??? 摘 要: FAT32在Linux上的優(yōu)化與實現(xiàn)是提高硬盤式嵌入式設(shè)備性能的關(guān)鍵因素。通過深入分析FAT32文件系統(tǒng)" title="文件系統(tǒng)">文件系統(tǒng)在Linux上的實現(xiàn)細節(jié)，針對性地提出了多種優(yōu)化策略：Block機制實現(xiàn)優(yōu)化,、預讀機制控制優(yōu)化,、Page機制改進等。最后給出了一個實際系統(tǒng)的性能優(yōu)化比較,。
??? 關(guān)鍵詞: Linux? FAT32文件系統(tǒng)? 預讀? 優(yōu)化

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??? 隨著芯片技術(shù)的發(fā)展，各種處理器的處理能力" title="處理能力">處理能力不斷提高,，手持智能終端得到極大的普及。嵌入式Linux操作系統(tǒng)在未來的手持智能設(shè)備" title="智能設(shè)備">智能設(shè)備中將扮演著非常重要的角色,，使嵌入式Linux的應用和研究不斷的深入,。
由于Microsoft公司的Windows操作系統(tǒng)占據(jù)了桌面操作系統(tǒng)絕大多數(shù)份額，而手持智能設(shè)備與PC機的數(shù)據(jù)交換又在所難免,，因此，絕大多數(shù)的大容量" title="大容量">大容量嵌入式智能設(shè)備必須采用與PC機兼容的FAT/FAT32文件系統(tǒng),。隨著便攜式硬盤的應用，F(xiàn)AT32在嵌入式硬盤上已成為主流的格式,。
??? 同時，隨著CPU處理能力的提高,，面向存儲的應用需求在手持智能設(shè)備上也隨著不斷增長,，文件系統(tǒng)的訪問性能將是未來的手持設(shè)備非常關(guān)鍵的因素,。然而,，當硬盤在手持智能設(shè)備上應用時，由于硬盤訪問的高耗能特性，對于手持設(shè)備的設(shè)計構(gòu)成了極大的挑戰(zhàn)。而硬盤的能耗又與讀寫訪問的時間成正比,，從節(jié)能的角度出發(fā),，系統(tǒng)設(shè)計者同樣希望在單位時間內(nèi)讀取更多內(nèi)容,，以減少硬盤訪問時間從而達到節(jié)能的目的,。因此，在Linux上的FAT32的優(yōu)化實現(xiàn)成為非常迫切的需求,。
1 Linux中FAT32文件系統(tǒng)讀操作分析
1.1 虛擬文件系統(tǒng)與FAT32^[1-2]
??? Linux系統(tǒng)中的虛擬文件系統(tǒng)VFS(Virtual File System)是一個非常強大的機制,，其設(shè)計思路是在內(nèi)核中提供一個文件系統(tǒng)框架,，包括接口函數(shù)集,、管理用的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)以及各種緩存機制,。VFS提供上下兩個方面的接口,上層接口是提供給I/O系統(tǒng)的用戶使用的,，包括應用程序和內(nèi)核的其他管理模塊，通過該接口可使I/O系統(tǒng)（文件,、設(shè)備,、網(wǎng)絡等）完成如打開,、關(guān)閉、讀,、寫等;下層接口是提供給真實文件系統(tǒng)的,，VFS支持的每個真實文件系統(tǒng)都要通過這個接口來實現(xiàn)。通過這種機制,，Linux將系統(tǒng)存在的各種真實文件系統(tǒng)(如EXT2/EXT3,、FAT/FAT32、JFFS/JFFS2等)以及設(shè)備文件都統(tǒng)一到一種操作中,，以此來實現(xiàn)系統(tǒng)的管理與調(diào)度,。
??? FAT(File Allocation Table)文件系統(tǒng)是Microsoft公司推出的廣泛使用在Dos,、Windows 9X、Windows 2000以及Windows XP系統(tǒng)中,。由于Windows系列的操作系統(tǒng)的普及,，其FAT文件系統(tǒng)被人們所廣泛熟悉和應用。當前針對大容量硬盤,，F(xiàn)AT32文件系統(tǒng)占據(jù)了主要的地位,。在FAT32文件系統(tǒng)中，以下三個概念與文件的組織密切相關(guān)：
??? 扇區(qū)(Sector): 數(shù)據(jù)存取的最小物理單位,。
??? 簇(Cluster):文件最小分配單位,，與分區(qū)大小、文件系統(tǒng)相關(guān),。
??? 邏輯扇區(qū)(Logic Sector):在文件系統(tǒng)實現(xiàn)中，為了優(yōu)化和統(tǒng)一設(shè)計所定義的讀寫長度,。
1.2 文件讀在內(nèi)核中的實現(xiàn)
