YAFFS2：专为NAND闪存设计的嵌入式文件系统详解

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YAFFS2-狗拿耗子第三篇深入探讨了由Charles Manning开发的专为NAND Flash设计的高级文件系统YAFFS（Yet Another Flash FileSystem）的最新发展，特别是针对YAFFS2版本。NAND Flash和Nor Flash之间的区别通常在嵌入式系统中被广泛讨论，但这里主要关注的是NAND Flash的使用场景，如在Boot程序之外作为主要的存储设备。 YAFFS1是YAFFS系列的第一个版本，它针对早期的NAND Flash芯片，这些芯片具有512字节页面加上16字节的备用（OOB，Out-of-Band）区域，每页允许进行2到3次写操作。YAFFS1利用这种特性，在写入脏页面时通过特定的备用区进行标记。然而，随着技术的进步，新的NAND Flash芯片拥有更大的页面（2048字节）和更严格的写入要求，比如必须按照顺序写入同一块中的每个页面且只能写入一次。这就催生了YAFFS2的设计，它基于YAFFS1的源代码，但关键改进在于其内部结构不再固定在512字节大小上，而是更加灵活以适应这些新型芯片。 YAFFS2的主要特点包括： 1. **可扩展性**：不依赖于特定页面大小，能够处理不同规格的NAND Flash芯片。 2. **性能优化**：利用新硬件的优势，如更大的页面和更少的写入循环，提高写入效率。 3. **顺序写入**：确保数据一致性，遵循块内页面的顺序写入规则。 4. **适应性强**：兼容旧有和新型NAND Flash技术，兼顾稳定性与兼容性。 YAFFS2作为YAFFS家族的一个里程碑，不仅解决了旧有版本的问题，还引入了适应新技术的策略，使得在嵌入式系统中使用NAND Flash变得更加高效和可靠。通过理解YAFFS2的工作原理和设计原则，开发者可以更好地优化他们的嵌入式应用对NAND Flash的管理，从而提升系统的整体性能和耐用性。

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odd_tag);

K9F1208Tag2YaffsTag(even_tag, odd_tag, tags);

if (tags->chunkUsed) CalcDChunkECC(d_chunk_tag, d_chunk_data, tags);

else tags->eccResult = YAFFS_ECC_RESULT_NO_ERROR;

if (0 == data) free(d_chunk_data);

return (even_read_result | odd_read_result);

}

int DChunk_MarkBadBlock(struct yaffs_DeviceStruct *dev, int block_index)

{

INT8U even_tag[K9F1208_TAG_SIZE];

INT8U odd_tag[K9F1208_TAG_SIZE];

SetBitsInto16Bytes(even_tag, 40, 8, 0);

SetBitsInto16Bytes(odd_tag, 40, 8, 0);

int even_write_result = K9F1208_WriteChunk(block_index, 0, 0, even_tag);

int odd_write_result = K9F1208_WriteChunk(block_index, 1, 0, odd_tag);

return (even_write_result | odd_write_result);

}

int DChunk_QueryBlock(struct yaffs_DeviceStruct *dev, int block_index, yaffs_BlockState *state, int *seq_num)

{

INT8U d_chunk_tag[K9F1208_TAG_SIZE << 1];

INT8U *even_tag = d_chunk_tag;

INT8U *odd_tag = d_chunk_tag + K9F1208_TAG_SIZE;

int even_read_result = K9F1208_ReadChunk(block_index, 0, 0, even_tag);

int odd_read_result = K9F1208_ReadChunk(block_index, 1, 0, odd_tag);

if (!K9F1208TagIsValid(even_tag) || !K9F1208TagIsValid(odd_tag))

*state = YAFFS_BLOCK_STATE_DEAD;

else if (K9F1208TagIsUnused(even_tag) && K9F1208TagIsUnused(odd_tag))

*state = YAFFS_BLOCK_STATE_EMPTY;

else

*state = YAFFS_BLOCK_STATE_NEEDS_SCANNING;

return (even_read_result | odd_read_result);

