F2FS源碼分析系列文章

主目錄

一、文件系統布局以及元數據結構

二、文件數據的存儲以及讀寫

F2FS文件數據組織方式

一般文件寫流程

一般文件讀流程

目錄文件讀流程(未完成)

目錄文件寫流程(未完成)

三、文件與目錄的創建以及刪除(未完成)

四、垃圾回收機制

五、數據恢復機制

六、重要數據結構或者函數的分析

文件數據的保存以及物理地址的映射

文件數據的組織方式一般時被設計為inode-data模式，即 每一個文件都具有一個inode，這個inode記錄data的組織關系，這個關系稱為文件結構。例如用戶需要訪問A文件的第1000個字節，系統就會先根據A文件的路徑找到的A的inode，然后從inode找到第1000個字節所在的物理地址，然后從磁盤讀取出來。那么F2FS的文件結構是怎么樣的呢?

如上圖，F2FS中的一個inode，包含兩個主要部分: metadata部分，和數據塊尋址部分。我們重點觀察數據塊尋址部分，分析inode時如何將數據塊索引出來。在圖中，數據塊尋址部分包含direct pointers，single-indirect，double-indirect，以及triple-indirect。它們的含義分別是：

direct pointer: inode內直接指向數據塊(圖右上角Data)的地址數組，即inode->data模式。

single-indirect pointer: inode記錄了兩個single-indirect pointer(圖右上角Direct node)，每一個single-indirect pointer存儲了多個數據塊的地址，即inode->direct_node->data模式。

double-indirect: inode記錄了兩個double-indirect pointer(圖右上角indirect node)，每一個double-indirect pointer記錄了許多single-indirect pointer，每一個single-indirect pointer指向了數據塊，即inode->indirect_node->direct_node->data模式。

triple-indirect: inode記錄了一個triple-indirect pointer(圖右上角indirect node)，每一個triple-indirect pointer記錄了許多double-indirect pointer，每一個double-indirect pointer記錄了許多single-indirect pointer，最后每一個single-indirect pointer指向了數據塊。即inode->indirect_node->indirect_node->direct_node->data模式。

因此，我們可以發現，F2FS的inode結構采取indirect_node，首先在inode內部尋找物理地址，如果找不到再去direct_node找，層層深入。

f2fs_node的結構以及作用

根據上面的分析，我們可以發現一個對于一個較大的文件，它可能包含inode以外的node，去保存一些間接尋址的信息。single-indirect pointer記錄的是數據塊的地址，而double-indirect pointer記錄的是single-indirect pointer的地址，triple-indirect pointer記錄的double-indirect pointer地址。在F2FS中，

inode對應的是f2fs_inode結構，包含了多個direct pointer指向數據塊物理地址；

single-indirect pointer對應的是direct_node結構，包含了多個direct pointer指向物理地址；

double-indirect pointer對應的是indirect_node結構，包含了多個指向direct_node的地址；

triple-indirect pointer對應的也是indirect_node結構，包含了多個指向indirect_node的地址

接下來我們逐個分析F2FS每一個node的具體數據結構。

基本node結構

為了方便F2FS的對node的區分和管理，f2fs_inode和direct_node以及indirect_node都使用了同一個數據結構f2fs_node進行描述，并通過union的方式，將f2fs_node初始化成不同的node形式，它的結構如下:

struct f2fs_node {union {struct f2fs_inode i;struct direct_node dn;struct indirect_node in;};struct node_footer footer; // footer用于記錄node的類型 } __packed;struct node_footer {__le32 nid; /* node id */__le32 ino; /* inode nunmber */__le32 flag; /* include cold/fsync/dentry marks and offset */__le64 cp_ver; /* checkpoint version */__le32 next_blkaddr; /* next node page block address */ } __packed;

其中起到區分是哪一種node的關鍵數據結構是node_footer。如果node_footer的nid和ino相等，則表示這是一個f2fs_inode結構，如果不相等，則表示這是一個direct_node或者indirect_node。

f2fs_inode結構

我們先看f2fs_inode的結構，省略其他元數據的信息，重點關注文件如何索引的，結構如下:

struct f2fs_inode {...__le32 i_addr[DEF_ADDRS_PER_INODE]; // DEF_ADDRS_PER_INODE=923__le32 i_nid[DEF_NIDS_PER_INODE]; // DEF_NIDS_PER_INODE=5... } __packed;

i_addr數組就是前面提及的direct pointer，數組的下標是文件的邏輯位置，數組的值就是flash設備的物理地址。例如文件的第一個頁就對應i_addr[0]，第二個頁就對應i_addr[1]，而i_addr[0]和i_addr[1]所記錄的物理地址，就是文件第一個頁(page)和第二個頁的數據的物理地址，系統可以將兩個物理地址提交到flash設備，將數據讀取出來。

我們可以發現i_addr的數組長度只有923，即一個f2fs_inode只能直接索引到923個頁/塊的地址(約3.6MB)，對于大于3.6MB的文件，就需要使用間接尋址。f2fs_inode的i_nid數組就是為了間接尋址而設計，i_nid數組是一個長度為5的數組，可以記錄5個node的地址。其中

i_nid[0]和i_nid[1]記錄的是direct_node的地址，即對應前述的single-indirect pointer。

i_nid[2]和i_nid[3]記錄的是indirect_node的地址，這兩個indirect_node記錄的是direct_node的地址，即對應前述的double-indirect pointer。

i_nid[4]記錄的是indirect_node的地址，但是這個indirect_node記錄的是indirect_node的地址，即前述的triple-indirect pointer。

direct_node和indirect_node結構

direct_inode以及indirect_inode的結構如下所示，direct_node記錄的是數據塊的地址，indirect_inode記錄的是node的id，系統可以通過nid找到對應的node的地址。

struct direct_node {__le32 addr[ADDRS_PER_BLOCK]; // ADDRS_PER_BLOCK=1018 } __packed;struct indirect_node {__le32 nid[NIDS_PER_BLOCK]; // NIDS_PER_BLOCK=1018 } __packed;

