1. 程式人生 > >yaffs2檔案系統原理

yaffs2檔案系統原理

YAFFS(2) 2008-12-16 20:07

Spare所儲存的資料如下所示:

Image:yaffs_10.jpg


圖十

  • Tags:
  • chunkID:指相對於此yaffs_Object的第幾個Chunk。當Chunk ID為0時,則表此Chunk所儲存的是yaffs_ObjectHeader。
  • serialNumber:用以辨別哪個Chunk為最新的Chunk。當更新此Chunk時,其serialNumber會加1並寫入至其他Block的Chunk中,並將原Chunk的設為Invalid(表此Data Chunk已無效),但若在將該Chunk設為Invalid之前則發生了斷電(Power Lost)的突發事件,當電源回復並再重新掃描Flash Memory時,會檢查某一yaffs_Object到有兩個一樣的Chunk(其ChunkID相同),但其serialNumber不同,則會比較此二Chunk的serialNumber,以辨別出哪個Chunk為較新的Data,並將較舊Data的Chunk設為Invalid。如下表所示:

Image:yaffs_11.jpg

Image:yaffs_12.jpg

說明:
當系統發現有兩個相同chunkID的chunk,則檢查兩個chunk的serialNumber。此圖可確定serialNumber為2的必定比 serialNumber為1的還新,則將serialNumber為1的chunk設為Invalid。
說明:
若兩chunk的serialNumber如上,則比較方法為將其中一個chunk的serialNumber值取出,並做 (serialNumber+1) mod 4,運算後的值x。若x等於另一個chunk的serialNumber,表示此chunk為較新的,則把另一個chunk設為Invalid。此圖即可確定serialNumber為0的較serialNumber為3的更新。
* byteCount:表示該yaffs_Object佔此Chunk多少個Byte。
  • objectID:此Chunk屬於哪個Object的Objecct ID。
  • ECC:Tags的Error Correction Code。
  • unusedStaff:保留未使用的欄位。
  • ECC Data:Data Chunk的Error Correction Code。
  • Page Status:當值為0時,表示此值為Invalid。
  • Block Status:保留未使用的欄位。

3.2 Tree Node Structure(Tnode Structure)

  系統欲存取裝置上的Data時是以Logical Address(相對於該File所產生出來的偏移位址)的方式到所指定的位址進行存取,若欲到實體儲存裝置上取得Data,則須再經過一個機制的轉換,將Logical Address轉換為Physical Address(實際儲存裝置的位址),才可從儲存裝置上讀出Data至RAM中。這個機制最簡單的方法就是在RAM上建立一個Logical Address到Physical Address的對映表格(Mapping Table)。直接將Logical Address對映至Physical Address。如圖十一所示:

Image:yaffs_13.jpg


圖十一-在RAM中建立Logical Address對應至Physical Address的對映表格

在YAFFS中也使用了Logical Address到Physical Address 的對映機制。所使用的機制稱之為Tree Node Structure或Tnode Structure。

  Flash Memory掛載時,YAFFS會為每個File在RAM中建立一個Tree,當有一個要求要存取某個Chunk(或Logical Address)時,則會經由Tree Node Structure的轉換方式,找到Chunk的Physical Address。

使用Tree Node Structure的優點為位址轉換時間較迅速。Tree Node Structure的轉換Time Complexity為O(log N),若是直接使用Logical Address to Physical Address的Mapping Table,則位址轉換為線性搜尋(Linear Search),此種搜尋方式的Time Complexity為O(N)。YAFFS採用此種方式來做為位址轉換的機制可提升整體的存取速度。

  Tree Node Structure是由多個Tree Node(或Tnode)所組成。依據Level的不同而分成兩個部份:

  • Internal Tnode:每個Internal Tnode由8個Pointers所組成。
  • Lowest-Level Tnode(Level 0 Tnode):每個Lowest-Level Tnode由16個Entries所組成。

Image:yaffs_14.jpg


圖十二

在Tree建立好後,當系統發出要存取該File的某個Chunk時,例如:Chunk 0x235,就要在Tree上做Traverse的動作,以找尋到要求的Chunk。Traverse的步驟如下:

1. 將十六進位制轉化為二進位制:0x235  0000001000110101

2. 將二進位制切割成000.000.100.011.0101,每一個切割區代表一個Level,由於Lowest-Level包含有16個Entries,因此切割出4個Bit(Bit 3 to 0)。Internal Level的Tnode皆包含8個Pointer,因此其餘皆切割為3個Bit。

3. 根據所切割出來的Bit整理成下表:

Level Bits Selected Value
3 or more if they exist >=10 Zero
2 9 to 7 100 binary = 4
1 6 to 4 011 binary = 3
0 3 to 0 0101 binary = 5

