Documentation/filesystems/f2fs.txt

   1 ================================================================================
   2 WHAT IS Flash-Friendly File System (F2FS)?
   3 ================================================================================
   4
   5 NAND flash memory-based storage devices, such as SSD, eMMC, and SD cards, have
   6 been equipped on a variety systems ranging from mobile to server systems. Since
   7 they are known to have different characteristics from the conventional rotating
   8 disks, a file system, an upper layer to the storage device, should adapt to the
   9 changes from the sketch in the design level.
  10
  11 F2FS is a file system exploiting NAND flash memory-based storage devices, which
  12 is based on Log-structured File System (LFS). The design has been focused on
  13 addressing the fundamental issues in LFS, which are snowball effect of wandering
  14 tree and high cleaning overhead.
  15
  16 Since a NAND flash memory-based storage device shows different characteristic
  17 according to its internal geometry or flash memory management scheme, namely FTL,
  18 F2FS and its tools support various parameters not only for configuring on-disk
  19 layout, but also for selecting allocation and cleaning algorithms.
  20
  21 The file system formatting tool, "mkfs.f2fs", is available from the following
  22 git tree:
  23 >> git://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/jaegeuk/f2fs-tools.git
  24
  25 For reporting bugs and sending patches, please use the following mailing list:
  26 >> linux-f2fs-devel@lists.sourceforge.net
  27
  28 ================================================================================
  29 BACKGROUND AND DESIGN ISSUES
  30 ================================================================================
  31
  32 Log-structured File System (LFS)
  33 --------------------------------
  34 "A log-structured file system writes all modifications to disk sequentially in
  35 a log-like structure, thereby speeding up  both file writing and crash recovery.
  36 The log is the only structure on disk; it contains indexing information so that
  37 files can be read back from the log efficiently. In order to maintain large free
  38 areas on disk for fast writing, we divide  the log into segments and use a
  39 segment cleaner to compress the live information from heavily fragmented
  40 segments." from Rosenblum, M. and Ousterhout, J. K., 1992, "The design and
  41 implementation of a log-structured file system", ACM Trans. Computer Systems
  42 10, 1, 26–52.
  43
  44 Wandering Tree Problem
  45 ----------------------
  46 In LFS, when a file data is updated and written to the end of log, its direct
  47 pointer block is updated due to the changed location. Then the indirect pointer
  48 block is also updated due to the direct pointer block update. In this manner,
  49 the upper index structures such as inode, inode map, and checkpoint block are
  50 also updated recursively. This problem is called as wandering tree problem [1],
  51 and in order to enhance the performance, it should eliminate or relax the update
  52 propagation as much as possible.
  53
  54 [1] Bityutskiy, A. 2005. JFFS3 design issues. http://www.linux-mtd.infradead.org/
  55
  56 Cleaning Overhead
  57 -----------------
  58 Since LFS is based on out-of-place writes, it produces so many obsolete blocks
  59 scattered across the whole storage. In order to serve new empty log space, it
  60 needs to reclaim these obsolete blocks seamlessly to users. This job is called
  61 as a cleaning process.
  62
  63 The process consists of three operations as follows.
  64 1. A victim segment is selected through referencing segment usage table.
  65 2. It loads parent index structures of all the data in the victim identified by
  66    segment summary blocks.
  67 3. It checks the cross-reference between the data and its parent index structure.
  68 4. It moves valid data selectively.
  69
  70 This cleaning job may cause unexpected long delays, so the most important goal
  71 is to hide the latencies to users. And also definitely, it should reduce the
  72 amount of valid data to be moved, and move them quickly as well.
  73
  74 ================================================================================
  75 KEY FEATURES
  76 ================================================================================
  77
  78 Flash Awareness
  79 ---------------
  80 - Enlarge the random write area for better performance, but provide the high
  81   spatial locality
  82 - Align FS data structures to the operational units in FTL as best efforts
  83
  84 Wandering Tree Problem
  85 ----------------------
  86 - Use a term, “node”, that represents inodes as well as various pointer blocks
  87 - Introduce Node Address Table (NAT) containing the locations of all the “node”
  88   blocks; this will cut off the update propagation.
  89
  90 Cleaning Overhead
  91 -----------------
  92 - Support a background cleaning process
  93 - Support greedy and cost-benefit algorithms for victim selection policies
  94 - Support multi-head logs for static/dynamic hot and cold data separation
  95 - Introduce adaptive logging for efficient block allocation
  96
  97 ================================================================================
  98 MOUNT OPTIONS
  99 ================================================================================
 100
 101 background_gc_off      Turn off cleaning operations, namely garbage collection,
 102                        triggered in background when I/O subsystem is idle.
