YAFFS2文件系统分析(转)

http://blog.chinaunix.net/uid-25314474-id-343665.html

1.前言
略。

2.yaffs 文件系统简介
按理说这里应该出现一些诸如“yaffs 是一种适合于 NAND Flash 的文件系统 XXXXX”之类
的字眼,不过考虑到网络上关于 yaffs/yaffs2 的介绍已经多如牛毛,所以同上,略。
3.本文内容组织

本文将模仿《linux 内核源代码情景分析》一书,以情景分析的方式对 yaffs2 文件系统的
源代码进行分析。首先将分析几组底层函数,如存储空间的分配和释放等;其次分析文件
逻辑地址映射;然后是垃圾收集机制;接下来......Sorry,本人还没想好。:-)

4.说明
因为 yaffs2 貌似还在持续更新中,所以本文所列代码可能和读者手中的代码不完全一致。
另外,本文读者应熟悉 C 语言,熟悉 NAND Flash 的基本概念(如 block 和 page)。
Ok,步入正题。首先分析存储空间的分配。

5.NAND Flash 存储空间分配和释放
我们知道,NAND Flash 的基本擦除单位是 Block,而基本写入单位是 page。yaffs2 在分配
存储空间的时候是以 page 为单位的,不过在 yaffs2 中把基本 存储单位称为 chunk,和
page 是一样的大小,在大多数情况下和 page 是一个意思。在下文中我们使用 chunk 这个
词,以保持和 yaffs2 的源代 码一致。
我们先看存储空间的分配(在 yaffs_guts.c 中。这个文件也是 yaffs2 文件系统的核心部分):
static int yaffs_AllocateChunk(yaffs_Device * dev, int useReserve,
yaffs_BlockInfo **blockUsedPtr)
{
int retVal;
yaffs_BlockInfo *bi;
if (dev->allocationBlock < 0) {
/* Get next block to allocate off */
dev->allocationBlock = yaffs_FindBlockForAllocation(dev);
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()]
static int yaffs_FindBlockForAllocation(yaffs_Device * dev)
{
int i;
yaffs_BlockInfo *bi;
if (dev->nErasedBlocks < 1) {
/* Hoosterman we've got a problem.
* Can't get space to gc
*/
T(YAFFS_TRACE_ERROR,
(TSTR("yaffs tragedy: no more eraased blocks" TENDSTR)));
return -1;
}
dev->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++) {
dev->allocationBlockFinder++;
if (dev->allocationBlockFinder < dev->internalStartBlock
|| dev->allocationBlockFinder > dev->internalEndBlock) {
dev->allocationBlockFinder = dev->internalStartBlock;
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。
dev->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_GetBlockInfo(dev, dev->allocationBlockFinder);
if (bi->blockState == YAFFS_BLOCK_STATE_EMPTY) {
bi->blockState = YAFFS_BLOCK_STATE_ALLOCATING;
dev->sequenceNumber++;
bi->sequenceNumber = dev->sequenceNumber;
dev->nErasedBlocks--;
T(YAFFS_TRACE_ALLOCATE,
(TSTR("Allocated block %d, seq %d, %d left" TENDSTR),
dev->allocationBlockFinder, dev->sequenceNumber,
dev->nErasedBlocks));
return dev->allocationBlockFinder;
}
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
chunk:
if (dev->allocationBlock >= 0) {
bi = yaffs_GetBlockInfo(dev, dev->allocationBlock);
retVal = (dev->allocationBlock * dev->nChunksPerBlock) +
dev->allocationPage;
bi->pagesInUse++;
yaffs_SetChunkBit(dev, dev->allocationBlock,
dev->allocationPage);
dev->allocationPage++;
dev->nFreeChunks--;
/* If the block is full set the state to full */
if (dev->allocationPage >= dev->nChunksPerBlock) {
bi->blockState = YAFFS_BLOCK_STATE_FULL;
dev->allocationBlock = -1;
}
if(blockUsedPtr)
*blockUsedPtr = bi;
return retVal;
}
dev->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:
void yaffs_DeleteChunk(yaffs_Device * dev, int chunkId, int markNAND, int lyn)
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!dev->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 ||
bi->blockState == YAFFS_BLOCK_STATE_NEEDS_SCANNING ||
bi->blockState == YAFFS_BLOCK_STATE_COLLECTING) {
dev->nFreeChunks++;
yaffs_ClearChunkBit(dev, block, page);
bi->pagesInUse--;
if (bi->pagesInUse == 0 &&
!bi->hasShrinkHeader &&
bi->blockState != YAFFS_BLOCK_STATE_ALLOCATING &&
bi->blockState != YAFFS_BLOCK_STATE_NEEDS_SCANNING) {
yaffs_BlockBecameDirty(dev, block);
}
} else {
/* T(("Bad news deleting chunk %d\n",chunkId)); */
}
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:
static void yaffs_SoftDeleteChunk(yaffs_Device * dev, int chunk)
{
......
theBlock->softDeletions++;
dev->nFreeChunks++;
......
}
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。

