yaffs2文件系统分析Word文档格式.docx
- 文档编号:19155100
- 上传时间:2023-01-04
- 格式:DOCX
- 页数:23
- 大小:29.97KB
yaffs2文件系统分析Word文档格式.docx
《yaffs2文件系统分析Word文档格式.docx》由会员分享,可在线阅读,更多相关《yaffs2文件系统分析Word文档格式.docx(23页珍藏版)》请在冰豆网上搜索。
yaffs_BlockInfo*bi;
if(dev->
allocationBlock<
0){
/*Getnextblocktoallocateoff*/
dev->
allocationBlock=yaffs_FindBlockForAllocation(dev);
allocationPage=0;
}
函数有三个参数,dev是yaffs_Device结构的指针,yaffs2用这个结构来记录一个NAND
器件的属性(如block和page的大小)和系统运行过程中的一些统计值(如器件中可用chunk的总数),还用这个结构维护着一组NAND操作函数(如读、写、删除)的指针。
整个结构体比较大,我们会按情景的不同分别分析。
useReserve表示是否使用保留空间。
yaffs2文件系统并不会将所有的存储空间全部用于存储文件系统数据,而要空出部分
block用于垃圾收集时使用。
一般情况下这个参数都是0,只有在垃圾收集时需要分配存
储空间的情况下将该参数置1。
yaffs_BlockInfo是描述block属性的结构,主要由一些统
计变量组成,比如该block内还剩多少空闲page等。
我们同样在具体情景中再分析这个结
构中的字段含义。
函数首先判断dev->
allocationBlock的值是否小于0。
yaffs_Device结构内的
allocationBlock字段用于记录当前从中分配chunk(page)的那个block的序号。
当一
个block内的所有page全部分配完毕时,就将这个字段置为-1,下次进入该函数时就会
重新挑选空闲的block。
这里我们假定需要重新挑选空闲block,因此进入
yaffs_FindBlockForAllocation函数:
[yaffs_AllocateChunk()=>
yaffs_FindBlockForAllocation()]
staticintyaffs_FindBlockForAllocation(yaffs_Device*dev)
{
inti;
nErasedBlocks<
1){
/*Hoostermanwe'
vegotaproblem.
*Can'
tgetspacetogc
/*
T(YAFFS_TRACE_ERROR,
(TSTR("
yaffstragedy:
nomoreeraasedblocks"
TENDSTR)));
return-1;
nErasedBlocks记录着器件内所有可供分配的block的数量。
如果该值小于1,那显
然是有问题了。
不但正常的分配请求无法完成,就连垃圾收集都办不到了。
for(i=dev->
internalStartBlock;
i<
=dev->
internalEndBlock;
i++){
allocationBlockFinder++;
allocationBlockFinder<
dev->
internalStartBlock
||dev->
allocationBlockFinder>
internalEndBlock){
allocationBlockFinder=dev->
internalStartBlock和internalEndBlock分别是yaffs2使用的block的起始序号和结束
序号。
也就是说yaffs2文件系统不一定要占据整个Flash,可以只占用其中的一部分。
allocationBlockFinder记录着上次分配的块的序号。
如果已经分配到系统尾部,就
从头重新开始搜索可用块。
bi=yaffs_get_block_info(dev,dev->
alloc_block_finder);
if(bi->
block_state==YAFFS_BLOCK_STATE_EMPTY){
bi->
block_state=YAFFS_BLOCK_STATE_ALLOCATING;
dev->
seq_number++;
seq_number=dev->
seq_number;
n_erased_blocks--;
yaffs_trace(YAFFS_TRACE_ALLOCATE,
"
Allocatedblock%d,seq%d,%dleft"
alloc_block_finder,dev->
seq_number,
n_erased_blocks);
returndev->
alloc_block_finder;
}
yaffs_GetBlockInfo函数获取指向block信息结构的指针,该函数比较简单,就不详细介
绍了。
yaffs_BlockInfo结构中的blockState成员描述该block的状态,比如空,满,已
损坏,当前分配中,等等。
因为是要分配空闲块,所以块状态必须是
YAFFS_BLOCK_STATE_EMPTY,如果不是,就继续测试下一个block。
找到以后将block状
态修改为YAFFS_BLOCK_STATE_ALLOCATING,表示当前正从该block中分配存储空间。
正
常情况下,系统中只会有一个block处于该状态。
另外还要更新统计量ErasedBlocks和
sequenceNumber。
这个sequenceNumber记录着各block被分配出去的先后顺序,以后在
