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 following git tree provides the file system formatting tool (mkfs.f2fs),
  22 a consistency checking tool (fsck.f2fs), and a debugging tool (dump.f2fs).
  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=%s       Turn on/off cleaning operations, namely garbage
 102                        collection, triggered in background when I/O subsystem is
 103                        idle. If background_gc=on, it will turn on the garbage
 104                        collection and if background_gc=off, garbage collection
 105                        will be turned off. If background_gc=sync, it will turn
 106                        on synchronous garbage collection running in background.
 107                        Default value for this option is on. So garbage
 108                        collection is on by default.
 109 disable_roll_forward   Disable the roll-forward recovery routine
 110 norecovery             Disable the roll-forward recovery routine, mounted read-
 111                        only (i.e., -o ro,disable_roll_forward)
 112 discard                Issue discard/TRIM commands when a segment is cleaned.
 113 no_heap                Disable heap-style segment allocation which finds free
 114                        segments for data from the beginning of main area, while
 115                        for node from the end of main area.
 116 nouser_xattr           Disable Extended User Attributes. Note: xattr is enabled
 117                        by default if CONFIG_F2FS_FS_XATTR is selected.
 118 noacl                  Disable POSIX Access Control List. Note: acl is enabled
 119                        by default if CONFIG_F2FS_FS_POSIX_ACL is selected.
 120 active_logs=%u         Support configuring the number of active logs. In the
 121                        current design, f2fs supports only 2, 4, and 6 logs.
 122                        Default number is 6.
 123 disable_ext_identify   Disable the extension list configured by mkfs, so f2fs
 124                        does not aware of cold files such as media files.
 125 inline_xattr           Enable the inline xattrs feature.
 126 inline_data            Enable the inline data feature: New created small(<~3.4k)
 127                        files can be written into inode block.
 128 inline_dentry          Enable the inline dir feature: data in new created
 129                        directory entries can be written into inode block. The
 130                        space of inode block which is used to store inline
 131                        dentries is limited to ~3.4k.
 132 flush_merge            Merge concurrent cache_flush commands as much as possible
 133                        to eliminate redundant command issues. If the underlying
 134                        device handles the cache_flush command relatively slowly,
 135                        recommend to enable this option.
 136 nobarrier              This option can be used if underlying storage guarantees
 137                        its cached data should be written to the novolatile area.
 138                        If this option is set, no cache_flush commands are issued
 139                        but f2fs still guarantees the write ordering of all the
 140                        data writes.
 141 fastboot               This option is used when a system wants to reduce mount
 142                        time as much as possible, even though normal performance
 143                        can be sacrificed.
 144 extent_cache           Enable an extent cache based on rb-tree, it can cache
 145                        as many as extent which map between contiguous logical
 146                        address and physical address per inode, resulting in
 147                        increasing the cache hit ratio. Set by default.
 148 noextent_cache         Disable an extent cache based on rb-tree explicitly, see
 149                        the above extent_cache mount option.
 150 noinline_data          Disable the inline data feature, inline data feature is
 151                        enabled by default.
 152 data_flush             Enable data flushing before checkpoint in order to
 153                        persist data of regular and symlink.
 154 mode=%s                Control block allocation mode which supports "adaptive"
 155                        and "lfs". In "lfs" mode, there should be no random
 156                        writes towards main area.
 157
 158 ================================================================================
 159 DEBUGFS ENTRIES
 160 ================================================================================
 161
 162 /sys/kernel/debug/f2fs/ contains information about all the partitions mounted as
 163 f2fs. Each file shows the whole f2fs information.
 164
 165 /sys/kernel/debug/f2fs/status includes:
 166  - major file system information managed by f2fs currently
 167  - average SIT information about whole segments
 168  - current memory footprint consumed by f2fs.
 169
 170 ================================================================================
 171 SYSFS ENTRIES
 172 ================================================================================
 173
 174 Information about mounted f2f2 file systems can be found in
 175 /sys/fs/f2fs.  Each mounted filesystem will have a directory in
 176 /sys/fs/f2fs based on its device name (i.e., /sys/fs/f2fs/sda).
 177 The files in each per-device directory are shown in table below.
 178
 179 Files in /sys/fs/f2fs/<devname>
 180 (see also Documentation/ABI/testing/sysfs-fs-f2fs)
 181 ..............................................................................