 103 disable_roll_forward   Disable the roll-forward recovery routine
 104 discard                Issue discard/TRIM commands when a segment is cleaned.
 105 no_heap                Disable heap-style segment allocation which finds free
 106                        segments for data from the beginning of main area, while
 107                        for node from the end of main area.
 108 nouser_xattr           Disable Extended User Attributes. Note: xattr is enabled
 109                        by default if CONFIG_F2FS_FS_XATTR is selected.
 110 noacl                  Disable POSIX Access Control List. Note: acl is enabled
 111                        by default if CONFIG_F2FS_FS_POSIX_ACL is selected.
 112 active_logs=%u         Support configuring the number of active logs. In the
 113                        current design, f2fs supports only 2, 4, and 6 logs.
 114                        Default number is 6.
 115 disable_ext_identify   Disable the extension list configured by mkfs, so f2fs
 116                        does not aware of cold files such as media files.
 117
 118 ================================================================================
 119 DEBUGFS ENTRIES
 120 ================================================================================
 121
 122 /sys/kernel/debug/f2fs/ contains information about all the partitions mounted as
 123 f2fs. Each file shows the whole f2fs information.
 124
 125 /sys/kernel/debug/f2fs/status includes:
 126  - major file system information managed by f2fs currently
 127  - average SIT information about whole segments
 128  - current memory footprint consumed by f2fs.
 129
 130 ================================================================================
 131 USAGE
 132 ================================================================================
 133
 134 1. Download userland tools and compile them.
 135
 136 2. Skip, if f2fs was compiled statically inside kernel.
 137    Otherwise, insert the f2fs.ko module.
 138  # insmod f2fs.ko
 139
 140 3. Create a directory trying to mount
 141  # mkdir /mnt/f2fs
 142
 143 4. Format the block device, and then mount as f2fs
 144  # mkfs.f2fs -l label /dev/block_device
 145  # mount -t f2fs /dev/block_device /mnt/f2fs
 146
 147 Format options
 148 --------------
 149 -l [label]   : Give a volume label, up to 256 unicode name.
 150 -a [0 or 1]  : Split start location of each area for heap-based allocation.
 151                1 is set by default, which performs this.
 152 -o [int]     : Set overprovision ratio in percent over volume size.
 153                5 is set by default.
 154 -s [int]     : Set the number of segments per section.
 155                1 is set by default.
 156 -z [int]     : Set the number of sections per zone.
 157                1 is set by default.
 158 -e [str]     : Set basic extension list. e.g. "mp3,gif,mov"
 159
 160 ================================================================================
 161 DESIGN
 162 ================================================================================
 163
 164 On-disk Layout
 165 --------------
 166
 167 F2FS divides the whole volume into a number of segments, each of which is fixed
 168 to 2MB in size. A section is composed of consecutive segments, and a zone
 169 consists of a set of sections. By default, section and zone sizes are set to one
 170 segment size identically, but users can easily modify the sizes by mkfs.
 171
 172 F2FS splits the entire volume into six areas, and all the areas except superblock
 173 consists of multiple segments as described below.
 174
 175                                             align with the zone size <-|
 176                  |-> align with the segment size
 177      _________________________________________________________________________
 178     |            |            |    Node     |   Segment   |   Segment  |      |
 179     | Superblock | Checkpoint |   Address   |    Info.    |   Summary  | Main |
 180     |    (SB)    |   (CP)     | Table (NAT) | Table (SIT) | Area (SSA) |      |
 181     |____________|_____2______|______N______|______N______|______N_____|__N___|
 182                                                                        .      .
 183                                                              .                .
 184                                                  .                            .
 185                                     ._________________________________________.
 186                                     |_Segment_|_..._|_Segment_|_..._|_Segment_|
 187                                     .           .
 188                                     ._________._________
 189                                     |_section_|__...__|_
 190                                     .            .
 191                                     .________.
 192                                     |__zone__|
 193
 194 - Superblock (SB)
 195  : It is located at the beginning of the partition, and there exist two copies
 196    to avoid file system crash. It contains basic partition information and some
 197    default parameters of f2fs.
 198
 199 - Checkpoint (CP)
 200  : It contains file system information, bitmaps for valid NAT/SIT sets, orphan
 201    inode lists, and summary entries of current active segments.
 202
 203 - Node Address Table (NAT)
 204  : It is composed of a block address table for all the node blocks stored in
 205    Main area.
 206
 207 - Segment Information Table (SIT)
 208  : It contains segment information such as valid block count and bitmap for the
 209    validity of all the blocks.
 210
 211 - Segment Summary Area (SSA)
 212  : It contains summary entries which contains the owner information of all the
 213    data and node blocks stored in Main area.