}

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2.3、ECC 算法

2.3.1 校验原理

Hamming 码是奇偶校验码的扩展，属于线性分组码。根据线性分组码的理论，信息位数为 8，

则只需 4 位监督位即可。而根据 Hamming 码的计算，则需要 6 位监督位，可见其编码是存

在一定冗余的。Hamming 码的计算过程，与线性分组码的计算过程大相径庭。不知道是

Hamming 码先出现，还是线性分组码的理论先出现。

假设有 bit0 bit1 ......bit7 这 8 个比特信息位，则 ECC 校验码为：

bit0 bit1 bit2 bit3 bit4 bit5 bit6 bit7

1 0 0 1 1 0 0 0

ecc_even_4 =

1 * bit0 + 1 * bit1 + 1 * bit2 + 1 * bit3 + 0 * bit4 + 0 * bit5 + 0 * bit6 + 0 * bit7

= 0

ecc_odd_4 =

0 * bit0 + 0 * bit1 + 0 * bit2 + 0 * bit3 + 1 * bit4 + 1* bit5 + 1 * bit6 + 1 * bit7

= 1

ecc_even_2 =

1 * bit0 + 1 * bit1 + 0 * bit2 + 0 * bit3 + 1 * bit4 + 1 * bit5 + 0 * bit6 + 0 * bit7

= 0

ecc_odd_2 =

0 * bit0 + 0 * bit1 + 1 * bit2 + 1 * bit3 + 0 * bit4 + 0 * bit5 + 1 * bit6 + 1 * bit7

= 1

ecc_even_1 =

1 * bit0 + 0 * bit1 + 1 * bit2 + 0 * bit3 + 1 * bit4 + 0 * bit5 + 1 * bit6 + 0 * bit7

= 0

ecc_odd_1 =

0 * bit0 + 1 * bit1 + 0 * bit2 + 1 * bit3 + 0 * bit4 + 1 * bit5 + 0 * bit6 + 1 * bit7

= 1

生成的校验码为 010101，上面用的加法均为模 2 加。假设发送前计算得到的校验码为:

ecc_even_4_orig，ecc_odd_4_orig，ecc_even_2_orig，ecc_odd_2_orig，ecc_even_1_orig，

ecc_odd_1_orig

接收到信息位，并由此计算的校验码为：

ecc_even_4_calc，ecc_odd_4_ calc，ecc_even_2_ calc，ecc_odd_2_ calc，ecc_even_1_ calc，

ecc_odd_1_ calc

如果信息位在发送过程中没有产生差错，则有：

0 = ecc_even_4_orig + ecc_even_4_calc

0 = ecc_odd_4_orig + ecc_odd_4_calc

0 = ecc_even_2_orig + ecc_even_2_calc

0 = ecc_odd_2_orig + ecc_odd_2_calc

0 = ecc_even_1_orig + ecc_even_1_calc

0 = ecc_odd_1_orig + ecc_odd_1_calc

如果存在一位错码，假设 bit3 错误，则有：

ecc_even_4_calc = 1

ecc_odd_4_ calc = 1

ecc_even_2_ calc = 0

ecc_odd_2_ calc = 0

ecc_even_1_ calc = 0

ecc_odd_1_ calc = 0

那么：

x4 = 1 = ecc_even_4_orig + ecc_even_4_calc

y4 = 0 = ecc_odd_4_orig + ecc_odd_4_calc

x2 = 0 = ecc_even_2_orig + ecc_even_2_calc

y2 = 1 = ecc_odd_2_orig + ecc_odd_2_calc

x1 = 0 = ecc_even_1_orig + ecc_even_1_calc

y1 = 1 = ecc_odd_1_orig + ecc_odd_1_calc

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z bit3 必然被{ecc_even_n_calc，ecc_odd_n_calc}覆盖，其中 n 属于{1,2,4}。

