為什么要損耗平衡（wear-leveling）？ Flash上的每一位(bit)可以被寫操作置成邏輯0。 可是把邏輯 0 置成邏輯 1 卻不能按位(bit)來操作，而只能按擦寫塊（erase block）為單位進行擦寫操作。一般來說，“NOR flash擦寫塊的大小是128K，Nand flash擦寫塊的大小是8K”【2】。從上層來看，擦寫所完成的功能就是把擦寫塊內的每一位都重設置（reset）成邏輯 1。 Flash的使用壽命是有限的?！熬唧w來說，flash的使用壽命由擦寫塊的最大可擦 寫次數決定。超過了最大可擦寫次數，這個擦寫塊就成為壞塊(bad block)了。因此為了避免某個擦寫塊被過度擦寫，以至于它先于其他的擦寫塊達到最大可擦寫次數，我們應該在盡量小的影響性能的前提下，擦寫操作均勻的 分布在每個擦寫塊上。這個過程叫做損耗平衡（wear leveling）”【1】。按照現在的技術水平，一般來說NOR flash擦寫塊的最大可擦寫次數在十萬次左右，NAND flash擦寫塊的最大可擦寫次數在百萬次左右。 而傳統文件系統對于損耗平衡，以及嵌入式系統的掉電保護都沒有很好的考慮，所以需要專門的文件系統來讀寫FLASH。 現有的嵌入式文件系統主要有哪些? JFFS2（The Journaling Flash File System 2）, YAFFS2 (Yet Another Flash File System 2)等，對于其文件系統的具體分析，不再過多敘述，有興趣的話可以看看我的參考文獻，上面均有詳細的分析。本文也就這兩種算法的損耗算法進行分析。正文 JFFS2的損耗平衡算法：在JFFS2中，Flash被分成一個個擦寫塊。NOR flash 讀/寫操作的基本單位是字節；而 NAND flash 又把擦寫塊分成頁(page), 頁是寫操作的基本單位，一般一個頁的大小是 512 或 2K 字節，另外每一頁還有16 字節的備用空間（SpareData, OOB）。 JFFS2 維護了幾個鏈表來管理擦寫塊，根據擦寫塊上內容的不同情況，擦寫塊會在不同的鏈表上。具體來說，當一個擦寫塊上都是合法(valid)的節點時，它會在 clean_list 上；當一個擦寫塊包含至少一個過時(obsolete)的節點時，它會在 dirty_list 上；當一個擦寫塊被擦寫完畢，并被寫入 CLEANMARKER 節點后，它會在 free_list 上。下表表示了具體鏈表名： 表1 JFFS2的鏈表中擦除塊名稱一覽表【3】 鏈表 鏈表中擦除塊的性質 clean_list 只包含有效數據結點 very_dirty_list 所含數據結點大部分都已過時 dirty_list 至少含有一個過時數據結點 erasable_list 所有的數據結點都過時需要擦除。但尚未“調度”到erase_pending_list erasable_pending_wbuf_list 同erase_pending_list，但擦除必須等待wbuf沖刷后 erasing_list 當前正在擦除 erase_pending_list 當前正等待擦除 erase_complete_list 擦除已完成，但尚未寫入CLEANMARKER free_list 擦除完成，且已經寫入CLEANMARKER bad_list 含有損壞單元 bad_used_list 含有損壞單元，但含有數據現在開始分析具體源代碼，源程序文件路徑為：uClinux-dist/linux-2.6.x/fs/jffs2 >jffs2/fs.c 在掛載jffs2文件系統時，在jffs2_do_fill_super函數的最后創建并啟動GC內核線程，相關代碼如下： if (!(sb->s_flags & MS_RDONLY))jffs2_start_garbage_collect_thread(c);return 0; 如果jffs2文件系統不是以只讀方式掛載的，就會有新的數據實體寫入flash。而 且jffs2文件系統的特點是在寫入新的數據實體時并不修改flash上原有數據實體，而只是將其內核描述符標記為“過時”。系統運行一段時間后若空白 flash擦除塊的數量小于一定閾值，則GC被喚醒用于釋放所有過時的數據實體【3】。 為了盡量均衡地使用flash分區上的所有擦除塊，在選擇有效數據實體的副本所寫入的擦除塊時需要考慮Wear Leveling算法，jffs2_find_gc_block()即Wear Leveling算法的關鍵函數： >jffs2/gc.c static struct jffs2_eraseblock *jffs2_find_gc_block(struct jffs2_sb_info *c) {struct jffs2_eraseblock *ret;struct list_head *nextlist = NULL;int n = jiffies % 128; //0~127的隨機數/* Pick an eraseblock to garbage collect next. This is where we'llput the clever wear-levelling algorithms. Eventually. *//* We possibly want to favour the dirtier blocks more when thenumber of free blocks is low. */if (!list_empty(&c->bad_used_list) && c->nr_free_blocks > c->resv_blocks_gcbad) {D1(printk(KERN_DEBUG "Picking block from bad_used_list to GC next\n"));nextlist = &c->bad_used_list; //含有損壞單元，但含有數據的塊中先回收} else if (n < 50 && !list_empty(&c->erasable_list)) {/* Note that most of them will have gone directly to be erased.So don't favour the erasable_list _too_ much. */D1(printk(KERN_DEBUG "Picking block from erasable_list to GC next\n"));nextlist = &c->erasable_list;// 如果有已過時，但尚未擦除的塊，50/128的概率回收 } else if (n < 110 && !list_empty(&c->very_dirty_list)) {/* Most of the time, pick one off the very_dirty list */D1(printk(KERN_DEBUG "Picking block from very_dirty_list to GC next\n"));nextlist = &c->very_dirty_list;//如果有大部分數據已經過時的塊，110/128的概率回收 } else if (n < 126 && !list_empty(&c->dirty_list)) {D1(printk(KERN_DEBUG "Picking block from dirty_list to GC next\n"));nextlist = &c->dirty_list;//如果有部分數據已經過時的塊，126/128的概率回收} else if (!list_empty(&c->clean_list)) {D1(printk(KERN_DEBUG "Picking block from clean_list to GC next\n"));nextlist = &c->clean_list;//回收只含有有效數據的塊} else if (!list_empty(&c->dirty_list)) {D1(printk(KERN_DEBUG "Picking block from dirty_list to GC next (clean_list was empty)\n")); nextlist = &c->dirty_list;//回收有部分數據已經過時的塊} else if (!list_empty(&c->very_dirty_list)) {D1(printk(KERN_DEBUG "Picking block from very_dirty_list to GC next (clean_list and dirty_list were empty)\n"));nextlist = &c->very_dirty_list;//回收大部分數據已經過時的塊} else if (!list_empty(&c->erasable_list)) {D1(printk(KERN_DEBUG "Picking block from erasable_list to GC next (clean_list and {very_,}dirty_list were empty)\n") ); nextlist = &c->erasable_list;//回收已過時，但尚未擦除的塊} else {/* Eep. All were empty */D1(printk(KERN_NOTICE "jffs2: No clean, dirty _or_ erasable blocks to GC from! Where are they all?\n"));return NULL;//已經無可調度的塊 } ret = list_entry(nextlist->next, struct jffs2_eraseblock, list);list_del(&ret->list);c->gcblock = ret; ret->gc_node = ret->first_node;if (!ret->gc_node) {printk(KERN_WARNING "Eep. ret->gc_node for block at 0x%08x is NULL\n", ret->offset);BUG();} /* Have we accidentally picked a clean block with wasted space ? */if (ret->wasted_size) {D1(printk(KERN_DEBUG "Converting wasted_size %08x to dirty_size\n", ret->wasted_size));ret->dirty_size += ret->wasted_size;c->wasted_size -= ret->wasted_size;c->dirty_size += ret->wasted_size;ret->wasted_size = 0;} D1(jffs2_dump_block_lists(c));return ret; }由上可見，JFFS2的處理方式是以 50/128的概率回收erasable_list，以110/128概率回收 very_dirty_list，以126/128概率回收 dirty_list，剩下概率回收 clean_list。當然從程序中也可以看出，回收后一條鏈表塊，是要在一定概率以及前面的塊鏈表為空的情況下。 JFFS2 對損耗平衡是用概率的方法來解決的，這很難保證損耗平衡的確定性。