 182  File                         Content
 183
 184  gc_max_sleep_time            This tuning parameter controls the maximum sleep
 185                               time for the garbage collection thread. Time is
 186                               in milliseconds.
 187
 188  gc_min_sleep_time            This tuning parameter controls the minimum sleep
 189                               time for the garbage collection thread. Time is
 190                               in milliseconds.
 191
 192  gc_no_gc_sleep_time          This tuning parameter controls the default sleep
 193                               time for the garbage collection thread. Time is
 194                               in milliseconds.
 195
 196  gc_idle                      This parameter controls the selection of victim
 197                               policy for garbage collection. Setting gc_idle = 0
 198                               (default) will disable this option. Setting
 199                               gc_idle = 1 will select the Cost Benefit approach
 200                               & setting gc_idle = 2 will select the greedy approach.
 201
 202  reclaim_segments             This parameter controls the number of prefree
 203                               segments to be reclaimed. If the number of prefree
 204                               segments is larger than the number of segments
 205                               in the proportion to the percentage over total
 206                               volume size, f2fs tries to conduct checkpoint to
 207                               reclaim the prefree segments to free segments.
 208                               By default, 5% over total # of segments.
 209
 210  max_small_discards           This parameter controls the number of discard
 211                               commands that consist small blocks less than 2MB.
 212                               The candidates to be discarded are cached until
 213                               checkpoint is triggered, and issued during the
 214                               checkpoint. By default, it is disabled with 0.
 215
 216  trim_sections                This parameter controls the number of sections
 217                               to be trimmed out in batch mode when FITRIM
 218                               conducts. 32 sections is set by default.
 219
 220  ipu_policy                   This parameter controls the policy of in-place
 221                               updates in f2fs. There are five policies:
 222                                0x01: F2FS_IPU_FORCE, 0x02: F2FS_IPU_SSR,
 223                                0x04: F2FS_IPU_UTIL,  0x08: F2FS_IPU_SSR_UTIL,
 224                                0x10: F2FS_IPU_FSYNC.
 225
 226  min_ipu_util                 This parameter controls the threshold to trigger
 227                               in-place-updates. The number indicates percentage
 228                               of the filesystem utilization, and used by
 229                               F2FS_IPU_UTIL and F2FS_IPU_SSR_UTIL policies.
 230
 231  min_fsync_blocks             This parameter controls the threshold to trigger
 232                               in-place-updates when F2FS_IPU_FSYNC mode is set.
 233                               The number indicates the number of dirty pages
 234                               when fsync needs to flush on its call path. If
 235                               the number is less than this value, it triggers
 236                               in-place-updates.
 237
 238  max_victim_search            This parameter controls the number of trials to
 239                               find a victim segment when conducting SSR and
 240                               cleaning operations. The default value is 4096
 241                               which covers 8GB block address range.
 242
 243  dir_level                    This parameter controls the directory level to
 244                               support large directory. If a directory has a
 245                               number of files, it can reduce the file lookup
 246                               latency by increasing this dir_level value.
 247                               Otherwise, it needs to decrease this value to
 248                               reduce the space overhead. The default value is 0.
 249
 250  ram_thresh                   This parameter controls the memory footprint used
 251                               by free nids and cached nat entries. By default,
 252                               10 is set, which indicates 10 MB / 1 GB RAM.
 253
 254 ================================================================================
 255 USAGE
 256 ================================================================================
 257
 258 1. Download userland tools and compile them.
 259
 260 2. Skip, if f2fs was compiled statically inside kernel.
 261    Otherwise, insert the f2fs.ko module.
 262  # insmod f2fs.ko
 263
 264 3. Create a directory trying to mount
 265  # mkdir /mnt/f2fs
 266
 267 4. Format the block device, and then mount as f2fs
 268  # mkfs.f2fs -l label /dev/block_device
 269  # mount -t f2fs /dev/block_device /mnt/f2fs
 270
 271 mkfs.f2fs
 272 ---------
 273 The mkfs.f2fs is for the use of formatting a partition as the f2fs filesystem,
 274 which builds a basic on-disk layout.
 275
 276 The options consist of:
 277 -l [label]   : Give a volume label, up to 512 unicode name.
 278 -a [0 or 1]  : Split start location of each area for heap-based allocation.
 279                1 is set by default, which performs this.
 280 -o [int]     : Set overprovision ratio in percent over volume size.
 281                5 is set by default.
 282 -s [int]     : Set the number of segments per section.
 283                1 is set by default.
