东南大学硕士学位论文
４．１．２在ｆｌａｓｈ上建立文件系统
针对嵌入式系统的应用环境以及ＦＩＡｓＨ芯片的特性，对文件系统一般有如下要求：一是掉电安 全（ｃｆａｓｈ＾）０、Ⅳｃｒｄｏｗｎ—ｓａｆｃ），嵌入式系统的运行环境一般比较恶劣，但同时又要求有比较高的可靠性， 这就对ＦＬＡｓＨ文件系统提出了较高的要求，无论程序崩溃或系统掉电，都不能影响文件系统的一 致性和完整性，文件系统的写入，垃圾回收等操作对系统异常终止都非常敏感，极易造成数据丢失 和数据垃圾。二是平均使用（ｗｅ廿Ｉｃｖｄｉｎｇ），如上所述，ＦＩＡｓＨ扇区的擦除次数都有限制，文件系 ｏｌｌ∞ｄｏｎ），任何存储器在分配使用一段时间之后，都会 的使用寿命。三是高效垃圾回收（ｇａｒｂａｇｅｃ出现空区和碎片数据，这就需要进行垃圾回收，以保证存储器空间的高效使用。而ＦＬ．～ｓＨ擦除以扇 区为单位，垃圾的回收也应以扇区为单位，先移动扇区数据。再擦除整个扇区。四是低空间消耗（１０ｗ
统对ＨＡＳＨ的使用必须充分地考虑该特性，最好能均匀使用ＦＬＡｓＨ的每个扇区，以延长卧ｓＨ
ｏｖ盯１１ｅａｄ）。ｏ耐Ｉｅａｄ指文件系统管理结构在ＦＩＡＳＨ存储器上的空问消耗，这部分空间用于文件系
统建立，而不能用于实际数据的存储，因为，一般嵌入式系统中存储器空间有限，低空间消耗可以
提高有用数据的存储空问。
针对上述对文件系统的要求，如何实现嵌入式ｆｌａｓｈ文件系统呢？这其中有三种常用方式：一 是集中管理式文件系统，现在的台式机器使用的大多属于这种类型，其主要特点是存储器空间的使 用信息集中存放在存储器的某个地方，而这个关键的信息区如果损坏，则文件系统将无法恢复．如 果在ＦＬＡＳＨ上使用这种文件系统需要大量的Ｒ．＾Ｍ空间作为ＦＬＡｓＨ的更新缓存，这类文件系统在掉电 安全上有明显的缺陷：二是线性文件系统，又称连续存放文件系统，每个相关的所有信息都连续存 放在存储器中，与集中管理式文件系统相比较而言，实现更简单，读写更快速，更重要的是将文件 系统的关键信息分布存放，这种文件系统更适合用于ＦＬＡＳＨ存储器．但对文件的操作效率很低，不
Ｓ），这种文件系统顺序 容易实现添加．插入，剪切等操作；三是日志文件系统（Ｌｏｇ—ＳｔｎｌｃｔｕｒｅｄＦ
写入对文件系统的修改．就象做日志记录一样，可加速文件写入和崩溃恢复。本文接下来将重点讨 论这种文件系统。
４．２ ＪＦＦＳ文件系统
４．２．１ ＪＦＦＳ的特点
ＪＦＦｓ是由瑞典的ＡｘＩｓ通信公司开发的文件系统，是专门针对无盘嵌入式系统中ＦＬＡｓＨ存储器 而设计，由于其遵循ＧＰＬ开放源码，所以很容易利用其思路进行移植工作。目前已经有了ＪＦＦＳ的第 ２个版本即ＪＦＦＳ２，新版本主要改善了存取策略以提高ＦＬＡｓＨ的抗疲劳性及优化了碎片整理性能，
