1、littlefs主要用在微控制器和flash上，是一种嵌入式文件系统。主要有3个特点：
1)、掉电恢复
在写入时即使复位或者掉电也可以恢复到上一个正确的状态。
2)、擦写均衡
有效延长flash的使用寿命
3)、有限的RAM/ROM
节省ROM和RAM空间
2. 2、已有的文件系统
1）非掉电恢复，基于block的文件系统，常见的有FAT和EXT2。这两个文件系统在写入文件时是原地更新的，不具备非掉电恢复的特性。
2) 日志式的文件系统，比如JFFS,YAFFS等，具备掉电恢复的特性。但是这几个系统消耗了太多的RAM，且性能较低。
3) EXT4和COW类型的btrfs具有良好的恢复性和读写性能，但是需要的资源过多，不适合小型的嵌入式系统。
littlefs综合了日志式文件系统和COW文件系统的优点。从sub-block的角度来看，littlefs是基于日志的文件系统，提供了metadata的原子更新；从super-block的角度，littlefs是基于block的COW树。
Littlefs:重要的结构
1.文件类型
// File types
enum lfs_type {
// file types
LFS_TYPE_REG = 0x001,
LFS_TYPE_DIR = 0x002,
// internally used types
LFS_TYPE_SPLICE = 0x400,
LFS_TYPE_NAME = 0x000,
LFS_TYPE_STRUCT = 0x200,
LFS_TYPE_USERATTR = 0x300,
LFS_TYPE_FROM = 0x100,
LFS_TYPE_TAIL = 0x600,
LFS_TYPE_GLOBALS = 0x700,
LFS_TYPE_CRC = 0x500,
// internally used type specializations
LFS_TYPE_CREATE = 0x401,
LFS_TYPE_DELETE = 0x4ff,
LFS_TYPE_SUPERBLOCK = 0x0ff,
LFS_TYPE_DIRSTRUCT = 0x200,
LFS_TYPE_CTZSTRUCT = 0x202,
LFS_TYPE_INLINESTRUCT = 0x201,
LFS_TYPE_SOFTTAIL = 0x600,
LFS_TYPE_HARDTAIL = 0x601,
LFS_TYPE_MOVESTATE = 0x7ff,
// internal chip sources
LFS_FROM_NOOP = 0x000,
LFS_FROM_MOVE = 0x101,
LFS_FROM_USERATTRS = 0x102,
};
2.文件打开时的标志
// File open flags
enum lfs_open_flags {
// open flags
LFS_O_RDONLY = 1, // Open a file as read only 只读
LFS_O_WRONLY = 2, // Open a file as write only 只写
LFS_O_RDWR = 3, // Open a file as read and write 读写
LFS_O_CREAT = 0x0100, // Create a file if it does not exist 如果指定文件不存在，则创建这个文件
LFS_O_EXCL = 0x0200, // Fail if a file already exists 如果创建的文件已存在，返回-1.并修改errno的值
LFS_O_TRUNC = 0x0400, // Truncate the existing file to zero size如果文件存在，并且以只写/读写方式打开，则清空文件全部内容（即将其长度截短为0）
LFS_O_APPEND = 0x0800, // Move to end of file on every write每次写操作都写入文件的末尾
// internally used flags
LFS_F_DIRTY = 0x010000, // File does not match storage
LFS_F_WRITING = 0x020000, // File has been written since last flush
LFS_F_READING = 0x040000, // File has been read since last flush
LFS_F_ERRED = 0x080000, // An error occured during write
LFS_F_INLINE = 0x100000, // Currently inlined in directory entry
LFS_F_OPENED = 0x200000, // File has been opened
};
3.文件seek时的标志
// File seek flags
enum lfs_whence_flags {
LFS_SEEK_SET = 0, // Seek relative to an absolute position 0代表从文件开头开始
LFS_SEEK_CUR = 1, // Seek relative to the current file position 1代表从当前位置开始
LFS_SEEK_END = 2, // Seek relative to the end of the file 2代表从文件末尾
};
4.lfs的配置参数
// Configuration provided during initialization of the littlefs
struct lfs_config {
// Opaque user provided context that can be used to pass
// information to the block device operations
/* 这个参数主要是传递给block驱动代码 */
void *context;
/* 从设备读数据 */
int (*read)(const struct lfs_config *c, lfs_block_t block,