 214
 215 - Main Area
 216  : It contains file and directory data including their indices.
 217
 218 In order to avoid misalignment between file system and flash-based storage, F2FS
 219 aligns the start block address of CP with the segment size. Also, it aligns the
 220 start block address of Main area with the zone size by reserving some segments
 221 in SSA area.
 222
 223 Reference the following survey for additional technical details.
 224 https://wiki.linaro.org/WorkingGroups/Kernel/Projects/FlashCardSurvey
 225
 226 File System Metadata Structure
 227 ------------------------------
 228
 229 F2FS adopts the checkpointing scheme to maintain file system consistency. At
 230 mount time, F2FS first tries to find the last valid checkpoint data by scanning
 231 CP area. In order to reduce the scanning time, F2FS uses only two copies of CP.
 232 One of them always indicates the last valid data, which is called as shadow copy
 233 mechanism. In addition to CP, NAT and SIT also adopt the shadow copy mechanism.
 234
 235 For file system consistency, each CP points to which NAT and SIT copies are
 236 valid, as shown as below.
 237
 238   +--------+----------+---------+
 239   |   CP   |    NAT   |   SIT   |
 240   +--------+----------+---------+
 241   .         .          .          .
 242   .            .              .              .
 243   .               .                 .                 .
 244   +-------+-------+--------+--------+--------+--------+
 245   | CP #0 | CP #1 | NAT #0 | NAT #1 | SIT #0 | SIT #1 |
 246   +-------+-------+--------+--------+--------+--------+
 247      |             ^                          ^
 248      |             |                          |
 249      `----------------------------------------'
 250
 251 Index Structure
 252 ---------------
 253
 254 The key data structure to manage the data locations is a "node". Similar to
 255 traditional file structures, F2FS has three types of node: inode, direct node,
 256 indirect node. F2FS assigns 4KB to an inode block which contains 923 data block
 257 indices, two direct node pointers, two indirect node pointers, and one double
 258 indirect node pointer as described below. One direct node block contains 1018
 259 data blocks, and one indirect node block contains also 1018 node blocks. Thus,
 260 one inode block (i.e., a file) covers:
 261
 262   4KB * (923 + 2 * 1018 + 2 * 1018 * 1018 + 1018 * 1018 * 1018) := 3.94TB.
 263
 264    Inode block (4KB)
 265      |- data (923)
 266      |- direct node (2)
 267      |          `- data (1018)
 268      |- indirect node (2)
 269      |            `- direct node (1018)
 270      |                       `- data (1018)
 271      `- double indirect node (1)
 272                          `- indirect node (1018)
 273                                       `- direct node (1018)
 274                                                  `- data (1018)
 275
 276 Note that, all the node blocks are mapped by NAT which means the location of
 277 each node is translated by the NAT table. In the consideration of the wandering
 278 tree problem, F2FS is able to cut off the propagation of node updates caused by
 279 leaf data writes.
 280
 281 Directory Structure
 282 -------------------
 283
 284 A directory entry occupies 11 bytes, which consists of the following attributes.
 285
 286 - hash          hash value of the file name
 287 - ino           inode number
 288 - len           the length of file name
 289 - type          file type such as directory, symlink, etc
 290
 291 A dentry block consists of 214 dentry slots and file names. Therein a bitmap is
 292 used to represent whether each dentry is valid or not. A dentry block occupies
 293 4KB with the following composition.
 294
 295   Dentry Block(4 K) = bitmap (27 bytes) + reserved (3 bytes) +
 296                       dentries(11 * 214 bytes) + file name (8 * 214 bytes)
 297
 298                          [Bucket]
 299              +--------------------------------+
 300              |dentry block 1 | dentry block 2 |
 301              +--------------------------------+
 302              .               .
 303        .                             .
 304   .       [Dentry Block Structure: 4KB]       .
 305   +--------+----------+----------+------------+
 306   | bitmap | reserved | dentries | file names |
 307   +--------+----------+----------+------------+
 308   [Dentry Block: 4KB] .   .
 309                  .               .
 310             .                          .
 311             +------+------+-----+------+
 312             | hash | ino  | len | type |
 313             +------+------+-----+------+
 314             [Dentry Structure: 11 bytes]
 315
 316 F2FS implements multi-level hash tables for directory structure. Each level has
 317 a hash table with dedicated number of hash buckets as shown below. Note that
 318 "A(2B)" means a bucket includes 2 data blocks.
 319
 320 ----------------------
 321 A : bucket
 322 B : block
 323 N : MAX_DIR_HASH_DEPTH
 324 ----------------------
 325
 326 level #0   | A(2B)
 327            |
 328 level #1   | A(2B) - A(2B)
 329            |
 330 level #2   | A(2B) - A(2B) - A(2B) - A(2B)
 331      .     |   .       .       .       .