增加了数据压缩功能。
下面来看ＪＦＦＳ是如何来满足前面提到的对基于ＦＬＡＳＨ存储器的嵌入式文件系统的要求：为了保 证文件系统在任何情况下都是安全，完整和一致的，ＪＦＦＳ使用了日志方式，即ＬＯＧ结构的文件系统： 为了保证ＦＬＡＳＨ空间不溢出，ＪＦＦＳ提供了有效的垃圾回收功能，即在ＦＬＡＳＨ上创建ＪＦＦｓ文件系统 后，经过一些修改和操作，就会出现不在使用的数据区。称为脏区，当脏区超过一定数量后就必须
Ｆ进行垃圾回收操作了，顺序是从前到后，即前面的先清除；为了保证存储器的平均使用率。ＪＦＳ具
有疲劳均匀（ｗａｒ—ｌｅｖｅｌｉｎｇ）的特性，ＪＦＦＳ就像一个循环文件：在末端写入，始端进行擦除或垃 圾收集，而可在任意位置进行读操作，这样对存储器空间的来说也是一种循环使用方式。
４．２．２ ＪＦＦｓ的结构分析
下面简单介绍一下ＪＦＦＳ文件系统的结构设计，以ＪＦＦＳ２的版本为例
２２
苎婴童！型竺：！堕奎堡墨竺婴！
在存储格式上，ＪＦＦＳ２是以Ｌｏｇ－Ｓｔｎｌｃｔｕｒｅｄ为基础的日志式的，日志的组成单位是存储节点，
每个存储节点与一个ｉｎｏｄｅ相关联，ｉｎｏｄｅ是ＪＦＦＳ２文件系统的基本组成构件，每个文件或目录（看 成特殊的文件）都有且只有一个ｉｎｏｄｅ描述，因此ｉｎｏｄｅ的编号是唯一的。
——一污瓣区毽豳 有敢区［＝］空白区
图４．１ ＪＦＦｓ文件系统结构图 如上图所示．各个文件的存储节点按
照建立的时间先后．顺序地存储在Ｆ１ａｓｈ上．并且在可利
用的存储空间里严格地按线性增长。存储空间由若干擦写块组成，各个擦写块之间相互独立，存储节 点不能超越擦写块的边界存放。在ＪＦＦＳｌ文件系统中存储节点类型只有一种。ＪＦＦＳ２文件系统支持 的存储节点类型较前者要丰富。ＪＦＦｓ２沿用了ｅｘｔ２文件系统中兼容位码的方法．允许用户为系统定 义新的节点类型。所有类型的节点都有一个通用头部，头部包含了节点的类型、长度、头部ＣＲｃ校 验位等信息。节点类型字段的最高两位有特殊含义．它的取值代表着当内核不支持当前节点类型时 应该采取的操作，它们是；（１）ＪＦＦｓ２一ＦＥ＾１１艇卜ＩＮｃ０好ＡＴ：拒绝安装该文件系统；（２）ＪＦＦＳ２一
ＦＥ删ＲＥ＿Ｒ０ｃ０ＭＰＡＴ：以只读方式安装文件系统；（３）ＪＦＦＳ２一ＦＥ删ＲＥ＿Ｒｗｃｏｊｌ２ＰＡＴ－ＤＥＬＥＴＥ：以读写方
式安装文件系统，当回收废弃块时，删除该节点：（４）ＪＦＦＳ２一ＦＥ＾１１瓜Ｅ－Ｒ删ＰＡＴ＿ｃ０ＰＹ：以读写方
式安装文件系统，当回收废弃块时，要将该节点完好无损地复制到新的存储空间中。
在ＪＦＦＳ２文件系统中定义了３种具体的节点类型。 （１）ＪＦＦＳ２＿ＮＯＤＥＴＹＰＥ—ＩＮＯＤＥ：这种节点用于存储普通文件的数据，在节点的起始位置存放着所