z 易知，若 bit3 被 ecc_even_x 覆盖，则必然不被 ecc_odd_x 覆盖，其中 x 属于{1,2,4}，

反之亦然。那么信息位存在 1bit 错码，则在{ecc_even_x_calc，ecc_odd_x_calc}中有且

只有一个与{ecc_even_x_orig，ecc_odd_x_orig}中的相应 bit 不同。

有如下结论：

z 若

x4 = y4 = 0

x2 = y2 = 0

x1 = y1 = 0

则信息位没有误码。

z 若

x4 + y4 = 1

x2 + y2 = 1

x1 + y1 = 1

则存在一位误码；[x4,y4]=[1,0]表示错误出现在 bit0 bit1 bit2 bit3；[x2,y2]=[0,1]表示错误出现

在 bit2 bit3 bit6 bit7；[x1,y1]=[0,1]表示错误出现在 bit1 bit3 bit5 bit7；把前面的 4 个结论联合

起来，可知错误在 bit3。换句话说，y1 等于 0 表示出现在低 4bit；y2 等于 1 表示错误出现

在上述 4bit 中的高 2bit；y3 等于 1 表示错误出现在上述 2bit 中的高 1bit。即 err = (y4<<2) +

(y2<<1) + y1 = 3，bit3 发生错误。

z 否则，出现无法校验的误码。

z 假设信息位长度为 2 的 N 次幂，则需要监督位长度为 2N。即 8bit 需要 6bit，256bit 需

要 16bit。

2.3.2 字节流的 ECC 码

假设有 16 字节的数据需要校验，将该 16 字节做如下排列：

D(0,0) D(0,1) D(0,2) D(0,3) D(0,4) D(0,5) D(0,6) D(0,7) L0

D(1,0) D(1,1) D(1,2) D(1,3) D(1,4) D(1,5) D(1,6) D(1,) L1

......

D(15,0) D(15,1) D(15,2) D(15,3) D(15,4) D(15,5) D(15,6) D(15,7) L15

C0 C1 C2 C3 C4 C5 C6 C7

z 其中 D(n,m)表示第 n 字节的第 m 比特。

z Ln = D(n,0) + D(n,1) + ... + D(n,7)，n 属于{0,1,2,...,15}

z Cm = D(0,m) + D(1,m) + D(15,m)，m 属于{0,1,2,..,7}

Ln 需要 8bit 监督位，Cm 需要 6bit 监督位。校验时，Ln 确定出错的行，Cm 确定出错的列。

如果有 256 字节，则需要 16bit 行校验，6bit 列校验；如果有 512 字节，则需要 18bit 行校验，

6bit 列校验。

2.3.3 YAFFS2 中的校验算法

整个算法同上，不过利用了一个全局数组来加快计算速度。不介绍这个数据了，太费口水了，

相信大家搞清楚算法后，不难理解。在 struct YAFFS2_K9F1208_Tag 中仍然是以 256 字节为

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校验的单元，而不用 512 字节为单元做校验，是为了与 YAFFS2 中的现有代码一致，懒得改

代码了。不过如果以 512 字节为校验单元，可以在 struct YAFFS2_K9F1208_Tag 中节省出

40bit，那是相当可观。

2.4 chunk 所记录的数据的种类

Nand Flash 上共记录着三类数据，check point data、object header 与 file data。

z check point data

YAFFS2 按照 block来分配存储空间记录 check point data，即一个 block要么全用于记录 check

point data，要么全用于记录普通数据。而 chunk 的 tag.sequenceNumber 被复用于“记录 block

的 sequenceNumber”，或“表示 block 记录着 check point data”。这个复用的可能性是建立在

block.sequenceNumber 的大小是在一个固定的区间内。

z object header

tag.chunkId 等于 0，表示相应 chunk 的 data area 记录着 object header，并可由 tag.objectId 找

到相应的文件。

z file data

tag.chunkId不等于 0，则相应 chunk 的 data area 记录着 file data，并且 tag.chunkId 表示该 chunk

在文件内的 logical chunk id。此外可由 tag.objectId 找到相应的文件。

2.5 chunk 的 context

dev->chunkBits[]记录着 chunk 的使用情况，每一个 bit 对应一个 chunk，YAFFS2 用该数据记

录着 chunk 是否正在被使用。这信息在运行时只存在于内存中，当 YAFFS2 被 unmout 时，

该数组当作 check point data 被记录下来，在下一次的 mount 时被读出并被恢复。

2.6 block 的 context

typedef struct {

/* number of soft deleted pages */

int softDeletions:10;

/* number of pages in use */

int pagesInUse:10;

/* One of the above block states. NB use unsigned because enum is sometimes an int */

unsigned blockState:4;

/* Data has failed on this block, need to get valid data off and retire the block. */

__u32 needsRetiring:1;

/* If this is set we can skip the erased check on this block */

__u32 skipErasedCheck: 1;

/* An ECC check or blank check has failed on this block. It should be prioritised for GC */

__u32 gcPrioritise: 1;

/* How many times we've had ecc etc failures on this block and tried to reuse it */

__u32 chunkErrorStrikes:3;

#ifdef CONFIG_YAFFS_YAFFS2

/* This block has at least one shrink object header */

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