6.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 flash chunk 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:
union yaffs_Tnode_union {
union yaffs_Tnode_union *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。
static yaffs_Tnode *yaffs_GetTnode(yaffs_Device * dev)
{
yaffs_Tnode *tn = yaffs_GetTnodeRaw(dev);
if(tn)
memset(tn, 0, (dev->tnodeWidth * YAFFS_NTNODES_LEVEL0)/8);
return tn;
}
调用 yaffs_GetTnodeRaw 分配节点,然后将得到的节点初始化为零。
static yaffs_Tnode *yaffs_GetTnodeRaw(yaffs_Device * dev)
{
yaffs_Tnode *tn = NULL;
/* If there are none left make more */
if (!dev->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。
static int yaffs_CreateTnodes(yaffs_Device * dev, int nTnodes)
{
......
tnodeSize = (dev->tnodeWidth * YAFFS_NTNODES_LEVEL0)/8;
newTnodes = YMALLOC(nTnodes * tnodeSize);
mem = (__u8 *)newTnodes;
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 chunk Id;另一种手段是我们后面将看到的 chunk group,
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 chunk id 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 chunk id 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; i < nTnodes -1; i++) {
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:
dev->nFreeTnodes += nTnodes;
dev->nTnodesCreated += nTnodes;
tnl = YMALLOC(sizeof(yaffs_TnodeList));
if (!tnl) {
T(YAFFS_TRACE_ERROR,
(TSTR
("yaffs: Could not add tnodes to management list" TENDSTR)));
} else {
tnl->tnodes = newTnodes;
tnl->next = dev->allocatedTnodeList;
dev->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:
if (dev->freeTnodes) {
tn = dev->freeTnodes;
dev->freeTnodes = dev->freeTnodes->internal[0];
dev->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:
static void yaffs_FreeTnode(yaffs_Device * dev, yaffs_Tnode * tn)
{
if (tn) {
tn->internal[0] = dev->freeTnodes;
dev->freeTnodes = tn;
dev->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 为单位的文件内偏移称作逻辑 chunk id,文件内容在 flash 上的实际存储位
置称作物理 chunk id。先看一个比较简单的函数。
void yaffs_PutLevel0Tnode(yaffs_Device *dev, yaffs_Tnode *tn, unsigned pos,
unsigned val)
这个函数将某个 Tnode 设置为指定的值。tn 是指向一组 Tnode 的指针;pos 是所要设置的
那个 Tnode 在该组 Tnode 中的索引;val 就是所要设置的值,也就是物理 chunk id。函数
名中的 Level0 指映射树的叶节点。函数开头几行如下:
pos &= YAFFS_TNODES_LEVEL0_MASK;
val >>= dev->chunkGroupBits;
bitInMap = pos * dev->tnodeWidth;
wordInMap = bitInMap /32;
bitInWord = bitInMap & (32 -1);
