尹忠凯: 针对Flash的Linux UBI子系统代码深度分析

Posted 2021-05-14 宋宝华

01 作者简介

尹忠凯, Linux内核爱好者，2017年6月本科毕业杭州电子科技大学。

现在就职于北京地平线信息技术有限公司，任系统软件工程师，主要负责SPI, I2C, OSPI, DMA等模块bring up与调试工作

02 文章目录

UBI简介

flash存储的内容

代码实现

    将flash数据读到内存

    组织数据结构

        volume & EBA子系统初始化

        wear-leveling子系统初始化

    UBI层操作

        举个例子

擦写均衡

    擦写时机

    擦写条件

03 正文

UBI简介

UBI全称是Unsorted Block Images，上图为UBI在系统中的层次结构，最下面是flash层(包括flash控制器，各个flash驱动代码，spi-mem层等)；MTD层是对flash层的抽象，一个flash可能被划分成不同的分区，每一个分区都会对应一个MTD设备；UBI层是基于MTD层之上的更高层，UBI层抽象出一个个逻辑擦写块，每个逻辑擦写块都有一个物理擦写块与之前对应，有了这个映射，我们就可以加一些软件算法，达到擦写均衡的目的，从而提高flash的使用寿命；再往上是基于UBI层实现和各种文件系统，比如UBIFS。

flash存储的内容

首先介绍几个概念：

• PEB：physical eraseblocks 也就是对应flash上的一个擦写块

• LEB：logical eraseblocks 软件上的概念

• Volume：卷

如上图为flash中(或者说flash一个分区中)数据组织结构：

• ubi层对flash的管理是以擦写块为单位的，LEB对应软件上的概念，PEB对应flash上一个实实在在的擦写块，每一个LEB对应一个PEB。

• 往上看多个LEB可以组成一个volume，也就是说，可以根据不同的功能，将LEB划分到不同的卷中；其中valume-layout是一个ubi内部使用的卷，用来存放该MTD设备上所划分的各个卷的信息，其包含两个LEB，它们存储的内容是一样，互为备份。

• 往下看每个PEB的内容包含3部分ech(erase counter header)，vidh(volume identifier header)，data。下面会介绍具体含义。

代码实现

linux对UBI层的代码实现大致可以总结为3个方面：

• 首先数据是存储在flash中的，因此需要将flash中的相关信息读到内存中，同时也可以检查出flash中的坏块

• 数据读到内存后，需要按照内部的逻辑关系组织起来(比如将正在使用的PEB放到红黑树上管理起来，空闲的PEB也放到红黑树上管理起来)

• 在内存中有了这些数据的关系后，就可以对其进行操作(比如读写操作，volume增加，删除，扩容等操作，擦写均衡操作)

将flash数据读到内存

UBI初始化时代码调用流程如上图，最终会调用scan_all() 函数， scan_all() 函数会遍历该MTD设备

中的每一个PEB，从中读出ech和vidh，它们的定义如下。

ech的定义如上，其中：

• ec：表示该PEB被擦写的次数，借助该字段我们就能够找出被擦写次数最少的PEB，从而达到擦写均衡的目的

• vid_hdr_offset：表示vidh在该PEB中的偏移位置

• data_offset：表示实际数据在该PEB中的偏移位置

vidh的定义如上，其中：

• vol_id：表示该PEB属于那一个volume

• lmun：表示LEB在volume中的编号，该字段与PEB在MTD设备中的编号形成映射关系通过对MTD设备的每个PEB进行遍历，可以得知各个PEB的情况，或是被使用的，或是空闲状态，或者已经损坏，这些信息会被临时记录在struct ubi_attach_info 结构中，遍历过程中的具体细节，可以参考scan_all() 函数。

组织数据结构

遍历PEB后，会将flash信息保存在临时的结构struct ubi_attach_info 中，接下来会将struct ubi_attach_info 中的临时信息保存到全局结构struct ubi_device *ubi_devices 中，代码如下：