垃圾收集的时候会以此作为判断该block是否适合回收的依据。
现在让我们返回到函数yaffs_AllocateChunk中。
yaffs_CheckSpaceForAllocation()函数
检查Flash上是否有足够的可用空间,通过检查后,就从当前供分配的block上切下一个
if(dev->
alloc_block>
=0){
alloc_block);
ret_val=(dev->
alloc_block*dev->
param.chunks_per_block)+
dev->
alloc_page;
bi->
pages_in_use++;
yaffs_set_chunk_bit(dev,dev->
alloc_block,dev->
alloc_page);
alloc_page++;
n_free_chunks--;
/*Iftheblockisfullsetthestatetofull*/
if(dev->
alloc_page>
param.chunks_per_block){
block_state=YAFFS_BLOCK_STATE_FULL;
alloc_block=-1;
if(block_ptr)
*block_ptr=bi;
returnret_val;
allocationPage记录着上次分配的chunk在block中的序号,每分配一次加1。
从这
里我们可以看出,系统在分配chunk的时候是从block的开头到结尾按序分配的,直到一
个block内的所有chunk全部分配完毕为止。
retVal是该chunk在整个device内的总序
号。
PagesInUse记录着该block中已分配使用的page的数量。
系统在设备描述结构yaffs_Device中维护着一张位图,该位图的每一位都代表着Flash
上的一个chunk的状态。
yaffs_SetChunkBit()将刚分配得到的chunk在位图中的对应位置
1,表明该块已被使用。
更新一些统计量后,就可以返回了。
看过chunk分配以后,我们再来chunk的释放。
和chunk分配不同的是,chunk的
释放在大多数情况下并不释放对应的物理介质,这是因为NAND虽然可以按page写,但
只能按block擦除,所以物理介质的释放要留到垃圾收集或一个block上的所有page全部
变成空闲的时候才进行。
根据应用场合的不同,chunk的释放方式并不唯一,分别由
yaffs_DeleteChunk函数和yaffs_SoftDeleteChunk函数完成。
我们先看
yaffs_DeleteChunk:
(该函数在后续版本中被更名为yaffs_chunk_del())
voidyaffs_DeleteChunk(yaffs_Device*dev,intchunkId,intmarkNAND,intlyn)
chunkId就是要删除的chunk的序号,markNand参数用于yaffs一代的代码中,yaffs2不
使用该参数。
参数lyn在调用该函数时置成当前行号(__LINE__),用于调试。
首先通过yaffs_GetBlockInfo获得chunk所在block的信息描述结构指针,然后就跑到
else里面去了。
if语句的判断条件中有一条!
isYaffs2,所以对于yaffs2而言是不
会执行if分支的。
在else分支里面只是递增一下统计计数就出来了,我们接着往下看。
if(bi->
blockState==YAFFS_BLOCK_STATE_ALLOCATING||
bi->
blockState==YAFFS_BLOCK_STATE_FULL||
blockState==YAFFS_BLOCK_STATE_NEEDS_SCANNING||
blockState==YAFFS_BLOCK_STATE_COLLECTING){
nFreeChunks++;
yaffs_ClearChunkBit(dev,block,page);
pagesInUse--;
pagesInUse==0&
&
!
hasShrinkHeader&
blockState!
=YAFFS_BLOCK_STATE_ALLOCATING&
=YAFFS_BLOCK_STATE_NEEDS_SCANNING){
yaffs_BlockBecameDirty(dev,block);
首先要判断一下该block上是否确实存在着可释放的chunk。
block不能为空,不能是坏块。
YAFFS_BLOCK_STATE_NEEDS_SCANNING表明正对该块进行垃圾回收,我们后面会分析;
YAFFS_BLOCK_STATE_NEEDS_SCANNING在我手上的源代码中似乎没有用到。
通过判断以后,所做的工作和chunk分配函数类似,只是一个递增统计值,一个递减。
递
减统计值以后还要判断该block上的page是否已全部释放,如果已全部释放,并且不是当前分配块,就通过yaffs_BlockBecameDirty函数删除该block,只要能通过删除操作
(不是坏块),该block就又可以用于分配了。
相比较来说,yaffs_SoftDeleteChunk所做的工作就简单多了。
关键的代码只有两行:
staticvoidyaffs_SoftDeleteChunk(yaffs_Device*dev,intchunk)
……
theBlock->
softDeletions++;
这里递增的是yaffs_blockInfo结构中的另一个统计量softDeletions,而没有修改
pagesInUse成员,也没有修改chunk状态位图。
那么,这两个函数的应用场合有什么区别
呢?
