SPI Flash M25P32 的TFFS文件系統(tǒng)的設(shè)計(jì)與實(shí)現(xiàn)

引言

在VxWorks的應(yīng)用系統(tǒng)中，基于flash的文件系統(tǒng)通常都采用DOS+FAT+FTL的結(jié)構(gòu)。

一般情況下，磁盤文件系統(tǒng)大多是基于sector的文件系統(tǒng)，磁盤按照物理上分為柱面、磁盤、扇區(qū)，扇區(qū)是基于塊的文件系統(tǒng)操作的基本存儲(chǔ)單位，磁盤的容量都是根據(jù)這些數(shù)據(jù)計(jì)算出來的，每個(gè)扇區(qū)大小通常都是512bytes。

VxWorks文件系統(tǒng)中的DOSFS是MS-DOS兼容的文件系統(tǒng)，可基于塊對(duì)物理介質(zhì)進(jìn)行操作。由于Flash的物理特性，對(duì)Flash作基于塊(不同于Flash的擦除塊)的操作必須由軟件作封裝實(shí)現(xiàn)，這就是TFFS所起的作用。

1 VxWorks文件系統(tǒng)的總體結(jié)構(gòu)

VxWorks文件系統(tǒng)的總體結(jié)構(gòu)以及TFFS在整個(gè)文件系統(tǒng)的位置如圖l所示。

Tomado下的TFFS文件系統(tǒng)是Tornado的一個(gè)可選組件，它可為種類繁多的Flash設(shè)備提供一個(gè)統(tǒng)一的塊設(shè)備接口。在Tornado2.2版本中自帶的TFFS版本為2.0，在文件系統(tǒng)中，TFFS的功能相當(dāng)于磁盤驅(qū)動(dòng)，通過TFFS可使上層的DOSFS或RTll文件系統(tǒng)像操作普通的標(biāo)準(zhǔn)磁盤一樣來操作Flash。

2 TFFS文件系統(tǒng)的分層

圖2所示為TFFS文件系統(tǒng)的分層圖。圖中的Core Layer內(nèi)核層可將其他層連接起來協(xié)同工作；翻譯層主要實(shí)現(xiàn)DOS和TFFS之間的交互、管理文件系統(tǒng)和Flash各個(gè)物理塊的關(guān)系，同時(shí)支持TFFS的各種功能，如磨損均衡、錯(cuò)誤恢復(fù)等；MTD層執(zhí)行底層的程序驅(qū)動(dòng)(map、read、write、erase等)；socket層的名稱來源于可以插拔的socket存儲(chǔ)卡，主要提供與具體的硬件板相關(guān)的驅(qū)動(dòng)。

3 FTL層分析

FTL是TFFS文件系統(tǒng)的核心，它是PCMCIS的一項(xiàng)標(biāo)準(zhǔn)，意思是Flash Translation Laycr Specification，這種類型的文件系統(tǒng)是目前嵌入式系統(tǒng)中最流行的，很多公司都提供這種文件系統(tǒng)的相關(guān)解決方案。

PTL為DOS BPB／FAT與Flash之間的中間層，F(xiàn)TL利用現(xiàn)成的基于塊的文件系統(tǒng)(例如DOSFS)來實(shí)現(xiàn)應(yīng)用層的操作，實(shí)質(zhì)上就是在Flash設(shè)備上模擬磁盤塊設(shè)備的實(shí)現(xiàn)，為基于塊的文件系統(tǒng)提供統(tǒng)一的接口。FTL通過以下幾步來模擬磁盤驅(qū)動(dòng)：首先是在Flash擦除塊之外定義小的讀寫塊(相當(dāng)于磁盤扇區(qū))；其次是邏輯扇區(qū)(對(duì)塊文件系統(tǒng)如DOSFS呈現(xiàn)的地址)和物理地址(Flash的實(shí)際地址)之間的轉(zhuǎn)換；然后管理Flash，使得能在空閑的地方寫入數(shù)據(jù)。其核心就是將DOS上的扇區(qū)映射到Flash上去。

為了實(shí)現(xiàn)DOS層從邏輯上看扇區(qū)是連續(xù)的，可隨時(shí)對(duì)任意bit讀寫操作，F(xiàn)TL必須提供對(duì)Flash芯片的管理，包括向上層(DOS層)提供可以任意讀寫的操作接口，向下對(duì)Flash的擦除、寫入、讀取統(tǒng)一管理，同時(shí)還必須提供磨損均衡，以防止一個(gè)擦除塊提前損壞。

