[導讀]本文對VxWorks下TFFS文件系統(tǒng)的層次結(jié)構(gòu)和FTL層的啟動過程、塊映射算法、垃圾回收算法以及用FTL創(chuàng)建DOSFS進行了分析，給出了在M25P32 SPI Flash上創(chuàng)建TFFS文件系統(tǒng)和將TFFS掛在DOSFS的實現(xiàn)方法。通過對TFFS核心層FIL的分析給出的TFFS實現(xiàn)方法，可以從更基礎的層面來認識VxWorks中的TFFS文件系統(tǒng)，從而給TFFS文件系統(tǒng)的問題定位和實現(xiàn)帶來新的方法。
0 引言
在VxWorks的應用系統(tǒng)中，基于flash的文件系統(tǒng)通常都采用DOS+FAT+FTL的結(jié)構(gòu)。
一般情況下，磁盤文件系統(tǒng)大多是基于sector的文件系統(tǒng)，磁盤按照物理上分為柱面、磁盤、扇區(qū)，扇區(qū)是基于塊的文件系統(tǒng)操作的基本存儲單位，磁盤的容量都是根據(jù)這些數(shù)據(jù)計算出來的，每個扇區(qū)大小通常都是512bytes。
VxWorks文件系統(tǒng)中的DOSFS是MS-DOS兼容的文件系統(tǒng)，可基于塊對物理介質(zhì)進行操作。由于Fish的物理特性，對Flash作基于塊(不同于Flash的擦除塊)的操作必須由軟件作封裝實現(xiàn)，這就是TFFS所起的作用。
1 VxWorks文件系統(tǒng)的總體結(jié)構(gòu)
VxWorks文件系統(tǒng)的總體結(jié)構(gòu)以及TFFS在整個文件系統(tǒng)的位置如圖l所示。
Tomado下的TFFS文件系統(tǒng)是Tornado的一個可選組件，它可為種類繁多的Flash設備提供一個統(tǒng)一的塊設備接口。在Tornado2.2版本中自帶的TFFS版本為2.0，在文件系統(tǒng)中，TFFS的功能相當于磁盤驅(qū)動，通過TFFS可使上層的DOSFS或RTll文件系統(tǒng)像操作普通的標準磁盤一樣來操作Flash。
2 TFFS文件系統(tǒng)的分層
圖2所示為TFFS文件系統(tǒng)的分層圖。圖中的Core Layer內(nèi)核層可將其他層連接起來協(xié)同工作；翻譯層主要實現(xiàn)DOS和TFFS之間的交互、管理文件系統(tǒng)和Flash各個物理塊的關系，同時支持TFFS的各種功能，如磨損均衡、錯誤恢復等；MTD層執(zhí)行底層的程序驅(qū)動(map、read、write、erase等)；socket層的名稱來源于可以插拔的socket存儲卡，主要提供與具體的硬件板相關的驅(qū)動。
3 FTL層分析
FTL是TFFS文件系統(tǒng)的核心，它是PCMCIS的一項標準，意思是Flash Translation Laycr Specification，這種類型的文件系統(tǒng)是目前嵌入式系統(tǒng)中最流行的，很多公司都提供這種文件系統(tǒng)的相關解決方案。
PTL為DOS BPB／FAT與Flash之間的中間層，F(xiàn)TL利用現(xiàn)成的基于塊的文件系統(tǒng)(例如DOSFS)來實現(xiàn)應用層的操作，實質(zhì)上就是在Flash設備上模擬磁盤塊設備的實現(xiàn)，為基于塊的文件系統(tǒng)提供統(tǒng)一的接口。FTL通過以下幾步來模擬磁盤驅(qū)動：首先是在Flash擦除塊之外定義小的讀寫塊(相當于磁盤扇區(qū))；其次是邏輯扇區(qū)(對塊文件系統(tǒng)如DOSFS呈現(xiàn)的地址)和物理地址(Flash的實際地址)之間的轉(zhuǎn)換；然后管理Flash，使得能在空閑的地方寫入數(shù)據(jù)。其核心就是將DOS上的扇區(qū)映射到Flash上去。
為了實現(xiàn)DOS層從邏輯上看扇區(qū)是連續(xù)的，可隨時對任意bit讀寫操作，F(xiàn)TL必須提供對Flash芯片的管理，包括向上層(DOS層)提供可以任意讀寫的操作接口，向下對Flash的擦除、寫入、讀取統(tǒng)一管理，同時還必須提供磨損均衡，以防止一個擦除塊提前損壞。