mask = dev->tnodeMask << bitInWord;
上面说过,一组 Tnode 中的 8 个指针在叶节点这一层转换成 16 个 16 位宽的 chunk Id,因
此需要 4 位二进制码对其进行索引,这就是 YAFFS_TNODES_LEVEL0_MASK 的值。我们还说
过这个 16 位值就是 chunk 在 flash 上的序号,当 flash 容量比较大, chunk 数量多时,16
位可能无法给 flash 上的所有 chunk 编号,这种情况下可以增加 chunk id 的位宽,具体位
宽的值记录在 dev->tnodeWidth 中。yaffs2 允许使用非字节对齐的 tnodeWidth,因此可
能出现某个 chunk id 跨 32 位边界存储的情况。所以在下面的代码中,需要分边界前和边
界后两部分处理:
map[wordInMap] &= ~mask;
map[wordInMap] |= (mask & (val << bitInWord));
if(dev->tnodeWidth > (32-bitInWord)) {
bitInWord = (32 - bitInWord);
wordInMap++;;
mask = dev->tnodeMask >> (/*dev->tnodeWidth -*/ bitInWord);
map[wordInMap] &= ~mask;
map[wordInMap] |= (mask & (val >> bitInWord));
}
if 语句判断当前 chunk 序号是否跨越当前 32 位边界。整个代码初看起来比较难理解,其
实只要将 dev->tnodeWidth 以 16 或 32 代入, 就很好懂了。还有一个类似的函数
yaffs_GetChunkGroupBase,返回由 tn 和 pos 确定的一组 chunk 的起始序号,就不详细分
析了。
现在我们假设有这样一个情景:已知文件偏移地址,要找到 flash 上对应的存储地址,该
怎么做呢?这项工作的主体是由函数 yaffs_FindLevel0Tnode 完成的。
static yaffs_Tnode *yaffs_FindLevel0Tnode(yaffs_Device * dev,
yaffs_FileStructure * fStruct,
__u32 chunkId)
{
yaffs_Tnode *tn = fStruct->top;
__u32 i;
int requiredTallness;
int level = fStruct->topLevel;
函数参数中,fStruct 是指向文件描述结构的指针,该结构保存着文件大小、映射树层高、
映射树顶层节点指针等信息。chunkId 是逻辑 chunk id。
fStruct->top 是映射树顶层节点指针,fStruct->topLevel 是映射树层高。注意:当只有
一层时,层高为 0。
/* First check we're tall enough (ie enough topLevel) */
i = chunkId >> YAFFS_TNODES_LEVEL0_BITS;
requiredTallness = 0;
while (i) {
i >>= YAFFS_TNODES_INTERNAL_BITS;
requiredTallness++;
}
if (requiredTallness > fStruct->topLevel) {
/* Not tall enough, so we can't find it, return NULL. */
return NULL;
}
在 看这段代码之前,我们先用一个例子来回顾一下映射树的组成。假定我们有一个大小
为 128K 的文件,flash 的 page 大小为 2K,那么我们就需要 64 个 page(或者说 chunk)来
存储该文件。一组 Tnode 的 size 是 8 个指针,或者 16 个 16 位整数,所以我们需要 64 / 16
= 4 组 Tnode 来存储物理 chunk 序号。这 4 组 Tnode 就是映射树的叶节点,也就是 Level0
节点。由于这 4 组 Tnode 在内存中不一定连续,所以 我们需要另外一组 Tnode,将其作为
指针数组使用,这个指针数组的前 4 个元素分别指向 4 组 Level0 节点,而 fStruct->top
就指向这 组作为指针数组使用的 Tnode。随着文件长度的增大,所需的叶节点越多,非叶
节点也越多,树也就越长越高。
回过头来看代码,首先是检查函数参数 chunkId 是否超过文件长度。作为非叶节点使用的
Tnode 每组有 8 个指针,需要 3 位二进制码对其进行索引,因此 树每长高一层,逻辑
chunkId 就多出 3 位。相反,每 3 位非零 chunkId 就代表一层非叶节点。while 循环根据这
个原则计算参数 chunkId 所 对应的树高。如果树高超过了文件结构中保存的树高,那就
说明该逻辑 chunkId 已经超出文件长度了。通过文件长度检查之后,同样根据上面的原则,
就可以 找到逻辑 chunkId 对应的物理 chunkId 了。具体的操作通过一个 while 循环完成:
/* Traverse down to level 0 */
while (level > 0 && tn) {
