基于Flash存储器的嵌入式文件系统设计

号、下一擦除块号等索引节点中的内容，在内存中均作为不同的变量。内存中为每个文件和目录都建立了映象，数据结构见图4 和图5。


内存中的文件节点不包含文件真正的数据，而使用指针。文件被打开时，在内存中创建一块新存储区域存放数据，数据指针便指向此存储区，未被打开时，此指针指向空。 对于每个目录有1 个目录层数，表示此目录的深度，如根目录的目录层数为0 ，根目录的下一级目录则为1 ，依此类推。 存储地址保存文件或目录在Flash 中的地址。文件和目录都被存在上一级目录下，所属目录指针即指向上一级目录在内存中的数据结构，根目录的所属目录指针即为空。对于同目录下的不同节点，在内存中使用链表将其串联，同目录文件指针即联成链表。 链表的首指针保存在上一级目录中，首目录项指针即指向链表的首项。为提高块擦写的效率，存储在同一个可擦写块中的各个节点在内存中也建立一个链表，块队列指针即用于连成此链表。为标识被修改的节点，利用一个未保存队列，未保存队列指针即用来建立此队列。

该文件系统载入(mount ) 时，首先顺序扫描Flash 中的每个索引节点，查找出最大的索引节点更新号，此更新号对应的索引节点即为最新的索引节点。查找到最新索引节点后，将簇状态表等信息映射到内存的数据结构中。依据索引节点中的根目录信息，遍历所有节点，建立内存中的目录文件结构，并将节点添加到对应的擦写块队列中。 对一个文件编辑并保存的过程见图6。


文件打开时，先在内存中分配一块空间作为数据区，将内容写入，并定位文件节点的数据指针指向该内存中的数据区。如果文件内容被修改，就将文件节点添加到未存盘队列，依次写入Flash 存储器中，并修改簇状态表。 保存时将内存中数据区内容写入Flash 中，释放申请的内存空间，修改节点中的数据指针和簇状态表，再将文件的所有上级目录重新写入Flash ，最后将更新后的索引节点内容写入Flash。如果文件未被修改，则只需修改数据指针即可。

节点加入未存盘队列的顺序按照目录层数的大小排列，文件节点排在队列首，目录层数最大的排在其后，目录层数为1 的排在队列末尾，根目录不加入未存盘队列。

嵌入式文件系统特殊处理机制

均衡擦写机制　

为了避免任意一个可擦除块因擦写次数过多而过早报废，文件系统对Flash擦写时采用了均衡擦写机制。 考虑到系统的精简性，擦写在整片Flash 的各块中依次进行，一块擦写完后，下一个被擦写的块即为后一个块，在系统的索引节点中保存了下一个要擦除的块号。当文件系统中的剩余空间减少到设定值时，系统会擦除此块，以回收脏簇占用的空间。对应每个可擦写块都有一个节点队列，此块中包含的节点都加入其中。块擦除的流程见图7。



首先，将未保存于队列中的节点保存，清未保存队列。 然后将块队列中的所有文件节点转移到空簇中，同时将文件路径上的各级目录加入到未存盘队列中。对于块队列中的目录节点，则将它和其路径上的各级目录加入未存盘队列中，按照未保存队列的顺序，依次将各个目录写入Flash 中，最后写入最新的索引节点。因为目录节点加入未存盘队列时，按照目录层数的大小排列，所以按照未保存队列的顺序写入时，可以保证当一个目录要被写入Flash 时，它的所有下级目录已被写入Flash 中。 所有下级目录在Flash 中的存储地址都已确定。当该文件系统的空间将达到存储上限时，可能会出现特殊情况，即废簇回收时，空簇的空间不足，无法将所有干净簇重写。文件系统为此建立了应急机制，先将文件节点内容存在内存中，这时新建一个临时未保存队列，专门保存文件节点，在块擦写完成后，将剩余的文件节点写入新的空簇中，其算法与图7 所示流程大致相同。 但是，一旦在擦写时断电，会导致该块上的所有数据丢失。

断电错误处理机制　

当系统遭遇断电重新启动后，索引节点中的信息会与系统中的状态不符，这时便需要错误处理机制。 错误一般是索引节点中标注的空簇已被写入了数据，错误处理就是将此簇标志为脏簇，并查找下一个空簇重新写入。

多任务处理机制　

该文件系统允许同时打开多个文件，在多任务操作系统下，为了避免冲突建立了多任务处理机制。系统允许打开的多个文件在内存中同时被编辑修改，但是对Flash 写入操作有限制。 处理方法是设立Flash 写入保护区，在此区中只允许当前正在执行的任务执行Flash 写入操作。 实现Flash 写入保护区的方法是建立一个初始值为1 的信号量，当一个节点需要Flash 写入时，首先申请信号量，完成后再释放信号量。 Flash 写入保护区见图6 、图7。