3.1 FTL的啟動過程分析
在我們調(diào)用函數(shù)tffsDevCreate創(chuàng)建TFFS文件系統(tǒng)時，會以參數(shù)FL_MOUNT_VOLUME調(diào)用函數(shù)flcall→mountvolume→flmount→mountFTL，函數(shù)mountFTL是FTL層的加載函數(shù)人口，處理過程首先是初始化FTL，然后就可按下列步驟進行：
(1)查找第一個合法的unit頭信息
合法性的判斷依據(jù)是unit header頭上的標志CISF．．FTL100和部分頭部的flag信息，由于bsp已把FS的相關信息注冊到FTL的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中，所以，F(xiàn)TL層可以找到第一塊unit，并可以向后查，直到找到合法的unit為止。
(2)檢驗信息合法性
將所有有用的信息都讀出到內(nèi)部數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中后，即可檢驗信息合法性。由于unit header中的Unit ID和擦除次數(shù)都相同，所以整個文件系統(tǒng)的共用信息都可以從首先找到的頭中讀出來。
(3)給Mount每一個unit建立page表
這是mount最重要的過程，對每個unit調(diào)用mountunit()函數(shù)，并在mountunit()函數(shù)中首先判斷，如果是非法unit，則作為交換unit，然后對每個BAM選項進行處理，并對垃圾BAM、空閑BAM進行統(tǒng)計，如果是緩沖的BAM數(shù)據(jù)和交換page的VBM，則將此page的邏輯扇區(qū)信息記錄到內(nèi)存的page表中，以便后續(xù)映射訪問查詢使用，而對于非緩沖的BAM數(shù)據(jù)，則不作處理，另外，對于交換page的VBM，則進行記錄?？紤]到上述過程，可見其系統(tǒng)中的page VBM和緩沖的數(shù)據(jù)BAM分布在各個unit的各個角落，需要將所有的VBM和緩沖數(shù)據(jù)BAM收集起來建立整個交換page表，這是FTL標準層設計時就要決定的。
(4)檢驗邏輯unit的完整性
當所有的unit都mount完成后，每個邏輯unit都應存在，否則mount失敗。
(5)判斷并關閉交換page
如果系統(tǒng)中已存在交換page，則對系統(tǒng)中存在的交換page進行關閉操作，以便后面檢查page的完整性。
(6)檢查page的完整性
系統(tǒng)中的page表必須是完整的，這個表中包含有緩沖的數(shù)據(jù)BAM映射信息和更重要的page映射信息，因此，缺少任何一個，都將導致DOS的虛擬扇區(qū)無法映射到相應的邏輯扇區(qū)。
從上述過程可見，整個mount過程是將文件系統(tǒng)信息讀入內(nèi)存數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)并檢驗的過程，這個Mount PTL過程完成后，mountvolume ()函數(shù)即將隱蔽的0扇區(qū)和DOS的啟動扇區(qū)信息讀入內(nèi)存數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，這樣，DOS就可以訪問FTL底層扇區(qū)了。
3.2 TFFS的塊映射
圖3中，F(xiàn)TL層將DOS上連續(xù)的扇區(qū)映射到Flash上某個R／W block塊中，同時在某個位置記錄一個映射表(稱為MAP表)，該表中記錄了DOS的扇區(qū)映射到Flash中的哪個block，當DOS要進行讀操作時，F(xiàn)TL首先查詢這個MAP，以獲得映射信息，然后讀取相應的block信息并返回給DOS，從而實現(xiàn)讀映射。當DOS需要寫入操作時，可能存在將bit0修改為1的情況，于是FTL層將申請一個新的block塊，并將新信息寫入，然后修改map信息，記錄這個DOS扇區(qū)已經(jīng)重新映射了，從而實現(xiàn)寫映射。所以，從邏輯上看，F(xiàn)TL層就實現(xiàn)了DOS扇區(qū)的映射和FLASH的寫入管理。