tn = tn->
internal[(chunkId >>
( YAFFS_TNODES_LEVEL0_BITS +
(level - 1) *
YAFFS_TNODES_INTERNAL_BITS)
) &
YAFFS_TNODES_INTERNAL_MASK];
level--;
}
return tn;
将返回值和逻辑 chunk id 作为参数调用 yaffs_GetChunkGroupBase,就可以得到物理
chunk id 了。
下面我们看另一个情景,看看当文件长度增加的时候,映射树是如何扩展的。主要
函数为
static yaffs_Tnode *yaffs_AddOrFindLevel0Tnode(yaffs_Device * dev,
yaffs_FileStructure * fStruct,
__u32 chunkId,
yaffs_Tnode *passedTn)
函数的前几行和 yaffs_FindLevel0Tnode 一样,对函数参数作一些检查。通过检查之后,
首先看原映射树是否有足够的高度,如果高度不够,就先将其“拔高”:
if (requiredTallness > fStruct->topLevel) {
/* Not tall enough,gotta make the tree taller */
for (i = fStruct->topLevel; i < requiredTallness; i++) {
tn = yaffs_GetTnode(dev);
if (tn) {
tn->internal[0] = fStruct->top;
fStruct->top = tn;
} else {
T(YAFFS_TRACE_ERROR,
(TSTR("yaffs: no more tnodes" TENDSTR)));
}
}
fStruct->topLevel = requiredTallness;
}
for 循环完成增加新层的功能。新增的每一层都只有一个节点(即一组
Tnode),fStruct->top 始终指向最新分配的节点。将映射树扩展到所需的高度之后,再
根据需要将其“增肥”,扩展其“宽度”:
l = fStruct->topLevel;
tn = fStruct->top;
if(l > 0) {
while (l > 0 && tn) {
x = (chunkId >>
( YAFFS_TNODES_LEVEL0_BITS +
(l - 1) * YAFFS_TNODES_INTERNAL_BITS)) &
YAFFS_TNODES_INTERNAL_MASK;
if((l>1) && !tn->internal[x]){
/* Add missing non-level-zero tnode */
tn->internal[x] = yaffs_GetTnode(dev);
} else if(l == 1) {
/* Looking from level 1 at level 0 */
if (passedTn) {
/* If we already have one, then release it.*/
if(tn->internal[x])
yaffs_FreeTnode(dev,tn->internal[x]);
tn->internal[x] = passedTn;
} else if(!tn->internal[x]) {
/* Don't have one, none passed in */
tn->internal[x] = yaffs_GetTnode(dev);
}
}
tn = tn->internal[x];
l--;
}
}
上面“拔高”的时候是从下往上“盖楼”,这里“增肥”的时候是从上往下“扩展”。
tn->internal[x]为空表示下层节点尚未创建,需要通过 yaffs_GetTnode 分配之,就是“
增肥”了。如果函数参数 passedTn 有效,就用该组 Tnode 代替 level0 上原先的那组
Tnode;否则按需分配新的 Tnode 组。所以这里的函数名似乎应该取作
yaffs_AddOrFindOrReplaceLevel0Tnode 更加恰当。不过这个新名字也太长了些......
树的创建、搜索和扩展说完了,下面该说什么?......对了,收缩和删除。不过看过创建搜
索扩展之后,收缩和删除已经没什么味道了。主要函数有:
yaffs_DeleteWorker()
yaffs_SoftDeleteWorker()
yaffs_PruneWorker()
前两者用于删除,第三个用于收缩。都是从 level0 开始,以递归的方式从叶节点向上删,
并释放被删除 Tnode 所对应的物理 chunk。递归,伟大的递 归啊......俺不想把这篇文章做
成递归算法教程,除了递归这三个函数也就不剩啥了,所以一概从略。唯一要说的就是
yaffs_DeleteWorker 和 yaffs_SoftDeleteWorker 的区别,这两个函数非常类似,只是在
释放物理 chunk 的时候分别调用 yaffs_DeleteChunk 和 yaffs_SoftDeleteChunk。其中函
数 yaffs_DeleteWorker 在 yaffs2 中似乎是不用的,而 yaffs_SoftDeleteWorker 主要用于
在删除文件时资源的释放。