??? 以讀操作為例,，通過Linux系統(tǒng)中VFS的作用，從用戶空間對FAT32的操作,，系統(tǒng)可以抽象成從fread( )映射到內(nèi)核函數(shù)do_generic_file_read( )來完成具體的文件讀操作,。在文件/μCLinux/linux-2.4.x/mmnommu/filemap.c中存在這個接口實現(xiàn)的原型。雖然這類接口并不是基本的,，但正如大多數(shù)文件系統(tǒng)的實現(xiàn),，F(xiàn)AT32就是通過這類接口來實現(xiàn)文件的各種操作。
??? 圖1描述了函數(shù)do_generic_file_read( )的實現(xiàn)原理,。從函數(shù)入口處獲得目標內(nèi)容的文件描述指針,，從而獲得文件入口。通過分析描述符inode以及當前狀態(tài),，系統(tǒng)獲得預讀read_ahead的大小,，進行相應的計算，獲得所需要獲取的目標內(nèi)容Page頁索引以及offset偏移量,。然后發(fā)起預讀的指令,，并等待獲得相應的Page內(nèi)容后，將其拷貝到buffer中進行組織,，并提供上層程序磁盤文件在內(nèi)存中的映像,。

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1.3 文件預讀機制與Page讀^[1-4]
??? 在do_generic_file_read的實現(xiàn)中，磁盤讀動作實際是在預讀read_ahead中完成的,，即預讀機制,。這是由于Linux系統(tǒng)為了獲得更高的性能以及充分利用CPU處理能力，VFS設(shè)計中做了一層buffer/cache緩沖,。當系統(tǒng)發(fā)現(xiàn)buffer/cache中有即將要訪問的內(nèi)容缺失時,，系統(tǒng)將發(fā)起一次預讀請求,。下層文件系統(tǒng)根據(jù)尋找CPU以及總線的空閑狀態(tài)，執(zhí)行具體的預讀機制,。這樣,上下層構(gòu)成一個異步過程來完成系統(tǒng)的任務,，以達到充分利用系統(tǒng)資源的目的。
??? 在考察read_ahead( )的實現(xiàn)中可以發(fā)現(xiàn),，實際上read_ahead( )函數(shù)的主要功能是根據(jù)實際需求不斷調(diào)用文件系統(tǒng)中的readpage( )函數(shù)來完成的,。這是由于Linux的內(nèi)存管理都是按照頁(Page)模式進行組織的。也就是說,每次從具體的對象數(shù)據(jù)存儲設(shè)備(如硬盤)上讀取相應的數(shù)據(jù)時,，將嚴格按照page的大小進行讀取動作,。根據(jù)一般定義，Page采用4 096B為單位,。在Linux上的FAT32實現(xiàn)中,，將由fat_readpage( )具體應用實例來實現(xiàn)這個功能。
1.4 Block讀實現(xiàn)^[3-4]
??? 由于不同的硬件設(shè)備存在不同的物理結(jié)構(gòu),，在文件系統(tǒng)格式化時,，最基本的存儲單元Cluster的大小是不同的。如通常能夠見到的有512B,、1KB等,。也就是說，實際文件的存儲是按照不同的目標存儲設(shè)備劃分為不同的塊來存儲的,。在文件系統(tǒng)實現(xiàn)中,，為了兼容不同的目標系統(tǒng)與硬件設(shè)備，在FAT文件系統(tǒng)中的Page讀動作的實現(xiàn)中,，引入了一個Block概念,，即根據(jù)具體文件描述，按照Block大小完成整個Page的讀命令,。
???? 在μCLinux/linux-2.4.x/mmnommu/filemap.c文件中,，fat_readpage( )的實現(xiàn)就是根據(jù)上述目標進行相應設(shè)計的，即通過inode獲取相應文件的具體存儲信息,，然后將Page讀轉(zhuǎn)化為按照Block塊方式進行讀操作,。也就是通過反復調(diào)用block_read_full_page( )函數(shù)來滿足最后Page內(nèi)容的獲取。

??? 函數(shù)block_read_full_page( )的具體實現(xiàn)過程如圖2所示,。系統(tǒng)根據(jù)傳入的參數(shù),，獲得Block大小，生成相應的緩存空間,，然后反復發(fā)出Block讀的Request,，直到完成整個Page的讀任務。
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??? 如圖2所示Block_read_full_page( )的實現(xiàn)機理中,，最重要的是根據(jù)系統(tǒng)狀況,，經(jīng)過計算確切地獲得將由多少個Block來組成一個Page,。