3.3 垃圾收集過程
FTL格式化后，可用扇區(qū)將被不斷申請使用，原有扇區(qū)被不斷的廢棄，系統(tǒng)中可用的free扇區(qū)越來越少，但這并不是由于上層DOS真的使用了這么多扇區(qū)，而是FTL為了方便管理、為了不需要每次擦除一塊而付出的管理代價。所以，當系統(tǒng)中的可用扇區(qū)少于用戶要申請寫入的扇區(qū)時，F(xiàn)TL層就必須解決這些垃圾問題，這個過程在FTL中稱為垃圾回收(garbage collect)。
當FTL中的可用sector小于用戶要申請的扇區(qū)時，系統(tǒng)將啟動垃圾收集，但系統(tǒng)中有很多個unit，到底收集哪個unit呢?FTL會考慮磨損均衡，它將采用一個偽隨機的算法來決定收集策略：即用4／256的幾率選擇磨損情況少的塊來收集；252／256的幾率則根據(jù)垃圾最多為第一條件，當垃圾一樣時，判斷磨損次數(shù)小的優(yōu)先選擇。
3.4 FFL創(chuàng)建的DOS
TFFS的格式化函數(shù)需要調(diào)用tffsDevFormat來格式化，而不需要調(diào)用dosFsVolFormat來格式化；另外，在tffsDevFormat格式化參數(shù)中，需要傳人的參數(shù)含有FAT個數(shù)參數(shù)，其原因是DOS是FTL層創(chuàng)建的，而不是在FTL基礎上創(chuàng)建的，下面是TFFS的整個格式化過程：
tffsDevFormat→flcall(FL_FORMAT_VOLUME)→formatVolume→Format→formatFTL；
其中，函數(shù)formatFTL是執(zhí)行FTL層格式化的操作函數(shù)，操作時，首先根據(jù)格式化參數(shù)和BSP參數(shù)對內(nèi)部數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)初始化；然后再對每個unit進行格式化，在擦除后，即可寫入unitheader信息和控制BAM值；之后寫入unit No；最后申請每個page的空間；
上述formatFTL函數(shù)執(zhí)行完以后，F(xiàn)TL就已經(jīng)準備好，可以接受上層的扇區(qū)讀寫函數(shù)了(當然還沒有內(nèi)容可以讀寫)。
在函數(shù)formatVolume中，mount可進行卷操作，當內(nèi)存的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)準備好后，F(xiàn)TL層即可調(diào)用函數(shù)flDosFormat來創(chuàng)建DOS。其中首先創(chuàng)建隱藏扇區(qū)，以用于記錄該卷的部分信息，然后分別創(chuàng)建MBR、FAT和ROOT目錄；這樣，DOS創(chuàng)建完成后，再執(zhí)行dosFsDevCreat函數(shù)，當然就無須格式化，找到0扇區(qū)自然就找到了MBR，因為DOS是FTL創(chuàng)建的。
從更深層次講，F(xiàn)TL層之所以創(chuàng)建DOS層，是因為只有FTL層才知道有哪些扇區(qū)是可以供DOS使用的，哪些扇區(qū)是DOS不能使用的(作為FTL層管理使用)，也正是因為DOS層不了解FTL層的運作情況，所有的扇區(qū)映射關系都被FTL層隱蔽，因而導致DOS層無法在上層作出有利于Flash擦寫等優(yōu)化動作，如大文件寫入時的字節(jié)數(shù)更新，F(xiàn)AT表更新等操作，都會嚴重浪費FTL層的映射關系運算。
4 基于M25P32 SPI Flash的TFFS設計
對于TFFS的實現(xiàn)，涉及到config.h、sysTffs.c、tffsConifg.c、tffsMtd.c、Makefile幾個文件的配置和修改，其中編譯是通過建立一個downloadalbe的tomado工程，來把這幾個．c源文件編譯進去生成．pl文件提供給bsp工程，而后由bsp工程把．pl文件編譯進去，從而生成bootable image。
