imported>Cewbot：清理跨語言連結文件系统级加密成為內部連結:編輯摘要的紅色連結經繁簡轉換後存在，非bot錯誤編輯 (本次機械人作業已完成15.8%)

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清理跨語言連結文件系统级加密成為內部連結:編輯摘要的紅色連結經繁簡轉換後存在，非bot錯誤編輯 (本次機械人作業已完成15.8%)

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{{Infobox filesystem
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| developer = [[三星电子]]、[[摩托罗拉移动]]和[[华为]]
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| title=F2FS File-System Merged Into Linux 3.8 Kernel
| author=[[Michael Larabel]]
| date=2012-12-22
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| introduction_os = [[Linux内核]] 3.8<ref>[http://www.phoronix.com/scan.php?page=news_item&px=MTI1OTU Pull new F2FS filesystem from Jaegeuk Kim] {{Wayback|url=http://www.phoronix.com/scan.php?page=news_item&px=MTI1OTU |date=20130405220307 }} merged by Linus Torvalds</ref>
| partition_id =
| directory_struct = 多级[[哈希表]]
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| max_file_size = 3.94[[terabyte|TB]]
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}}
'''F2FS'''（{{langx|en|'''Flash-Friendly File System'''}}）是一種[[快閃記憶體檔案系統]]，主要由[[金載極]]（{{langx|ko|김재극}}）在[[三星集团]]研發，适合[[Linux内核]]使用<ref>[https://lwn.net/Articles/518718/ f2fs: introduce flash-friendly file system] {{Wayback|url=https://lwn.net/Articles/518718/ |date=20180111020654 }} by Kim Jaegeuk</ref>。

此檔案系統起初是為了[[闪存|NAND闪存]]的存储设备設計（诸如[[固态硬盘]]、[[多媒體記憶卡|eMMC]]和[[SD卡]]），这些设备广泛存在于自[[移动设备]]至[[服务器]]领域。

三星應用了日誌結構檔案系統的概念，使它更適合用於儲存設備。

== 特性 ==

* 多头日志（Multi-head logging）
* 对目录项的多层哈希表
* 静态/动态冷热数据分离
* 自适应记录方案
* 可配置操作单元
* 双检查点
* 回滚和前滚恢复
* Heap-style块分配
* [[Trim命令|TRIM/FITRIM]]支持<ref>{{cite web
| url=http://www.gossamer-threads.com/lists/linux/kernel/2012038#2012038
| title=f2fs: introduce FITRIM in f2fs_ioctl
| author=Jaegeuk Kim
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* 联机的文件系统/文件[[碎片整理]]<ref>{{cite web
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| title=f2fs: support file defragment
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* 内联xattrs<ref>{{cite web
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| title=f2fs: add flags for inline xattrs
| author=Jaegeuk Kim
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| title=f2fs: Enable f2fs support inline data
| author=Huajun Li
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* 脱机{{tsl|en|Fsck|filesystem check|文件系统检查}}（检查和修复不一致）<ref>{{cite web
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* [[线性一致性]]<ref>{{cite web
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| title=f2fs: support atomic_write feature for database
| author=Jaegeuk Kim
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* [[文件系统级加密]]<ref>{{cite web
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* 内部定期数据刷新<ref>{{cite web
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== 设计 ==
{{Refimprove section}}

=== 磁盘上布局 ===

F2FS将整个卷分成多个段（segment），每个段固定为2 MB。一个节（section）由连续的段组成，一个区（zone）由一组节组成。默认情况下，节与区被设置为相同的大小，但用户可以用<code>mkfs</code>轻松修改大小。

F2FS将整个卷划分为六个区域，除了超级块（superblock）以外的所有区都由多个段组成，如下所述。

; 超级块（Superblock，SB）
: 超级块位于分区起始处，共有两个副本以避免文件系统损坏。它包含基本的分区信息和一些默认的F2FS参数。
; 检查点（Checkpoint，CP）
: 检查点包含文件系统信息，有效NAT/SIT集的位图，孤立inode列表，以及当前活动段的摘要条目。
; 段信息表（SIT）
: 段信息表包含主区域块的有效块数量和有效位图。
; 节点地址表（NAT）
: 节点信息表主区域节点块的地址表。
; 段摘要区（SSA）
: 段摘要区包含的条目包含主区域数据和节点块的所有者信息。
; 主区域（Main Area）
: 主区域包含文件和目录数据及其索引（indices）。

为了避免文件系统与闪存之间的对齐错误，F2FS将CP的起始块地址与段大小对齐。它还通过在SSA区域中预留一些段来将“主区”起始块地址与区的大小对齐。

=== 元数据结构 ===

F2FS使用检查点方案来维护文件系统的完整性。在挂载时，F2FS首先尝试扫描CP区域来查找最后的有效检查点数据。为了缩短扫描时间，F2FS只使用CP的两个副本。其中一个总是指示最后的有效数据，这被称为影子副本机制。除了CP之外，NAT和SIT也使用影子副本机制。为了保证文件系统的一致性，每个CP指向的NAT和SIT副本都是有效的。

=== 索引结构 ===

关键的数据结构是“节点”。与传统的文件结构类似，F2FS有三种类型的节点：inode，直接节点，间接节点。F2FS将4 KB分配给一个inode块，其中包含923个数据块索引（data block indices），两个直接节点指针，两个间接节点指针，以及一个double间接节点指针，如下所述。一个直接节点块包含1018个数据块索引，而间接节点块包含1018个节点块索引。因此，一个inode块（即一个文件）涵盖：