 284 -z [int]     : Set the number of sections per zone.
 285                1 is set by default.
 286 -e [str]     : Set basic extension list. e.g. "mp3,gif,mov"
 287 -t [0 or 1]  : Disable discard command or not.
 288                1 is set by default, which conducts discard.
 289
 290 fsck.f2fs
 291 ---------
 292 The fsck.f2fs is a tool to check the consistency of an f2fs-formatted
 293 partition, which examines whether the filesystem metadata and user-made data
 294 are cross-referenced correctly or not.
 295 Note that, initial version of the tool does not fix any inconsistency.
 296
 297 The options consist of:
 298   -d debug level [default:0]
 299
 300 dump.f2fs
 301 ---------
 302 The dump.f2fs shows the information of specific inode and dumps SSA and SIT to
 303 file. Each file is dump_ssa and dump_sit.
 304
 305 The dump.f2fs is used to debug on-disk data structures of the f2fs filesystem.
 306 It shows on-disk inode information recognized by a given inode number, and is
 307 able to dump all the SSA and SIT entries into predefined files, ./dump_ssa and
 308 ./dump_sit respectively.
 309
 310 The options consist of:
 311   -d debug level [default:0]
 312   -i inode no (hex)
 313   -s [SIT dump segno from #1~#2 (decimal), for all 0~-1]
 314   -a [SSA dump segno from #1~#2 (decimal), for all 0~-1]
 315
 316 Examples:
 317 # dump.f2fs -i [ino] /dev/sdx
 318 # dump.f2fs -s 0~-1 /dev/sdx (SIT dump)
 319 # dump.f2fs -a 0~-1 /dev/sdx (SSA dump)
 320
 321 ================================================================================
 322 DESIGN
 323 ================================================================================
 324
 325 On-disk Layout
 326 --------------
 327
 328 F2FS divides the whole volume into a number of segments, each of which is fixed
 329 to 2MB in size. A section is composed of consecutive segments, and a zone
 330 consists of a set of sections. By default, section and zone sizes are set to one
 331 segment size identically, but users can easily modify the sizes by mkfs.
 332
 333 F2FS splits the entire volume into six areas, and all the areas except superblock
 334 consists of multiple segments as described below.
 335
 336                                             align with the zone size <-|
 337                  |-> align with the segment size
 338      _________________________________________________________________________
 339     |            |            |   Segment   |    Node     |   Segment  |      |
 340     | Superblock | Checkpoint |    Info.    |   Address   |   Summary  | Main |
 341     |    (SB)    |   (CP)     | Table (SIT) | Table (NAT) | Area (SSA) |      |
 342     |____________|_____2______|______N______|______N______|______N_____|__N___|
 343                                                                        .      .
 344                                                              .                .
 345                                                  .                            .
 346                                     ._________________________________________.
 347                                     |_Segment_|_..._|_Segment_|_..._|_Segment_|
 348                                     .           .
 349                                     ._________._________
 350                                     |_section_|__...__|_
 351                                     .            .
 352                                     .________.
 353                                     |__zone__|
 354
 355 - Superblock (SB)
 356  : It is located at the beginning of the partition, and there exist two copies
 357    to avoid file system crash. It contains basic partition information and some
 358    default parameters of f2fs.
 359
 360 - Checkpoint (CP)
 361  : It contains file system information, bitmaps for valid NAT/SIT sets, orphan
 362    inode lists, and summary entries of current active segments.
 363
 364 - Segment Information Table (SIT)
 365  : It contains segment information such as valid block count and bitmap for the
 366    validity of all the blocks.
 367
 368 - Node Address Table (NAT)
 369  : It is composed of a block address table for all the node blocks stored in
 370    Main area.
 371
 372 - Segment Summary Area (SSA)
 373  : It contains summary entries which contains the owner information of all the
 374    data and node blocks stored in Main area.
 375
 376 - Main Area
 377  : It contains file and directory data including their indices.
 378
 379 In order to avoid misalignment between file system and flash-based storage, F2FS
 380 aligns the start block address of CP with the segment size. Also, it aligns the
 381 start block address of Main area with the zone size by reserving some segments
 382 in SSA area.