ｆｆｓ２一ｒａＷ－ｉｎｏｄｅ结 属文件的系统信息，随后是文件的有效数据。系统信息的存储格式由ｓｔｒｕｃｔ ｊ构给出（定义在ｊｆｆｓ２．ｈ文件中，位于标准Ｌｉｎｕｘ内核源代码目录中），其主要属性如下。１）ｉｎｏ： 节点所属文件的ｉｎｏｄｅ编号；２）ｖｅｒｓｉｏｎ、Ⅲｏｄｅ：存储节点版本号、文件模式；３）ｕｉｄ、ｇｉｄ：文件 属主ｉｄ、所属组ｉｄ；４）ａｔｉｍｅ、ｍｔｉｍｅ、ｃｔｉｍｅ：３种时间戳，分别表示最后访问时间、最后更新时 间和创建时间；５）ｄｓｉｚｅ，ｃｓｉｚｅ：所含数据压缩前和压缩后的大小；６）ｄａｔａ＿ｃｒｃ、ｎｏｄｅ＿ｃｒｃ：数 据校验位、节点校验位。每个节点都有个版本号（ｖｅｒｓｉｏｎ字段）．同一ｉｎｏｄｅ的存储节点版本号之 间存在升序的关系。新节点的版本号总是不小于旧节点的版本号。如果旧节点包含的数据被新节点 覆盖，该旧节点将被标为作废节点。作废节点占有的存储空间称为“污染空间”，是可以被回收再次 利用。存储节点的数据可以被压缩存储，为了加快读取整个页面数据的解压缩速度，系统规定每个 节点的数据不能超过所在硬件平台的页面值。
一 ｒｆｆｓ２（２）ＪＦＦＳ２－ＮＯＤＥｒＹＰＥ＿ＤＩＲＥＮＴ：这种节点用于存储目录文件或ｉｎｏｄｅ链接符。ｓｔｎｌｃｔｊａ＇
ｒｄｉｒｅｎｔ结构给出了它的定义（在ｊｆｆｓ２．ｈ中定义）。具体属性如下。１）ｐｉｎｏ、ｉｎｏ：父ｉｎｏｄｅ号、 所属ｉｎｏｄｅ号；２）ｖｅｒ２ｓｉｏｎ：本节点版本号；３）ｎｓｉｚｅ、ｎ∞ｅ：文件名长度和文件名；４）ｎｏｄｅ—ｃｒｃ、 ｎａｍｅ—ｃｒｃ：节点校验位、名字校验位。删除文件链接操作是通过写一个新的同名目录节点到存储介 质上，并置ｉｎｏ字段‘Ｏ’值实现的：而改名操作ＪＦＦＳ２系统则分为两步实现：第一步是用新的名字 和老ｉｎｏｄｅ号生成一个新的目录节点，产生一个新的链接。第二步用老名字生成一个ｉｎｏｄｅ号为‘０’ 的目录节点来断开原来的链接。这样在改名过程中系统可以通过新老两个链接名访问目标节点，这
０ｒｔａｂｌｅ Ｏ种策略符合ＰＯＳＩｘ（ＴｈｅＰｐｅｒａｔｉｎｇ Ｓｙｓｔ∞Ｉｎｔｅｒｆａｃｅ）规范的要求。
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（３）ＴＦＦＳ２一ＮＯＤＥＴＹＰＥ—ＣＬＥ＾瑚＾ＲＫＥＲ：当成功回收了一个擦除块后，系统将在该擦写块上生成一 个这种节点，用于表明这个擦除块是可以安全使用的。