4.1 Config．h的相關配置
要在vxworks映像中加入TFFS文件系統(tǒng)，需要加入相關的組件，雖然也可以在該文件中直接加入相應的配置宏，但很容易造成遺漏和有些需要依賴的宏沒有定義或者沖突，本文采用的方法是建一個bootable的tornado工程，而后在這個工程中通過加入TFFS和DOSFS的相關組件來編譯這個工程，從而生成一個prjParams．h文件，該文件里就包含了剛剛加入的組件對應的宏，因而，組件與組件之間依賴也是安全的，不會有任何沖突，最后再在Config．h中包含這個文件即可。
4.2 sysTffs．c文件的修改
該文件用于提供socket層的bsp實現(xiàn)代碼。如果鏡像文件包含TFFS相關組件，那么，系統(tǒng)啟動時就會按照如下過程自動調(diào)用sysTffsInit()函數(shù)：
usrRoot()→tffsDrv()→flInit()→flRegisterComponent ()→sysTffslnit ()
sysTffsInit ()函數(shù)會依次調(diào)用socket注冊函數(shù)simmRegisterOfsl ()，注冊函數(shù)數(shù)量視需要構(gòu)建的文件系統(tǒng)數(shù)量而定，本文構(gòu)建了1個文件系統(tǒng)ofsl，并在simmRegisterOfsl()函數(shù)中對文件系統(tǒng)的基地址進行了設置，同時對FLSocket()結(jié)構(gòu)體中的毀掉處理函數(shù)進行了掛接，掛接函數(shù)也在該文件中實現(xiàn)，如卡上電、斷電、寫保護等。
對sysTffsFormaOfsl()函數(shù)的格式化參數(shù)可根據(jù)自己的需要進行修改。
4.3 tffsConfig．c和tffSMtd．c文件的修改
tffsConfig．c文件的修改就是在mtdTalbe []表中注冊Flash識別函數(shù)iUnifiedIdentifyOfsl()；而tffsConfig．c文件則用于實現(xiàn)iUnifiedldentifyOfsl()函數(shù)，iUnifiedIdentifyOfsl()函數(shù)對FLFlash結(jié)構(gòu)體中的回調(diào)函數(shù)進行了掛接，如flash的讀、寫、擦除等，掛接函數(shù)的具體實現(xiàn)可在Dry_MvSFlash．cpp文件中以一個類的方式提供針對M25P32 spi Flash操作的所有驅(qū)動接口。
4.4 TFFS文件系統(tǒng)的安裝
通過上面的過程，socket層和mtd層就都準備好了，下面便可以安裝tffs文件系統(tǒng)。安裝時，首先用sysTffsFormatOfsl()函數(shù)按照上面設定的參數(shù)格式化TFFS文件系統(tǒng)，而后通過usrTffsConfig(0，0，”ofsl”)函數(shù)接口在已建好的TFFS上掛接DOS文件系統(tǒng)，成功后，即可通過open、read、write等來操作Flash上的文件系統(tǒng)，也可以通過FTP方式用IE訪問該文件系統(tǒng)中的內(nèi)容。
4.5 Makefile文件的修改
對于Makefile的修改非常簡單，因為幾個和TFFS相關的源文件都是以．pl的方式被鏈人bsp工程的，所以只需要在makefile文件中把這個文件加入即可，即在makefile中加了如下的宏定義：
MACH_EXTRA+=．．／ArmPri／ARMARCH5gnu／ArmBspPrj．pl
5 結(jié)束語
本文對VxWorks下TFFS文件系統(tǒng)的層次結(jié)構(gòu)和FTL層的啟動過程、塊映射算法、垃圾回收算法以及用FTL創(chuàng)建DOSFS進行了分析，給出了在M25P32 SPI Flash上創(chuàng)建TFFS文件系統(tǒng)和將TFFS掛在DOSFS的實現(xiàn)方法。通過對TFFS核心層FIL的分析給出的TFFS實現(xiàn)方法，可以從更基礎的層面來認識VxWorks中的TFFS文件系統(tǒng)，從而給TFFS文件系統(tǒng)的問題定位和實現(xiàn)帶來新的方法。