在某些情況下，可能造成對擦寫塊不必要的擦寫操作；在某些情況下，又會引起對損耗平衡調整的不及時。 “據說后來，JFFS2有改進的損耗平衡補丁程序，這個補丁程序的基本思想是，記錄每 個擦寫塊的擦寫次數，當flash上各個擦寫塊的擦寫次數的差距超過某個預定的閥值，開始進行損耗平衡的調整。調整的策略是，在垃圾回收時將擦寫次數小的 擦寫塊上的數據遷移到擦寫次數大的擦寫塊上。這樣一來我們提高了損耗平衡的確定性，我們可以知道什么時候開始損耗平衡的調整，也可以知道選取哪些擦寫塊進 行損耗平衡的調整”【1】。 現在，JFFS3也正在開發中，在垃圾回收一章中，作者有 這樣的話：“JFFS3 Garbage Collection is currently under development and this chapter may be changed. Any suggestions and ideas are welcome.”【4】，還沒有發布具體的設計（05年寫得啊。。。）。我期待Artem B. Bityutskiy能設計出更加巧妙而高效的平衡算法。YAFFS2的損耗平衡算法：YAFFS是專門針對Nand flash的文件系統，YAFFS1只能支持每頁為512B。而YAFFS2則另外也支持2K的頁面， 其他方面變化見網頁介紹：www.aleph1.co.uk/node/38。 YAFFS 對文件系統上的所有內容（比如正常文件，目錄，鏈接，設備文件等等）都統一當作文件來處理，每個文件都有一個頁面專門存放文件頭，文件頭保存了文件的模 式、所有者id、組id、長度、文件名、Parent Object ID 等信息。因為需要在一頁內放下這些內容，所以對文件名的長度，符號鏈接對象的路徑名等長度都有限制。 前面說到對于Nand flash上的每一頁數據，都有額外的空間用來存儲附加信息，通常Nand flash 驅動只使用了這些空間的一部分，YAFFS正是利用了這部分空間中剩余的部分來存儲文件系統相關的內容。以512+16B為一個PAGE 的Nand flash芯片為例, YAFFS 文件系統數據的存儲布局如下所示： 表2 YAFFS的存儲布局【5】 0-511 Data 512-515 YAFFS TAG 516 Data status byte 517 Block status byte 518-519 YAFFS TAG 520-522 后256字節的ECC 523-524 YAFFS TAG 525-527 前256字節的ECC 可以看到在這里YAFFS 一共使用8個BYTE 用來存放文件系統相關的信息（yaffs_Tags）。這8 個Byte 的具體使用情況按順序如下： 表3 yaffs_Tags的具體使用情況【5】 位 屬性 20 ChunkID，該page 在一個文件內的索引號 2 2 bits serial number 10 ByteCount 該page 內的有效字節數 18 ObjectID 對象ID 號，用來唯一標示一個文件 12 Ecc, Yaffs_Tags 本身的ECC 校驗和 2 保留其中Serial Number 在文件系統創建時都為0，以后每次寫具有同一ObjectID 和ChunkID 的page 的時候都 加1， 因為YAFFS 在更新一個PAGE 的時候總是在一個新的物理Page 上寫入數據，再將原先的物理Page 刪除，所以該serial number 可以在斷電等特殊情況下，當新的page 已經寫入但老的page 還沒有被刪除的時候用來識別正確的Page，保證數據的正確性。這對保存數據的完整性是很有用的。 YAFFS按順序分配當前塊中的頁。當該塊中所有的頁都用光后，另外一個干凈的塊將會 被選擇分配。至少保留2到3個塊用于垃圾塊收集。當沒有足夠的干凈塊的時候，臟塊（比如只包含丟棄數據）將會被擦除成干凈塊。如果沒有臟塊，那些特別臟的 塊（含有丟棄數據特別多的塊）也會被垃圾塊回收算法選中。 作者也指出，YAFFS的損耗平衡是塊分配策略的副產品，數據總是被寫在下一個空閑塊 中，所有的塊都是被平等對待的。但是包含那些永久數據的塊卻不會再回收到空閑塊中，所以他所說的損耗平衡也僅僅指那些已經空閑或者有可能變空閑的塊。假設 在一塊8M的NAND器件上，有2M空間用來存放相對固定，不經常修改的數據文件，則經常修改的文件只能在剩下的6M空間上重復擦寫。只在這6M空間上做 到均勻損耗，而沒有包括剩余的2M?！皩φ麄€器件來說，系統并沒有合適的搬移策略對固定文件進行搬移，整個器件做不到均勻損耗，在實時記錄信息量比較大的 應用環境中，應編寫相應的搬移策略函數，對固定文件進行定期的搬移，以確保整個NAND器件的均勻損耗”【7】。 下面開始分析源代碼，其公司的主頁上可以下到最新源代碼：www.aleph1.co.uk/node/ 可以看下它回收算法的關鍵函數yaffs_CheckGarbageCollection()： >fs/yaffs/yaffs_guts.c /* 如果可用的擦除塊很少，我們就采用“主動模式”來收集垃圾塊，否則我們就采用“被動模式”?！爸鲃幽Ｊ健敝袑榭凑麄€Flash的塊，就算只有少量過時數據的塊也會被回收?！氨粍幽Ｊ健敝粫槭丈倭繀^域，然后回收那些過時數據特別多的塊。