在理解ＪＦＦＳ２存储格式的基础上。接下来进一步讨论ＪＦＦＳ２文件系统重建操作。和其他的Ｌｉｎｕｘ文 件系统一样，ＪＦＦＳ２在系统启动的时候要向ＶＦＳ注册，并在内存中建立完整的文件系统存储镜像。 但是启动结束后ＪＦＦＳ２文件系统并不是一直把所有的系统信息保存在内存，只局限于那些不易被快 速建立的信息。ＪＦＦＳ２系统的内存镜像主要通过两个数据结构来实现，它们分别是ｓｔｒｕｃｔ ｆｆｓ２一ｉｎｏｄｅ—ｃａｃｈｅ和ｓｔｎｌｃｔ ｊｆｆｓ２一ｒ卿１ｌｏｄｅ＿ｒｅｆ。
砒ｒ—ｃｔ
Ｊ他鼍哪ｎ甜ｅ．．ｎ订
Ｕ嚏ｔＩ刚ｆＩａｇ
图４．２ ｊｆｆｓ２－ｒＭ—－ｎｏｄｅＪｅｆ
如上图所示，ｊｆｆｓ２一ｉｎｏｄｅ—ｃａｃｈｅ是ｉｎｏｄｅ在内存中用于快速索引的数据结构．其中包含的信
息有：所属ｉｎｏｄｅ编号、该ｉｎｏｄｅ的物理存储块链表指针、ｉｎｏｄｅ的关联数。ｊｆｆｓ２一ｒａｗｌｌｏｄｅ—ｒｅｆ 是物理存储块在内存中索引结构，主要属性有：（１）ｎｅｘｔ—ｐｈｙｓ：指向本擦写块下个存储节点的内存 索引块的指针；（２）ｎｅｘｔ—ｉｎ—ｉｎｏ：指向本ｉｎｏｄｅ的下一个存储节点的内存索引块的指针；（３） ｆｌａｓｈｏｆｆｓｅｔ：物理偏移地址。由于存储节点大小是４的倍数，所以该字段的最后两个数据位有特殊 意思，第ｌ位保留待用，第０位用于表示本节点是否被废弃；（４）ｔｏｔｌｅｎ：节点长度。ＪＦＦＳ２文件系 统的内存镜像建立工作是由函数ｊｆｆｓ２一ｂｕ订ｄ－ｆｉｌｅｓｙｓｔｅｍ（）来完成的，其流程如下：（１）调用 ｊｆｆｓ２一ｓｃａｎ－ｍｅｄｉⅧ（），扫描所有擦写块，将擦写块按类型插入到相应的链表中去．建立ｉｎｏｄｅ和 各种存储节点的缓冲链表；（２）扫描整个目录树，计算每个目录节点的关联数。建立每个ｉｎｏｄｅ与 其物理存储节点间的关联；（３）扫描所有链接数为０的ｉｎｏｄｅ节点并移除它们；（４）重新扫描一遍 文件系统镜像，删除暂时的文件系统镜像数据。
４．３枷ｍ
我们知道，在做ＪＦＦＳ文件系统的具体应用实现时，并不一定需要了解Ｊ１１毽本身的结构的实现， 只需要知道针对不同厂家，不同的型号的ｎａｓｈ的接口，也就是ＪＦＦＳ是如何驱动（或者说是操作） ＦＬＡｓＨ的。以ＪＦＦＳ２为例，ＪＦｆ毽２对ＦＬＡＳＨ芯片的访问控制，如读写擦除操作等，都是调用ＭＩＤ 驱动来实现的，所以在实现ＪＦＦＳ２文件系统前，必须先了解一下什么是Ｍ１Ｄ。
ＭＩＤ（ｎ１％ｌｏｒｙ慨ｌｌｎｏｌｏｇｙｄｃｖｉｃｅ内存技术设备）是用于访问ｍｅｍｏｒｙ设各（Ｉ∞Ｍ、ｎａｓｈ）的Ｌｊ肌ｘ
的子系统。ＭＴＤ的主要目的是为了使新的存储设备的驱动更加简单，为此，它在硬件和上层之间提
第四章ｕｃＬｊ叭ｘ下的文件系统ＪＦＦｓ２
供了～个抽象的接口。ＭＩＤ的所有源代码在，ｄ心ｒｅ璐佃ｔｄ子目录下。 可以将ｃＦＩ接口的ＭＴＤ设备分
为四层（从设备节点直到底层硬件驱动），这四层从上到下依次 是：设备节点、ＭＴＤ设备层、￣ｆｒＤ原始设备层和硬件驱动层。
