3 F2FS文件系统的磁盘布局分析
F2FS 将整个卷切分成大量的 Segments，每个 Segment 的大小是固定的2 MB。连续的若干个Segments 构成 Section，连续的若干个 Sections 构成 Zone。默认情况下一个 Zone 大的大小是一个 Section，而一个 Section 的大小是一个 Segment。
F2FS 将整个卷切分成6个区域，除了超级块(Superblock，SB)外，其余每个区域都包含多个 Segments。
3.1 块（Blocks）、段（Segments）、区段（Sections）、存储区（Zone）
3.1.1 Blocks
(1) F2FS文件系统的所有块大小都是4KB，F2FS 代码隐式地将块大小链接到系统的页大小，因而F2FS不可能在更大的页的系统上运行，如 IA64 和 PowerPC。
(2) 块地址是32位的，最大文件系统是2^(32+12) Bytes，也就是16TB（完全大于当前的 NAND flash 设备的大小）。
3.1.2 Segments
(1) 连续的Blocks集合成Segments，一个Segment的大小是512个Blocks（也就是2MB）；
(2) 每个Segment都有一个Segment Summary Block元数据结构，描述了Segment 中的每个Block的所有者（该块所属的文件及块在文件内的偏移）。Segment Summary主要用于在执行Cleaning操作时识别哪些Blocks中的数据需要转移到新的位置，以及在转移之后如何更新Blocks的索引信息。一个Block就可以完全存储512个Blocks的summary信息，每个blocks都有一个1 bit的额外空间用于其它目的。
(3) 2MB是最合适的Segment大小，太大不合适，太小又会造成存储summary信息的Block空间浪费；
3.1.3 Sections
(1) 连续的Segments集合成Section。Section中具有的segments个数是任意的，但是要满足是2的幂；默认情况下，一个Section大小等同于一个Segment（2^0 Segments）；
(2) 一个Section对应log structuring的一个区域“region”，log在使用下一个Section之前，通常要从头到尾将当前的Section填满数据；
(3) 清理器Cleaner一次处理一个Section；
(4) 在F2FS中，任意时刻都有6个“打开的”Sections用于将各种不同种类的数据（元数据、数据）分别写入到各个Sections中，实现数据分离。这样便允许文件内容（数据）与其索引信息（节点，node）分离，允许F2FS文件系统根据各种启发式方法将Sections划分成三类：即“hot”、“warm”、“cold”。例如，目录数据被当做hot来对待，使其与文件数据分离，存放到“hot”Section中。Cold数据是指那些很长时间内都不会改变的数据，因而装满Cold数据的Section就不需要执行Clean操作。对于hot节点（索引信息节点），一般更新很快，一段时间之后，装满 hot 节点的Section中的有效数据(alive data)就会很少，因而选择这样的Section进行Clean操作开销就很小（因为要转移的数据很少）。
3.1.4 Zone
(1) 连续的Sections集合成Zone。一个Zone可以包含任意整数个Sections。默认是一个Zone中包含一个Section；
(2) 设置Zone的唯一目的是尽可能将6个打开的Sections位于Flash设备的不同的子设备中。理论上，Flash设备通常是由一组相互完全独立的子设备构成，每个子设备都可单独地处理I/O请求，不同子设备可并行处理I/O请求；如果Zone的大小与子设备大小对齐，6个打开的Sections可并行写入，充分利用设备的特性；
(3) Zone构成了F2FS的“主要(main)”区域。
3.1.5 Meta Area
F2FS有一个“meta”区域，包含了各种不同的元数据（如之前提到的segment summary），这一部分不是采用标准的log-structured流水线方式管理，因而更多的工作留给了FTL去做。有三种方法管理对“meta”区域的写操作：
a) 第一，有少量的只读数据（超级块）从来都不是不是在文件系统创建的时候立即写入；
b) 第二，对Segment Summary Block 简单采取本地更新的方法。这种本地更新可能导致文件系统奔溃后数据块“修正”内容的不确定性，但对segment summary来说这都不是问题，segment summary blocks中的数据在使用前要进行有效性验证，如果有任何信息丢失的可能，它都将会在恢复进程中从其他source中恢复。
c) 第三种方法，分配需求空间两倍大小的空间，使得每个block都有两个不同的位置：一个Primary，一个Secondary，任意时刻，两个位置的block仅有一个是live状态。因而LFS的Copy-On-Write需求就可以通过向non-live位置的block写入更新后的block内容并且更新记录哪个位置的block是live状态的方式简单实现。对于元数据来说，这种技术是实现快照功能的主要实现方法。当创建一个Checkpoint的时候，F2FS执行少量的Journaling更新到最后的组(last group)，这在一定程度上减轻了FTL的工作。