分为三个步骤，分别是对volume的初始化，对wear-leveling子系统的初始化，对eba(Eraseblock Association)子系统的初始化；下面我们分别看下。

volume & EBA子系统初始化

前面有介绍到volume-layout是UBI内部使用的一个卷，其包含两个LEB(互为备份)，对应PEB中的数据内容如上图，data(灰色)部分是一个struct ubi_vtbl_record 结构数组，记录了当前UBI设备所有卷的信息， ubi_read_volume_table() 函数先遍历临时结构struct ubi_attach_info 找出volumelayout所在PEB，然后 读出struct ubi_vtbl_record 结构数组并保存到内存中，也就是struct ubi_device 的struct ubi_volume *volumes[] 字段中，初始化后的数组结构如下图，其中struct ubi_volume *volumes[] 是一个指针数组，数组中的每一个元素都是struct ubi_volume 结构（详细过程见ubi_read_volume_table() 函数）。

在struct ubi_volume 结构体中，有一个比较重要的字段struct ubi_eba_table *eba_tbl ，该字段记录了当前volume中所有LEB与PEB的映射关系，其中struct ubi_eba_entry *entries 是一个数组结构，每一个元素对应一个struct ubi_eba_table 结构体， struct ubi_eba_entry *entries 数

组的下标对应于LEB的编号，数组元素的内容对应EB的编号，这样就将LEB与PEB关联起来了（详细过程见ubi_eba_init() 函数）。

wear-leveling子系统初始化

在UBI中将PEB分为4种情况，正在使用、空闲状态、需要擦除、已经损坏，各个状态的PEB被放到不同的红黑树中管理。在ubi_eba_init() 函数中，会先分配一个struct ubi_wl_entry 指针数组并存储在sruct ubi_wl_entry **lookuptbl 字段中，数组下标为PEB的编号，数组内容记录了PEB的擦写次

数与编号信息，每一个PEB都有一个这样的结构与之对应如下图。

另外各个PEB还根据状态放到不同的红黑树管理起来，上图画出了used, free, scrub三种状态的红黑树，其中红黑树是以擦写次数为顺序排列的，最小的擦写次数排列在最左边，如果擦写次数相同，则比较PEB的编号，编号小的排在树的左边，而对应的值为struct ubi_wl_entry 指针数组中的一个元素。

调用ubi_eba_init() 函数后，wear-leveling子系统也就初始化完毕，在内存中会形成上图中的数组关系。

UBI层操作

经过前面的初始化，各个数据的结构关系已经保存在内存中了，因此UBI层的操作其实就是对内存中这些数据的操作。

从用户空间角度看，UBI初始化后会对应三类字符设备，分别为/dev/ubi_ctrl 、/dev/ubix (x = 0, 1, 2...)， /dev/ubix_y (x = 0, 1, 2..., y = 0, 1, 2)，它们对应的操作函数如下代码。

• ubi_vol_cdev_operations：是针对某个volume(/dev/ubi1_0等)来操作的，从volume的角度只能看到其中包含的PEB，因此它的操作也是围绕PEB进行的。

• ubi_cdev_operations：是针对UBI设备(/deb/ubi0等)进行操作的，从UBI设备的角度可以看到不同的volume，因此可以对volume进行创建，删除，扩容等操作。

• ubi_ctrl_cdev_operations：是针对UBI层(/dev/ubi_ctrl)的操作，从该角度可以看到UBI设备，因此可以对UBI设备进行创建，删除操作。

举个例子

需求：假如我们想要对/dev/ubi1_0 这个volume进行扩容，我们应用怎样操作？

• 用户空间将volume_id，size两个参数传递到内核空间

• 在内核空间我们根据volume_id在struct ubi_volume *volumes[] 数组中找到volume的handler

• 因为需要扩容(要分配更多的LEB)，所以要重新分配struct ubi_eba_table *eba_tbl 数组，并将旧数组中的数据拷贝到新数组中

• 对于新增的LEB，我们需要从free树上申请，建立LEB到PEB的映射关系并保存到struct ubi_eba_table *eba_tbl 数组，另外还需要更新PEB中ech和vidh，表明该PEB属于那个volume