翳艮文件系统一｜
陂件系掣和ｉ ｌ宇符设备节点一ｊ
Ｉ块设备节点一ｌ
ｌ Ｍ
ｒＤ字犄设备一 ｜
ＭＴＤ块设备ｐ
Ｉ
ＭｒＤ原始设备ｐ
ｌ
ＦＬＡｓＨ硬件驱动ｐ
图４’３ ＭＴＤ结构图
ｌ、Ｆ１ａｓｈ硬件驱动层：硬件驱动层负责在ｉ血时驱动Ｆｌ∞ｈ硬件，ｕⅡ“ＭＩＤ设备的ＮｏＲ Ｆｌ∞ｈ 芯片驱动遵循ｃ眄接口标准，其驱动程序位于ｄｒｊｖｃｎ细ｔｄ，ｃｈ袖子目录下。№悄Ｄ型Ｆ１∞ｈ的驱动程序则位于，ｄ巾ｒｅＢ，ｍ旧『ｎ∞ｄ子目录下。
２、ＭＴＤ原始设备：原始设备层有两部分组成，一部分是ＭＩＤ原始设备的通用代码，另一部 分是各个特定的只站ｈ的数据，例如分区。用于描述ＭＩＤ原始设备的数据结构是ｍｔｄ ｊＤｆｏ．这其中 定义了大量的关于ＭＴＤｒ的数据和操作函数。Ⅲ嗵＿缸ｂｌｃ（ｍ妯∞∞．ｃ）则是所有ＭｒＤ原始设备的列表， ｍ
ｔｄ．＿ｐａｒｔ（ｍ嗵＿ｐａｎ．ｃ）是用于表示ＭＩＤ原始设备分区的结构，其中包含了Ｄ埘ｉＤ如，因为每一个分
区都是被看成一个ＭＴＤｃ原始设备加在Ⅲ坩ｔｒ中获得。在ｄｒｉｖｅＢ，ｍａｂｌｔｅｄ中的，删岫ａ，Ⅲａｐ“子目录下存放的是特定的ｎｒＬｍｔｄｉｎｆ０中的大部分数据都从该分 区的主分区删山ａ小＞ｍｔ髂ｈ的数据，每
一个文件都描述了一块板子上的ｎａｓｈ。其中调用ａｄｄｍ衄ｄ“ｉｃｅＯ、ｄｄ ｍｔｄ出ｖｉｃｃｏ建立／删除ｍｔｄｉｎｆ０结构并将其加～删除ｍｔｄ诅ｂｌｅ（或者调用ａｄｄｍｔｄｐａｍ皿ｎＯ、ｄｅｌｍｔｄｐａｒＩｉ曲ｎ０（ｍｔｄｐａｆｔ．ｃ）建立删除Ｉｎ嗵＿ｐａｒｔ结构并将ｍｔｄｐａｒｔ如叫ｉｎｆｏ加入删除ｍｍＩａｂｌｅ中）。
３、ＭＴＤ设各层：基于ＭＩＤ原始设备，ｌｉｎｕｘ系统可以定义出Ｍ’ＩＤ的块设备（主设备号３１）
和字符设备（设备号９０）。ＭＴＤ字符设备的定义在Ｉｎｔｄｃｈａｒ．ｃ中实现，通过注册一系列趾ｏｐｅｍ６０ｎ
函数（１ｓｅｅｋ、叩∞、ｃｌｏｓｅ、ｒ∞ｄ、ｗｆｂ）。ＭＴＤ块设备则是定义了一个描述ＭｒＤ块设备的结构 ｍｔｄｂｌｋ＿ｄｃｖ，并声明了一个名为Ⅲｈｌｂｌｋｓ的指针数组，这数组中的每一个ｌｍｄｂｌｌ【－ｄｅｖ和Ⅲｃｄ切ｂｌｅ中 的每一个ｍｔｄ ｉｎｆ０一一对应。
４、设备节点：通过Ｉｎｋｎｏｄ在，ｄｅｖ子目录下建立ＭＴＤ字符设备节点（主设备号为９０）和ＭｒＤ 块设备节点（主设备号为３１），通过访问此设备节点即可访问ｈｆｒＤ字符设备和块设备。
２作为文件系统，则要将ＪＦＦＳ２的文件系统映像ｊ凰．ｉｍｃ（或
ｊ凰２．ｉ
５、根文件系统：如果要将ＪＦＦＳ ｇｍｇ）烧到ｎ鹊ｈ的某一个分区中，在觚Ｍ日ｎ，Ⅲ∞ｈ－ｙｏ删缸ｈ．ｃ文件的ｙｏｕｒ＿丘】【叩函数中将该分
区作为根文件系统挂载。
ｍｏｕｎｌ６ｐ、文件系统：内核启动后，通过Ⅻｔ姐上。