7.文件系统对象
在 yaffs2 中,不管是文件还是目录或者是链接,在内存都用一个结构体
yaffs_ObjectStruct 来描述。我们先简要介绍一下这个结构体中的 几个关键字段,然后
再来看代码。在后文中提到“文件”或“文件对象”,若不加特别说明,都指广义的“文
件”,既可以是文件,也可以是目录。
__u8 deleted:1; /* This should only apply to unlinked files. */
__u8 softDeleted:1; /* it has also been soft deleted */
__u8 unlinked:1; /* An unlinked file. The file should be in the unlinked
directory.*/
这三个字段用于描述该文件对象在删除过程中所处的阶段。在删除文件时,首先要将文件
从原目录移至一个特殊的系统目录/unlinked,以此拒绝应用程序 对该文件的访问,此时
将 unlinked 置 1;然后判断该文件长度是否为 0,如果为 0,该文件就可以直接删除,此时
将 deleted 置 1;如果不为 0,就 将 deleted 和 softDelted 都置 1,表明该文件数据所占据
的 chunk 还没有释放,要留待后继处理。
struct yaffs_ObjectStruct *parent;
看名字就知道,该指针指向上层目录。
int chunkId;
每个文件在 flash 上都有一个文件头,存储着该文件的大小、所有者、创建修改时间等信
息。chunkId 就是该文件头在 flash 上的 chunk 序号。
__u32 objectId; /* the object id value */
每一个文件系统对象都被赋予一个唯一的编号,作为对象标识,也用于将该对象挂入一个
散列表,加快对象的搜索速度。
yaffs_ObjectType variantType;
yaffs_ObjectVariant variant;
前者表示该对象的类型,是目录、普通文件还是链接文件。后者是一个联合体,根据对象
类型的不同有不同的解释。
其余的成员变量,我们在后面结合函数一起分析。
下面我们来看相关的函数。先看一个简单的:
static yaffs_Object *yaffs_CreateFakeDirectory(yaffs_Device * dev, int number,
__u32 mode)
所谓 Fake Directory,就是仅存在于内存中,用于管理目的的目录对象,比如我们上面提
到的 unlinked 目录。这种类型的目录有一些特别的地方,如禁止改 名、禁止删除等。由
于对象仅存在于内存中,因此不涉及对硬件的操作,所以函数体很简单。首先通过
yaffs_CreateNewObject 获得一个新对 象,然后对其中的一些字段初始化。先把字段初始
化看一下,顺便再介绍一些字段:
renameAllowed 表示是否允许改名,对于 fake 对象为 0;
unlinkAllowed 表示是否允许删除,对于 fake 对象同样为 0;
yst_mode 就是 linux 中的访问权限位;
chunkId 是对象头所在 chunk,由于 fake 对象不占 flash 存储空间,所以置 0。
回过头来看 yaffs_CreateNewObject:
[yaffs_CreateFakeDirectory --> yaffs_CreateNewObject]
yaffs_Object *yaffs_CreateNewObject(yaffs_Device * dev, int number,
yaffs_ObjectType type)
{
yaffs_Object *theObject;
if (number < 0) {
number = yaffs_CreateNewObjectNumber(dev);
}
theObject = yaffs_AllocateEmptyObject(dev);
前面说过,每个 yaffs_Object 都有一个唯一的序列号,这个序号既可以在创建对象的时
候由上层函数指定,也可以由系统分配。如果 number < 0,那就表示由系统分配。序列号
分配函数是 yaffs_CreateNewObjectNumber。我们就不深入到这个函数内部了,只说明一
下该函数做了些什么:
系统为了方便根据对象 id 找到对象本身,将每个对象都通过指针 hashLink 挂入了一个散
列表,散列函数是 number % 256,所以这个散列表有 256 个表项。
yaffs_CreateNewObjectNumber 函数每次搜索 10 个表项,从中选取挂接链表长度最短的那
一项,再根据表索引试图计算出一个和该索引上挂接对象的 id 号不重复的 id。
分配到了 id 号和空闲对象后,再根据对象类型的不同作不同的处理。我们主要关心两种
情况,就是对象类型分别为文件和目录的时候:
case YAFFS_OBJECT_TYPE_FILE:
theObject->variant.fileVariant.fileSize = 0;
theObject->variant.fileVariant.scannedFileSize = 0;
theObject->variant.fileVariant.shrinkSize = 0xFFFFFFFF; /* max __u32 */
