2、VxWorks不仅是一种嵌入式实时 *** 作系统，又是可以运行的最小基本程序。其内部有BSP（BoardSupportPackage，板级支持包），便于进行驱动程序的编写。此外，VxWorks具有强实时性、微内核设计、可裁剪性、可移植性和可靠性等特点，能较好地满足嵌入式开发的需求。缺点就是昂贵的价格让开发者望而却步。
vxworksVxWorks 是美国 Wind River System 公司（ 以下简称风河 公司 ，即 WRS 公司）推出的一个实时 *** 作系统。Tornado 是WRS 公司推出的一套实时 *** 作系统开发环境，类似Microsoft Visual C，但是提供了更丰富的调试、防真环境和工具。
VxWorks *** 作系统有以下部件组成：
内核（wind）：
多任务调度（采用基于优先级抢占方式，同时支持同优先级任务间的分时间片调度）
任务间的同步
进程间通信机制
中断处理
定时器和内存管理机制
I/O 系统
VxWorks 提供了一个快速灵活的与 ANSI C 兼容的 I/O 系统，包括 UNIX 标准的Basic I/O（creat(), remove(), open(),close(), read(), write(), and ioctl().），Buffer I/O (fopen(), fclose(), fread(), fwrite(), getc(), putc()) 以及POSIX 标准的异步 I/O。VxWorks 包括以下驱动程序：网络驱动、管道驱动、RAM盘驱动、SCSI驱动、键盘驱动、显示驱动、磁盘驱动、并口驱动等
文件系统
支持四种文件系统： dosFs，rt11Fs，rawFs 和 tapeFs
支持在一个单独的 VxWorks 系统上同时并存几个不同的文件系统。
板级支持包 BSP（Board Support Package）
板级支持包向VxWorks *** 作系统提供了对各种板子的硬件功能 *** 作的统一的软件接口，它是保证VxWorks *** 作系统可移植性的关键，它包括硬件初始化、中断的产生和处理、硬件时钟和计时器管理、局域和总线内存地址映射、内存分配等等。 每个板级支持包括一个 ROM 启动（Boot ROM）或其它启动机制。
网络支持：
它提供了对其它VxWorks系统和TCP/IP 网络系统的"透明"访问，包括与BSD套接字兼容的编程接口，远程过程调用（RPC），SNMP（可选项），远程文件访问（包括客户端和服务端的NFS机制以及使用RSH，FTP 或 TFTP的非NFS机制）以及BOOTP 和代理ARP、DHCP、DNS、OSPF、RIP。无论是松耦合的串行线路、标准的以太网连接还是紧耦合的利用共享内存的背板总线，所有的 VxWorks 网络机制都遵循标准的 Internet 协议。
系列网络产品：
WindNet SNMP
WindNet STREAMS
WindNet 第三方产品，包括 OSI、SS7、ATM、Frame Relay、CORBA、ISDN、X.25、
CMIP/GDMO、分布式网络管理等。
这些产品扩展了VxWorks的网络特性，并增强了嵌入式处理器的网络特性
虚拟内存（ VxVMI）与共享内存（VxMP）
VxVMI 为带有 MMU 的目标板提供了虚拟内存机制。
VxMP 提供了共享信号量，消息队列和在不同处理器之间的共享内存区域。
目标代理（Target Agent）
目标代理遵循 WBD（Wind Debug）协议，允许目标机与主机上的 Tornado 开发工具相连。在目标代理的缺省设置中，目标代理是以 VxWorks 的一个任务tWdbTask 的形式运行的。
Tornado 目标服务器（Target Server）向目标代理发送调试请求。调试请求通常决定目标代理对系统中其它任务的控制和处理。缺省状态下，目标服务器与目标代理通过网络进行通信，但是用户也可以改变通信方式。
实用库
VxWorks 提供了一个实用例程的扩展集，包括中断处理、看门狗定时器、消息登录、 内存分配、字符扫描、线缓冲和环缓冲管理、链表管理和 ANSI C 标准。
基于目标机的工具
在 Tornado 开发系统中，开发工具是驻留在主机上的。但是也可以根据需要将基于目标机的Shell 和装载卸载模块加入 VxWorks。
总之，VxWorks的系统结构是一个相当小的微内核的层次结构。内核仅提供多任务环境、进程间通信和同步功能。这些功能模块足够支持VxWorks在较高层次所提供的丰富的性能的要求。
Tornado之TrueFFS编程者指南（一）seasoblue
按：这篇文章主要根据tornado2.0 for Arm的在线帮助写成，前面大部分是翻译过来的，后面将详细介绍MTD驱动的编写，并会给出实际的例子。TrueFFS对于作嵌入式系统来说非常有用，我希望这儿的每一个开发者都能掌握它。我对TrueFFS的研究还很浅薄，所以如果有信口开河的地方还请大方之家斧正。如果能对大家有所帮助，也就无枉此笔了。
一． 概述
1．简介
Tornado的TrueFFS是和vxworks兼容的一种M-Systems Flite实现方式，版本为2.0。它为种类繁多的flash存储设备提供了统一的块设备接口，并且具有可重入、线程安全的特点，支持大多数流行的CPU构架。