lfs_off_t off, void *buffer, lfs_size_t size);
/* 向设备写入数据，block设备在写入前必须已经erase了 */
int (*prog)(const struct lfs_config *c, lfs_block_t block,
lfs_off_t off, const void *buffer, lfs_size_t size);
/* 擦除block */
int (*erase)(const struct lfs_config *c, lfs_block_t block);
/* sync块设备的状态 */
int (*sync)(const struct lfs_config *c);
/* 最小的读取单元大小 */
lfs_size_t read_size;
/* 最小的写入数据单元大小，也是数据metadata pair中tag的对齐尺寸 */
lfs_size_t prog_size;
/* 最小的擦除单元大小。可以比flash的实际block尺寸大。但是对于ctz类型的文件，block size是最小的分配单元。同时block size必须是
read size和program size的倍数，block size会存储在superblock中 */
lfs_size_t block_size;
/* 属于文件系统的block数量，block count会存储在superblock中 */
lfs_size_t block_count;
/* 文件系统进行垃圾回收时的block的擦除次数，推荐取值100-1000.值越大垃圾回收的次数越少，性能越好 */
int32_t block_cycles;
/* littlefs需要一个read cache，一个program cache，每个文件也需要一个cache。cache越大性能越好，会减少会flash的访问次数，cache必须是block的read size和program size的倍数，同时是block size的因数 */
lfs_size_t cache_size;
/* lookahead buffer的尺寸。lookahead buffer主要是block alloctor在分配块的时候用到。lookahead size必须是8的倍数，
因为它是采用bitmap的形式存储的 */
lfs_size_t lookahead_size;
/* cache size大小的read buffer，可以静态分配也可以动态分配 */
void *read_buffer;
/* cache size大小的program buffer，可以静态分配也可以动态分配 */
void *prog_buffer;
/* lookahead_size大小的lookahead buffer，且是32-bit对齐的，即可以静态分配也可以动态分配 */
void *lookahead_buffer;
/* 文件名的最大长度，这个值会存储在superblock中 */
lfs_size_t name_max;
/* 文件的最大长度，存储在superblock中 */
lfs_size_t file_max;
/* 用户属性的最大长度 */
lfs_size_t attr_max;
};
5.文件信息
// File info structure
struct lfs_info {
// Type of the file, either LFS_TYPE_REG or LFS_TYPE_DIR 普通文件或者目录
uint8_t type;
// Size of the file, only valid for REG files. Limited to 32-bits. 对于普通文件才有意义
lfs_size_t size;
// Name of the file stored as a null-terminated string. Limited to
// LFS_NAME_MAX+1, which can be changed by redefining LFS_NAME_MAX to
// reduce RAM. LFS_NAME_MAX is stored in superblock and must be
// respected by other littlefs drivers.
/* 字符串形式的文件名 */
char name[LFS_NAME_MAX+1];
};
6.用户属性
struct lfs_attr {
/* 属性类型 */
uint8_t type;
/* 存储属性的buffer */
void *buffer;
/* 属性的长度，最大值为LFS_ATTR_MAX */
lfs_size_t size;
};
7.文件open时的配置
struct lfs_file_config {
/* cache size长度的buffer，可以静态分配也可以动态分配 */
void *buffer;
/* 用户属性，读文件时，attr存储从flash上读取的文件用户属性，写入文件时，attr存放用户指定的文件属性并会写入到flash中 */
struct lfs_attr *attrs;
/* 用户属性的长度 */
lfs_size_t attr_count;
};
8.lfs_cache结构
typedef struct lfs_cache {
lfs_block_t block; // cache中的数据属于的block
lfs_off_t off; // cache中的数据在block上的偏移地址
lfs_size_t size; // cache的大小
uint8_t *buffer; // cache数据的存放地址
} lfs_cache_t;
9.lfs_mdir结构，代表metadata pair，dir本身所在的block
typedef struct lfs_mdir {
lfs_block_t pair[2]; // dir的metadata pair所在的block
uint32_t rev; // metadata pair的revision
lfs_off_t off; // tag的偏移地址
uint32_t etag;
uint16_t count;
bool erased;
bool split; // metadata pair是否是链表