一般来说,yaffs_DeleteChunk用于文件内容的更新。
比如我们要修改文件中的部分内容,
这时候yaffs2会分配新的chunk,将更改后的内容写入新chunk中,原chunk的内容自然
就没有用了,所以要将pageInUse减1,并修改位图;
yaffs_SoftDeleteChunk用于文件的删除。
yaffs2在删除文件的时候只是删除该文件在内
存中的一些描述结构,而被删除的文件所占用的chunk不会立即释放,也就是不会删除
文件内容,在后续的文件系统操作中一般也不会把这些chunk分配出去,直到系统进行垃
圾收集的时候才有选择地释放这些chunk。
熟悉DOS的朋友可能还记得,DOS在删除的文
件的时候也不会立即删除文件内容,只是将文件名的第一个字符修改为0xA5,事后还可
以恢复文件内容。
yaffs2在这点上是类似的。
1.文件地址映射
上面说到,yaffs文件系统在更新文件数据的时候,会分配一块新的chunk,也就是说,
同样的文件偏移地址,在该地址上的数据更新前和更新后,其对应的flash上的存储地
址是不一样的。
那么,如何根据文件内偏移地址确定flash存储地址呢?
最容易想到的办
法,就是在内存中维护一张映射表。
由于flash基本存储单位是chunk,因此,只要将以
chunk描述的文件偏移量作为表索引,将flashchunk序号作为表内容,就可以解决该问
题了。
但是这个方法有几个问题,首先就是在做seek操作的时候,要从表项0开始按序搜
索,对于大文件会消耗很多时间;
其次是在建立映射表的时候,无法预计文件大小的变
化,于是就可能在后来的操作中频繁释放分配内存以改变表长,造成内存碎片。
yaffs的
解决方法是将这张大的映射表拆分成若干个等长的小表,并将这些小表组织成树的结构,
方便管理。
我们先看小表的定义:
structyaffs_tnode{
structyaffs_tnode*internal[YAFFS_NTNODES_INTERNAL];
};
YAFFS_NTNODES_INTERNAL定义为(YAFFS_NTNODES_LEVEL0/2),而
YAFFS_NTNODES_LEVEL0定义为16,所以这实际上是一个长度为8的指针数组。
不管是叶
子节点还是非叶节点,都是这个结构。
当节点为非叶节点时,数组中的每个元素都指向
下一层子节点;
当节点为叶子节点时,该数组拆分为16个16位长的短整数(也有例外,后面会说到),该短整数就是文件内容在flash上的存储位置(即chunk序号)。
至于如何
通过文件内偏移找到对应的flash存储位置,源代码所附文档
(Development/yaffs/Documentation/yaffs-notes2.html)已经有说明,俺就不在此处饶
舌了。
下面看具体函数。
为了行文方便,后文中将yaffs_Tnode这个指针数组称为“一组”Tnode,而将数组
中的每个元素称为“一个”Tnode。
树中的每个节点,都是“一组”Tnode。
先看映射树的节点的分配。
structyaffs_tnode*yaffs_get_tnode(structyaffs_dev*dev)
structyaffs_tnode*tn=yaffs_alloc_raw_tnode(dev);
if(tn){
memset(tn,0,dev->
tnode_size);
n_tnodes++;
checkpoint_blocks_required=0;
/*forcerecalculation*/
returntn;
}
调用yaffs_GetTnodeRaw分配节点,然后将得到的节点初始化为零。
staticyaffs_Tnode*yaffs_GetTnodeRaw(yaffs_Device*dev)
yaffs_Tnode*tn=NULL;
/*Iftherearenoneleftmakemore*/
if(!
