f2fs解析（八）node 管理器中的node_info

free_info 功成身退，node_info顺利接班。

// 这里还是蛮复杂的一件事，如果不搞清除的话，这个历史性的接班工作我们就接不上

上面说到 alloc_nid 和 alloc_nid_done 之后，这个free_nid算是被完全清除了。我们知道free_info 和 node_info 结构体的桥梁就是nid了，那么我们看下这个nid干什么用了！搜alloc_nid，主要有两处：1）创建一个新的inode【函数f2fs_mkdir, f2fs_create】；2）创建文件的索引的时候：【函数 get_dnode_of_data】。

我们发现这两条线到最后都不约而同地调用了接口new_node_page

1）__f2fs_add_link --> init_inode_metadata --> new_inode_page --> new_node_page --> grab_cache_page

2）get_dnode_of_data --> new_node_page -->grab_cache_page

到这里，我们知道page中这个nid的页就建立起来了，这个得到这个页alloc_nid的工作也算是完成了，那么node_info中blk_addr是怎么设置的呢？

我们自动想到了address_spacing中的写回的钩子：f2fs_write_node_page；

在f2fs_write_node_page函数中，nid的信息首先会通过get_node_info 函数得到， 但是由于node管理器中的nat_root树中并没有相关的nid的信息，所以此时就会在最后的cache_nat_entry中建立啦！ 可见此时打配合的两个管理结构是：1）基数树，nat_root；2）链表，nat_entries。

247 static struct nat_entry *grab_nat_entry(struct f2fs_nm_info *nm_i, nid_t nid)
248 {
249     struct nat_entry *new;
250
251     new = f2fs_kmem_cache_alloc(nat_entry_slab, GFP_ATOMIC);
252     f2fs_radix_tree_insert(&nm_i->nat_root, nid, new);
253     memset(new, 0, sizeof(struct nat_entry));
254     nat_set_nid(new, nid);
255     nat_reset_flag(new);
256     list_add_tail(&new->list, &nm_i->nat_entries);
257     nm_i->nat_cnt++;
258     return new;
259 }

但是根据日志文件系统的原理，我此时此刻还是不能确定最后的这个nid的节点要落到何处。

但是函数f2fs_write_node_page，继续向下执行，就会有set_node_addr函数，将nat_root中的地址填充完整，于是node_info完整了。

好了，到这里我们明白了node_info 与 free_nid 这个历史性交接过程：一个nid如何从free_list 到 nat_entries中去了。