F2FS源码分析-1.5 [F2FS 元数据布局部分] Node Address Table-NAT结构

本文主要是介绍F2FS源码分析-1.5 [F2FS 元数据布局部分] Node Address Table-NAT结构，希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值，需要的开发者们随着小编来一起学习吧！

F2FS源码分析系列文章

一、文件系统布局以及元数据结构

总体结构
Superblock区域
Checkpoint区域
Segment Infomation Table区域(SIT)
Node Address Table区域(NAT)
Segment Summary Area区域(SSA)

三、文件与目录的创建以及删除(未完成)

Node Address Table区域-NAT结构

Node Address Table，简称NAT，是F2FS用于集中管理node的结构。它的主要维护了一张表(如下图)，记录了每一个node在flash设备的物理地址。F2FS给每一个node分配了一个node ID(nid)，系统可以根据nid从NAT查找到该node在flash设备上的物理地址，然后从flash设备读取出来。

在这里插入图片描述

NAT在元数据区域的物理结构

在这里插入图片描述

如上图所示，NAT区域由N个struct f2fs_nat_block组成，每一个struct f2fs_nat_block包含了455个struct f2fs_nat_entry。每一个nid对应了一个entry，每一个entry记录了这个node的在flash设备上的物理地址block_addr。同时entry也记录了一个ino的值，这个值用于找到这个node的parent node，如果nid=ino则表示这个node是inode，如果nid != ino，则表示这是一个direct_node或者indrect_node(node的概念参考第二章的第一节)。version变量用于系统恢复。

NAT内存管理结构

NAT在内存中对应的管理结构是struct f2fs_nm_info，它在build_node_manager函数进行初始化(如下)。struct f2fs_nm_info不会将所有的NAT的数据都读取出来，而是读取NAT的一部分，然后构建free nid表，用于给新的node分配nid。

int build_node_manager(struct f2fs_sb_info *sbi)
{int err;/* 分配空间 */sbi->nm_info = kzalloc(sizeof(struct f2fs_nm_info), GFP_KERNEL);if (!sbi->nm_info)return -ENOMEM;/* 初始化sbi->nm_info的信息 */err = init_node_manager(sbi);if (err)return err;/* 构建free nids表，用于给新的node分配nid */build_free_nids(sbi);return 0;
}

init_node_manager函数主要用于初始化sbi->nm_info内的变量信息:

static int init_node_manager(struct f2fs_sb_info *sbi)
{struct f2fs_super_block *sb_raw = F2FS_RAW_SUPER(sbi);struct f2fs_nm_info *nm_i = NM_I(sbi);unsigned char *version_bitmap;unsigned int nat_segs, nat_blocks;/* NAT表在flash设备的起始物理地址 */nm_i->nat_blkaddr = le32_to_cpu(sb_raw->nat_blkaddr);/* segment_count_nat includes pair segment so divide to 2. */nat_segs = le32_to_cpu(sb_raw->segment_count_nat) >> 1;/* NAT区域包含了多少个block，从nm_i->nat_blkaddr开始的nat_blocks就是NAT表的存储空间 */nat_blocks = nat_segs << le32_to_cpu(sb_raw->log_blocks_per_seg);/* 最大的nid的值 */nm_i->max_nid = NAT_ENTRY_PER_BLOCK * nat_blocks;/* not used nids: 0, node, meta, (and root counted as valid node) */nm_i->available_nids = nm_i->max_nid - F2FS_RESERVED_NODE_NUM;nm_i->fcnt = 0;nm_i->nat_cnt = 0;nm_i->ram_thresh = DEF_RAM_THRESHOLD;nm_i->ra_nid_pages = DEF_RA_NID_PAGES;nm_i->dirty_nats_ratio = DEF_DIRTY_NAT_RATIO_THRESHOLD;/* list + radix tree就是构建了类似 HashMap的索引结构，用于缓存free nid的entry */INIT_RADIX_TREE(&nm_i->free_nid_root, GFP_ATOMIC);INIT_LIST_HEAD(&nm_i->free_nid_list);INIT_RADIX_TREE(&nm_i->nat_root, GFP_NOIO);INIT_RADIX_TREE(&nm_i->nat_set_root, GFP_NOIO);INIT_LIST_HEAD(&nm_i->nat_entries);mutex_init(&nm_i->build_lock);spin_lock_init(&nm_i->free_nid_list_lock);init_rwsem(&nm_i->nat_tree_lock);/* 每次一次分配nid的时候，就会更新这个next_scan_nid的值，下次就可以从这里开始搜索 */nm_i->next_scan_nid = le32_to_cpu(sbi->ckpt->next_free_nid);nm_i->bitmap_size = __bitmap_size(sbi, NAT_BITMAP);version_bitmap = __bitmap_ptr(sbi, NAT_BITMAP);if (!version_bitmap)return -EFAULT;nm_i->nat_bitmap = kmemdup(version_bitmap, nm_i->bitmap_size,GFP_KERNEL);if (!nm_i->nat_bitmap)return -ENOMEM;return 0;
}