 383
 384 Reference the following survey for additional technical details.
 385 https://wiki.linaro.org/WorkingGroups/Kernel/Projects/FlashCardSurvey
 386
 387 File System Metadata Structure
 388 ------------------------------
 389
 390 F2FS adopts the checkpointing scheme to maintain file system consistency. At
 391 mount time, F2FS first tries to find the last valid checkpoint data by scanning
 392 CP area. In order to reduce the scanning time, F2FS uses only two copies of CP.
 393 One of them always indicates the last valid data, which is called as shadow copy
 394 mechanism. In addition to CP, NAT and SIT also adopt the shadow copy mechanism.
 395
 396 For file system consistency, each CP points to which NAT and SIT copies are
 397 valid, as shown as below.
 398
 399   +--------+----------+---------+
 400   |   CP   |    SIT   |   NAT   |
 401   +--------+----------+---------+
 402   .         .          .          .
 403   .            .              .              .
 404   .               .                 .                 .
 405   +-------+-------+--------+--------+--------+--------+
 406   | CP #0 | CP #1 | SIT #0 | SIT #1 | NAT #0 | NAT #1 |
 407   +-------+-------+--------+--------+--------+--------+
 408      |             ^                          ^
 409      |             |                          |
 410      `----------------------------------------'
 411
 412 Index Structure
 413 ---------------
 414
 415 The key data structure to manage the data locations is a "node". Similar to
 416 traditional file structures, F2FS has three types of node: inode, direct node,
 417 indirect node. F2FS assigns 4KB to an inode block which contains 923 data block
 418 indices, two direct node pointers, two indirect node pointers, and one double
 419 indirect node pointer as described below. One direct node block contains 1018
 420 data blocks, and one indirect node block contains also 1018 node blocks. Thus,
 421 one inode block (i.e., a file) covers:
 422
 423   4KB * (923 + 2 * 1018 + 2 * 1018 * 1018 + 1018 * 1018 * 1018) := 3.94TB.
 424
 425    Inode block (4KB)
 426      |- data (923)
 427      |- direct node (2)
 428      |          `- data (1018)
 429      |- indirect node (2)
 430      |            `- direct node (1018)
 431      |                       `- data (1018)
 432      `- double indirect node (1)
 433                          `- indirect node (1018)
 434                                       `- direct node (1018)
 435                                                  `- data (1018)
 436
 437 Note that, all the node blocks are mapped by NAT which means the location of
 438 each node is translated by the NAT table. In the consideration of the wandering
 439 tree problem, F2FS is able to cut off the propagation of node updates caused by
 440 leaf data writes.
 441
 442 Directory Structure
 443 -------------------
 444
 445 A directory entry occupies 11 bytes, which consists of the following attributes.
 446
 447 - hash          hash value of the file name
 448 - ino           inode number
 449 - len           the length of file name
 450 - type          file type such as directory, symlink, etc
 451
 452 A dentry block consists of 214 dentry slots and file names. Therein a bitmap is
 453 used to represent whether each dentry is valid or not. A dentry block occupies
 454 4KB with the following composition.
 455
 456   Dentry Block(4 K) = bitmap (27 bytes) + reserved (3 bytes) +
 457                       dentries(11 * 214 bytes) + file name (8 * 214 bytes)
 458
 459                          [Bucket]
 460              +--------------------------------+
 461              |dentry block 1 | dentry block 2 |
 462              +--------------------------------+
 463              .               .
 464        .                             .
 465   .       [Dentry Block Structure: 4KB]       .
 466   +--------+----------+----------+------------+
 467   | bitmap | reserved | dentries | file names |
 468   +--------+----------+----------+------------+
 469   [Dentry Block: 4KB] .   .
 470                  .               .
 471             .                          .
 472             +------+------+-----+------+
 473             | hash | ino  | len | type |
 474             +------+------+-----+------+
 475             [Dentry Structure: 11 bytes]
 476
 477 F2FS implements multi-level hash tables for directory structure. Each level has
 478 a hash table with dedicated number of hash buckets as shown below. Note that
 479 "A(2B)" means a bucket includes 2 data blocks.
 480
 481 ----------------------
 482 A : bucket
 483 B : block
 484 N : MAX_DIR_HASH_DEPTH
 485 ----------------------
 486
 487 level #0   | A(2B)
 488            |
 489 level #1   | A(2B) - A(2B)
 490            |
 491 level #2   | A(2B) - A(2B) - A(2B) - A(2B)
 492      .     |   .       .       .       .
 493 level #N/2 | A(2B) - A(2B) - A(2B) - A(2B) - A(2B) - ... - A(2B)
 494      .     |   .       .       .       .