3.1 FTL的啟動(dòng)過程分析

在我們調(diào)用函數(shù)tffsDevCreate創(chuàng)建TFFS文件系統(tǒng)時(shí)，會(huì)以參數(shù)FL_MOUNT_VOLUME調(diào)用函數(shù)flcall→mountvolume→flmount→mountFTL，函數(shù)mountFTL是FTL層的加載函數(shù)人口，處理過程首先是初始化FTL，然后就可按下列步驟進(jìn)行：

(1)查找第一個(gè)合法的unit頭信息

合法性的判斷依據(jù)是unit header頭上的標(biāo)志CISF．．FTL100和部分頭部的flag信息，由于bsp已把FS的相關(guān)信息注冊(cè)到FTL的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中，所以，F(xiàn)TL層可以找到第一塊unit，并可以向后查，直到找到合法的unit為止。

(2)檢驗(yàn)信息合法性

將所有有用的信息都讀出到內(nèi)部數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中后，即可檢驗(yàn)信息合法性。由于unit header中的Unit ID和擦除次數(shù)都相同，所以整個(gè)文件系統(tǒng)的共用信息都可以從首先找到的頭中讀出來。

(3)給Mount每一個(gè)unit建立page表

這是mount最重要的過程，對(duì)每個(gè)unit調(diào)用mountunit()函數(shù)，并在mountunit()函數(shù)中首先判斷，如果是非法unit，則作為交換unit，然后對(duì)每個(gè)BAM選項(xiàng)進(jìn)行處理，并對(duì)垃圾BAM、空閑BAM進(jìn)行統(tǒng)計(jì)，如果是緩沖的BAM數(shù)據(jù)和交換page的VBM，則將此page的邏輯扇區(qū)信息記錄到內(nèi)存的page表中，以便后續(xù)映射訪問查詢使用，而對(duì)于非緩沖的BAM數(shù)據(jù)，則不作處理，另外，對(duì)于交換page的VBM，則進(jìn)行記錄。考慮到上述過程，可見其系統(tǒng)中的page VBM和緩沖的數(shù)據(jù)BAM分布在各個(gè)unit的各個(gè)角落，需要將所有的VBM和緩沖數(shù)據(jù)BAM收集起來建立整個(gè)交換page表，這是FTL標(biāo)準(zhǔn)層設(shè)計(jì)時(shí)就要決定的。

(4)檢驗(yàn)邏輯unit的完整性

當(dāng)所有的unit都mount完成后，每個(gè)邏輯unit都應(yīng)存在，否則mount失敗。

(5)判斷并關(guān)閉交換page

如果系統(tǒng)中已存在交換page，則對(duì)系統(tǒng)中存在的交換page進(jìn)行關(guān)閉操作，以便后面檢查page的完整性。

(6)檢查page的完整性

系統(tǒng)中的page表必須是完整的，這個(gè)表中包含有緩沖的數(shù)據(jù)BAM映射信息和更重要的page映射信息，因此，缺少任何一個(gè)，都將導(dǎo)致DOS的虛擬扇區(qū)無法映射到相應(yīng)的邏輯扇區(qū)。

從上述過程可見，整個(gè)mount過程是將文件系統(tǒng)信息讀入內(nèi)存數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)并檢驗(yàn)的過程，這個(gè)Mount PTL過程完成后，mountvolume ()函數(shù)即將隱蔽的0扇區(qū)和DOS的啟動(dòng)扇區(qū)信息讀入內(nèi)存數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，這樣，DOS就可以訪問FTL底層扇區(qū)了。

3.2 TFFS的塊映射

圖3中，F(xiàn)TL層將DOS上連續(xù)的扇區(qū)映射到Flash上某個(gè)R／W block塊中，同時(shí)在某個(gè)位置記錄一個(gè)映射表(稱為MAP表)，該表中記錄了DOS的扇區(qū)映射到Flash中的哪個(gè)block，當(dāng)DOS要進(jìn)行讀操作時(shí)，F(xiàn)TL首先查詢這個(gè)MAP，以獲得映射信息，然后讀取相應(yīng)的block信息并返回給DOS，從而實(shí)現(xiàn)讀映射。當(dāng)DOS需要寫入操作時(shí)，可能存在將bit0修改為1的情況，于是FTL層將申請(qǐng)一個(gè)新的block塊，并將新信息寫入，然后修改map信息，記錄這個(gè)DOS扇區(qū)已經(jīng)重新映射了，從而實(shí)現(xiàn)寫映射。所以，從邏輯上看，F(xiàn)TL層就實(shí)現(xiàn)了DOS扇區(qū)的映射和FLASH的寫入管理。