??? 在Linux實現(xiàn)中，Block大小決定于文件描述符inode中的i_blkbits域,。在Linux中的FAT32文件系統(tǒng)設(shè)計中,，inode->i_blkbits是由FAT32系統(tǒng)中的logic_sector_size決定的，即用/linux-2.4.x/fs/fat/inode.c來實現(xiàn)從FAT32文件系統(tǒng)映射到Linux的inode各項定義,。
1.5 系統(tǒng)MAKE_REQUEST^[1-4]
??? 經(jīng)過上述各個步驟的計算,，在文件系統(tǒng)實現(xiàn)中，將文件讀操作轉(zhuǎn)化為若干個不同的Block讀需求,，最后向下層驅(qū)動程序?qū)影l(fā)起具體的命令Request,。上述的轉(zhuǎn)化，基本上是根據(jù)底層配置以及內(nèi)存管理的需求,，將大的/整體的命令細分/拆分為更加細小的動作,。
??? 而在實際執(zhí)行過程中，肯定存在較多的過度拆分的情況,，以致于產(chǎn)生過多低效率的命令,，因此，在具體實現(xiàn)過程中,，為了避免這種情況，在實際發(fā)出Request之前,，需要對其進行相應的檢查,，合并相關(guān)的Request，以提高系統(tǒng)實現(xiàn)性能,。這個過程將由submit_bh來完成,。
??? 圖3所示是submit_bh函數(shù)中的主體調(diào)用子函數(shù)_make_request的實現(xiàn)過程。在FAT32實現(xiàn)中,，_make_request根據(jù)獲得的Block大小,、存儲設(shè)備的sector number，準備好內(nèi)存空間后,，向IDE發(fā)出具體的Request,。而具體的Request合并將發(fā)生在發(fā)出Request之前。其實現(xiàn)原理根據(jù)當前隊列中Request的地址相關(guān)性來判斷,。

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2 優(yōu)化策略分析
??? 面對提高文件系統(tǒng)訪問性能的需求,，經(jīng)過分析系統(tǒng)如何處理用戶發(fā)起的讀命令，觀察read( )命令從VFS到具體的文件系統(tǒng)FAT32的實現(xiàn),，轉(zhuǎn)化為具體的每一個Request的整個過程,，系統(tǒng)的優(yōu)化可從以下幾個方面進行。
2.1 Block讀操作改進
??? 根據(jù)1.4節(jié)針對block_read_full_page( )的描述,，實際上是根據(jù)實際文件系統(tǒng)定義的Block大小,，將一個page轉(zhuǎn)化為多個Block的讀動作,。而在FAT32的具體實現(xiàn)中，根據(jù)/linux-2.4.x/fs/fat/inode.c文件中的描述,，Block size等于logic_sector_size的大小,，即邏輯扇區(qū)大小。
??? 在FAT文件系統(tǒng)的定義中,，邏輯扇區(qū)是為了統(tǒng)一不同硬盤的物理扇區(qū)而設(shè)置的,。由于一般物理扇區(qū)最小為512B，因此在FAT32普遍實現(xiàn)中,，邏輯扇區(qū)設(shè)置為512B,。
??? 而當前大容量的硬盤系統(tǒng)，其物理扇區(qū)普遍大于4KB,。在這種情形下,，根據(jù)Linux上的FAT32實現(xiàn)，一個4KB或者以上的物理扇區(qū)的讀,，被人為地劃分為8次512B邏輯扇區(qū)的讀命令,。而由于物理原因，可知道物理扇區(qū)將是磁盤上最小的尋址單位,，也就是說,，在最壞的情況下（即下層__make_request沒有及時判斷出這些buffer是可以合并的），向一個以4KB為扇區(qū)的硬盤發(fā)出一個page（4KB）的讀命令,，最后將由8次同一個扇區(qū)的讀動作來實現(xiàn),。
??? 針對block_read_full_page劃分的不合理，可以嘗試用重寫block_read_full_page來實現(xiàn),，即擴大Block為4KB,。這樣即可以認為，一個Linux的page讀將按照一次Block讀來完成,。同時由于Linux內(nèi)存管理都以4KB大小的page作為基本單位,，這樣在所有文件系統(tǒng)的內(nèi)部，將以4KB為最小單位進行讀取,，把跨4KB的特殊情況留給下層驅(qū)動來完成拆分（由于大容量硬盤的應用目標,，這種情況幾乎不會出現(xiàn)）。因此,，Block改進就是通過改進Block的大小,，進行合并過多的拆分，來達到提高系統(tǒng)的讀性能的作用,。
2．2 預讀機制控制
??? Linux系統(tǒng)上的FAT32文件系統(tǒng)實現(xiàn),，依然強烈依賴著預讀機制來完成實際的讀操作。這是由于Linux最初是以PC機為設(shè)計目標的，即存在內(nèi)存交換文件和各種緩沖機制來對有限的資源進行無限的邏輯擴展^[5],。
