操作系统-番外-基于NAND存储设备文件系统F2FS

最新推荐文章于 2025-04-17 15:27:00 发布

VioletCherry

最新推荐文章于 2025-04-17 15:27:00 发布

阅读量996

点赞数

CC 4.0 BY-SA版权

分类专栏： OS学习文章标签：操作系统

本文链接：https://blog.youkuaiyun.com/houwanfeimark/article/details/107426854

由于磁盘的机械特征，导致要想提升它的读写速度是非常困难的。因此SSD应运而生，它的读写速度，因为没有磁头，导致其寻道时间几乎为0。

针对闪存ssd的特性，虽然其速度快，我们知道大部分的I/O操作都是随机写，如果不仔细的处理，会严重增加I/O的延迟和缩短SSD的寿命。虽然LFS和BTRFS有效的降低了随机写的影响，但是没有完全考虑到SSD的特性（性能和寿命）

F2FS出现了，它是专门为基于 NAND 的存储设备设计的新型文件系统，F2FS是第一个公开提出以优化性能和寿命并且广泛使用的文件系统，下面我们了解F2FS的设计原理

在这里插入图片描述

F2FS将磁盘分为三块，super block和随机写区域和顺序写区域，和LFS一样，F2FS也是采用segment来管理磁盘，不过和LFS不同的是，F2FS在段上又加了两层概念，连续的多个segment组成Section，连续多个Section又组成一个Zone
Super Block(SB)：超级块，存放F2FS的参数，格式化时写入，不可变
Check Point(CP)：存放文件系统状态，比如空闲空间总量，当前激活segment的摘要信息，CP占用两个segment，但是只有一个是有效的，其存有版本号，只有版本号最高的才是有效的
Segment Information Table(SIT)：记录每个segment的的信息，比如有效块的总数、数据块有效性bitmap，当该segment无有效块时，可以回收
Node Address Table(NAT)：一个记录排序在Main区域的node blocks的块地址表，用于定位所有主区域的索引节点块
Segment Summary Area(SSA)：存储了很多summary项，summary项记录了Main area中块的所有者信息
Main area：包含两种类型的块，一种是node类型，一种是data类型，node类型存放inode和数据块的索引；data存放目录或文件。注意一个Section中不会存在两种类型的块

F2FS文件结构示意图，和前边的LFS和ext结果差不多，F2FS没有ext文件系统的extend树
F2FS解决LFS的“wandering tree”
- LFS存在的问题：如果文件的数据块修改之后，间接地址指针块会递归修改
- F2FS解决方案：引入了NAT结构，当数据块修改时，只有直接地址指针块会修改，间接地址块不会修改，因为间接地址块中存放的不是直接地址块的地址，而是存放的NAT项，修改后的直接地址块地址会存入NAT项中，项的索引并不会变。
- F2FS inode可以内联小数据和扩展属性。默认的配置可以存放3,692 bytes，保留200 bytes用于扩展属性。内联可以减小空间开销和提升I/O性能

目录块的结构，一个目录块分了bitmap、Reserved、dentries、filename四个区域。dentries中有214个dentry，每个占11byte，最多存储214个取决于文件名字长度；filename区域有214个slot，每个slot8byte，最多存储214个，但是如果有文件名超过8byte，那就需要多个slot存储，那么一个块将不能存储214个目录项
dentry结构如上图，包括hash、ino、len(文件名长度)、type
大目录处理，和所有文件系统一样，一个目录如果含有太多的目录项，那么查询就会变慢。ext采用的hash B-tree，F2FS采用的是多级hash表，示意图如下

关于每个level的桶里有多少block，有如下公式

$l e v e l N _ b l o c k n u m = { 2 , N < M A X _ D I R _ H A S H _ D E P T H 2 4 , N ≥ M A X _ D I R _ H A S H _ D E P T H 2$