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在VxWorks的应用系统中，基于flash的文件系统通常都采用DOS+FAT+FTL的结构。
一般情况下，磁盘文件系统大多是基于sector的文件系统，磁盘按照物理上分为柱面、磁盘、扇区，扇区是基于块的文件系统操作的基本存储单位，磁盘的容量都是根据这些数据计算出来的，每个扇区大小通常都是512bytes。 
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在VxWorks的应用系统中，基于flash的文件系统通常都采用DOS+FAT+FTL的结构。 一般情况下，磁盘文件系统大多是基于sector的文件系统，磁盘按照物理上分为柱面、磁盘、扇区，扇区是基于块的文件系统操作的基本存储单位，磁盘的容量都是根据这些数据计算出来的，每个扇区大小通常都是512bytes。 VxWorks文件系统中的DOSFS是MS-DOS兼容的文件系统，可基于块对物理介质进行操作。由于Fish的物理特性，对Flash作基于块(不同于FLASH的擦除块)的操作必须由软件作封装实现，这就是TFFS所起的作用。 1 VxWorks文件系统的总体结构 VxWorks文件系统的总体结构以及TFFS在整个文件系统的位置如图1所示。 Tomado下的TFFS文件系统是Tornado的一个可选组件，它可为种类繁多的Flash设备提供一个统一的块设备接口。在Tornado2.2版本中自带的TFFS版本为2.0，在文件系统中，TFFS的功能相当于磁盘驱动，通过TFFS可使上层的DOSFS或RTll文件系统像操作普通的标准磁盘一样来操作Flash。 2 TFFS文件系统的分层 图2所示为TFFS文件系统的分层图。图中的Core Layer内核层可将其他层连接起来协同工作；翻译层主要实现DOS和TFFS之间的交互、管理文件系统和Flash各个物理块的关系，同时支持TFFS的各种功能，如磨损均衡、错误恢复等；MTD层执行底层的程序驱动(map、read、write、erase等)；socket层的名称来源于可以插拔的socket存储卡，主要提供与具体的硬件板相关的驱动。 |
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3 FTL层分析
FTL是TFFS文件系统的核心，它是PCMCIS的一项标准，意思是Flash Translation Laycr Specification，这种类型的文件系统是目前嵌入式系统中最流行的，很多公司都提供这种文件系统的相关解决方案。 PTL为DOS BPB／FAT与Flash之间的中间层，FTL利用现成的基于块的文件系统(例如DOSFS)来实现应用层的操作，实质上就是在Flash设备上模拟磁盘块设备的实现，为基于块的文件系统提供统一的接口。FTL通过以下几步来模拟磁盘驱动：首先是在Flash擦除块之外定义小的读写块(相当于磁盘扇区)；其次是逻辑扇区(对块文件系统如DOSFS呈现的地址)和物理地址(Flash的实际地址)之间的转换；然后管理Flash，使得能在空闲的地方写入数据。其核心就是将DOS上的扇区映射到Flash上去。 为了实现DOS层从逻辑上看扇区是连续的，可随时对任意bit读写操作，FTL必须提供对Flash芯片的管理，包括向上层(DOS层)提供可以任意读写的操作接口，向下对Flash的擦除、写入、读取统一管理，同时还必须提供磨损均衡，以防止一个擦除块提前损坏。 3.1 FTL的启动过程分析 在我们调用函数tffsDevCreate创建TFFS文件系统时，会以参数FL_MOUNT_VOLUME调用函数flcall→mountvolume→flmount→mountFTL，函数mountFTL是FTL层的加载函数人口，处理过程首先是初始化FTL，然后就可按下列步骤进行： (1)查找第一个合法的unit头信息 合法性的判断依据是unit header头上的标志CISF．．FTL100和部分头部的flag信息，由于bsp已把FS的相关信息注册到FTL的数据结构中，所以，FTL层可以找到第一块unit，并可以向后查，直到找到合法的unit为止。 (2)检验信息合法性 将所有有用的信息都读出到内部数据结构中后，即可检验信息合法性。由于unit header中的Unit ID和擦除次数都相同，所以整个文件系统的共用信息都可以从首先找到的头中读出来。 (3)给Mount每一个unit建立page表 这是mount最重要的过程，对每个unit调用mountunit()函数，并在mountunit()函数中首先判断，如果是非法unit，则作为交换unit，然后对每个BAM选项进行处理，并对垃圾BAM、空闲BAM进行统计，如果是缓冲的BAM数据和交换page的VBM，则将此page的逻辑扇区信息记录到内存的page表中，以便后续映射访问查询使用，而对于非缓冲的BAM数据，则不作处理，另外，对于交换page的VBM，则进行记录。考虑到上述过程，可见其系统中的page VBM和缓冲的数据BAM分布在各个unit的各个角落，需要将所有的VBM和缓冲数据BAM收集起来建立整个交换page表，这是FTL标准层设计时就要决定的。 (4)检验逻辑unit的完整性 当所有的unit都mount完成后，每个逻辑unit都应存在，否则mount失败。 (5)判断并关闭交换page 如果系统中已存在交换page，则对系统中存在的交换page进行关闭操作，以便后面检查page的完整性。 (6)检查page的完整性 系统中的page表必须是完整的，这个表中包含有缓冲的数据BAM映射信息和更重要的page映射信息，因此，缺少任何一个，都将导致DOS的虚拟扇区无法映射到相应的逻辑扇区。 从上述过程可见，整个mount过程是将文件系统信息读入内存数据结构并检验的过程，这个Mount PTL过程完成后，mountvolume ()函数即将隐蔽的0扇区和DOS的启动扇区信息读入内存数据结构，这样，DOS就可以访问FTL底层扇区了。 3.2 TFFS的块映射 图3中，FTL层将DOS上连续的扇区映射到Flash上某个R／W block块中，同时在某个位置记录一个映射表(称为MAP表)，该表中记录了DOS的扇区映射到Flash中的哪个block，当DOS要进行读操作时，FTL首先查询这个MAP，以获得映射信息，然后读取相应的block信息并返回给DOS，从而实现读映射。当DOS需要写入操作时，可能存在将bit0修改为1的情况，于是FTL层将申请一个新的block块，并将新信息写入，然后修改map信息，记录这个DOS扇区已经重新映射了，从而实现写映射。所以，从逻辑上看，FTL层就实现了DOS扇区的映射和FLASH的写入管理。 3.3 垃圾收集过程 FTL格式化后，可用扇区将被不断申请使用，原有扇区被不断的废弃，系统中可用的free扇区越来越少，但这并不是由于上层DOS真的使用了这么多扇区，而是FTL为了方便管理、为了不需要每次擦除一块而付出的管理代价。所以，当系统中的可用扇区少于用户要申请写入的扇区时，FTL层就必须解决这些垃圾问题，这个过程在FTL中称为垃圾回收(garbage collect)。 当FTL中的可用sector小于用户要申请的扇区时，系统将启动垃圾收集，但系统中有很多个unit，到底收集哪个unit呢?FTL会考虑磨损均衡，它将采用一个伪随机的算法来决定收集策略：即用4／256的几率选择磨损情况少的块来收集；252／256的几率则根据垃圾最多为第一条件，当垃圾一样时，判断磨损次数小的优先选择。 3.4 FFL创建的DOS TFFS的格式化函数需要调用tffsDevFormat来格式化，而不需要调用dosFsVolFormat来格式化；另外，在tffsDevFormat格式化参数中，需要传人的参数含有FAT个数参数，其原因是DOS是FTL层创建的，而不是在FTL基础上创建的，下面是TFFS的整个格式化过程： tffsDevFormat→flcall(FL_FORMAT_VOLUME)→formatVolume→Format→formatFTL； 其中，函数formatFTL是执行FTL层格式化的操作函数，操作时，首先根据格式化参数和BSP参数对内部数据结构初始化；然后再对每个unit进行格式化，在擦除后，即可写入unitheader信息和控制BAM值；之后写入unit No；最后申请每个page的空间； 上述formatFTL函数执行完以后，FTL就已经准备好，可以接受上层的扇区读写函数了(当然还没有内容可以读写)。 在函数formatVolume中，mount可进行卷操作，当内存的数据结构准备好后，FTL层即可调用函数flDosFormat来创建DOS。其中首先创建隐藏扇区，以用于记录该卷的部分信息，然后分别创建MBR、FAT和ROOT目录；这样，DOS创建完成后，再执行dosFsDevCreat函数，当然就无须格式化，找到0扇区自然就找到了MBR，因为DOS是FTL创建的。 从更深层次讲，FTL层之所以创建DOS层，是因为只有FTL层才知道有哪些扇区是可以供DOS使用的，哪些扇区是DOS不能使用的(作为FTL层管理使用)，也正是因为DOS层不了解FTL层的运作情况，所有的扇区映射关系都被FTL层隐蔽，因而导致DOS层无法在上层作出有利于Flash擦写等优化动作，如大文件写入时的字节数更新，FAT表更新等操作，都会严重浪费FTL层的映射关系运算。 |
