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嵌入式系統(tǒng)中的線性Flash文件系統(tǒng)設(shè)計(jì)
作者： WuYJ@263.net.cn
摘要：設(shè)計(jì)一種能夠在典型嵌入式環(huán)境下應(yīng)用的線性文件系統(tǒng)，為嵌入式系統(tǒng)Flash空間的管理提供一種非常有效的手段。它包裝和通用文件系統(tǒng)類似的API接口，設(shè)計(jì)的實(shí)現(xiàn)獨(dú)立于實(shí)時操作系統(tǒng)（RTOS）和具體的Flash典型，可方便移植到不同的嵌入式應(yīng)用中。
在嵌入式系統(tǒng)中，為了便于對閃存（Flash）空間進(jìn)行管理，會采用文件的形式來訪問Flash。目前，可以購買到的Flash文件系統(tǒng)一般都是兼容DOS的文件系統(tǒng)（Flash File System，F(xiàn)FS），這對需要一個具有復(fù)雜的目錄層次，并且DDS文件兼容的系統(tǒng)來說是必要的；但是對大多數(shù)的嵌入式應(yīng)用來說，這種文件系統(tǒng)太過奢侈。筆者在參與嵌入式系統(tǒng)項(xiàng)目的時候，設(shè)計(jì)了一種線性文件系統(tǒng)，它適用于大多數(shù)的嵌入式應(yīng)用對Flash文件系統(tǒng)的需求。
線性文件系統(tǒng)設(shè)計(jì)基于三個目標(biāo)：一是提供給應(yīng)用程序通過文件名而不是物理地址訪問系統(tǒng)Flash的能力；二是文件系統(tǒng)的設(shè)計(jì)獨(dú)立于實(shí)時操作系統(tǒng)（RTOS），這樣可以很容易移植到不同的嵌入式應(yīng)用中；三是設(shè)計(jì)統(tǒng)一的底層接口，適應(yīng)不同的Flash類型。本文設(shè)計(jì)的線性文件系統(tǒng)為典型的嵌入式系統(tǒng)提供了所需的類文件系統(tǒng)能力。需要注意的是，本文件系統(tǒng)不支持復(fù)雜的Flash扇區(qū)擦寫次數(shù)均衡算法，沒有目錄層次，并且和其它的文件系統(tǒng)不兼容。
1 線性文件系統(tǒng)
線性文件系統(tǒng)的設(shè)計(jì)思路是這樣的：文件分為文件頭和文件數(shù)據(jù)區(qū)兩個部分，每個文件按照順序存放在Flash中，以單向鏈表來鏈接文件。文件的起始部分是文件頭，包含文件的屬性、指向下一個文件頭的指針、文件頭和文件數(shù)據(jù)區(qū)的32位循環(huán)冗余校驗(yàn)和（CRC32）等。文件頭用一個32位的字來表示文件屬性，每位表示一種屬性，如數(shù)據(jù)文件或者是可執(zhí)行文件，是否已刪除的文件等，具體可以根據(jù)應(yīng)用的需要來定義文件的屬性；文件頭和文件數(shù)據(jù)區(qū)維護(hù)獨(dú)立的CRC32校驗(yàn)，使文件系統(tǒng)能更精確檢測文件的完整性。文件的起始地址沒有特殊需求，分配給文件系統(tǒng)的Flash大小限制了文件的大小。另外，線性文件系統(tǒng)作為嵌入式系統(tǒng)的一個功能模塊，它為應(yīng)用程序提供與標(biāo)準(zhǔn)文件系統(tǒng)類似的API接口，如：read()、write()、open（）、close()、stat()和seek（）等。對于同時在多片F(xiàn)lash的系統(tǒng)而言，每片F(xiàn)lash相當(dāng)于一個目標(biāo)，文件都可存儲在任何一片中（當(dāng)然受物理空間限制），但不能跨片存儲。