??? 這種多重緩沖的設(shè)計機制,，非常適合應用程序/控制命令流存儲的磁盤管理。然而,，在本嵌入式系統(tǒng)" title="嵌入式系統(tǒng)">嵌入式系統(tǒng)設(shè)計中,，F(xiàn)AT32作為數(shù)據(jù)存儲空間，數(shù)據(jù)存儲相對有序,，并且可預測性比較強,。因此，這種抽象帶來的好處不是特別的明顯,。同時由于存在多級緩沖,，尤其是硬盤系統(tǒng)的多級緩沖，會造成以下幾個缺點：
??? (1)因多次數(shù)據(jù)搬移,，造成性能下降,。對于嵌入式系統(tǒng)尤其是消費類設(shè)備，由于成本的原因,，其總線帶寬（包括內(nèi)存總線與外部總線）都是相對有限的,，因此，在這類總線中的數(shù)據(jù)搬移造成的延遲,，是不能忽略的(而PC機的設(shè)計中,，由于高速的內(nèi)存吞吐量，往往這個延遲是可以忽略的),。
??? (2)緩沖和cache的存在,，會造成具體動作更多不可預測性，這違反了實時系統(tǒng)的需求,。因為嵌入式系統(tǒng)很多層面都有一定的實時性要求；其次,，增加了硬盤電源管理的難度,，即硬盤狀態(tài)將頻繁切換，減少有機會進入省電的Idle模式及更加省電的Sleep模式,，浪費了硬盤自身APM（Advanced Power Management）帶來的好處,。
??? 因此，在本設(shè)計中需要對預讀機制進行管理,，甚至去除預讀機制,。實際上是對文件讀實現(xiàn)中的do_generic_file_read( )函數(shù)進行改造，去除了預讀判斷機制,，采用直接調(diào)用方式,。
2．3 Page機制改進
??? 整個文件系統(tǒng)的讀操作，將以page為單位進行相應的規(guī)劃，即以4 096B為考慮對象,。而在真實的磁盤系統(tǒng)中,，由于大容量磁盤的普及，4 096B幾乎成了最小的物理扇區(qū),。面對這樣的磁盤系統(tǒng),，其FAT文件讀寫具體實現(xiàn)，實際上不能充分利用底層硬件以及驅(qū)動程序提供的各種優(yōu)化措施,，如DMA等^[6-7],。
??? 針對這樣的思路，需要引入多個page讀操作的相關(guān)性,，即在fat_readpage( )之前增加多個page合并的判斷,。可以借鑒Request合并的方式進行page合并,，即通過目標地址判斷的方式進行合并部分Page讀動作,。
3 優(yōu)化實例
??? 在實際優(yōu)化中，采用了前面提到的三種優(yōu)化策略,在某一個實際的系統(tǒng)上進行相應的測試,，取得了較好的效果,。
??? 圖4是一個ARM嵌入式系統(tǒng)的詳細測試結(jié)果。該測試的物理實施條件是：

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??? ARM7TDMI的系統(tǒng),，CPU頻率88MHz,，8KB i-cache/no d-cache；硬盤掛接的EMIF為44MHz,，16bit位寬,；SDRAM為32bit位寬，運行在88MHz下,；硬盤為4 200轉(zhuǎn),，20GB；系統(tǒng)采用μCLinux 2.4.18,。
測試采用發(fā)起read( )用戶讀操作進行相應的測試,。其中每個測試采用不同大小的buffer來觀察實際優(yōu)化前/后的訪問速率比較。
??? 從測試結(jié)果可以看出,，在采用buffer為8KB進行文件讀時,，可以取得超過50%以上的訪問性能的提升。同時在這種測試條件下,，也獲得了最好的讀性能,，達到2MB/s以上的測試性能。這個讀性能基本上已可以滿足很多多媒體系統(tǒng)所需要的數(shù)據(jù)流要求,。
??? 同時在這種優(yōu)化策略下,，應用系統(tǒng)可以有針對性地優(yōu)化應用程序中的各種讀操作,。建議采用4KB或者8KB的buffer，使系統(tǒng)運行在最佳的狀態(tài),。
??? 本文仔細分析了Linux的FAT32實現(xiàn)中讀操作的具體實現(xiàn)過程,，針對FAT32系統(tǒng)實現(xiàn)的缺陷，提出了多種優(yōu)化策略,，并在某一個嵌入式設(shè)備中進行具體的優(yōu)化和測試,，取得了一定的性能提升。最后給出了對應用程序設(shè)計的建議,。
??? 文件系統(tǒng)優(yōu)化是一個非常深奧的課題,，尤其是嵌入式系統(tǒng)的文件系統(tǒng)設(shè)計，針對不同的應用,，應有不同的優(yōu)化目標,。本文介紹了初步的優(yōu)化方法，在某一個具體的嵌入式設(shè)備上進行相應的實踐,，取得了良好的效果,。

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