F2FS源代码分析系列文章主目录1、 文件系统布局和元数据结构的总体结构(超级块区域检查点区域段信息表区域(SIT )节点地址表区域(NAT )段摘要区域) Area区域文件数据的保存和读写三、文件和目录的创建和删除(未完成)四、垃圾回收机构五、数据恢复机构六、重要数据结构或函数的分析F2FS概要F2FS都与Flash Friendly File System 作为专门为闪存设备设计的日志结构化文件系统(log-structuredFred )，相对于传统的日志结构化文件系统，F2FS在处理wandering tree和gc的高时间开销等问题方面，有了一定的改进和最优
wandering tree问题：在传统的LFS中，当文件数据被更新或写入日志末尾时，指向文件数据存储位置的直接指针也会更新，而指向该直接指针的间接指针也会更新
33558www.Sina.com/LFS是对变更后的数据执行异地更新的特性，因此在数据被更新为新的地址之后，旧地址的回收和再利用的过程被称为垃圾回收(GC )
F2FS系统特性F2FS的基本数据单位高gc开销问题：F2FS的数据存储基本单位为block，大小为4KB，整个闪存设备格式化为由多个block组成的结构。 许多数据结构也设计为4KB大小。 这是因为许多flash设备的单次IO读写操作都是基于4KB的倍数进行的。block:segment是一种管理块的机制，一个segment的大小为512个块，即2MB。segment:默认下，一个segment等于一个section，section是GC的基本操作单位，每次GC都在section中选择并回收特定的segment。 F2FS将section分为6类，分别是hot-node、warm-node、cold-node、hot-data、warm-data、cold-data、hot-cold是否为数据较高者由于LFS异地刷新功能F2FS是日志结构化文件系统(LFS )，因此将使用section:策略。 用一个简单的例子就可以说明什么是异地更新。 假设有某个文件，该文件数据被保存在物理地址100的位置。 此时，用户更新：文件的内容
zone:使用就地更新策略将更新的数据写入物理地址100。
当使用异地更新场外更新策略时，首先新的物理地址101被分配，接着数据被写入到新的物理地址101，接着文件指针指向新的物理地址101，最后
这个设计的优点是：
可以将随机写入转换为顺序写入，以提高性能。 flash的粒子program的寿命有限，通过LFS的异地更新特性，可以使其具有磨损平衡。 但是，LFS也有一些缺点。 最明显的缺点之一是F2FS回收旧的物理地址。 此过程称为垃圾回收(GC )，错误的GC机会会影响系统性能。 另一个缺点是LFS依赖Checkpoint来保证一致性，但是Checkpoint不是每次写入数据都进行，而是隔一段时间进行Checkpoint，因此除了jfs(journalfilesystem )之外
多头记录特性Log区域是指在文件系统中分配了free block (空闲且未写入数据的块)的区域，例如在需要向F2FS的文件写入新数据的情况下，在Log区域中传统的LFS通常维护一个较大的日志空间，所有数据分配都由该较大的日志空间处理，而F2FS根据数据的访问冷热特性不同，每个LFS维护6个日志空间，分别为：
非LFS::用于目录的direct node。 因为打开和读取目录是最频繁的操作。 http://www.Sina.com//普通文件的direct node到http://www.Sina.com//indirect
node使用，一般而言只有较大的文件才会使用到这个log区域。HOT DATA区域：给目录的数据使用，目录数据记录了当前目录有多少个子文件、子文件夹。WARM DATA区域：给普通文件的数据使用，常规的fwrite/write函数写入的数据都是在这里分配。COLD DATA区域：给不频繁修改的数据使用，如多媒体文件(多为只读文件)，或者用户指定的只读文件，如GC产生写的数据(gc会挑热度最低的数据)。注: direct node、indirect node的概念和作用会在第二章的第一节进行介绍。
F2FS的闪存设备物理区域布局通过mkfs.f2fs工具，可以将整个flash设备格式化成特定的格式。整个存储设备区域被F2FS格式化为6个区域，分别是Superblock，Checkpoint，Segment Info Table，Node Address Table，Segment Summary Area，以及Main Area。前5个区域总称为元数据区域(Metadata Area)，保存的是跟F2FS直接相关的元信息，而最后一个区域是保存文件数据的主要区域，主要保存了node数据、文件data数据、目录数据。它们的作用分别是:
Superblock: 记录整个文件系统的分区信息，包括一共有多少个block，使用了多少block这些最基本同时也是最重要的信息。F2FS在挂载的时候，会创建一个内存数据结构struct f2fs_sb_info，然后从设备的Superblock区域读取相关数据。
Checkpoint: 记录了上次卸载F2FS的时刻，系统的block、node等分配状态(如当前free block分配了到哪个位置)，用于给下次挂载F2FS的时候，复原整个系统的block、node的分配状态。在F2FS的运行过程中，F2FS会定时将当前的block、node分配状态写入Checkpoint区域，用于由于F2FS被关闭/崩溃时恢复数据。Checkpoint在内存中对应的数据结构是struct f2fs_checkpoint。
Segment Information Table(SIT): 保存了每一个segment的信息，例如这个segment已经分配了多少个block、哪一个block正在使用，哪一个block是无效的需要回收。通过这些信息去管理已经被使用了的block和未使用的block，使系统可以合理分配block。每一个segment都对应了一个segment number(segno)，系统可以通过segno快速地查询到该segment的分配信息。SIT在内存中对应的数据结构是struct f2fs_sm_info。
Node Address Table(NAT): 建立了一张表保存了每一个node的物理地址信息。F2FS的每一个node都有一个node id(nid)，系统可以通过nid在NAT找到对应node的物理地址，从而在闪存设备读取出来。NAT在内存中对应的数据结构是struct f2fs_nm_info。
Segment Summary Area(SSA): 这个区域主要保存了jounal(SIT/NAT临时的修改信息)以及summary(记录了逻辑地址和物理地址关系的结构，主要用与GC)。SSA区域在内存中没有专门的数据结构。
Main Area: Main Area被4KB大小的block所填充，这些block可以分配给文件的data或者文件的node，是F2FS的主要数据保存区域。