圖1 Flash文件系統(tǒng)空間
在第一個文件創(chuàng)建之前，必須進(jìn)行初始化，將所有分配給文件系統(tǒng)的Flash空間擦除。當(dāng)創(chuàng)建第一個文件時，起始位置從文件系統(tǒng)的起始地址開始，文件頭指針指向下一個空文件的起始位置（鏈表尾部）；第二個文件的位置從當(dāng)前的鏈表尾部開始，同時文件頭中的鏈表指針指向新的尾部。刪除文件時，僅僅是簡單地把文件頭的標(biāo)識位中的活動文件標(biāo)識位置0，表示刪除。這樣，在經(jīng)過多次刪除之后，就有必要運(yùn)行碎片整理模塊來進(jìn)行文件系統(tǒng)Flash空間的碎片整理。碎片整理模塊還需要在文件系統(tǒng)Flash空間尾部留一個扇區(qū)來數(shù)據(jù)備份，以便當(dāng)碎片整理被打斷時（如下電或者復(fù)位）可以恢復(fù)文件系統(tǒng)。這個保留的扇區(qū)稱空閑扇區(qū)。它必須放在文件系統(tǒng)空間之后，這樣可以保證文件系統(tǒng)的所有文件在所占用的Flash空間是連續(xù)的。整個文件空間的分配如圖1所示。
陰影部分是文件頭，數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)如下：
struct hdr{
unsigned short hdrsize; /*文件頭字節(jié)數(shù)*/
long filsize; /*文件頭版本*/
long filsize; /*文件大小*/
long flags; /*描述文件的標(biāo)識*/
unsigned long filcrc； /*文件數(shù)據(jù)的CRC32的值*/
unsigned long hdrcec; /*文件的最后修改時間*/
struct hdr *next; /*指向下一個文件頭的指針*/
char name[NAMESIZE]; /*文件名*/
char info[INFOSIZE]; /*文件描述信息*/
};
碎片整個記錄區(qū)包含兩種數(shù)據(jù)類型：碎片整理文件頭信息表defraghdr和文件區(qū)扇區(qū)整理前后的CRC值備份表sectorcre。具體的地址分配從空閑扇區(qū)的起始地址減1開始，往前分配文件系統(tǒng)扇區(qū)數(shù)乘以4字節(jié)作為sectorcrc的空間；從sectorcrc起始地址減1開始，往前分配活動文件個數(shù)乘以64字節(jié)作為碎片整理文件頭信息表。這兩個結(jié)構(gòu)定義如下：
struct defraghdr{
struct hdr *ohdr; /*文件頭的原始位置指針*/
struct hdr *nextfile; /*指向下一個文件的指針*/
long filsize; /*文件大小*/
unsigned long crc; /*這個頭的CRC32值*/
unsigned long ohdrcrc; /*原始文件頭CRC32值的拷貝*/
long idx; /*碎片整理表頭的索引*/
long nesn; /*新的文件尾的扇區(qū)號*/
long neso; /*新的文件尾的扇區(qū)偏移量*/
char *nda; /*新的文件起始地址*/
char fname[NAMESIZE]; /*文件名*/
};
struct sectorcrc{
unsigned long precrc; /*碎片整理前扇區(qū)數(shù)據(jù)CRC32的值*/
unsigned long postcrc; /*碎片整理后扇區(qū)數(shù)據(jù)CRC32的值*/
