f2fs系列之十：f2fs到底如何避免wandering tree的？

名词解释

• f2fs
  flash friend file system，最早由三星开发的一个对flash/SSD 友好的文件系统。

• block
  f2fs中数据读写最小的切片单位，通常4K。没个block 有一个编号，每个编号对应某个偏移的物理切片。包括：

1. data block 专门存放数据
2. node block 专门存放Block 编号，这个编号可以视为NodeID。

• f2fs的索引层次

包括四层：

1. indoe
   文件或目录的索引节点，含义同通常的inode节点，可以理解成文件或目录的最顶层索引。

2. direct pointer:
   包含在inode中，地址直接指向数据块。

3. indirect node
   indirect node是一个node block，里面存放的是Node ID。这个NodeID需要差NAT才能找到对应的数据Node。

4. doubel indirect node:
   indirect node是一个node block，里面存放的是Node ID。这个NodeID需要差NAT才能找到对应的indirect node。

• NAT
  顾名思义，NAT是node address table,是file/directory内逻辑地址到物理地址转换的查找表。

背景

基于LFS的文件系统如果使用平常的多级索引数据结构，会存在wandering tree问题。比如，如果使用下面的多级索
引：

当我们对某个indirect指向的数据更新的时候，基于LFS实现，就需要更新对应的索引树，如下图所示：

显然这样一次更新数据，需要更新三级索引结构，写放大太大。这个问题就是LFS的wandring tree 问题。f2fs是如何解决这个问题的呢？

实现原理

分析上面过程，造成wandring tree的关键是上级索引直接指向了下级索引，基于LFS索引也不能原地更新，这样一旦下级索引有改动，上级索引也需要随之更新。为此，可以在上级索引和下级索引直接引入一层防火墙，来隔离这两者的相互影响，避免更新向上层传播。

f2fs里这里利用的就是NAT(Node Address Table)这个统一的表，用以实现node id和node block的地址映射。
如下图所示：

比如，我们要访问某个文件第11个block的数据块，根据pointer11,找到对应的indirect block，基于inode的索引层次，算出对应物理块地址在这个indirect block内由哪个entry索引，读取对应entry记录的NodeID,查找NAT,得到最终的物理地址。最后基于这个物理地址，访问数据。

相关数据结构

主要的数据结构包括：

• inode

  struct inode {
      ......
      __le32 i_flags;                 /* file attributes */
      __le32 i_pino;                  /* parent inode number */
      __le32 i_namelen;               /* file name length */
      __u8 i_name[F2FS_NAME_LEN];     /* file name for SPOR */
      __u8 i_dir_level;               /* dentry_level for large dir */
      ......
      union {
              struct { // for what usage?
                      __le16 i_extra_isize;   /* extra inode attribute size */
                      __le32 i_inode_checksum;/* inode meta checksum */
                      __le64 i_crtime;        /* creation time */
                      __le32 i_crtime_nsec;   /* creation time in nano scale */
                      __le32 i_extra_end[0];  /* for attribute size calculation */
              } __packed;
              __le32 i_addr[DEF_ADDRS_PER_INODE];     /* Pointers to data blocks */
      };
      __le32 i_nid[DEF_NIDS_PER_INODE];       /* direct(2), indirect(2),
                                              double_indirect(1) node id */
  } __packed;

• node

struct direct_node {
        __le32 addr[ADDRS_PER_BLOCK];   /* array of data block address */
} __packed;

struct indirect_node {
        __le32 nid[NIDS_PER_BLOCK];     /* array of data block address */
} __packed;
struct f2fs_node {
        /* can be one of three types: inode, direct, and indirect types */
        union {
                struct f2fs_inode i;
                struct direct_node dn;
                struct indirect_node in;
        };
        struct node_footer footer;
} __packed;

• nat

/*
 * For NAT entries
 */
#define NAT_ENTRY_PER_BLOCK (PAGE_SIZE / sizeof(struct f2fs_nat_entry))

struct f2fs_nat_entry {
        __u8 version;           /* latest version of cached nat entry */
        __le32 ino;             /* inode number */
        __le32 block_addr;      /* block address */
} __packed;

struct f2fs_nat_block {
        struct f2fs_nat_entry entries[NAT_ENTRY_PER_BLOCK];
} __packed;

NAT的更新

根据上面流程可以看到，写文件的过程中实际也会更新对应的NAT。那么，NAT 是每一次IO都需要更新吗？如果这样，也会有一次写放大，为此实际工程中可以把这些更新攥在一起落盘，减少整体写的次数。

那么如果不及时更新，掉电怎么办？可以把NAT的更新也以log strucuture 的形式追加落盘，在f2fs 做checkpoint的时候，把这些更新统一写入NAT，然后回收先前的NAT 更新日志空间，流程参考：http://xiaqichao.cn/wordpress/?p=211

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