theObject->variant.fileVariant.topLevel = 0;
theObject->variant.fileVariant.top = yaffs_GetTnode(dev);
break;
case YAFFS_OBJECT_TYPE_DIRECTORY:
INIT_LIST_HEAD(&theObject->variant.directoryVariant.children);
break;
fileSize 很好理解;topLevel 就是映射树层高,新建的文件层高为 0。还要预先分配一组
Tnode 供该对象使用。 scannedFileSize 和 shrinkSize 用于 yaffs2 初始化时的 flash 扫描
阶段,这里先跳过。如果该对象是目录,那么所做的工作只 是初始化子对象(就是该目
录下的文件或子目录)双向链表指针,前后指针都指向链表头自身。
看过 Fake 对象创建,我们再看看普通对象的创建。按对象类型的不同,有四个函数分别
用于创建普通文件、目录、设备文件、符号链接和硬链接,它们分别是:
yaffs_MknodFile;
yaffs_MknodDirectory;
yaffs_MknodSpecial;
yaffs_MknodSymLink;
yaffs_Link
这四个函数最终都调用 yaffs_MknodObject 来完成创建对象的工作,只是调用参数不一样。
static yaffs_Object *yaffs_MknodObject(yaffs_ObjectType type,
yaffs_Object * parent,
const YCHAR * name,
__u32 mode,
__u32 uid,
__u32 gid,
yaffs_Object * equivalentObject,
const YCHAR * aliasString, __u32 rdev)
函数参数中,前面几个都很好理解,分别是对象类型,上级目录对象,文件名,访问权限,
文件所属 user id 和 group id; equivalentObject 是创建硬链接时的原始文件对象;
aliasString 是 symLink 名称;rdev 是设备文件的设备号。
函数首先检查在父目录中是否已存在同名文件,然后同样调用 yaffs_CreateNewObject 创
建新对象。参数-1 表示由系统自行选择对象 id。
if (in) {
in->chunkId = -1;
in->valid = 1;
in->variantType = type;
in->yst_mode = mode;
in->yst_atime = in->yst_mtime = in->yst_ctime = Y_CURRENT_TIME;
in->yst_rdev = rdev;
in->yst_uid = uid;
in->yst_gid = gid;
in->nDataChunks = 0;
yaffs_SetObjectName(in, name);
in->dirty = 1;
yaffs_AddObjectToDirectory(parent, in);
in->myDev = parent->myDev;
这里列出的代码省略了和 wince 相关的条件编译部分。chunkId 是对象头所在 chunk,现在
还没有将对象写入 flash,所以置为-1;该新对象 暂时还没有数据,所以 nDataChunks 是
0。in->dirty = 1 表示该新对象信息还没有写入 flash。然后通过
yaffs_AddObjectToDirectory 将新对象挂入父对象的子对象链表。接下来根据对 象类型
作不同处理:
switch (type) {
case YAFFS_OBJECT_TYPE_SYMLINK:
in->variant.symLinkVariant.alias =
yaffs_CloneString(aliasString);
break;
case YAFFS_OBJECT_TYPE_HARDLINK:
in->variant.hardLinkVariant.equivalentObject =
equivalentObject;
in->variant.hardLinkVariant.equivalentObjectId =
equivalentObject->objectId;
list_add(&in->hardLinks, &equivalentObject->hardLinks);
break;
case YAFFS_OBJECT_TYPE_FILE:
case YAFFS_OBJECT_TYPE_DIRECTORY:
case YAFFS_OBJECT_TYPE_SPECIAL:
case YAFFS_OBJECT_TYPE_UNKNOWN:
/* do nothing */
break;
}
对于最常用的文件对象和目录对象不做任何处理;如果是 hardlink,就将新对象挂入原对
象的 hardLinks 链表。从这里我们可以看出,yaffs2 在内存中是以链表的形式处理
hardlink 的。在将 hardlink 存储到 flash 上的时 候,则是通过 objectId 将两者关联起来。
Hardlink 本身占用一个 chunk 存储对象头。
最后,通过 yaffs_UpdateObjectHeader 将新对象头写入 flash。