lfs_block_t tail[2]; // 用于metadata pair链表
} lfs_mdir_t;
10.lfs目录结构
// littlefs directory type
typedef struct lfs_dir {
struct lfs_dir *next; // 指向子目录
uint16_t id;
uint8_t type; // LFS_TYPE_DIR
lfs_mdir_t m; // 代表dir的metadata pair
lfs_off_t pos; // 在目录中的当前位置，主要用在seek，tell和rewind操作中
lfs_block_t head[2];
} lfs_dir_t;
11.lfs文件类型
// littlefs file type
typedef struct lfs_file {
struct lfs_file *next;
uint16_t id; // metadata tag中的id，在文件open时获取
uint8_t type; // LFS_TYPE_REG 或者 LFS_TYPE_DIR
lfs_mdir_t m; // 文件所在的目录的metadata pair
struct lfs_ctz {
lfs_block_t head;
lfs_size_t size;
} ctz; // 指向大文件的CTZ skip-list。对于小文件则直接inline了，无需CTZ skip-list
uint32_t flags; // lfs_open_flags中的值
lfs_off_t pos; // 文件访问时的偏移
lfs_block_t block; // file当前的block
lfs_off_t off; // 在block内的offset
lfs_cache_t cache; // 文件访问时的cache
const struct lfs_file_config *cfg; // 文件open时的配置参数，包含一个buffer以及用户属性
} lfs_file_t;
12、lfs superblock结构
typedef struct lfs_superblock {
uint32_t version; // 文件系统的版本号
lfs_size_t block_size; // 文件系统的block size，和flash的block size不一定相同
lfs_size_t block_count; // 文件系统包含的block数量，每个block的大小等于上面的block size
lfs_size_t name_max; // 文件名的最大长度
lfs_size_t file_max; // 文件的最大长度
lfs_size_t attr_max; // 用户属性的最大长度
} lfs_superblock_t;
13.lfs文件系统类型结构
// The littlefs filesystem type
typedef struct lfs {
lfs_cache_t rcache; // read cache
lfs_cache_t pcache; // program cache
lfs_block_t root[2]; // 根目录所在的block
struct lfs_mlist {
struct lfs_mlist *next; // 指向下一个节点
uint16_t id; // metadata pair的id
uint8_t type; // metadata pair的类型
lfs_mdir_t m; // metadata pair
} *mlist; // metadata pair list
uint32_t seed; // block alloctor的随机数生成的seed
struct lfs_gstate {
uint32_t tag;
lfs_block_t pair[2];
} gstate, gpending, gdelta; // 用于目录操作sync的global state，
struct lfs_free {
lfs_block_t off; // 记录lookahead buffer中起始block的偏移
lfs_block_t size; // lookahead buffer中block的数量，注意lookahead采用的是bitmap的形式，因此size=8*lookahead_size
lfs_block_t i; // lookahead buffer内部的偏移地址
lfs_block_t ack; // 剩余block的数量，初始值为block count，如果该值为0，表示已经没有free block了
uint32_t *buffer; // buffer的长度为lookahead size
} free; // lookahead buffer，用于分配free block
const struct lfs_config *cfg; // 文件系统的配置参数
lfs_size_t name_max; // 文件名的最大长度，和superblock中的name_max值相同
lfs_size_t file_max; // 文件的最大长度，和superblock中的file_max值相同
lfs_size_t attr_max; // 用户属性的最大长度，和superblock中的attr_max值相同
} lfs_t;
wear leveling 耗损平均技术
由于闪存的可擦写次数是有限的，当某些数据被频繁修改时容易导致对应的块很快被耗尽使用寿命，从而导致整块盘无法使用，所以需要有一种技术来将这些块的擦写均摊一下，延长使用寿命。
首先看几个相关的基本概念：
因为闪存不能覆盖写，如果要修改已有的数据需要将原有的数据擦除再写入新的数据。
被频繁修改的数据很烫，叫做热数据
而写入以后就很少修改的数据无人问津就像打入了冷宫一样，叫做冷数据。
写入的最小单位叫做page，大小为 512 – 4,096 bytes
擦除（erase）的最小单位是block，包含多个page（一般为128个）
一次对磁盘完整的写入或擦除叫做一个PE cycle（Program/Erase Cycle），PE cycle表示了盘的寿命，是一个有限的值，比如3000. 注意，一个PE cycle是对整块盘的擦写来写来计算的，不是一个block的擦写。
