基于Flash存储器的嵌入式文件系统设计

引言

Flash 存储器( Flash Memory) 是一种高可靠性、高密度的固态存储器件。其存储方式是完全非易失性的，掉电后可以保存数据；可以在线写入，并可按页连续字节写入，存取速度快，所以嵌入式系统通常使用Flash 存储器作为存储设备。 但Flash存储器也存在着两个主要缺陷:一是在重写之前必须进行擦除，因为Flash 存储器划分成很多擦除块(SectorOErase) ，对任何一位数据进行修改必须先擦除整个块(Sector) ；二是擦除块的擦除次数有限，当一个块提前达到擦除次数上限时， 将导致整个Flash 存储器无法使用。 所以，目前PC 机上很多成熟的基于磁盘的文件系统在Flash 存储器上使用都存在着不足。

嵌入式系统应具有的特点: 一是高可靠性，在恶劣环境下系统仍能正常工作；二是低消耗，受成本限制系统设计必须量体裁衣，去除冗余；三是高效率，在占用较少资源情况下保证功能需求，这样就要求算法简单，效率高。 而日志文件系统(Log-St ruct ured File System) 在数据更新时无需将数据写入原存储区域，适应Flash 存储器无法进行重写这一特点。 目前，针对Flash 存储器的缺陷而设计的Linux 下的J FFS 文件系统，就是采用简化的日志文件系统。 J FFS 文件系统将磨损均衡集成于清除机制之中，在带来掉电可恢复功能的同时，大大减少了块擦除的次数，提高了文件系统的存取速度和效率。 但是，J FFS 文件系统无法单独使用，或者使用于其它实时操作系统中。 对由于受成本和实时性限制而无法使用Linux 的一些嵌入式系统，也就无法使用J FFS 文件系统。基于上述分析，该嵌入式文件系统适合在开源实时操作系统(如μC/OS-II) 和无操作系统的情况下使用。

嵌入式文件系统原理

在日志文件系统中，一个文件被修改后不是被写入到原来的存储空间，而是被加到所有内容的后面，象日志一样被更新，这就是日志文件系统的基本原理。由于同一个文件在文件系统中会留下不同的版本，所以系统需要设置一张表标注文件的最新与以前的版本。在内容不断添加时为不将存储空间占满，系统设计了一种回收机制，回收无效内容占用的空间。

日志文件系统在文件更新时不用将文件写回原来的地址，这对Flash 存储器这种存储介质最为适合。 文中所设计的嵌入式文件系统采用了日志文件系统的设计原理，以及J FFS 文件系统将磨损均衡集成于清除机制之中的方法。 该系统将一个可擦写块平分为多个簇，文件的读写以簇为单位进行。簇的状态有3 种:脏、干净和空。脏表示所存内容已被置为无效；干净表示所存数据有效；空表示可以写入数据。文件和目录在该系统中被作为节点，一个节点占用若干个簇，节点中的内容连续存储，但不能越过块边界存储。该系统设置一个索引节点，保存整个系统的信息，其中包含保存有各簇状态的簇状态表。

每一次文件更新后内容都将被添加至末尾处，索引节点也被更新，总是占用最末尾的干净簇。 回收脏簇时，将所要擦除块中的干净簇重写到空簇中，再进行块擦除。 当内容写至存储体末端，则从头部重新开始循环存储。 所设计的文件系统的操作过程见图1。


嵌入式文件系统设计

Flash 存储器中的存储结构

Flash 存储器中的存储结构见图2。 该存储器中每个簇的第一个字作为簇的状态字，表示此簇是否为一个节点的首簇或空簇。 每个节点的首部存放此节点属性(文件/目录/索引节点) 和节点标识号。


索引节点　

索引节点存放该文件系统的大部分信息。 包括32 位的索引节点更新号、一张簇状态表、下一个要被擦除块的块号、给下一个新建节点(文件或目录) 的节点编号、系统根目录信息表。系统每一次更新都会产生新的索引节点，索引节点更新号加1。 按照Flash 存储器的使用寿命10 年计算，需要每秒更新136 次以上，才能达到索引节点更新号的上限，所以认为拥有最大更新号的索引节点为最新的索引节点。簇状态表中对应每一个簇有两个Bit 位，表示各个簇的状态(干净01 ，脏11 ，空00) 。根目录信息表存放根目录下的各个目录项，每个目录项包括:属性(文件0x1/目录0x0) 、文件名或目录名、节点编号、此文件(或目录) 对应节点的起始簇地址、根目录表的大小可变。

目录节点　

目录节点存放的内容有目录名，目录项个数，及所有目录项信息。 文件节点存放文件名，文件大小，文件属性及文件内容，内存中的目录结构见图3。


内存数据结构及基本操作

该文件系统载入(Mount ) 后，会在内存中建立一个系统的映象。该映象包括:索引节点中的信息、目录及文件信息、每个可擦写块中包含的节点信息、未存盘的节点信息。簇状态表、索引节点更新号、新节点编