}；
從上面介紹可知，除了文件數(shù)據(jù)之外，文件系統(tǒng)還需要如下4種額外的開銷。
①文件頭：這是每個文件必須的開銷，如果文件名和信息域各24字節(jié)，那么整個文件頭共76字節(jié)。
②碎片整理文件頭信息表：每個活動（非刪除）的文件在進(jìn)行碎片整理時在這個表里創(chuàng)建一個表項(xiàng)，每個表項(xiàng)64字節(jié)。
③碎片整理前后的扇區(qū)CRC32值表：保存文件整理前后的CRC32值，總的字節(jié)數(shù)約為文件所占扇區(qū)數(shù)的4倍。
④空閑塊：用來在碎片整理過程中備份當(dāng)前整理扇區(qū)數(shù)據(jù)。它必須不小于文件系統(tǒng)其它所有扇區(qū)。
可以用下面方程計(jì)算系統(tǒng)開銷的總和：
overhead=(FTOT*(HDRSIZE+64))+SPARESIZE+(SECTORCOUNT*8)
其中：
FTOT是總的文件數(shù)；
HDRSIZE是文件頭字節(jié)數(shù)（目前為76字節(jié)）；
SPARESIZE是空閑塊的大�。�
SECTORCOUNT是分配給文件系統(tǒng)的Flash扇區(qū)數(shù)，不包括空閑塊。
圖2 文件碎片整理
2 碎片整理
創(chuàng)建新文件需要占用文件系統(tǒng)空間；但是，由于Flash的底層技術(shù)不允許Flash中的任意地址空間被刪除，而是按照扇區(qū)為單位刪除，為此在刪除一個文件的時候，暫時沒有把整個文件所占的空間刪除，僅僅是在文件頭的標(biāo)識里作一個刪除標(biāo)識，并保留在Flash中。這樣，被刪除文件積累到一定的數(shù)量時，就會占用相當(dāng)大的空間。因此，需要整理文件系統(tǒng)Flash空間，使被刪除文件占用的空間重新使用。圖2顯示了碎片整理過程。文件F1、F2和F5已經(jīng)被刪除，并且在碎片整理之后從Flash中被清除。
進(jìn)行碎片整理的方法可以有多種。對于嵌入式系統(tǒng)來說，選擇哪種方法，衡量的依據(jù)是復(fù)雜性和功能之間的平衡。下面討論兩種不同的方法：第一種方法相當(dāng)簡單，但是有缺陷；第二種方法功能強(qiáng)大得多，筆者在線性文件實(shí)現(xiàn)中即采用這種方法。當(dāng)然，存在更加復(fù)雜的解決辦法，但通常的情況是，所添加的復(fù)雜性會使整個文件系統(tǒng)的實(shí)現(xiàn)更加復(fù)雜。目標(biāo)是保持文件存儲的簡單和線性，保證所有的文件都是以連續(xù)的空間存儲在Flash中。
最簡單的方法是將活動的文件備份在RAM中，刪除分配給文件系統(tǒng)的Flash空間，然后將RAM中備份的所有文件拷貝回Flash。這種方法很簡單，并且不需要分配一個扇區(qū)作為空閑區(qū)；但問題是，需要有一整塊和分配給文件系統(tǒng)的空間一樣大的RAM來完成這項(xiàng)工作。更糟的是，如果此時系統(tǒng)被復(fù)位，或者在刪除扇區(qū)內(nèi)容卻還沒有將文件拷貝回Flash的時候被斷電，文件系統(tǒng)將會崩潰。因?yàn)镽AM中的內(nèi)容會隨之選擇，文件內(nèi)容會被破壞掉。
