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# flash partition fs overview

## NandFlash

[nand flash](https://en.wikipedia.org/wiki/Flash_memory#NAND_memories)

对于NandFlash的认识尝试不做更多理解，只需要了解非易失存储、擦除寿命有限、通常是10K级别，同时写操作需要基于`Page`来。没有办法按照内存的存储基本单位字节来操作,由多个`Page`组成一个`Block` 每个 `Page`保留 一些字节用以 做ECC （ [error correcting code](https://en.wikipedia.org/wiki/Error_correcting_code) ）校验。

通常按照如下分布。

```
32 pages of 512+16 bytes each for a block size (effective) of 16 KB
64 pages of 2,048+64 bytes each for a block size of 128 KB[42]
64 pages of 4,096+128 bytes each for a block size of 256 KB[43]
128 pages of 4,096+128 bytes each for a block size of 512 KB.
```

NandFlash 支持坏块管理，当上层应用通过逻辑块访问Flash的时候，驱动器控制器会把坏块重映射到好的物理块，基于此实现，FLash的一些块需要用来存储坏块信息。 或者系统会在上电时候读取出所有坏块信息存储到RAM。      

绝大部分NAND 出厂就伴随着一些坏块信息，但是通常在出厂前都会进行一个坏块标记处理工序。

## 分区

[Partitioning](https://wiki.archlinux.org/index.php/partitioning)

### 分区类型

 GUIP和MBR。

#### MBR

先说MBR，很熟悉了。早些年折腾系统装机就详细了解过，区分主分区+扩展分区。因为首先分区表文件大小512字节，所以  主分区数量 m  ，0<m<=4,扩展分区数量 e，  0<=e<4,  扩展分区和主分区  总共 0<e+m<=4。扩展分区可以增加理论上的不限制数量的逻辑分析。

#### GUID

GUID 分区是 基于 [Unified Extensible Firmware Interface](https://wiki.archlinux.org/index.php/Unified_Extensible_Firmware_Interface) 规范实现，通过GUID或UUID方式实现分区类型。

### 分区原理

多个分区方便我们选择不同的文件系统和挂载选项（只读、读写）


## 文件系统

[An introduction to Linux filesystems](https://opensource.com/life/16/10/introduction-linux-filesystems)

[An introduction to Linux's EXT4 filesystem](https://opensource.com/article/17/5/introduction-ext4-filesystem)

### 功能

对于文件系统的叫法，我们需要区分场景。

1. 整个linux 下面的正的/ 目录；
2. 指定数据存储的格式，例如，`EXT3, EXT4, BTRFS, XFS`。每种数据文件系统类型定义自己的 `metadata` 元数据以及如何存储和读写数据。
3. 被挂载指定linux 文件系统已经被格式化分区或者逻辑卷。

而对于文件的功能，包含以下：

1. 实现数据存储；
2. 命名空间（文件命名规则和组织规则）；
3. 安全模式；
4. 给上层的增删擦改提供API；
5. 基于以上4点实现代码实现；

### EXT 历史

#### Minx

What is an [inode](https://en.wikipedia.org/wiki/Inode)? Short for index-node, an inode is a 256-byte block on the disk and stores data about the file. This includes the file's size; the user IDs of the file's user and group owners; the file mode (i.e., the access permissions); and three timestamps specifying the time and date that: the file was last accessed, last modified, and the data in the inode was last modified.

![inode](http://www.leconiot.com/md_res/jaysnote/flash_partition_fs/images/node_struct.png)

详细可以参考 [inode pointer structure](https://en.wikipedia.org/wiki/Inode_pointer_structure)。

#### EXT4

![](http://www.leconiot.com/md_res/jaysnote/flash_partition_fs/images/inodesanddataallocation-01_0.png)

如上，对于EXT4文件系统文件的接近都是通过 蓝色 `Directory Entry` 目录入口，其包含文件名、文件所在INode ID，改ID作为文件在文件系统的唯一标志符，作为文件INode 元数据的入口。

>   尽管INode的指针数据是唯一的，但是也只是相对该分区的文件系统。

如上绿部分作为INode 元数据，描述文件用户、文件类型、文件接近时间、文件大小等信息。

黄色部分描述文件的有效数据信息，包含数据位置和大小。保留15个数据块，其中12个直接描述文件数据指针，3个间接INode。我们通过可以12个直接数据块指针指定定位到文件数据位置。3个直接数据块其实描述的是iNode数据，我们需要通过这3个间接iNode数据的数据信息再定位到直接数据指针。之所以这样设计，使我们在使用文件系统过程中无可避免产生文件碎片化。



### 文件系统修复

[Check and Repair Your Filesystem With fsck [Linux]](https://www.maketecheasier.com/check-repair-filesystem-fsck-linux/)



对于文件系统的损坏和损毁（corrupted or damage），我们应该做周期性的文件系统检查。

### FSDebug

[debugfs Command Examples](https://www.cs.montana.edu/courses/309/topics/4-disks/debugfs_example.html)


### Flash 文件系统的选择

 [Flash file system](https://en.wikipedia.org/wiki/Flash_file_system)

由于Flash Page擦除的的物理特性。所以在Falsh的文件系统选择上有所有考虑。

https://www.systutorials.com/docs/linux/man/8-debugfs/)

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