有了Tornado的TrueFFS，应用程序对flash存储设备的读写就好象它们对拥有MS-DOS文件系统的磁碟设备的 *** 作一样。这样TrueFFS就屏蔽了下层存储介质的差异，为开发者提供了统一的接口方式。然而，当你设计一个嵌入式系统的时候，了解flash存储器和磁碟设备的不同之处还是很重要的。尽管flash存储器不可能适用于所有的嵌入式系统，但由于flash存储器具有体积小，耗电省，非易失存储的特性，在许多的环境下尤其在移动设备和手持设备领域里它成为了理想的选择。
Flash存储器在拥有众多优点的同时也有一些自身的缺点。首先，它在写之前必须要进行擦除 *** 作，而且不能一个字节一个字节的擦，它只能以一个扇区、一个块或者整片的方式进行擦 *** 作。它的写和擦 *** 作都需要较复杂的步骤才能完成，这就降低了它的易使用性。另外，Flash存储器最大的一个缺点就是寿命有限，可擦除的次数因不同厂商而有所不同，一般都在1万到10万次左右。
一个运行在flash存储器上性能良好的块设备应该能针对可移动的媒体（如flash卡）处理各种复杂的情况。比如，完全有这样的可能：当驱动程序正在进行写 *** 作时用户却把flash卡抽出来了。这有时会造成灾难性的后果。幸运的是，TrueFFS在设计时已经仔细考虑了flash存储器的各种特性，以及掉电和用户由于不耐烦或好奇的原因而猛地拔出flash卡想看看发生了什么事的情况。
2．TrueFFS和块数据
Flash存储器不能无限次重复使用。它的每个扇区的擦除次数虽然很大，但却有限。因此，随着使用次数的加长，它最终会变成只读状态。所以我们应该尽最大可能延长它的寿命。行之有效的方*就是平衡使用所有的存储单元，而不让某一单元过度使用。这种技术被称之为wear leveling。TrueFFS使用一种基于一张动态维护表的block-to-flash(块对应于flash)传输系统来实现wear leveling技术。当块数据被修改、移动，或碎片回收后，这张维护表会自动调整。
就象块设备驱动需要的那样，TrueFFS把flash存储空间映射到一个特殊的连续存储块队列中，以便文件系统可以对它进行数据的读写。这些块被从0开始连续编号。
从一个数据块中读取数据的 *** 作非常直接。文件系统请求指定块的内容，TrueFFS响应后将块号传送到flash存储匹配器（flash memory coordinates）中，找到之上的数据，然后把数据返回给文件系统。向块写数据也一样的直接，只要这个块还没有被写过。TrueFFS要作的就是传送块号到flash存储匹配器（flash memorycoordinates）中，并写数据到所指定的地址。
但如果写请求试图修改一个已经写过了的块设备内容，情况就复杂了。TrueFFS先是找到flash空间中一个已经可写的区域，然后把修改后的块数据写到那里。当数据安全地写完后，TrueFFS更新它的block-to-flash映射结构，以使块现在映射的区域为放置修改后数据的区域。这就保证了一定程度上的wear leveling。然而，如果存储在flash上的一些数据本质上是静态的，只有在修改时wear leveling才会产生一种被称为静态文件锁定的问题。
存储这些静态数据的区域根本不会被*循使用，这将降低flash期望的生命值。TrueFFS通过强制转移静态区域的方*成功克服了静态文件锁定的问题。因为block-to-flash映射表是动态的，TrueFFS能够以对文件系统不可见的方式管理这些wear-leveling转移。由于绝对强制wear-leveling方式会对性能产生一些负面的影响，所以TrueFFS采取了一种非绝对wear-leveling的算*。它保证了所有空间的使用近似平等。
最后，TrueFFS的wear-leveling算*更增强了突破被称为死锁这种模式的性能。
所谓死锁就是一些简单的wear-leveling算*只是两个或多个单元长时间循环而忽略了其余的单元的现象。
3．碎片回收
块数据的修改使得flash的一些块区域不再包含合*的数据，并且这些区域在擦除之前变得不可写。如果没有机制来回收这些区域，flash很快就会变成只读的状态了。不幸的是由于这些块不可以单独擦除，回收这些块就有些复杂了。单次擦除被限制在一个叫作擦除单元（erase unit）的较大范围内。如对于Intel的flash器件来说是64k字节。
TrueFFS使用一种被称为碎片回收（garbage collection）的机制来回收那些不再包含有效数据的块。该机制从一个预擦除单元（source erase unit）内拷贝所有的有效数据块到另一个新的被称为转移单元（transferunit）的擦除单元。TrueFFS然后更新block-to-flash映射表再擦除这个废旧的预擦除单元。
这样，原来的块出现在外界时仍然包含了原来的数据，虽然这些数据现在已经存放在flash存储器的其它空间。
怎样触发碎片回收功能呢？如果太频繁，则会降低wear-leveling的效果，并影响整个flash的性能。因此在TrueFFS内部，碎片回收只是在块分配算*需要的时候才会触发。块分配算*尽量保持在同一个擦除单元（erase unit）内有一段连续的自块池。如果块池变得太小，块分配算*就会马上采用碎片回收算*进行碎片回收。然后碎片回收算*就会找到并回收和下面标准最吻合的擦除单元（erase unit）：
l 废块最多
l 擦除周期数据最少
l 最静态的区域
另外，碎片回收算*也会采用随机选择的处理方*。这样可以保证回收处理能够均匀地覆盖整修存储空间，而不会由于应用程序使用数据的方式而偏差。
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