在VxWorks的應用系統(tǒng)中，基于flash的文件系統(tǒng)通常都采用DOS+FAT+FTL的結(jié)構(gòu)。
一般情況下，磁盤文件系統(tǒng)大多是基于sector的文件系統(tǒng)，磁盤按照物理上分為柱面、磁盤、扇區(qū)，扇區(qū)是基于塊的文件系統(tǒng)操作的基本存儲單位，磁盤的容量都是根據(jù)這些數(shù)據(jù)計算出來的，每個扇區(qū)大小通常都是512bytes。
VxWorks文件系統(tǒng)中的DOSFS是MS-DOS兼容的文件系統(tǒng)，可基于塊對物理介質(zhì)進行操作。由于Fish的物理特性，對Flash作基于塊(不同于Flash的擦除塊)的操作必須由軟件作封裝實現(xiàn)，這就是TFFS所起的作用。
1 VxWorks文件系統(tǒng)的總體結(jié)構(gòu)
VxWorks文件系統(tǒng)的總體結(jié)構(gòu)以及TFFS在整個文件系統(tǒng)的位置如圖l所示。
Tomado下的TFFS文件系統(tǒng)是Tornado的一個可選組件，它可為種類繁多的Flash設備提供一個統(tǒng)一的塊設備接口。在Tornado2.2版本中自帶的TFFS版本為2.0，在文件系統(tǒng)中，TFFS的功能相當于磁盤驅(qū)動，通過TFFS可使上層的DOSFS或RTll文件系統(tǒng)像操作普通的標準磁盤一樣來操作Flash。
2 TFFS文件系統(tǒng)的分層
圖2所示為TFFS文件系統(tǒng)的分層圖。圖中的Core Layer內(nèi)核層可將其他層連接起來協(xié)同工作；翻譯層主要實現(xiàn)DOS和TFFS之間的交互、管理文件系統(tǒng)和Flash各個物理塊的關系，同時支持TFFS的各種功能，如磨損均衡、錯誤恢復等；MTD層執(zhí)行底層的程序驅(qū)動(map、read、write、erase等)；socket層的名稱來源于可以插拔的socket存儲卡，主要提供與具體的硬件板相關的驅(qū)動。
3 FTL層分析
FTL是TFFS文件系統(tǒng)的核心，它是PCMCIS的一項標準，意思是Flash Translation Laycr Specification，這種類型的文件系統(tǒng)是目前嵌入式系統(tǒng)中最流行的，很多公司都提供這種文件系統(tǒng)的相關解決方案。
PTL為DOS BPB／FAT與Flash之間的中間層，F(xiàn)TL利用現(xiàn)成的基于塊的文件系統(tǒng)(例如DOSFS)來實現(xiàn)應用層的操作，實質(zhì)上就是在Flash設備上模擬磁盤塊設備的實現(xiàn)，為基于塊的文件系統(tǒng)提供統(tǒng)一的接口。FTL通過以下幾步來模擬磁盤驅(qū)動：首先是在Flash擦除塊之外定義小的讀寫塊(相當于磁盤扇區(qū))；其次是邏輯扇區(qū)(對塊文件系統(tǒng)如DOSFS呈現(xiàn)的地址)和物理地址(Flash的實際地址)之間的轉(zhuǎn)換；然后管理Flash，使得能在空閑的地方寫入數(shù)據(jù)。其核心就是將DOS上的扇區(qū)映射到Flash上去。
為了實現(xiàn)DOS層從邏輯上看扇區(qū)是連續(xù)的，可隨時對任意bit讀寫操作，F(xiàn)TL必須提供對Flash芯片的管理，包括向上層(DOS層)提供可以任意讀寫的操作接口，向下對Flash的擦除、寫入、讀取統(tǒng)一管理，同時還必須提供磨損均衡，以防止一個擦除塊提前損壞。
3.1 FTL的啟動過程分析
在我們調(diào)用函數(shù)tffsDevCreate創(chuàng)建TFFS文件系統(tǒng)時，會以參數(shù)FL_MOUNT_VOLUME調(diào)用函數(shù)flcall→mountvolume→flmount→mountFTL，函數(shù)mountFTL是FTL層的加載函數(shù)人口，處理過程首先是初始化FTL，然后就可按下列步驟進行：