3.3 垃圾收集過程

FTL格式化后，可用扇區(qū)將被不斷申請(qǐng)使用，原有扇區(qū)被不斷的廢棄，系統(tǒng)中可用的free扇區(qū)越來越少，但這并不是由于上層DOS真的使用了這么多扇區(qū)，而是FTL為了方便管理、為了不需要每次擦除一塊而付出的管理代價(jià)。所以，當(dāng)系統(tǒng)中的可用扇區(qū)少于用戶要申請(qǐng)寫入的扇區(qū)時(shí)，F(xiàn)TL層就必須解決這些垃圾問題，這個(gè)過程在FTL中稱為垃圾回收(garbage collect)。

當(dāng)FTL中的可用sector小于用戶要申請(qǐng)的扇區(qū)時(shí)，系統(tǒng)將啟動(dòng)垃圾收集，但系統(tǒng)中有很多個(gè)unit，到底收集哪個(gè)unit呢?FTL會(huì)考慮磨損均衡，它將采用一個(gè)偽隨機(jī)的算法來決定收集策略：即用4／256的幾率選擇磨損情況少的塊來收集；252／256的幾率則根據(jù)垃圾最多為第一條件，當(dāng)垃圾一樣時(shí)，判斷磨損次數(shù)小的優(yōu)先選擇。

3.4 FFL創(chuàng)建的DOS

TFFS的格式化函數(shù)需要調(diào)用tffsDevFormat來格式化，而不需要調(diào)用dosFsVolFormat來格式化；另外，在tffsDevFormat格式化參數(shù)中，需要傳人的參數(shù)含有FAT個(gè)數(shù)參數(shù)，其原因是DOS是FTL層創(chuàng)建的，而不是在FTL基礎(chǔ)上創(chuàng)建的，下面是TFFS的整個(gè)格式化過程：

tffsDevFormat→flcall(FL_FORMAT_VOLUME)→formatVolume→Format→formatFTL；

其中，函數(shù)formatFTL是執(zhí)行FTL層格式化的操作函數(shù)，操作時(shí)，首先根據(jù)格式化參數(shù)和BSP參數(shù)對(duì)內(nèi)部數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)初始化；然后再對(duì)每個(gè)unit進(jìn)行格式化，在擦除后，即可寫入unitheader信息和控制BAM值；之后寫入unit No；最后申請(qǐng)每個(gè)page的空間；

上述formatFTL函數(shù)執(zhí)行完以后，F(xiàn)TL就已經(jīng)準(zhǔn)備好，可以接受上層的扇區(qū)讀寫函數(shù)了(當(dāng)然還沒有內(nèi)容可以讀寫)。

在函數(shù)formatVolume中，mount可進(jìn)行卷操作，當(dāng)內(nèi)存的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)準(zhǔn)備好后，F(xiàn)TL層即可調(diào)用函數(shù)flDosFormat來創(chuàng)建DOS。其中首先創(chuàng)建隱藏扇區(qū)，以用于記錄該卷的部分信息，然后分別創(chuàng)建MBR、FAT和ROOT目錄；這樣，DOS創(chuàng)建完成后，再執(zhí)行dosFsDevCreat函數(shù)，當(dāng)然就無須格式化，找到0扇區(qū)自然就找到了MBR，因?yàn)镈OS是FTL創(chuàng)建的。

從更深層次講，F(xiàn)TL層之所以創(chuàng)建DOS層，是因?yàn)橹挥蠪TL層才知道有哪些扇區(qū)是可以供DOS使用的，哪些扇區(qū)是DOS不能使用的(作為FTL層管理使用)，也正是因?yàn)镈OS層不了解FTL層的運(yùn)作情況，所有的扇區(qū)映射關(guān)系都被FTL層隱蔽，因而導(dǎo)致DOS層無法在上層作出有利于Flash擦寫等優(yōu)化動(dòng)作，如大文件寫入時(shí)的字節(jié)數(shù)更新，F(xiàn)AT表更新等操作，都會(huì)嚴(yán)重浪費(fèi)FTL層的映射關(guān)系運(yùn)算。

4 基于M25P32 SPI Flash的TFFS設(shè)計(jì)

對(duì)于TFFS的實(shí)現(xiàn)，涉及到config.h、sysTffs.c、tffsConifg.c、tffsMtd.c、Makefile幾個(gè)文件的配置和修改，其中編譯是通過建立一個(gè)downloadalbe的tomado工程，來把這幾個(gè)．c源文件編譯進(jìn)去生成．pl文件提供給bsp工程，而后由bsp工程把．pl文件編譯進(jìn)去，從而生成bootable image。