已擦写次数较少的block，还很年轻，生命力强，所以叫做Young block。相对的 Old block就是已擦写次数较多的block，剩下的次数不多了。
NAND FLASH LAYOUT, 注意page和block就行了
闪存又贵还擦写次数那么有限的，这还怎么玩？于是有了Wear Leveling这样的技术通过磨损均衡来延长闪存的寿命。
无模糊均衡和有磨损均衡的对比
在没有wear leveling的情况下，某些block很可能会被频繁的反复擦写，最终报废，降低了闪存的寿命。Wear Leveling技术就是将擦写操作均摊到各个block，以防止某些block被提前耗尽使用寿命。
Wear Leveling技术按算法分为动态和静态，按作为域分为本地和全局：
Dynamic Wear Leveling 动态磨损均衡
当需要覆盖写的时候，新的数据写到free的page上，而旧的数据被标记为invalid，等待垃圾回收擦除。
动态磨损均衡示意图
从上图中可以看出2nd WRITE失去改写LBA#6的数据，被写到了新分配的page并不是直接在原page上做修改。3rd WRITE也是同理，到Nth WRITE,数据已经被改写了N次，但是垃圾回收还没有发生，所以有很多的Invalid page。
对比上图垃圾回收的左右两个图，可以看到垃圾回收把Invalid的page都擦除了，而且数据LBA#6也被搬移到了新的block。这是因为就像开头说的，闪存擦除的最小单位是block，所以当block中有用户数据的时候是需要迁移的。
2. Static Wear Leveling 静态磨损均衡
Static Wear Leveling 会把所有block包括没被写入和包含冷数据的block都纳入到磨损均衡中。如果冷数据是在擦写次数少的young block中，会把数据迁移到擦写次数较多的old block中。这样young block就可以放到free block池中接收新数据的写入。
静态磨损均衡示意图
通俗的说：
动态的算法就是当写入新数据的时候，会自动往比较新的Block中去写，老的闪存就放在一旁歇歇；而静态的算法就更加先进，就算没有数据写入，SSD监测到某些闪存Block比较老，会自动进行数据分配，让比较老的闪存Block承担不需要写数据的储存任务。同时让较新的闪存Block腾出空间，平日的数据读写就在比较新的Block中进行——如此一来，各个Block的寿命损耗，就都差不多了。
动态和静态对比：
动态和静态模糊均衡对比表格
Littlefs ：wear leveling
wear leveling的功能是通过block alloctor实现的。littlefs通过两个方法实现磨损均衡：
1) 检测和恢复bad blocks
2）通过dynamic blocks均衡磨损
检测和恢复bad blocks和block alloctor的关系并不紧密，主要依靠文件系统本身来检测坏块并标记。在littlefs中，检测坏块主要是通过写后、回读并比较的方式实现的，如果数据不一致则说明是一个坏块。一旦检测到了坏块就要进行恢复。
如果是写入错误，因为数据在RAM中还有备份，因此需要block allctor分配一个新的block，再次写入。新块替换坏块是通过CObW（copy-on-bounded-writes）数据结构实现的。CObW的一个属性就是任何一个block可以在COW的过程中替换。bounded-writes通常是由写入次数计数器触发的，检测到坏块后同样可以触发一个COW操作。
如果是读错误，则要复杂一些。因为在读取时，RAM中没有数据的备份，因此需要一个方法能恢复原来的数据。ECC就是方法之一。但是，littlefs本身并不提供ECC。littlefs采取的方法是在所有的block尽量分配磨损，同时希望在所有的block达到使用寿命前不会有某个block坏掉。
wear leveling有两种策略：
1）动态wear leveling，通过动态block来分配磨损，仅考虑未使用的block；
2）静态wear leveling，同时在动态block和静态block上分配磨损，需要考虑所有的block，包括已有存储了数据的block。通常可以认为静态block就是已经写入了数据的block。
综合考虑代码大小和复杂度，littlefs采取动态wear leveling。这是一种尽最大努力的解决方法。这种方法中，磨损不是非常好的分配，只是在空闲块中分配，但是也大大的延长了flash的使用寿命。
在littlefs中，使用了基于统计信息的wear leveling算法。即不是追踪和记录每个block的磨损情况，而是依赖所有block的磨损的均匀分布uniform distribution来近似动态wear leveling算法。block alloctor实现了均匀分布uniform distribution，主要包括两部分：
1）第一次上电创建文件系统时，block alloctor对所有的block线性分配
2）文件系统创建后，再次上电时，不能再从头开始线性分配了，而是在mount文件系统时block alloctor从一个随机偏移的block开始后续分配，只要这个随机值是均匀的，那么block的分配也会是近似均匀的。
从上图中可以看出，随着时间的延长，各个block的磨损逐渐趋于一致。
在实际的使用过程中，每次上电后的随机数的会根据flash上已有的数据来计算和产生。主要是对metadata pair的checksum进行xor计算得到。利用metadata pair的一个原因也是因为在mount的时候会获取metadata pair的数据。
在实际的使用过程中，每次上电后的随机数的会根据flash上已有的数据来计算和产生。主要是对metadata pair的checksum进行xor计算得到。利用metadata pair的一个原因也是因为在mount的时候会获取metadata pair的数据。
上述的随机数生成器并不完美，它只有在文件系统发生了更改之后才会产生一个不同的数。但这真是文件系统的block alloctor和磨损均衡所需要的。
总得来说坏块检测和磨损均衡都是尽最大努力的方法，来避免flash block的快速磨损。
主动一点，世界会更大！