(1)查找第一個合法的unit頭信息
合法性的判斷依據(jù)是unit header頭上的標志CISF．．FTL100和部分頭部的flag信息，由于bsp已把FS的相關信息注冊到FTL的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中，所以，F(xiàn)TL層可以找到第一塊unit，并可以向后查，直到找到合法的unit為止。
(2)檢驗信息合法性
將所有有用的信息都讀出到內(nèi)部數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中后，即可檢驗信息合法性。由于unit header中的Unit ID和擦除次數(shù)都相同，所以整個文件系統(tǒng)的共用信息都可以從首先找到的頭中讀出來。
(3)給Mount每一個unit建立page表
這是mount最重要的過程，對每個unit調(diào)用mountunit()函數(shù)，并在mountunit()函數(shù)中首先判斷，如果是非法unit，則作為交換unit，然后對每個BAM選項進行處理，并對垃圾BAM、空閑BAM進行統(tǒng)計，如果是緩沖的BAM數(shù)據(jù)和交換page的VBM，則將此page的邏輯扇區(qū)信息記錄到內(nèi)存的page表中，以便后續(xù)映射訪問查詢使用，而對于非緩沖的BAM數(shù)據(jù)，則不作處理，另外，對于交換page的VBM，則進行記錄?？紤]到上述過程，可見其系統(tǒng)中的page VBM和緩沖的數(shù)據(jù)BAM分布在各個unit的各個角落，需要將所有的VBM和緩沖數(shù)據(jù)BAM收集起來建立整個交換page表，這是FTL標準層設計時就要決定的。
(4)檢驗邏輯unit的完整性
當所有的unit都mount完成后，每個邏輯unit都應存在，否則mount失敗。
(5)判斷并關閉交換page
如果系統(tǒng)中已存在交換page，則對系統(tǒng)中存在的交換page進行關閉操作，以便后面檢查page的完整性。
(6)檢查page的完整性
系統(tǒng)中的page表必須是完整的，這個表中包含有緩沖的數(shù)據(jù)BAM映射信息和更重要的page映射信息，因此，缺少任何一個，都將導致DOS的虛擬扇區(qū)無法映射到相應的邏輯扇區(qū)。
從上述過程可見，整個mount過程是將文件系統(tǒng)信息讀入內(nèi)存數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)并檢驗的過程，這個Mount PTL過程完成后，mountvolume ()函數(shù)即將隱蔽的0扇區(qū)和DOS的啟動扇區(qū)信息讀入內(nèi)存數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，這樣，DOS就可以訪問FTL底層扇區(qū)了。
3.2 TFFS的塊映射
圖3中，F(xiàn)TL層將DOS上連續(xù)的扇區(qū)映射到Flash上某個R／W block塊中，同時在某個位置記錄一個映射表(稱為MAP表)，該表中記錄了DOS的扇區(qū)映射到Flash中的哪個block，當DOS要進行讀操作時，F(xiàn)TL首先查詢這個MAP，以獲得映射信息，然后讀取相應的block信息并返回給DOS，從而實現(xiàn)讀映射。當DOS需要寫入操作時，可能存在將bit0修改為1的情況，于是FTL層將申請一個新的block塊，并將新信息寫入，然后修改map信息，記錄這個DOS扇區(qū)已經(jīng)重新映射了，從而實現(xiàn)寫映射。所以，從邏輯上看，F(xiàn)TL層就實現(xiàn)了DOS扇區(qū)的映射和FLASH的寫入管理。
3.3 垃圾收集過程