 332 level #N/2 | A(2B) - A(2B) - A(2B) - A(2B) - A(2B) - ... - A(2B)
 333      .     |   .       .       .       .
 334 level #N   | A(4B) - A(4B) - A(4B) - A(4B) - A(4B) - ... - A(4B)
 335
 336 The number of blocks and buckets are determined by,
 337
 338                             ,- 2, if n < MAX_DIR_HASH_DEPTH / 2,
 339   # of blocks in level #n = |
 340                             `- 4, Otherwise
 341
 342                              ,- 2^n, if n < MAX_DIR_HASH_DEPTH / 2,
 343   # of buckets in level #n = |
 344                              `- 2^((MAX_DIR_HASH_DEPTH / 2) - 1), Otherwise
 345
 346 When F2FS finds a file name in a directory, at first a hash value of the file
 347 name is calculated. Then, F2FS scans the hash table in level #0 to find the
 348 dentry consisting of the file name and its inode number. If not found, F2FS
 349 scans the next hash table in level #1. In this way, F2FS scans hash tables in
 350 each levels incrementally from 1 to N. In each levels F2FS needs to scan only
 351 one bucket determined by the following equation, which shows O(log(# of files))
 352 complexity.
 353
 354   bucket number to scan in level #n = (hash value) % (# of buckets in level #n)
 355
 356 In the case of file creation, F2FS finds empty consecutive slots that cover the
 357 file name. F2FS searches the empty slots in the hash tables of whole levels from
 358 1 to N in the same way as the lookup operation.
 359
 360 The following figure shows an example of two cases holding children.
 361        --------------> Dir <--------------
 362        |                                 |
 363     child                             child
 364
 365     child - child                     [hole] - child
 366
 367     child - child - child             [hole] - [hole] - child
 368
 369    Case 1:                           Case 2:
 370    Number of children = 6,           Number of children = 3,
 371    File size = 7                     File size = 7
 372
 373 Default Block Allocation
 374 ------------------------
 375
 376 At runtime, F2FS manages six active logs inside "Main" area: Hot/Warm/Cold node
 377 and Hot/Warm/Cold data.
 378
 379 - Hot node      contains direct node blocks of directories.
 380 - Warm node     contains direct node blocks except hot node blocks.
 381 - Cold node     contains indirect node blocks
 382 - Hot data      contains dentry blocks
 383 - Warm data     contains data blocks except hot and cold data blocks
 384 - Cold data     contains multimedia data or migrated data blocks
 385
 386 LFS has two schemes for free space management: threaded log and copy-and-compac-
 387 tion. The copy-and-compaction scheme which is known as cleaning, is well-suited
 388 for devices showing very good sequential write performance, since free segments
 389 are served all the time for writing new data. However, it suffers from cleaning
 390 overhead under high utilization. Contrarily, the threaded log scheme suffers
 391 from random writes, but no cleaning process is needed. F2FS adopts a hybrid
 392 scheme where the copy-and-compaction scheme is adopted by default, but the
 393 policy is dynamically changed to the threaded log scheme according to the file
 394 system status.
 395
 396 In order to align F2FS with underlying flash-based storage, F2FS allocates a
 397 segment in a unit of section. F2FS expects that the section size would be the
 398 same as the unit size of garbage collection in FTL. Furthermore, with respect
 399 to the mapping granularity in FTL, F2FS allocates each section of the active
 400 logs from different zones as much as possible, since FTL can write the data in
 401 the active logs into one allocation unit according to its mapping granularity.
 402
 403 Cleaning process
 404 ----------------
 405
 406 F2FS does cleaning both on demand and in the background. On-demand cleaning is
 407 triggered when there are not enough free segments to serve VFS calls. Background
 408 cleaner is operated by a kernel thread, and triggers the cleaning job when the
 409 system is idle.
 410
 411 F2FS supports two victim selection policies: greedy and cost-benefit algorithms.
 412 In the greedy algorithm, F2FS selects a victim segment having the smallest number
 413 of valid blocks. In the cost-benefit algorithm, F2FS selects a victim segment
 414 according to the segment age and the number of valid blocks in order to address
 415 log block thrashing problem in the greedy algorithm. F2FS adopts the greedy
 416 algorithm for on-demand cleaner, while background cleaner adopts cost-benefit
 417 algorithm.
 418
 419 In order to identify whether the data in the victim segment are valid or not,
 420 F2FS manages a bitmap. Each bit represents the validity of a block, and the
 421 bitmap is composed of a bit stream covering whole blocks in main area.