上面这一系列操作是我自己的想法，并非kernel实现代码(具体实现可以参数ubi_cdev_ioctl() 函数)。这里想表达的意思是，在UBI初始化完成后，在内存中已经存在了各个volume，各个LEB/PEB之间的关系，因此对于UBI的操作，理论上我们是都可以完成的，所差的只是代码实现；程序=算法+数组结构，这里的数组结构已经有了，而算法就是UBI层的各种操作，这里的代码其实每个人都可以实现的，只不过有好有坏，所幸kernel已经帮我们实现了，我们可以参考学习。其实别人写的文章只能提供个大概，真正的细节只有在源码中才能获得。

擦写均衡

flash的擦写块都是有寿命限制的，如果频繁的擦写flash的某一个PEB，很快这个PEB就会损坏，而擦写均衡的目的就是将擦除操作平均分配到整个flash，这样就能提高flash的使用寿命。那怎样将擦除操作平均分配到整个flash呢，要达到这个条件还是有些难度的，因此我们退一步，将条件修改为PEB的最大擦写次数与最小次数的的差值小于某个值。

比如flash中包含20个PEB，其中数字表示该PEB被擦写的次数，我们约定擦写次数的差值最大为15，现在flash中PEB的最小与最大擦写次数分别为10、39，由于超过门限值，因此需要我们想一些方法，增加擦写次数为10的PEB被擦写的机会，减少擦写次数为39的PEB被擦写的机会，从而使整个flash的擦写次数趋于平均。具体的实现后面会介绍。

擦写时机

linux kernel会在下面两个位置调用擦写均衡：

• wear-leveling子系统初始化完成时会检查一次是否需要擦写均衡，此时是一个初始状态，是检查的一个时机。

• 当要擦除某个PEB的时候，此时擦写次数会增加，有可能达到擦写均衡的要求，此时也是一个检查的时机。

擦写条件

除了上面的调用时机，擦写均衡还有一些其它的条件限制，如下图为擦写均衡的流程图：

• 当scrub红黑树上有节点时，一定需要进行擦写均衡。在遍历flash的每个PEB时，如果发现在从flash中读出的数据有位翻转的情况，就会加上scrub标志，并放到scrub红黑树上维护起来，表示该PEB需要被擦写；在擦写均衡时，先取出scrub树最左边节点e1，再从free树中找一个合适的节点e2，然后读取e1对应PEB的数据，如果读取的数据还有问题，就会结束本次擦写；如果没有问题就会把e1数据copy到e2位置，并擦除e1数据完成本次擦写均衡操作。

• 当scrub树上没有节点时，会从used树上取出最左边节点e1，并从free树上找一个合适的节点e2，然后检查e2与e1的PEB擦写次数的差值是否大于门限值，如果大于，则将e1数据copy到e2位置并擦除e1数据完成本次擦写。为什么这样做，原因是used树中的节点已经被初始化过(先整个擦除，然后写入ech和vidh，后面再写入数据也不需要擦写)所以不会有擦除操作，在free树上的节点，在被使用前需要擦除一次，所以把擦写次数大的PEB放到used树上减少被擦写的机会，把擦写次数小的节点放到free树上增加被擦写的机会，这样就达到了擦写均衡的目的。

• 另外在free树上选择一个合适的节点，什么是适合和节点？最简单的方法就是从free树的最右边拿一上节点(擦写次数最大的节点)，然后与used树上取下的最左边的节点比较，看看差值是否超过门限值。但实际情况可能会更复杂些，如下代码29行，是kernel中在free树上选择节点的方法，其限制了最大擦写次数为free树最左侧节点 + WL_FREE_MAX_DIFF，看上面的注释说在某些情况下会出现不断擦写某一个或几个PEB的情况，所以作了这样一个限制。（没有想道是什么情况????)

如果你觉得你现在走得辛苦，那就证明你在走上坡路。????

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