FTL格式化后，可用扇區(qū)將被不斷申請使用，原有扇區(qū)被不斷的廢棄，系統(tǒng)中可用的free扇區(qū)越來越少，但這并不是由于上層DOS真的使用了這么多扇區(qū)，而是FTL為了方便管理、為了不需要每次擦除一塊而付出的管理代價。所以，當系統(tǒng)中的可用扇區(qū)少于用戶要申請寫入的扇區(qū)時，F(xiàn)TL層就必須解決這些垃圾問題，這個過程在FTL中稱為垃圾回收(garbage collect)。
當FTL中的可用sector小于用戶要申請的扇區(qū)時，系統(tǒng)將啟動垃圾收集，但系統(tǒng)中有很多個unit，到底收集哪個unit呢?FTL會考慮磨損均衡，它將采用一個偽隨機的算法來決定收集策略：即用4／256的幾率選擇磨損情況少的塊來收集；252／256的幾率則根據(jù)垃圾最多為第一條件，當垃圾一樣時，判斷磨損次數(shù)小的優(yōu)先選擇。
3.4 FFL創(chuàng)建的DOS
TFFS的格式化函數(shù)需要調(diào)用tffsDevFormat來格式化，而不需要調(diào)用dosFsVolFormat來格式化；另外，在tffsDevFormat格式化參數(shù)中，需要傳人的參數(shù)含有FAT個數(shù)參數(shù)，其原因是DOS是FTL層創(chuàng)建的，而不是在FTL基礎上創(chuàng)建的，下面是TFFS的整個格式化過程：
tffsDevFormat→flcall(FL_FORMAT_VOLUME)→formatVolume→Format→formatFTL；
其中，函數(shù)formatFTL是執(zhí)行FTL層格式化的操作函數(shù)，操作時，首先根據(jù)格式化參數(shù)和BSP參數(shù)對內(nèi)部數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)初始化；然后再對每個unit進行格式化，在擦除后，即可寫入unitheader信息和控制BAM值；之后寫入unit No；最后申請每個page的空間；
上述formatFTL函數(shù)執(zhí)行完以后，F(xiàn)TL就已經(jīng)準備好，可以接受上層的扇區(qū)讀寫函數(shù)了(當然還沒有內(nèi)容可以讀寫)。
在函數(shù)formatVolume中，mount可進行卷操作，當內(nèi)存的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)準備好后，F(xiàn)TL層即可調(diào)用函數(shù)flDosFormat來創(chuàng)建DOS。其中首先創(chuàng)建隱藏扇區(qū)，以用于記錄該卷的部分信息，然后分別創(chuàng)建MBR、FAT和ROOT目錄；這樣，DOS創(chuàng)建完成后，再執(zhí)行dosFsDevCreat函數(shù)，當然就無須格式化，找到0扇區(qū)自然就找到了MBR，因為DOS是FTL創(chuàng)建的。
從更深層次講，F(xiàn)TL層之所以創(chuàng)建DOS層，是因為只有FTL層才知道有哪些扇區(qū)是可以供DOS使用的，哪些扇區(qū)是DOS不能使用的(作為FTL層管理使用)，也正是因為DOS層不了解FTL層的運作情況，所有的扇區(qū)映射關系都被FTL層隱蔽，因而導致DOS層無法在上層作出有利于Flash擦寫等優(yōu)化動作，如大文件寫入時的字節(jié)數(shù)更新，F(xiàn)AT表更新等操作，都會嚴重浪費FTL層的映射關系運算。
4 基于M25P32 SPI Flash的TFFS設計
對于TFFS的實現(xiàn)，涉及到config.h、sysTffs.c、tffsConifg.c、tffsMtd.c、Makefile幾個文件的配置和修改，其中編譯是通過建立一個downloadalbe的tomado工程，來把這幾個．c源文件編譯進去生成．pl文件提供給bsp工程，而后由bsp工程把．pl文件編譯進去，從而生成bootable image。
4.1 Config．h的相關配置