我們在文件系統(tǒng)實(shí)現(xiàn)設(shè)計(jì)了一種碎片整理方法，可以防止在碎片整理過程中系統(tǒng)復(fù)位導(dǎo)致文件崩潰的情況。采用這種方法，不需要大塊的RAM，但是需要預(yù)選先分配給碎片整理過程一個Flash扇區(qū)作為備份區(qū)。這個扇區(qū)的字節(jié)數(shù)不小于任何分配給文件系統(tǒng)的扇區(qū)。在整個文件系統(tǒng)中，這個扇區(qū)位于分配給文件系統(tǒng)最后一個扇區(qū)的下一個扇區(qū)。因?yàn)樯葏^(qū)可能比需要分配給非刪除文件的備份的空間要小，所以它必須逐個扇區(qū)進(jìn)行處理，而不是一下就把所有的碎片整理完。采用備份扇區(qū)的好處是，在碎片整理過程中，無論斷電或者復(fù)位都不會破壞文件系統(tǒng)。當(dāng)下次系統(tǒng)重新恢復(fù)時，會根據(jù)在碎片整理前記錄的每個扇區(qū)碎片整理前后CRC值，來判斷當(dāng)前的文件碎片整理狀態(tài)。如果上次文件整理沒有完成，就會繼續(xù)上次的整理。這種技術(shù)的一個缺陷是空閑扇區(qū)的擦寫次數(shù)會較多。這樣空閑扇區(qū)就可能因?yàn)檫_(dá)到擦寫壽命而失敗。達(dá)到這一點(diǎn)的關(guān)鍵依賴于使用的Flash、所分配給文件系
統(tǒng)的扇區(qū)數(shù)、文件刪除和重建的頻率。一個可行的解決辦法采用電池備份的RAM來替換空閑扇區(qū)，可以增加Flash的整體壽命，但是對那些預(yù)算緊張的應(yīng)用來說太過奢移。
具體的碎片整理過程是，首先建立碎片整理區(qū)。①為每個扇區(qū)建立2個CRC32表項(xiàng)；第一個CRC32是這個扇區(qū)在碎片整理前的CRC值；第二個CRC32值是計(jì)算出來的碎片整理后的CRC32值。這些CRC是當(dāng)碎片整理過程被打斷時，用來重新恢復(fù)整理用的。②創(chuàng)建碎片整理文件頭信息表，每個活動的文件占用一個表項(xiàng)。③計(jì)算①和②的CRC值，并保存。①～③的數(shù)據(jù)保存在圖1中的碎片整理記錄區(qū)。第二步是文件重定位；遍歷文件系統(tǒng)的每個扇區(qū)，處理重新定位后存儲空間和該扇區(qū)相覆蓋的文件。在每個扇區(qū)被重寫之前，扇區(qū)原來的信息被保存在空閑扇區(qū)里。第三步，擦除Flash；遍歷未使用的扇區(qū)，確認(rèn)所有的扇區(qū)被刪除。第四步，完整性檢測：對新的文件進(jìn)行檢測，保證所有重定位的文件都是完整的。
3 應(yīng)用分析
Flash的扇區(qū)有最大擦寫次數(shù)。當(dāng)前的Flash芯片一般支持10萬～100萬次的擦除。文件系統(tǒng)的應(yīng)用各不相同，所以這里不能下結(jié)論說采用線性文件系統(tǒng)Flash的壽命會有多長。下面解釋文件系統(tǒng)訪問Flash的方法。這樣用戶可以根據(jù)應(yīng)用來判斷Flash的預(yù)期壽命。
我們所設(shè)計(jì)的線性文件系統(tǒng)并不進(jìn)行扇區(qū)刪除次數(shù)均衡，以延長Flash的使用壽命。如果所需要的文件系統(tǒng)頻繁修改并需要扇區(qū)刪除次數(shù)均衡，可以購買現(xiàn)成的Flash文件系統(tǒng)。扇區(qū)刪除均衡算法大大增加了底層實(shí)現(xiàn)的復(fù)雜性，并且超出本文的討論范圍。一般來說，通過文件系統(tǒng)來管理Flash的需求遠(yuǎn)大于對Flash扇區(qū)擦寫次數(shù)均衡的需求，特別是現(xiàn)在越來越多的Flash扇區(qū)都支持100萬次的擦寫。