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4 基于M25P32 SPI Flash的TFFS设计
对于TFFS的实现，涉及到config.h、sysTffs.c、tffsConifg.c、tffsMtd.c、Makefile几个文件的配置和修改，其中编译是通过建立一个downloadalbe的tomado工程，来把这几个．c源文件编译进去生成．pl文件提供给bsp工程，而后由bsp工程把．pl文件编译进去，从而生成bootable image。 4.1 Config．h的相关配置 要在vxworks映像中加入TFFS文件系统，需要加入相关的组件，虽然也可以在该文件中直接加入相应的配置宏，但很容易造成遗漏和有些需要依赖的宏没有定义或者冲突，本文采用的方法是建一个bootable的tornado工程，而后在这个工程中通过加入TFFS和DOSFS的相关组件来编译这个工程，从而生成一个prjParams．h文件，该文件里就包含了刚刚加入的组件对应的宏，因而，组件与组件之间依赖也是安全的，不会有任何冲突，最后再在Config．h中包含这个文件即可。 4.2 sysTffs．c文件的修改 该文件用于提供socket层的bsp实现代码。如果镜像文件包含TFFS相关组件，那么，系统启动时就会按照如下过程自动调用sysTffsInit()函数： usrRoot()→tffsDrv()→flInit()→flRegisterComponent ()→sysTffslnit () sysTffsInit ()函数会依次调用socket注册函数simmRegisterOfsl ()，注册函数数量视需要构建的文件系统数量而定，本文构建了1个文件系统ofsl，并在simmRegisterOfsl()函数中对文件系统的基地址进行了设置，同时对FLSocket()结构体中的毁掉处理函数进行了挂接，挂接函数也在该文件中实现，如卡上电、断电、写保护等。 对sysTffsFormaOfsl()函数的格式化参数可根据自己的需要进行修改。 4.3 tffsConfig．c和tffSMtd．c文件的修改 tffsConfig．c文件的修改就是在mtdTalbe []表中注册Flash识别函数iUnifiedIdentifyOfsl()；而tffsConfig．c文件则用于实现iUnifiedldentifyOfsl()函数，iUnifiedIdentifyOfsl()函数对FLFlash结构体中的回调函数进行了挂接，如flash的读、写、擦除等，挂接函数的具体实现可在Dry_MvSFlash．cpp文件中以一个类的方式提供针对M25P32 spi Flash操作的所有驱动接口。 4.4 TFFS文件系统的安装 通过上面的过程，socket层和mtd层就都准备好了，下面便可以安装tffs文件系统。安装时，首先用sysTffsFormatOfsl()函数按照上面设定的参数格式化TFFS文件系统，而后通过usrTffsConfig(0，0，”ofsl”)函数接口在已建好的TFFS上挂接DOS文件系统，成功后，即可通过open、read、write等来操作Flash上的文件系统，也可以通过FTP方式用IE访问该文件系统中的内容。 4.5 Makefile文件的修改 对于Makefile的修改非常简单，因为几个和TFFS相关的源文件都是以．pl的方式被链人bsp工程的，所以只需要在makefile文件中把这个文件加入即可，即在makefile中加了如下的宏定义： MACH_EXTRA+=．．／ArmPri／ARMARCH5gnu／ArmBspPrj．pl 5 结束语 本文对VxWorks下TFFS文件系统的层次结构和FTL层的启动过程、块映射算法、垃圾回收算法以及用FTL创建DOSFS进行了分析，给出了在M25P32 SPI Flash上创建TFFS文件系统和将TFFS挂在DOSFS的实现方法。通过对TFFS核心层FIL的分析给出的TFFS实现方法，可以从更基础的层面来认识VxWorks中的TFFS文件系统，从而给TFFS文件系统的问题定位和实现带来新的方法。 |
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