要在vxworks映像中加入TFFS文件系統(tǒng)，需要加入相關的組件，雖然也可以在該文件中直接加入相應的配置宏，但很容易造成遺漏和有些需要依賴的宏沒有定義或者沖突，本文采用的方法是建一個bootable的tornado工程，而后在這個工程中通過加入TFFS和DOSFS的相關組件來編譯這個工程，從而生成一個prjParams．h文件，該文件里就包含了剛剛加入的組件對應的宏，因而，組件與組件之間依賴也是安全的，不會有任何沖突，最后再在Config．h中包含這個文件即可。
4.2 sysTffs．c文件的修改
該文件用于提供socket層的bsp實現(xiàn)代碼。如果鏡像文件包含TFFS相關組件，那么，系統(tǒng)啟動時就會按照如下過程自動調(diào)用sysTffsInit()函數(shù)：
usrRoot()→tffsDrv()→flInit()→flRegisterComponent ()→sysTffslnit ()
sysTffsInit ()函數(shù)會依次調(diào)用socket注冊函數(shù)simmRegisterOfsl ()，注冊函數(shù)數(shù)量視需要構(gòu)建的文件系統(tǒng)數(shù)量而定，本文構(gòu)建了1個文件系統(tǒng)ofsl，并在simmRegisterOfsl()函數(shù)中對文件系統(tǒng)的基地址進行了設置，同時對FLSocket()結(jié)構(gòu)體中的毀掉處理函數(shù)進行了掛接，掛接函數(shù)也在該文件中實現(xiàn)，如卡上電、斷電、寫保護等。
對sysTffsFormaOfsl()函數(shù)的格式化參數(shù)可根據(jù)自己的需要進行修改。
4.3 tffsConfig．c和tffSMtd．c文件的修改
tffsConfig．c文件的修改就是在mtdTalbe []表中注冊Flash識別函數(shù)iUnifiedIdentifyOfsl()；而tffsConfig．c文件則用于實現(xiàn)iUnifiedldentifyOfsl()函數(shù)，iUnifiedIdentifyOfsl()函數(shù)對FLFlash結(jié)構(gòu)體中的回調(diào)函數(shù)進行了掛接，如flash的讀、寫、擦除等，掛接函數(shù)的具體實現(xiàn)可在Dry_MvSFlash．cpp文件中以一個類的方式提供針對M25P32 spi Flash操作的所有驅(qū)動接口。
4.4 TFFS文件系統(tǒng)的安裝
通過上面的過程，socket層和mtd層就都準備好了，下面便可以安裝tffs文件系統(tǒng)。安裝時，首先用sysTffsFormatOfsl()函數(shù)按照上面設定的參數(shù)格式化TFFS文件系統(tǒng)，而后通過usrTffsConfig(0，0，”ofsl”)函數(shù)接口在已建好的TFFS上掛接DOS文件系統(tǒng)，成功后，即可通過open、read、write等來操作Flash上的文件系統(tǒng)，也可以通過FTP方式用IE訪問該文件系統(tǒng)中的內(nèi)容。
4.5 Makefile文件的修改
對于Makefile的修改非常簡單，因為幾個和TFFS相關的源文件都是以．pl的方式被鏈人bsp工程的，所以只需要在makefile文件中把這個文件加入即可，即在makefile中加了如下的宏定義：
MACH_EXTRA+=．．／ArmPri／ARMARCH5gnu／ArmBspPrj．pl
5 結(jié)束語
本文對VxWorks下TFFS文件系統(tǒng)的層次結(jié)構(gòu)和FTL層的啟動過程、塊映射算法、垃圾回收算法以及用FTL創(chuàng)建DOSFS進行了分析，給出了在M25P32 SPI Flash上創(chuàng)建TFFS文件系統(tǒng)和將TFFS掛在DOSFS的實現(xiàn)方法。通過對TFFS核心層FIL的分析給出的TFFS實現(xiàn)方法，可以從更基礎的層面來認識VxWorks中的TFFS文件系統(tǒng)，從而給TFFS文件系統(tǒng)的問題定位和實現(xiàn)帶來新的方法。
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