4 KB × (923 + 2×1018 + 2×1018<sup>2</sup> + 1018<sup>3</sup>) = 3.94 TB

注意，所有节点块都经NAT映射，因此每个节点的位置都经NAT转换。为了缓解漫游树问题，F2FS能够切断叶数据写入引起的节点更新传播。

=== 目录结构 ===

一个目录条目（dentry）占用11个字节，由以下属性组成。

{| class="wikitable" style="float; margin:0.5em 1em"
|+ 目录条目结构
|-
!align="left" | hash
|align="left" | 文件名的散列值
|-
!align="left" | ino
|align="left" | [[Inode]]号码
|-
!align="left" | len
|align="left" | 文件名长度
|-
!align="left" | type
|align="left" | 文件类型，如目录、符号链接等。
|}

一个目录条目块由{{查证请求|214个目录条目槽}}及文件名组成。有一个位图用于记录每个目录条目是否有效。一个目录条目块占用4 KB，结构如下：

目录条目块 (4 K) = 位图 (27 字节) + 保留 (3 字节) +
目录项 (11 * 214 字节) + 文件名 (8 * 214 字节)

F2FS为目录结构实现了多级散列表，每一级有一个包含专用散列桶数的散列表，如下所示。“A(2B)”表示桶包含2个数据块。

; 项
: A表示桶（bucket）
: B表示块（block）
: N表示目录散列最大深度（MAX_DIR_HASH_DEPTH）

<pre>level #0 A(2B)
level #1 A(2B) - A(2B)
level #2 A(2B) - A(2B) - A(2B) - A(2B)
...
level #N/2 A(2B) - A(2B) - A(2B) - A(2B) - A(2B) - ... - A(2B)
...
level #N A(4B) - A(4B) - A(4B) - A(4B) - A(4B) - ... - A(4B)
</pre>

当F2FS在一个目录中找一个文件名时，首先计算出该文件名的散列值，然后F2FS扫描级别#0的散列表一查找由文件名及其inode编号组成的目录条目。如果未找到，F2FS继续查找级别#1的散列表。F2FS通过此方法逐级扫描由1至N的每层散列表。在每一层中，F2FS只需扫描由以下等式确定的一个桶（bucket），因此展现出 O(log(# of files)) 的复杂度。

级别#n中要扫描的桶（bucket）数 = (散列值) % (级别#n中的桶数)

在创建文件时，F2FS找到一个能涵盖文件名的空的连续槽。F2FS以同样的方式由1至N查找各级散列表中的空槽。

=== 默认的块分配 ===

在运行时，F2FS在“主要区域：”内管理六个活动日志：热/暖/冷节点和热/暖/冷数据。

{| class="wikitable" style="float; margin:0.5em 1em"
|+ 块分配策略
|-
!align="left" | 热节点
|align="left" | 包含直接的目录节点块。
|-
!align="left" | 暖节点
|align="left" | 包含除热节点块以外的直接节点块。
|-
!align="left" | 冷节点
|align="left" | 包含间接节点块。
|-
!align="left" | 热数据
|align="left" | 包含目录条目块。
|-
!align="left" | 暖数据
|align="left" | 包含除冷热数据块以外的数据块。
|-
!align="left" | 冷数据
|align="left" | 包含多媒体数据或迁移的数据块。
|}

基于日志的文件系统（LFS）有两种空闲空间管理方案：穿插记录（threaded log）与复制并压缩（copy-and-compaction）。后者也称为清理（cleaning），很适合有良好顺序写入性能的设备，因为空闲空间总用于写入新数据。但它会在发生高利用率时遭遇“清理”的开销。穿插记录则受到随机写入性能的影响，但没有“清理”过程。F2FS采用混合方案，默认采用“复制并压缩”，但根据文件系统的状态将策略动态变更为“穿插记录”方案。

为使F2FS与基于闪存的存储保持一致，F2FS以一个节（section）为单位分配一个段（segment）。F2FS预期节的大小与FTL中的垃圾收集单元大小相同。为考虑FTL中的映射粒度，F2FS将活动日志的每个节分配给尽可能多的不同区域。 FTL可以根据其映射粒度将活动日志数据写入一个分配单元。

=== 清理流程 ===

F2FS在需要时和后台闲置时进行清理。按需清理在没有足够的空闲分段（segments）服务VFS调用时触发。后台清理器由一个内核线程执行，在系统空闲时触发清理作业。

F2FS支持两种受者选择策略：贪婪、成本效益算法。在贪婪算法中，F2FS选择有最小有效块数的受者段。在成本效益算法中，F2FS根据段的年龄和有效块数量选择受者段，以解决贪婪算法中存在的日志块抖动问题。F2FS使用贪婪算法进行按需清理，后台清理器则使用成本效益算法。

为识别受者段中的数据是否有效，F2FS管理了一个位图，其中用一个[[位元]]表示一个块的有效性，覆盖主区域所有块的位元流组成了该位图。

== 相關條目 ==
* [[文件系统的对比]]
* [[文件系统列表]]

== 參考資料 ==
{{Reflist|30em}}

==外部链接==
* [https://www.kernel.org/doc/Documentation/filesystems/f2fs.txt kernel.org上的F2FS文档]{{Wayback|url=https://www.kernel.org/doc/Documentation/filesystems/f2fs.txt |date=20171116182152 }}{{en}}

{{文件系统}}

[[Category:快閃記憶體檔案系統]]
[[Category:嵌入式Linux]]
[[Category:Linux檔案系統]]

F2FS - 版本历史

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