4. 根據表格中各Level的值進行Traverse。

Step1:Level 2100=4 Step2:Level 1011=3

Image:yaffs_15.jpg

Image:yaffs_16.jpg

Step3:Level 00101=5

Image:yaffs_17.jpg

當Tree Node Structure剛開始建立時,僅會建立Lowest-Level Tnode,當File所配置的Chunk數超過16個時,則此Tree會建立一個internal Tnode,並將其第0個Pointer指向原本的Lowest-Level Tnode。當讀取到的Chunk數愈來愈多時,會一直新增Tnode,且Tree亦會愈來愈高,其Max-Level最大為6。

Step1 Step2

Image:yaffs_18.jpg


Image:yaffs_19.jpg

Step3 Step4

Image:yaffs_20.jpg

Image:yaffs_21.jpg

  在File已在RAM建立好Tree Node Structure後,若此File的Size變大時,則會再多配置Chunk給此File,在將Data寫入至Page後,則會去更新File的 Tree Node Structure,將新配置到的Chunk加入至Tree Node Structure中,更改步驟如下:

1. 搜尋新配置到的Chunk ID。

2. 若在Internal-Level搜尋的過程中,發現沒有Tnode,則建立一個Internal-Level的Tnode。

3. 當搜尋到Lowest-Level時,若也無Tnode存在,則建立一個Lowest-Level的Tnode。

4. 根據Chunk ID中Level 0所代表的值x,到Lowest-Level Tnode中的第x個Entry中檢查有無該Chunk的實體位址存在,若沒有則將實體位址填入該Entry,若已存在則將比較兩Chunk在Spare 中的serialNumber,將較新的Chunk的實體位址寫入該Entry中,並將舊的Chunk設為Invalid。

1. 搜尋新配置到的Chunk ID 2. 在Internal-Level搜尋過程中,發現無Tnode存在,建立一Tnode

Image:yaffs_22.jpg

Image:yaffs_23.jpg

3. 在搜尋過程中,發現無Lowest-Level Tnode存在,則建立一Lowest-Level Tnode,並將該Chunk ID寫入對應的Entry中

Image:yaffs_24.jpg

3.3 YAFFS Garbage Collection

Garbage Collection主要是用於將已不必要存在且浪費空間的Block做回收的動作,以增加可用的Block數。而Garbage Collection只有某些事件發生時才會執行。

在YAFFS中只有在下列事件發生時會執行Garbage Collection:

  • 將Data寫入Flash Memory
  • 更新yaffs_ObjectHeader

而YAFFS的Garbage Collection又分成兩種Mode:Aggressive Mode及Passive Mode,其相異點如下表所示:

Aggressive Mode Passive Mode
執行條件 ErasedBlocks <= (PreservedBlocks + 1)
ErasedBlocks:空Block數
PreservedBlocks:保留Block數
ErasedBlocks > (PreservedBlocks + 1)
檢查回合數 Iterations = (EndBlock-StartBlock) + 1 1. Iterations=(EndBlock-StartBlock) + 1
2. Iterations = Iterations / 16
3. Iterations = 200 if Iterations >200

  YAFFS的Garbage Collection執行步驟如下:

1. 從currentDirtyChecker到End Block之間尋找Dirtiest Block(包含最多Invalid Chunk的Block)

Image:yaffs_25.jpg

圖十三

2. 將currentDirtyChecker重置至所發現的Dirtiest Block的位置

Image:yaffs_26.jpg

圖十四

3. 將Dirtiest Block中的Valid Page複製至其他的Empty Chunk中。

Image:yaffs_27.jpg

圖十五

4. 再將Dirtiest Block清除成Empty Block。

Image:yaffs_28.jpg

圖十六

3.4 Wear-Leveling

  當Flash Memory在使用時,常常會對Flash Memory內的某個檔案做修改的動作,若此時檔案的大小更動而需要更多Page時,且在Flash Memory內仍有空的Block,則會配置空的Block給該檔案,若Flash Memory內已無空的Block,則會執行Garbage Collection的動作,清出空的Block以供使用。而在挑選空Block或使用Garbage Collection時挑選Dirtiest Block時,可能會造成部份的Block常常被挑選,而其他Block則很少被挑選配置。

Image:yaffs_29.jpg

圖十七

由於Flash Memory的特性,那些常常被挑選的Block可能會因為過度的使用而造成損毀,為了避免這種負擔不均的情形發生,因此在大部份的Flash- Specific File System上都會設計一種方法以避免此種情形發生,此方法即稱為Wear-Leveling。

使用Wear-Leveling時,在挑選Block時不會常常固定在某幾個Block上,而可使大部份Block的存取次數能夠平均,不會造成部份Block過度存度而造成毀損。 Image:yaffs_30.jpg

圖十八