4.1 Config．h的相關(guān)配置

要在vxworks映像中加入TFFS文件系統(tǒng)，需要加入相關(guān)的組件，雖然也可以在該文件中直接加入相應(yīng)的配置宏，但很容易造成遺漏和有些需要依賴的宏沒有定義或者沖突，本文采用的方法是建一個(gè)bootable的tornado工程，而后在這個(gè)工程中通過加入TFFS和DOSFS的相關(guān)組件來編譯這個(gè)工程，從而生成一個(gè)prjParams．h文件，該文件里就包含了剛剛加入的組件對(duì)應(yīng)的宏，因而，組件與組件之間依賴也是安全的，不會(huì)有任何沖突，最后再在Config．h中包含這個(gè)文件即可。

4.2 sysTffs．c文件的修改

該文件用于提供socket層的bsp實(shí)現(xiàn)代碼。如果鏡像文件包含TFFS相關(guān)組件，那么，系統(tǒng)啟動(dòng)時(shí)就會(huì)按照如下過程自動(dòng)調(diào)用sysTffsInit()函數(shù)：

usrRoot()→tffsDrv()→flInit()→flRegisterComponent ()→sysTffslnit ()

sysTffsInit ()函數(shù)會(huì)依次調(diào)用socket注冊(cè)函數(shù)simmRegisterOfsl ()，注冊(cè)函數(shù)數(shù)量視需要構(gòu)建的文件系統(tǒng)數(shù)量而定，本文構(gòu)建了1個(gè)文件系統(tǒng)ofsl，并在simmRegisterOfsl()函數(shù)中對(duì)文件系統(tǒng)的基地址進(jìn)行了設(shè)置，同時(shí)對(duì)FLSocket()結(jié)構(gòu)體中的毀掉處理函數(shù)進(jìn)行了掛接，掛接函數(shù)也在該文件中實(shí)現(xiàn)，如卡上電、斷電、寫保護(hù)等。

對(duì)sysTffsFormaOfsl()函數(shù)的格式化參數(shù)可根據(jù)自己的需要進(jìn)行修改。

4.3 tffsConfig．c和tffSMtd．c文件的修改

tffsConfig．c文件的修改就是在mtdTalbe []表中注冊(cè)Flash識(shí)別函數(shù)iUnifiedIdentifyOfsl()；而tffsConfig．c文件則用于實(shí)現(xiàn)iUnifiedldentifyOfsl()函數(shù)，iUnifiedIdentifyOfsl()函數(shù)對(duì)FLFlash結(jié)構(gòu)體中的回調(diào)函數(shù)進(jìn)行了掛接，如flash的讀、寫、擦除等，掛接函數(shù)的具體實(shí)現(xiàn)可在Dry_MvSFlash．cpp文件中以一個(gè)類的方式提供針對(duì)M25P32 spi Flash操作的所有驅(qū)動(dòng)接口。

4.4 TFFS文件系統(tǒng)的安裝

通過上面的過程，socket層和mtd層就都準(zhǔn)備好了，下面便可以安裝tffs文件系統(tǒng)。安裝時(shí)，首先用sysTffsFormatOfsl()函數(shù)按照上面設(shè)定的參數(shù)格式化TFFS文件系統(tǒng)，而后通過usrTffsConfig(0，0，”ofsl”)函數(shù)接口在已建好的TFFS上掛接DOS文件系統(tǒng)，成功后，即可通過open、read、write等來操作Flash上的文件系統(tǒng)，也可以通過FTP方式用IE訪問該文件系統(tǒng)中的內(nèi)容。

4.5 Makefile文件的修改

對(duì)于Makefile的修改非常簡(jiǎn)單，因?yàn)閹讉€(gè)和TFFS相關(guān)的源文件都是以．pl的方式被鏈人bsp工程的，所以只需要在makefile文件中把這個(gè)文件加入即可，即在makefile中加了如下的宏定義：

MACH_EXTRA+=．．／ArmPri／ARMARCH5gnu／ArmBspPrj．pl

5 結(jié)束語

本文對(duì)VxWorks下TFFS文件系統(tǒng)的層次結(jié)構(gòu)和FTL層的啟動(dòng)過程、塊映射算法、垃圾回收算法以及用FTL創(chuàng)建DOSFS進(jìn)行了分析，給出了在M25P32 SPI Flash上創(chuàng)建TFFS文件系統(tǒng)和將TFFS掛在DOSFS的實(shí)現(xiàn)方法。通過對(duì)TFFS核心層FIL的分析給出的TFFS實(shí)現(xiàn)方法，可以從更基礎(chǔ)的層面來認(rèn)識(shí)VxWorks中的TFFS文件系統(tǒng)，從而給TFFS文件系統(tǒng)的問題定位和實(shí)現(xiàn)帶來新的方法。