freeTnodes){
yaffs_CreateTnodes(dev,YAFFS_ALLOCATION_NTNODES);
当前所有空闲节点组成一个链表,dev->
freeTnodes是这个链表的表头。
我们假定已经没
有空闲节点可用,需通过yaffs_CreateTnodes创建一批新的节点。
staticintyaffs_CreateTnodes(yaffs_Device*dev,intnTnodes)
......
tnodeSize=(dev->
tnodeWidth*YAFFS_NTNODES_LEVEL0)/8;
newTnodes=YMALLOC(nTnodes*tnodeSize);
mem=(__u8*)newTnodes;
(其实在最新版本的yaffs中已经加入了slab缓冲区,这样提高了效率)
上面说过,叶节点中一个Tnode的位宽默认为16位,也就是可以表示65536个chunk。
对
于时下的大容量flash,chunk的大小为2K,因此在默认情况下yaffs2所能寻址的最大
flash空间就是128M。
为了能将yaffs2用于大容量flash上,代码作者试图通过两种手段
解决这个问题。
第一种手段就是这里的dev->
tnodeWidth,通过增加单个Tnode的位宽,
就可以增加其所能表示的最大chunkId;
另一种手段是我们后面将看到的chunkgroup,
通过将若干个chunk合成一组用同一个id来表示,也可以增加系统所能寻址的chunk范围。
俺为了简单,分析的时候不考虑这两种情况,因此tnodeWidth取默认值16,也不考虑将
多个chunk合成一组的情况,只在遇到跟这两种情况有关的代码时作简单说明。
在32位的系统中,指针的宽度为32位,而chunkid的宽度为16位,因此相同大小的
Tnode组,可以用来表示N个非叶Tnode(作为指针使用),也可以用来表示N*2个叶子
Tnode(作为chunkid使用)。
代码中分别用YAFFS_NTNODES_INTERNAL和
YAFFS_NTNODES_LEVEL0来表示。
前者取值为8,后者取值为16。
从这里我们也可以看出
若将yaffs2用于64位系统需要作哪些修改。
针对上一段叙述的问题,俺以为在内存不紧
张的情况下,不如将叶节点Tnode和非叶节点Tnode都设为一个指针的长度。
分配得到所需的内存后,就将这些空闲空间组成Tnode链表:
for(i=0;
nTnodes-1;
curr=(yaffs_Tnode*)&
mem[i*tnodeSize];
next=(yaffs_Tnode*)&
mem[(i+1)*tnodeSize];
curr->
internal[0]=next;
每组Tnode的第一个元素作为指针指向下一组Tnode。
完成链表构造后,还要递增统计量,
并将新得到的Tnodes挂入一个全局管理链表yaffs_TnodeList:
nFreeTnodes+=nTnodes;
nTnodesCreated+=nTnodes;
tnl=YMALLOC(sizeof(yaffs_TnodeList));
tnl){
(TSTR
("
yaffs:
Couldnotaddtnodestomanagementlist"
}else{
tnl->
tnodes=newTnodes;
next=dev->
allocatedTnodeList;
allocatedTnodeList=tnl;
回到yaffs_GetTnodeRaw,创建了若干组新的Tnode以后,从中切下所需的Tnode,并修
改空闲链表表头指针:
tn=dev->
freeTnodes;
freeTnodes=dev->
freeTnodes->
internal[0];
nFreeTnodes--;
至此,分配工作就完成了。
相比较来说,释放Tnodes的工作就简单多了,简单的链表和统计值操作:
staticvoidyaffs_FreeTnode(yaffs_Device*dev,yaffs_Tnode*tn)
if(tn){
tn->
internal[0]=dev->
freeTnodes=tn;
nFreeTnodes++;
看过Tnode的分配和释放,我们再来看看这些Tnode是如何使用的。
在后文中,我
们把以chunk为单位的文件
- 配套讲稿:
如PPT文件的首页显示word图标,表示该PPT已包含配套word讲稿。双击word图标可打开word文档。
- 特殊限制:
部分文档作品中含有的国旗、国徽等图片,仅作为作品整体效果示例展示,禁止商用。设计者仅对作品中独创性部分享有著作权。
- 关 键 词:
- yaffs2 文件系统 分析