build_free_nids主要用于构建free nid表，用于给新的node分配nid。为了节省内存，F2FS不会将NAT中所有的free nid读取出来，只会读取一部分，因此使用nm_i->fcnt表示缓存了多少个free nid。然后会读取一定的数目的f2fs_nat_block出来，并遍历其中的每一个f2fs_nat_entry，加入到free nid的管理结构中。最后还会搜索一下log区域的free nid信息(参考Checkpoint区域一节)，也加入到free nid管理结构中。

void build_free_nids(struct f2fs_sb_info *sbi)
{struct f2fs_nm_info *nm_i = NM_I(sbi);struct curseg_info *curseg = CURSEG_I(sbi, CURSEG_HOT_DATA);struct f2fs_journal *journal = curseg->journal;int i = 0;nid_t nid = nm_i->next_scan_nid; // next_scan_nid的含义上面有介绍，从这里开始搜索free nid/* ** 为了节省内存，F2FS不会将NAT中所有的free nid读取出来，只会读取一部分* fcnt表示目前缓存了多少个free nid，如果大于NAT_ENTRY_PER_BLOCK，则不再缓存了*/if (nm_i->fcnt >= NAT_ENTRY_PER_BLOCK)return;/* * 因为准备开始读取NAT的page(block)，因此根据nid(next_scan_nid)的所在的block开始，* 读取FREE_NID_PAGES(=8)个page进入内存 */ra_meta_pages(sbi, NAT_BLOCK_OFFSET(nid), FREE_NID_PAGES,META_NAT, true);down_read(&nm_i->nat_tree_lock);while (1) {struct page *page = get_current_nat_page(sbi, nid);/* * 读取当前nid所在的f2fs_nat_block(page)，* 然后将free nid加入到nm_i->free_nid_list/root中 */scan_nat_page(sbi, page, nid);/* 释放当前的f2fs_nat_block对应的page */f2fs_put_page(page, 1);/* 已经读取了一个f2fs_nat_block，自然要跳到下一个f2fs_nat_block的第一个nid */nid += (NAT_ENTRY_PER_BLOCK - (nid % NAT_ENTRY_PER_BLOCK));if (unlikely(nid >= nm_i->max_nid))nid = 0;/* 所有block读完之后就跳出循环 */if (++i >= FREE_NID_PAGES)break;}/* 更新next_scan_nid，前面的已经扫描过了，下一次从这个nid开始扫描 */nm_i->next_scan_nid = nid;/* 遍历log的nat_journal记录的nat_entry信息，从中寻找free nid */down_read(&curseg->journal_rwsem);for (i = 0; i < nats_in_cursum(journal); i++) {block_t addr;/* 从journal中获取nid信息 */nid = le32_to_cpu(nid_in_journal(journal, i));/* 从journal中获取该nid对应的物理地址 */addr = le32_to_cpu(nat_in_journal(journal, i).block_addr);/* addr==NULL_ADDR 表示这个nid没有被文件使用，因此加入free nid，否则去除free nid */if (addr == NULL_ADDR) add_free_nid(sbi, nid, true);elseremove_free_nid(nm_i, nid);}up_read(&curseg->journal_rwsem);up_read(&nm_i->nat_tree_lock);ra_meta_pages(sbi, NAT_BLOCK_OFFSET(nm_i->next_scan_nid),nm_i->ra_nid_pages, META_NAT, false);
}

scan_nat_page函数的作用是扫描当前的f2fs_nat_block的每一个entry，并找到其中的free nid，加入到nm_i的free nid管理结构中。

static void scan_nat_page(struct f2fs_sb_info *sbi,struct page *nat_page, nid_t start_nid)
{struct f2fs_nm_info *nm_i = NM_I(sbi);struct f2fs_nat_block *nat_blk = page_address(nat_page);block_t blk_addr;int i;/* 找到start_nid的值是属于f2fs_nat_block的第几个entry */i = start_nid % NAT_ENTRY_PER_BLOCK;/* * 从这个entry开始遍历，* 如果blk_addr == NULL_ADDR则通过add_free_nid函数加入free nid的管理结构中，* 同时增加nm_i->fcnt的值 */for (; i < NAT_ENTRY_PER_BLOCK; i++, start_nid++) {if (unlikely(start_nid >= nm_i->max_nid))break;blk_addr = le32_to_cpu(nat_blk->entries[i].block_addr);f2fs_bug_on(sbi, blk_addr == NEW_ADDR);if (blk_addr == NULL_ADDR) {if (add_free_nid(sbi, start_nid, true) < 0)break;}}
}