1. 前言
本文主要从总体的角度来了解f2fs，尝试回答下面的几个问题来靠近它，这几个问题包括：
- f2fs是什么？
- 为何引入f2fs?
- f2fs如何工作？
2. f2fs是什么？
F2FS (Flash Friendly File System) 是专门针对SSD、eMMC、UFS等闪存设备设计的文件系统。基于LFS，同时解决了LFS的一些问题。由三星工程师Jaegeuk Kim于2012年10月发布到Linux社区，并于2012年12月进入Linux 3.8 内核主线，初始 版本包含22个patch。初始版本kernel 3.8(2012年)的代码量为1万多行，22个提交，截止到kernel 5.8-rc2(2020年)的代码量为4万多行，2899个提交。
3. LFS特点
LFS最大的特点是以日志的形式将对文件的修改顺序写入磁盘，化随机写入为顺序写入，如上创建文件file1,file2,创建目录dir1,dir2，对于FFS会有10次的随机写入，而对于LFS将以日志的方式一次从内存中写入, 同时也要写入inode map，inode map记录了每个inode所在的block地址，索引为inode号，inode map所在的block地址被记录在F2FS的CP区域。
Flash memory的特点
（1）Out-place 更新 (非in-place更新)
（2）随机写入会增加GC垃圾回收开销
（3）顺序写入速率高于随机写入速率
LFS的特点
（1）Out-place更新
（2）大量的采用顺序写入
因此LFS对Flash memory是友好的文件系统 ，而f2fs基于LFS，因此也是对flash友好的文件系统
LFS的不足：
（1）针对HDD进行优化的文件系统布局
（2）仍然存在Wandering Tree(雪崩)问题
（3）没有进行冷热数据分离
（4）磁盘高利用率的情况下垃圾回收成本高
4. f2fs解决了哪些问题？
采用falsh友好的文件系统布局
解决了Wandering Tree（雪崩）问题
传统的LFS索引结构，由于异地更新在修改文件数据时会引发直接或间接node以及inode和inode map的一系列修改，称为wandering tree问题
F2FS索引结构，通过引入NAT，保存所有node的信息，间接node不再指向直接node，而是指向NAT区，解决了wandering tree问题
使用Multi-head log，同时将冷热数据分离
main area分为node block和data block
将node block和data block进行冷热分离
有效减少GC cost
node block与data block分离, 冷热数据分离，将不同数据存放到不同的zone中，有利于FTL进行GC垃圾回收，如上图，假设zone对应flash中的一个block，则zone-aware allocation可以做到冷热数据分配到不同的zone，也就分配到不同的flash block中
采用自适应的log方式
- Normal logging
追加式logging,只会向clean segment写入
如果没有空闲空间，需要执行GC操作
GC操作会带来随机读和顺序写开销 - Thread logging
向dirty的segment写入
不需要GC操作
会引起随机写入 - Normal logging与thread logging的切换
当空闲空间低于阀值(e.g.k=5% )将采用thread logging,否则采用normal logging
5. f2fs是如何工作的？
f2fs文件读取（/File）
- Setp 1首先通过superblock获取root inode号（==nid,假设为3），通过NAT获取root inode所在的node block地址
- Setp 2 通过root inode找到root目录的data block地址
- Setp 3 通过文件名File遍历每一个entry，找到File对应的inode号，通过inode号(==nid)查NAT
- Setp 4 通过NAT找到File的inode所在的node block地址,它存储了File的direct node的nid(假设为7)
- Setp 5 通过file的inode找到direct node的nid(假设为7)，通过查找NAT，找到direct node的node block地址
- Setp 6 File的direct node中保存着File的data block的地址，根据这些data block地址就可以读取到File的数据
F2FS GC垃圾回收
- GC回收分为foreground gc和background gc
当没有足够空闲的segment（一般是小于reserved segments）时将启动foreground gc
当系统没有进行IO操作时，将启动background gc thread，回收的时间间隔会根据invalid blocks的多少进行调整
foreground gc采用greedy算法，只考虑dirty invalid blocks数目； background gc采用cost-benefit算法，还考虑了segment的修改时间 - Cost-benefit算法
cost_benefit = (1 - u) / 2u * age
u: 表示valid block在该section中的比例
1-u: 表示对这个section进行gc后的收益
2u: 表示对这个section的GC的开销，读取Valid block（1个u）然后写入到到新的segment（再1个u）
age: 表示上一次修改距离现在的时间差
NOTE：cost_benefit值越大表示越值得回收
F2FS checkpoint
Checkpoint执行的操作：
- 将page cache中的dirty node和dentry block flush到磁盘；
- Suspend冻结文件系统操作，如create,unlink,mkdir等
- 文件系统元数据NAT, SIT, SSA写入磁盘各自区域；
- 写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 创建dir1, file1, file2
step 2 触发checkpoint，此时数据与元数据保持一致性状态
step 3 更新file2, 并将记录file2更新数据块号的new file2 node作fsync mark标记
step 4 此时更新的new file2后并没有执行checkpoint，发生了断电，数据和元数据不一致
step 5 执行修复，首先通过roll-back,找到最新的稳定的checkpoint pack版本
step 6 比较file2 node和new file2 node中所记录的data block块号是否相等，如果不相等将执行roll-forward恢复
step 6 执行新的checkpoint
参考文档
Lee et. al, F2FS: A New File System for Flash Storage, FAST ’15
Linux/Document/filesystems/f2fs.txt
F2FS技术拆解
F2FS源码分析-1.3 [F2FS 元数据布局部分] Checkpoint结构
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初始版本注释
