yaffs2文件系统原理
Spare所儲存的資料如下所示：
圖十
- Tags：
- chunkID：指相對於此yaffs_Object的第幾個Chunk。當Chunk ID為0時，則表此Chunk所儲存的是yaffs_ObjectHeader。
- serialNumber：用以辨別哪個Chunk為最新的Chunk。當更新此Chunk時，其serialNumber會加1並寫入至其他Block的Chunk中，並將原Chunk的設為Invalid（表此Data Chunk已無效），但若在將該Chunk設為Invalid之前則發生了斷電（Power Lost）的突發事件，當電源回復並再重新掃描Flash Memory時，會檢查某一yaffs_Object到有兩個一樣的Chunk（其ChunkID相同），但其serialNumber不同，則會比較此二Chunk的serialNumber，以辨別出哪個Chunk為較新的Data，並將較舊Data的Chunk設為Invalid。如下表所示：
|
|
|
| 說明： 當系統發現有兩個相同chunkID的chunk，則檢查兩個chunk的serialNumber。此圖可確定serialNumber為2的必定比 serialNumber為1的還新，則將serialNumber為1的chunk設為Invalid。 |
說明： 若兩chunk的serialNumber如上，則比較方法為將其中一個chunk的serialNumber值取出，並做 (serialNumber+1) mod 4，運算後的值x。若x等於另一個chunk的serialNumber，表示此chunk為較新的，則把另一個chunk設為Invalid。此圖即可確定serialNumber為0的較serialNumber為3的更新。 |
| * byteCount：表示該yaffs_Object佔此Chunk多少個Byte。 |
- objectID：此Chunk屬於哪個Object的Objecct ID。
- ECC：Tags的Error Correction Code。
- unusedStaff：保留未使用的欄位。
- ECC Data：Data Chunk的Error Correction Code。
- Page Status：當值為0時，表示此值為Invalid。
- Block Status：保留未使用的欄位。
3.2 Tree Node Structure(Tnode Structure)
系統欲存取裝置上的Data時是以Logical Address（相對於該File所產生出來的偏移位址）的方式到所指定的位址進行存取，若欲到實體儲存裝置上取得Data，則須再經過一個機制的轉換，將Logical Address轉換為Physical Address（實際儲存裝置的位址），才可從儲存裝置上讀出Data至RAM中。這個機制最簡單的方法就是在RAM上建立一個Logical Address到Physical Address的對映表格（Mapping Table）。直接將Logical Address對映至Physical Address。如圖十一所示：
圖十一-在RAM中建立Logical Address對應至Physical Address的對映表格
在YAFFS中也使用了Logical Address到Physical Address 的對映機制。所使用的機制稱之為Tree Node Structure或Tnode Structure。
Flash Memory掛載時，YAFFS會為每個File在RAM中建立一個Tree，當有一個要求要存取某個Chunk（或Logical Address）時，則會經由Tree Node Structure的轉換方式，找到Chunk的Physical Address。
使用Tree Node Structure的優點為位址轉換時間較迅速。Tree Node Structure的轉換Time Complexity為O(log N)，若是直接使用Logical Address to Physical Address的Mapping Table，則位址轉換為線性搜尋（Linear Search），此種搜尋方式的Time Complexity為O(N)。YAFFS採用此種方式來做為位址轉換的機制可提升整體的存取速度。
Tree Node Structure是由多個Tree Node（或Tnode）所組成。依據Level的不同而分成兩個部份：
- Internal Tnode：每個Internal Tnode由8個Pointers所組成。
- Lowest-Level Tnode（Level 0 Tnode）：每個Lowest-Level Tnode由16個Entries所組成。
圖十二
在Tree建立好後，當系統發出要存取該File的某個Chunk時，例如：Chunk 0x235，就要在Tree上做Traverse的動作，以找尋到要求的Chunk。Traverse的步驟如下：
1. 將十六進制轉化為二進制：0x235 0000001000110101
2. 將二進制切割成000.000.100.011.0101，每一個切割區代表一個Level，由於Lowest-Level包含有16個Entries，因此切割出4個Bit（Bit 3 to 0）。Internal Level的Tnode皆包含8個Pointer，因此其餘皆切割為3個Bit。
3. 根據所切割出來的Bit整理成下表：
| Level | Bits | Selected Value |
| 3 or more if they exist | >=10 | Zero |
| 2 | 9 to 7 | 100 binary = 4 |
