关于jffs文件系统

关于jffs文件系统

 

  jffs(the journalling flash file system),之所以称为日志文件系统，是因为当系统发生改变时，它会先将改变写到日志当中去，然后再来查看这个日志，相应的改变是否完全，写日志这个动作是原子的，不像修改文件系统一样是多步的，相对来说安全很多。

    有一种情况，使得文件系统非常的不安全，那就是断电，比如在创建一个新的文件，首先会创建一个文件图标，然后再分配空间，假如这两步当中断点了，则创建了图标却没有分配空间。系统就会出现紊乱，如果使用日志功能，先将创建一个文件这个内容写入到日志（原子的）当中，然后再来处理这个动作。就会安全很多。

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一.flash translation layer

    由于jffs文件系统是运行在块设备之上的，而flash却是以按块为擦除单元的，这中间需要一层转换，即将以块为操作单元转换为以扇区为操作单元（512bytes），这层转换将整个一块flash全部映射到内存当中去，而上层操作的时候则按扇区的大小的操作内存，当一块的数据全部操作完成之后，将整个数据擦除重写到具体的物理块上去，mtdblock提供这层转换，但是没有在重写的安全机制和垃圾回收机制，但如果文件系统是只读的话，这中方式就比较好了。

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二.ftl/nftl

    mtdblock没有解决均衡问题，有一种方式可以解决这个问题，那就是将扇区和擦除的块的对应关系记录下来，这样就算改变了对应关系，即将数据写到另外的擦除当中去的时候，内存扇区就知道读写哪一块flash了，ftl和nftl解决了这个问题，但是ftl和nftl有专利问题,只能是特定的FLASH产商才能用，不能通用。

 

三.垃圾回收机制

    由于log当中存在jffs_raw_inode节点，而这些节点对应的是flash当中的inode，一旦inode被分配快要接近flash末尾的时候，Garbage collection机制将要被triggered.它将重新从第一个node开始检测，知道检测到脏页，然后擦除，重新分配空间然后添加到当前node链表的末尾。

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    jffs文件系统实现的关键就在于node节点，在挂载文件系统扫描整个设备，建立node节点，一个新的动作产生一个新的node,jffs文件系统在挂载时会比较慢，这是因为挂载jffs文件系统，需要创建一个log,这个log保存了是jffs_raw_inode节点链表，即挂载的时候会遍历系统来生成这个node链表，所以会很慢。jffs文件系统以struct jffs_raw_inode来表示数据，新增一个数据块则创建一个struct jffs_raw_inode结构体，一旦修改了某个jffs_raw_inode,则创建一个node,同时把修改后的数据写入到新node当中，然后将前一个node标志为脏。