yaffs2源代码分析Word格式文档下载.docx
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这个文件也是yaffs2文件系统的核心部分）：
staticintyaffs_AllocateChunk（yaffs_Device*dev,intuseReserve,
yaffs_BlockInfo**blockUsedPtr）
{
intretVal;
yaffs_BlockInfo*bi;
if（dev->
allocationBlock<
0）{
/*Getnextblocktoallocateoff*/
dev->
allocationBlock=yaffs_FindBlockForAllocation（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（）]
staticintyaffs_FindBlockForAllocation（yaffs_Device*dev）
inti;
nErasedBlocks<
1）{
/*Hoostermanwe'
vegotaproblem.
*Can'
tgetspacetogc
*/
T（YAFFS_TRACE_ERROR,
（TSTR（"
yaffstragedy:
nomoreeraasedblocks"
TENDSTR）））;
return-1;
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++）{
allocationBlockFinder++;
allocationBlockFinder<
dev->
internalStartBlock
||dev->
allocationBlockFinder>
internalEndBlock）{
allocationBlockFinder=dev->
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。
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;
sequenceNumber++;
sequenceNumber=dev->
sequenceNumber;
nErasedBlocks--;
T（YAFFS_TRACE_ALLOCATE,
Allocatedblock%d,seq%d,%dleft"
TENDSTR）,
allocationBlockFinder,dev->
sequenceNumber,
nErasedBlocks））;
returndev->
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：
allocationBlock>
=0）{
allocationBlock）;
retVal=（dev->
allocationBlock*dev->
nChunksPerBlock）+
allocationPage;
pagesInUse++;
yaffs_SetChunkBit（dev,dev->
allocationBlock,
allocationPage）;
allocationPage++;
nFreeChunks--;
/*Iftheblockisfullsetthestatetofull*/
allocationPage>
nChunksPerBlock）{
blockState=YAFFS_BLOCK_STATE_FULL;
allocationBlock=-1;
if（blockUsedPtr）
*blockUsedPtr=bi;
returnretVal;
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。
上面就是我们分析的第一个函数，整个过程比较长，因为要顺带介绍一些重要的数据结构。
接下来的分析相对就会简短一些，要不您看着累，俺打字更累:
-）
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：
voidyaffs_DeleteChunk（yaffs_Device*dev,intchunkId,intmarkNAND,intlyn）
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!
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。
blockState==YAFFS_BLOCK_STATE_ALLOCATING||
blockState==YAFFS_BLOCK_STATE_FULL||
blockState==YAFFS_BLOCK_STATE_NEEDS_SCANNING||
blockState==YAFFS_BLOCK_STATE_COLLECTING）{
nFreeChunks++;
yaffs_ClearChunkBit（dev,block,page）;
pagesInUse--;
pagesInUse==0&
&
!
hasShrinkHeader&
blockState!
=YAFFS_BLOCK_STATE_ALLOCATING&
=YAFFS_BLOCK_STATE_NEEDS_SCANNING）{
yaffs_BlockBecameDirty（dev,block）;
}else{
/*T（（"
Badnewsdeletingchunk%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：
staticvoidyaffs_SoftDeleteChunk（yaffs_Device*dev,intchunk）
……
theBlock->
softDeletions++;
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。
1.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flashchunk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：
unionyaffs_Tnode_union{
unionyaffs_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。
（tobecontinued）
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。
staticyaffs_Tnode*yaffs_GetTnode（yaffs_Device*dev）
yaffs_Tnode*tn=yaffs_GetTnodeRaw（dev）;
if（tn）
memset（tn,0,（dev->
tnodeWidth*YAFFS_NTNODES_LEVEL0）/8）;
returntn;
调用yaffs_GetTnodeRaw分配节点，然后将得到的节点初始化为零。
staticyaffs_Tnode*yaffs_GetTnodeRaw（yaffs_Device*dev）
yaffs_Tnode*tn=NULL;
/*Iftherearenoneleftmakemore*/
if（!
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。
staticintyaffs_CreateTnodes（yaffs_Device*dev,intnTnodes）
......
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chunkId；
另一种手段是我们后面将看到的chunkgroup，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chunkid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chunkid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;
nTnodes-1;
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：
nFreeTnodes+=nTnodes;
nTnodesCreated+=nTnodes;
tnl=YMALLOC（sizeof（yaffs_TnodeList））;
tnl）{
（TSTR
（"
yaffs:
Couldnotaddtnodestomanagementlist"
tnl->
tnodes=newTnodes;
next=dev->
allocatedTnodeList;
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：
tn=dev->
freeTnodes;
freeTnodes=dev->
freeTnodes->
internal[0];
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：
staticvoidyaffs_FreeTnode（yaffs_Device*dev,yaffs_Tnode*tn）
if（tn）{
tn->
internal[0]=dev->
freeTnodes=tn;
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chunkid，文件内容在flash上的实际存储位置称作物理chunkid。
先看一个比较简单的函数。
voidyaffs_PutLevel
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