列表。在每一层中，F2FS只需扫描由以下等式确定的一个桶（bucket），因此展现出 O(log(# of files)) 的复杂度。

```
 级别#n中要扫描的桶（bucket）数 = (散列值) % (级别#n中的桶数)
```

在创建文件时，F2FS找到一个能涵盖文件名的空的连续槽。F2FS以同样的方式由1至N查找各级散列表中的空槽。

### 默认的块分配

在运行时，F2FS在“主要区域：”内管理六个活动日志：热/暖/冷节点和热/暖/冷数据。

热节点｜包含直接的目录节点块。

暖节点｜包含除热节点块以外的直接节点块。

冷节点｜包含间接节点块。

热数据｜包含目录条目块。

暖数据｜包含除冷热数据块以外的数据块。

冷数据｜包含多媒体数据或迁移的数据块。

基于日志的文件系统（LFS）有两种空闲空间管理方案：穿插记录（threaded log）与复制并压缩（copy-and-compaction）。后者也称为清理（cleaning），很适合有良好顺序写入性能的设备，因为空闲空间总用于写入新数据。但它会在发生高利用率时遭遇“清理”的开销。穿插记录则受到随机写入性能的影响，但没有“清理”过程。F2FS采用混合方案，默认采用“复制并压缩”，但根据文件系统的状态将策略动态变更为“穿插记录”方案。

为使F2FS与基于闪存的存储保持一致，F2FS以一个节（section）为单位分配一个段（segment）。F2FS预期节的大小与FTL中的垃圾收集单元大小相同。为考虑FTL中的映射粒度，F2FS将活动日志的每个节分配给尽可能多的不同区域。FTL可以根据其映射粒度将活动日志数据写入一个分配单元。

### 清理流程

F2FS在需要时和后台闲置时进行清理。按需清理在没有足够的空闲分段（segments）服务VFS调用时触发。后台清理器由一个内核线程执行，在系统空闲时触发清理作业。

F2FS支持两种受者选择策略：贪婪、成本效益算法。在贪婪算法中，F2FS选择有最小有效块数的受者段。在成本效益算法中，F2FS根据段的年龄和有效块数量选择受者段，以解决贪婪算法中存在的日志块抖动问题。F2FS使用贪婪算法进行按需清理，后台清理器则使用成本效益算法。

为识别受者段中的数据是否有效，F2FS管理了一个位图，其中用一个位元表示一个块的有效性，覆盖主区域所有块的位元流组成了该位图。

## 基本资料

- 开发者：三星电子、摩托罗拉移动和华为
- 全称：Flash-Friendly File System
- 发布：2012-12-20
- 发布：Linux内核 3.8
- 目录内容：多级哈希表
- 文件分配：位图（可用空间）、表
- 最大文件尺寸：3.94TB
- 最大文件数量：取决于卷大小
- 最长文件名：255字节
- 最大卷容量：16TB
- 日期记录：修改 (mtime), 属性修改 (ctime), 访问 (atime)
- 日期分辨率：1 ns
- 属性：POSIX、扩展属性
- 文件系统权限：POSIX、ACL
- 透明压缩：否
- 透明加密：是
- 操作系统：Linux