 495 level #N   | A(4B) - A(4B) - A(4B) - A(4B) - A(4B) - ... - A(4B)
 496
 497 The number of blocks and buckets are determined by,
 498
 499                             ,- 2, if n < MAX_DIR_HASH_DEPTH / 2,
 500   # of blocks in level #n = |
 501                             `- 4, Otherwise
 502
 503                              ,- 2^(n + dir_level),
 504                              |        if n + dir_level < MAX_DIR_HASH_DEPTH / 2,
 505   # of buckets in level #n = |
 506                              `- 2^((MAX_DIR_HASH_DEPTH / 2) - 1),
 507                                       Otherwise
 508
 509 When F2FS finds a file name in a directory, at first a hash value of the file
 510 name is calculated. Then, F2FS scans the hash table in level #0 to find the
 511 dentry consisting of the file name and its inode number. If not found, F2FS
 512 scans the next hash table in level #1. In this way, F2FS scans hash tables in
 513 each levels incrementally from 1 to N. In each levels F2FS needs to scan only
 514 one bucket determined by the following equation, which shows O(log(# of files))
 515 complexity.
 516
 517   bucket number to scan in level #n = (hash value) % (# of buckets in level #n)
 518
 519 In the case of file creation, F2FS finds empty consecutive slots that cover the
 520 file name. F2FS searches the empty slots in the hash tables of whole levels from
 521 1 to N in the same way as the lookup operation.
 522
 523 The following figure shows an example of two cases holding children.
 524        --------------> Dir <--------------
 525        |                                 |
 526     child                             child
 527
 528     child - child                     [hole] - child
 529
 530     child - child - child             [hole] - [hole] - child
 531
 532    Case 1:                           Case 2:
 533    Number of children = 6,           Number of children = 3,
 534    File size = 7                     File size = 7
 535
 536 Default Block Allocation
 537 ------------------------
 538
 539 At runtime, F2FS manages six active logs inside "Main" area: Hot/Warm/Cold node
 540 and Hot/Warm/Cold data.
 541
 542 - Hot node      contains direct node blocks of directories.
 543 - Warm node     contains direct node blocks except hot node blocks.
 544 - Cold node     contains indirect node blocks
 545 - Hot data      contains dentry blocks
 546 - Warm data     contains data blocks except hot and cold data blocks
 547 - Cold data     contains multimedia data or migrated data blocks
 548
 549 LFS has two schemes for free space management: threaded log and copy-and-compac-
 550 tion. The copy-and-compaction scheme which is known as cleaning, is well-suited
 551 for devices showing very good sequential write performance, since free segments
 552 are served all the time for writing new data. However, it suffers from cleaning
 553 overhead under high utilization. Contrarily, the threaded log scheme suffers
 554 from random writes, but no cleaning process is needed. F2FS adopts a hybrid
 555 scheme where the copy-and-compaction scheme is adopted by default, but the
 556 policy is dynamically changed to the threaded log scheme according to the file
 557 system status.
 558
 559 In order to align F2FS with underlying flash-based storage, F2FS allocates a
 560 segment in a unit of section. F2FS expects that the section size would be the
 561 same as the unit size of garbage collection in FTL. Furthermore, with respect
 562 to the mapping granularity in FTL, F2FS allocates each section of the active
 563 logs from different zones as much as possible, since FTL can write the data in
 564 the active logs into one allocation unit according to its mapping granularity.
 565
 566 Cleaning process
 567 ----------------
 568
 569 F2FS does cleaning both on demand and in the background. On-demand cleaning is
 570 triggered when there are not enough free segments to serve VFS calls. Background
 571 cleaner is operated by a kernel thread, and triggers the cleaning job when the
 572 system is idle.
 573
 574 F2FS supports two victim selection policies: greedy and cost-benefit algorithms.
 575 In the greedy algorithm, F2FS selects a victim segment having the smallest number
 576 of valid blocks. In the cost-benefit algorithm, F2FS selects a victim segment
 577 according to the segment age and the number of valid blocks in order to address
 578 log block thrashing problem in the greedy algorithm. F2FS adopts the greedy
 579 algorithm for on-demand cleaner, while background cleaner adopts cost-benefit
 580 algorithm.
 581
 582 In order to identify whether the data in the victim segment are valid or not,
 583 F2FS manages a bitmap. Each bit represents the validity of a block, and the
 584 bitmap is composed of a bit stream covering whole blocks in main area.