Wandering Tree問題

在第一章的第一節提到，F2FS的設計是為了解決wandering tree的問題，那么現在的設計是如何解決這個問題的呢。假設一個文件發生更改，修改了direct_node里面的某一個block的數據，根據LFS的異地更新特性，我們需要給更改后的數據一個新的block。傳統的LFS需要將這個新的block的地址一層層網上傳遞，直到inode結構。而F2FS的設計是只需要將direct_node對應位置的addr的值更新為新block的地址，從而沒必要往上傳遞，因此解決了wandering tree的問題。

普通文件數據的保存

從上節描述可以知道，一個文件由一個f2fs_inode和多個direct_inode或者indirect_inode所組成。當系統創建一個文件的時候，它會首先創建一個f2fs_inode寫入到flash設備，然后用戶往該文件寫入第一個page的時候，會將數據寫入到main area的一個block中，然后將該block的物理地址賦值到f2fs_inode->i_addr[0]中，這樣就完成了Node-Data的管理關系。隨著對同一文件寫入的數據的增多，會逐漸使用到其他類型的node去保存文件的數據。

經過上面的分析，我們可以計算F2FS單個文件的最大尺寸:

f2fs_inode 直接保存了923個block的數據的物理地址

f2fs_inode->i_nid[0~1] 保存了兩個 direct_node 的地址，這里可以保存 2 x 1018個block的數據

f2fs_inode->i_nid[2~3] 保存了兩個indirect_node 的地址，這兩個其中2個indirect_node保存的是 direct_node 的nid，因此可以保存 2 x 1018 x 1018個block的數據;

f2fs_inode->i_nid[4] 保存了一個indirect_node 的地址，這個indirect_node保存的是 indirect_node 的nid，因此可以保存 1018 x 1018 x 1018個頁的數據

可以得到如下計算公式:
4KB x (923 + 2 x 1018 + 2 x 1018 x 1018 + 1 x 1018 x 1018 x 1018) = 3.93TB
因此F2FS單個文件最多了保存3.93TB數據。

內聯文件數據的保存

從上節可以知道，文件的實際數據是保存在f2fs_inode->i_addr對應的物理塊當中，因此即使一個很小的文件，如1個字節的小文件，也需要一個node和data block才能實現正常的保存和讀寫，也就是需要8KB的磁盤空間去保存一個尺寸為1字節的小文件。而且f2fs_inode->i_addr[923]里面除了f2fs_inode->i_addr[0]保存了一個物理地址，其余的922個i_addr都被閑置，造成了空間的浪費。

因此F2FS為了減少空間的使用量，使用內聯(inline)文件減少這些空間的浪費。它的核心思想是當文件足夠小的時候，使用f2fs_inode->i_addr數組直接保存數據本身，而不單獨寫入一個block中，再進行尋址。因此，如上面的例子，只有1個字節大小的文件，只需要一個f2fs_inode結構，即4KB，就可以同時將node信息和data信息同時保存，減少了一半的空間使用量。

根據上述定義，可以計算得到多大的文件可以使用內聯的方式進行保存，f2fs_inode有尺寸為923的用于保存數據物理地址的數組i_addr，它的數據類型是__le32，即4個字節。保留一個數組成員另做它用，因此內聯文件最大尺寸為: 922 * 4 = 3688字節。

文件讀寫與物理地址的映射的例子

Linux的文件是通過page進行組織起來的，默認page的size是4KB，使用index作為編號。

一個小文件訪問例子

例如一個size=10KB的文件，需要3個page去保存數據，這3個page的編號是0，1，2。當用戶訪問這個文件的第2~6kb的數據的時候，系統就會計算出數據保存在page index = 0和1的page中，然后根據文件的路徑找到對應的f2fs_inode結構，page index = 0和1即對應f2fs_inode的i_addr[0]和i_addr[1]。系統進而從這兩個i_addr讀取物理地址，提交到flash設備將數據讀取出來。

一個大文件訪問例子

假設用戶需要讀取文件第4000個頁(page index = 3999)的數據，
第一步: 那么首先系統會根據文件路徑找到對應的f2fs_inode結構
第二步: 由于4000 >（923 + 1018 + 1018），f2fs_inode->i_addr和f2fs_inode->nid[0]和nid[1]都無法滿足需求，因此系統根據f2fs_inode->nid[2]找到對應的 indirect_node的地址
第三步: indirect_node保存的是direct_node的nid數組，由于 4000 - 923 - 1018 - 1018 = 1041，而一個direct_node只能保存1018個block，因此可以知道數據位于indirect_node->nid[1]對應的direct_node中
第四步: 計算剩下的的偏移(4000-923-1018-1018-1018=23)找到數據的物理地址位于該direct_node的direct_node->addr[23]中。

總結

以上是生活随笔為你收集整理的F2FS源码分析-2.1 [F2FS 读写部分] F2FS文件数据组织方式以及物理地址的映射的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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