如上面所提到的，文件系統(tǒng)本身提供給編程者的接口API與標(biāo)準(zhǔn)OS提供的接口類似。這可能誤導(dǎo)開發(fā)者認(rèn)為文件系統(tǒng)可以看作是一個硬盤，以任意的頻率進(jìn)行讀寫操作。事實(shí)并不是這樣，線性文件系統(tǒng)碎片整理同制并沒有進(jìn)行擦寫次數(shù)均衡，這意味著空閑扇區(qū)可能會是最早損壞的Flash扇區(qū)。因?yàn)樵谒槠磉^程中，空閑扇區(qū)被用作其它所有扇區(qū)的暫時存放扇區(qū)。例如在設(shè)計(jì)里，有13個扇區(qū)Flash用來作線性文件系統(tǒng)區(qū)，有1個扇區(qū)作為空閑扇區(qū)。假設(shè)對于最壞情況的碎片整理（13個扇區(qū)都影響到），如果每天進(jìn)行1次碎片整理，對于100 000次擦寫次數(shù)的Flash而言，可用期能夠超過20年（100 000/13/365=21）。20年是基于每天進(jìn)行1次碎片整理，并且所有扇區(qū)都影響到的情況。碎片整理的頻率和整理所影響到的扇區(qū)數(shù)受應(yīng)用程序使用文件的限制。用戶可以根據(jù)文件系統(tǒng)的應(yīng)用來估算Flash扇區(qū)的磨損情況，并作相應(yīng)的處理。
下面討論文件系統(tǒng)是如何使用扇區(qū)的。Flash扇區(qū)僅僅在碎片整理時候才被擦除。當(dāng)刪除文件的時候，只是簡單地作一個標(biāo)識（文件頭的一個位）。如果一個存在的文件以寫的方式打開，實(shí)際的修改步驟是，刪除原有的文件，并在當(dāng)前文件系統(tǒng)的最后一個文件之后重寫該文件。最后，這個過程會使文件系統(tǒng)的Flash空間被耗盡，這要就需要運(yùn)行碎片整理程序。碎片整理程序會使已被刪除文件所占用的空間被清除，所有活動的文件在Flash中的位置以連續(xù)的方式存放。每個扇區(qū)的整理過程是，扇區(qū)被拷貝到空閑扇區(qū)作備份，然后原來的扇區(qū)被刪除，計(jì)算出該扇區(qū)在文件整理后的內(nèi)容，寫入扇區(qū)，之后刪除空閑扇區(qū)的備份。文件系統(tǒng)從頭到尾每個扇區(qū)重復(fù)這樣作。在碎片整理時，如果一個扇區(qū)不需要進(jìn)行碎片整理，碎片整理程序就不會動這個扇區(qū)因此，受碎片整理程序影響的扇區(qū)數(shù)目依賴于當(dāng)前被文件系統(tǒng)占用的Flash扇區(qū)數(shù)和被刪除文件在Flash中的位置。
在一個典型的嵌入式應(yīng)用里，文件系統(tǒng)中的可執(zhí)行文件本身就是應(yīng)用程序�？蓤�(zhí)行文件一般是最大的文件，也是最不可能經(jīng)常改變的文件。這意味著執(zhí)行文件所占用的空間是相對固定的，將會減少空閑扇區(qū)因?yàn)樗槠矶M(jìn)行的擦寫次數(shù)。另外一方面，如果有任何文件需要定期改動，碎片整理將會更加頻繁運(yùn)行。
結(jié)語
本文所設(shè)計(jì)的線性文件系統(tǒng)已經(jīng)成功應(yīng)用在筆者參加的嵌入式系統(tǒng)的產(chǎn)品，并且在實(shí)踐中證明是一種比較有效的管理Flash的方式。當(dāng)然，線性文件系統(tǒng)不是解決所有嵌入式應(yīng)用管理Flash空間問題的答案，但是它對于那些不能判斷是否要購買現(xiàn)成的Flash文件系統(tǒng)的項(xiàng)目提供了一個非常有用的選擇方案。有關(guān)線性文件系統(tǒng)實(shí)現(xiàn)的C源代碼，可以通過E-Mail:WuYJ@263.net.cn直接與筆者聯(lián)系。
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