*/ static int yaffs_CheckGarbageCollection(yaffs_Device * dev) {int block;int aggressive;int gcOk = YAFFS_OK;int maxTries = 0; int checkpointBlockAdjust;if (dev->isDoingGC) {return YAFFS_OK;} do {maxTries++; checkpointBlockAdjust = (dev->nCheckpointReservedBlocks - dev->blocksInCheckpoint);if(checkpointBlockAdjust < 0)checkpointBlockAdjust = 0;if (dev->nErasedBlocks < (dev->nReservedBlocks + checkpointBlockAdjust)) { /* 跟需要保留的塊數和自定義校準塊的和作比較，如果少于這個值，就直接選擇主動模式*/aggressive = 1;} else {/* 否則，選擇被動模式 */aggressive = 0;} /*根據模式查找，回收相應的塊*/block = yaffs_FindBlockForGarbageCollection(dev, aggressive);if (block > 0) {dev->garbageCollections++;if (!aggressive) {dev->passiveGarbageCollections++;}T(YAFFS_TRACE_GC,(TSTR("yaffs: GC erasedBlocks %d aggressive %d" TENDSTR),dev->nErasedBlocks, aggressive));gcOk = yaffs_GarbageCollectBlock(dev, block);}if (dev->nErasedBlocks < (dev->nReservedBlocks) && block > 0) {T(YAFFS_TRACE_GC,(TSTR("yaffs: GC !!!no reclaim!!! erasedBlocks %d after try %d block %d"TENDSTR), dev->nErasedBlocks, maxTries, block));}} while ((dev->nErasedBlocks < dev->nReservedBlocks) && (block > 0)&& (maxTries < 2));return aggressive ? gcOk : YAFFS_OK; }從上面的算法也可以看出，其實YAFFS的損耗平衡算法也沒什么可講的，主要是由于設計的原因，導致其平等地回收每一個空閑塊。如果空閑塊比較少，就加緊回收稍微有空閑的塊。因為設計簡單，所以效率還是不錯的，下表是其測試結果，結果還是相當不錯： 表4 Times for 1MB of garbage collection at 50% dirty (單位1uS).【6】 Operation YAFFS1 YAFFS2(512b pages) YAFFS2 (2kB pages) YAFFS2(2kB pages, x16) Delete 1MB 558080 128000 16000 16000 Write 0.5MB 337920 337920 168960 112640 Total 896000 465920 184960 128640 MB/s 1.1 2.1 5.4 7.7 Relative speed 1 1.9 4.9 7總結及展望： 通過閱讀JFFS2和YAFFS的文獻的代碼，我覺得誰優誰劣很難講。JFFS的文件 系統開發要比YAFFS要早得多，現在應用范圍也比YAFFS廣?？梢哉fYAFFS就是相當于JFFS的“另一種文件系統”，所以YAFFS一開始就是從 借鑒JFFS開始的，避免了JFFS啟動速度過慢和損耗不平衡等明顯的缺點，當然后來JFFS2也進行了改進，如把數據移動到頁的末尾（而YAFFS是放 在頁的前面），而不再是鏈表式在頁中隨便亂放，導致裝載速度巨慢。在YAFFS公司網頁的開發內容中也可以看到，YAFFS和JFSS2的開發人員經常進 行交流。從我個人的角度來看，YAFFS2要比JFFS2好些，當然這是僅限于Nand flash來說。在閱讀YAFFS2的源代碼時我發現，最新的更新日期是07年3月，而就我所看到的JFFS2代碼是04年5月，而JFFS3的設計草案 【4】的發布日期也是05年11月。兩種文件系統的維護速度可見一斑。 以上的分析我也只能定性得說下，如果有Flash芯片可以測試，那就可以定量的分析了。如果有時間，我想再深入看下兩類文件系統的源代碼，順便推薦下，參考文獻【3】確實寫得很認真，值得一看。參考文獻： 【1】、JFFS2文件系統及新特性介紹：www.sqlus.com/Columns/LinuxSkill/012108669.html 【2】、David Woodhouse, JFFS : The Journalling Flash File System 【3】、shrek2（www.linuxforum.net的一個ID），《JFFS2源代碼情景分析（Beta2）》 【4】、Artem B. Bityutskiy, JFFS3 design issues(Version 0.32 (draft)) 【5】、Raymond（skyflame@hotmail.com），《Yaffs文件系統結構及應用》 【6】、YAFFS Development Notes：http://www.aleph1.co.uk/node/39 【7】、胡一飛，徐中偉，謝世環，《NAND flash上均勻損耗與掉電恢復在線測試》

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總結

以上是生活随笔為你收集整理的嵌入式文件系统损耗平衡算法的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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