本篇包括三個部分：1）f2fs 文件表示方法； 2）NAT詳細介紹；3）f2fs文件讀寫過程；4）
下面詳細闡述f2fs讀寫的過程。
管理數據位置關鍵的數據結構是node，node包括三種：inode、直接node、間接node。其中inode記錄了文件的基本信息，包括訪問權限、文件大小、修改時間等，也有索引的功能；直接node和間接node單純負責索引。F2fs的inode中有923個直接數據塊索引，2個一級索引，2個二級索引，1個三級索引，文件的邏輯表示如下圖：
inode中有923個索引項，直接node、間接node中都是有1018個索引項。
通過上圖，inode中923個直接數據塊索引能夠索引到××K的數據，
2個一級索引能夠索引到
2個二級索引能夠索引到
1個三級索引能夠索引到
因此，f2fs支持單文件最大3.94T，
上面介紹了f2fs三種node之間是如何配合索引文件的，但是有一個非常重要的細節：間接node的索引項記錄nid號（與NAT相關），直接node的索引項中直接記錄數據塊地址。拿圖（一）中的三級索引部分為例：
其中node block 1） 2）屬於間接node，索引項中為nid號，3）和4）屬於直接node，索引項中為數據塊的地址。這種設計是為了解決Log-structured 文件系統中雪崩樹問題，其中nid號是NAT表的下標。
f2fs文件系統中，NAT表是和文件存儲強相關的一個數據結構，非常重要。因此，這篇文章的第二部分，我們就詳細說說NAT表，包括它的作用以及f2fs是如何管理NAT表的。
NAT表位於元數據區，可以認為是一個大數組，數據下標是nid，每一個表項記錄着一個node塊的信息，包括該node塊屬於哪一個inode，以及該node塊在磁盤上的地址。
還是以圖（一）中的三級索引部分為例，我們發現，整個索引過程的真相應該是這樣的：
這和圖一相比已經面目全非了，圖一更宏觀，本圖粒度更細。
到這里我們基本上可以明白f2fs為什么可以削弱雪崩樹的影響了：當圖中數據塊因為數據變臟導致異地更新時，它的直接索引2）也會變臟，但是由於2）是一個直接索引，是node塊，信息是在NAT中管理，所以只需要在NAT中update下2）的新地址就好了！這樣3）中對應的索引項根本就不用變，因為3）的索引項指向的東西在NAT里呢！
這一機制有效杜絕了雪球越滾越大！但是，這種類似於”二級指針“的方法，會帶來一定程度的性能開銷，所以f2fs的NAT信息在內存中以鏈表+基數樹的方式維護，以加快查找、update過程。
好了，到這里NAT的作用基本清楚了，后面讀寫文件的過程還會涉及nat的操作。下面介紹下NAT的存儲方式：
元數據區中有兩份NAT，兩份NAT在元數據區中以segment的粒度交叉存放（假設每個NAT表有3個segment）：
之所以准備兩份NAT，是因為f2fs中有兩份snapshot，NAT是和文件存儲強相關的元數據，因此兩份。但是兩份snapshort和兩份NAT之間並不是一一對應關系，如上圖，並不是說第一份快照對應的NAT數據就完全存儲在圖中NAT0（或者NAT1）中。它是通過一個bitmap，完成NAT在block粒度上的映射：
好了，把NAT介紹完畢后，我們對f2fs文件的索引有了新的認識，下面介紹文件的讀寫過程：
1）首先在VFS層，
上面介紹了f2fs文件的邏輯表示，下面看f2fs源碼中是如何