8. Yaffs2的垃圾收集机制
yaffs2的垃圾收集过程实际上包括两个方面：

·一是对那些不再使用的page作物理上的删除。我们在前面介绍chunk释放函数的时候曾经看到，yaffs2在删除chunk的时候仅仅是修改内存中的统计量，而真正的删除工作要留到垃圾收集的时候做。

·二是处理坏块。在对flash进行写操作的时候，我们也许要使用过一个block上的若干page之后才发现这是一个坏块，此时该块上已经有部分有用数据了，在垃圾收集的时候要对这种情况进行处理。

flash在使用过一段时间之后，满足以上两种情况的block也许不止一个，那么，yaffs2按照什么样的原则挑选合适的块进行回收呢？我们看下面的函数：

static int yaffs_BlockNotDisqualifiedFromGC(yaffs_Device * dev,

yaffs_BlockInfo * bi)
这个函数用来判定给定的块bi是否可以回收。
if (!dev->isYaffs2)

return 1; /* disqualification only applies to yaffs2. */
if
(!bi->hasShrinkHeader)
return 1; /* can gc */
我们主要关心yaffs2。首先介绍一下什么是
hasShrinkHeader。

还是要提到yaffs2的“软”删除机制。假定我们现在需要减小一个文件的长度，比如从128K缩减到64K，在执行close()系统调用之
后，yaffs2会将新的大小写入文件头，而这个文件头是会立即写入flash的，但是由于yaffs2使用软删除机制，原先那后面64K数据仍然残留在
flash上，也就是说，出现了文件头和文件内容不一致的情况。此时就将文件头所在block的描述信息中的一个字段hasShrinkHeader置
1，表明在垃圾回收时需要特别的处理。如果hasShrinkHeader＝0，那么该块是不需要特别的处理，是可以回收的；但是如果
hasShrinkHeader＝1，那就需要注意了：如果我们所做的不仅仅是文件尺寸的收缩，而是文件的删除，并且在物理删除文件内容之前通过垃圾收集
机制将文件头删掉了，那么残留的文件内容就成了“没娘要的孩子”，难以处理了。所以，我们必须先处理文件的残留内容，然后处理文件头。下面我们来看看yaffs2是如何实现处理这个目标的：

1. /* Find the oldest dirty sequence number if we don't know it and save it
2. * so we don't have to keep recomputing it.
3. */
4. if (!dev->oldestDirtySequence) {
5. seq = dev->sequenceNumber;
6. for (i = dev->internalStartBlock; i <= dev->internalEndBlock; i++) {
7. b = yaffs_GetBlockInfo(dev, i);
8. if (b->blockState == YAFFS_BLOCK_STATE_FULL && (b->pagesInUse - b->softDeletions) <
9. dev->nChunksPerBlock && b->sequenceNumber < seq) {
10. seq = b->sequenceNumber;
11. }
12. }
13. dev->oldestDirtySequence = seq;
14. }
15. /* Can't do gc of this block if there are any blocks older than this one that have
16. * discarded pages.
17. */
18. return (bi->sequenceNumber <= dev->oldestDirtySequence);

在分析这段代码之前，我们再来回顾一下yaffs2的chunk分配过程和特点。如前文所述，yaffs2在分配chunk的时候遵循两个原则：
一是在block内部严格从低地址的chunk向高地址的chunk按次序分配，二是一定要将一个block内的page全部分配完毕后才另行选择
block进行分配。而且在分配的时候每挑选一个block就会递增一个序号。这样我们从block的序号就可以推断出该block的分配顺序。

除此之外，yaffs2会在应用程序作clsoe()系统调用的时候将新的文件头写入flash。因此，我们可以作出这样的结论：文件头所在block的序号，一定大于等于文件内容所在block的序号。
这样，如果一个block信息结构内的hasShrinkHeader字段为1，并且该block的序号在系统中最小，我们就可以认为该block上的所
有文件头对应的文件已经没有残余信息留在flash上了——这些残余信息如果存在，它们所在block的序号一定更小。有了这个结论，上面的代码就不难理
解了，所以就不作解释了。

这个函数返回之后，我们就知道函数参数所指向的block是否可以回收了。