| 1 | 6 to 4 | 011 binary = 3 |
| 0 | 3 to 0 | 0101 binary = 5 |
4. 根據表格中各Level的值進行Traverse。
| Step1：Level 2100=4 | Step2：Level 1011=3 |
|
|
|
| Step3：Level 00101=5 | |
|
|
當Tree Node Structure剛開始建立時，僅會建立Lowest-Level Tnode，當File所配置的Chunk數超過16個時，則此Tree會建立一個internal Tnode，並將其第0個Pointer指向原本的Lowest-Level Tnode。當讀取到的Chunk數愈來愈多時，會一直新增Tnode，且Tree亦會愈來愈高，其Max-Level最大為6。
| Step1 | Step2 |
|
|
| Step3 | Step4 |
|
|
在File已在RAM建立好Tree Node Structure後，若此File的Size變大時，則會再多配置Chunk給此File，在將Data寫入至Page後，則會去更新File的 Tree Node Structure，將新配置到的Chunk加入至Tree Node Structure中，更改步驟如下：
1. 搜尋新配置到的Chunk ID。
2. 若在Internal-Level搜尋的過程中，發現沒有Tnode，則建立一個Internal-Level的Tnode。
3. 當搜尋到Lowest-Level時，若也無Tnode存在，則建立一個Lowest-Level的Tnode。
4. 根據Chunk ID中Level 0所代表的值x，到Lowest-Level Tnode中的第x個Entry中檢查有無該Chunk的實體位址存在，若沒有則將實體位址填入該Entry，若已存在則將比較兩Chunk在Spare 中的serialNumber，將較新的Chunk的實體位址寫入該Entry中，並將舊的Chunk設為Invalid。
| 1. 搜尋新配置到的Chunk ID | 2. 在Internal-Level搜尋過程中，發現無Tnode存在，建立一Tnode |
|
|
|
| 3. 在搜尋過程中，發現無Lowest-Level Tnode存在，則建立一Lowest-Level Tnode，並將該Chunk ID寫入對應的Entry中 | |
|
|
3.3 YAFFS Garbage Collection
Garbage Collection主要是用於將已不必要存在且浪費空間的Block做回收的動作，以增加可用的Block數。而Garbage Collection只有某些事件發生時才會執行。
在YAFFS中只有在下列事件發生時會執行Garbage Collection：
- 將Data寫入Flash Memory
- 更新yaffs_ObjectHeader
而YAFFS的Garbage Collection又分成兩種Mode：Aggressive Mode及Passive Mode，其相異點如下表所示：
| Aggressive Mode | Passive Mode | |
| 執行條件 | ErasedBlocks <= (PreservedBlocks + 1) ErasedBlocks：空Block數 PreservedBlocks：保留Block數 |
ErasedBlocks > (PreservedBlocks + 1) |
| 檢查回合數 | Iterations = (EndBlock-StartBlock) + 1 | 1. Iterations=(EndBlock-StartBlock) + 1 2. Iterations = Iterations / 16 3. Iterations = 200 if Iterations >200 |
YAFFS的Garbage Collection執行步驟如下：
1. 從currentDirtyChecker到End Block之間尋找Dirtiest Block（包含最多Invalid Chunk的Block）
圖十三
2. 將currentDirtyChecker重置至所發現的Dirtiest Block的位置
圖十四
3. 將Dirtiest Block中的Valid Page複製至其他的Empty Chunk中。
圖十五
4. 再將Dirtiest Block清除成Empty Block。
圖十六
3.4 Wear-Leveling
當Flash Memory在使用時，常常會對Flash Memory內的某個檔案做修改的動作，若此時檔案的大小更動而需要更多Page時，且在Flash Memory內仍有空的Block，則會配置空的Block給該檔案，若Flash Memory內已無空的Block，則會執行Garbage Collection的動作，清出空的Block以供使用。而在挑選空Block或使用Garbage Collection時挑選Dirtiest Block時，可能會造成部份的Block常常被挑選，而其他Block則很少被挑選配置。
圖十七
由於Flash Memory的特性，那些常常被挑選的Block可能會因為過度的使用而造成損毀，為了避免這種負擔不均的情形發生，因此在大部份的Flash- Specific File System上都會設計一種方法以避免此種情形發生，此方法即稱為Wear-Leveling。
使用Wear-Leveling時，在挑選Block時不會常常固定在某幾個Block上，而可使大部份Block的存取次數能夠平均，不會造成部份Block過度存度而造成毀損。
圖十八