命令可以将Ⅱ∞ｈ中的其余分区作为文件系统挂载到
简单地来讲，Ｍｍ可以理解为凡ＡｓＨ的设备驱动程序，其主要向上提供两个接口，ＭＩＤ字符
设备和Ｍ’ＩＤ块设备。通过这两个接口，就可以象读写普通文件一样对ＦＬＡＳＨ设备进行读写操作。
经过简单的配置后，Ｍ１Ｄ在系统启动以后可以自动识别支持衄或ＪＥ珊＇ｃ接口的ＦＬＡｓＨ芯片，
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并自动采用适当的命令参数对ＦＬＡｓＨ进行读写或擦除。同样也没有必要去细究Ｍ１Ｄ的具体实现代
码。
４．４ＪＦＦｓ２的实现
有了ＪＦＦＳ２文件系统及其对ＦＬＡｓＨ的驱动耵Ｄ，下面就可以讨论ＪＦＦＳ２在ＵｃＬＩＮＵＸ系统中的具体实
现。下面是具体的实现步骤，这里用的ｎ∞ｈ是ＡＭ２９ＬＶｌ∞：
第一步：由于只０Ｍ设备和ＭＴＤＢｌｏｃｋ设备的主设备号（ｍａｊｏｒ）都是３１，所以如果不想把ＪＦＦＳ２ 作为根文件系统的话，必须修改他们之一的ｍａｊｏｒ。而修改ＪＦＦＳ２的设备ｍａｊｏｒ，在 ｕ
ＣＵｎｕｘ－ｄｉｓｎｌｉｎｕｘ－２．４．ｘＶｎｃＩｕｄｅ、Ｉｉｎｕｘ、ｍ圳、ｍｔｄ．ｈ中把
＃ｄｅｆ．ｎｅ１ ＭＴＤ—ＢＬｏＣＫ．ＭＡＪＯＲ ３改成
＃ｄ舒八ｅ０ ＭＴＤ－ＢＬｏＣＫ－ＭＡＪＯＲ ３第二步：添加ＭＴＤ设备。在ｕＣＵｎｕｘ－ｄｉ龇怕ｎｄｏ阽、ｓａｍｓ帅ｇ、４Ｓ１０Ｂ、ＭａＩ（ｅ啊ｌｅ中添加ＭＴＤ的
字符设备和块设备。
ｍｔｄ０，ｃ。∞．０ ｍｔｄｌ，ｃ，∞，２、
ｍｔｄｂｌ∞Ｉ（０。ｂ。３０，０ ｍｌｄｂＩ∞ｋ１。ｂ，３０．１、 添加设备的数目根据你自己的需要酌情确定，另一点要说明的是：ｍｔｄ字符设备次设备号（ｍｌｎｏｒ） 偶数是可擦写的，奇数是只读的。
第三步：添加在ｆｌ觞ｈ上的ｍａｐ文件。在ｕＣＵｎｕｘ．ｄｉｓ邓ｉｎｕｘ－２．４．蚋ｄｎｖｅ噶＼ｍ埘＼ｍａ西下添加自 己ｍｃｕ的ｍａｐ．这里添加的是ｓ３ｃ４５１０ｂ．ｃ，它是仿照同目录下的ｍ５２７２ｃ３．ｃ修改的．具体程序见附 录，有几点说明：
（１）是关于ＦＬＡＳＨ。这里用的ｆＩａｓｈ是ＡＭ约ＬＶｌ∞。它的容量是２Ｍ字节（或者１Ｍ字），程
序中的。
削枷ｎｅＷ斟ＤＯＷＡＤＯＲ０ｘ０４００∞∞
｝埘ｅ石ｎｅＷＩＮＤｌ３＾＾，ＳｌＺＥＯＩｃ：Ⅱ加∞Ｏ
＃ｄｅ啊ｎｅＢＵＳＷＩＤＴＨ２ 定义它的基地址，容量和宽度，它的基地址和容量可参看 ｕＣＵｎｕｘ卅ｉｓｎ
的声明， ＢＩｉｎｕｘ．２．４．州ｎｃＩｕｄｅ、ａｓｍ．ａｎｌｌｎｏｍｍｕ、ａｒｃｈ?ｓｎｄｓｌｏａ、ｈａｒｄｗａ怕．ｈ 中ＵＳＷＩＤＴＨ＝２表示是１６ｂ＿ｔ．
删ｉｃｓｔｒｕｃｔｍｓ３０４５１ｔｃＬｐａｎ街ｏｎ０ｂＬｐａｒｔｉ廿ｏｎｓ口巴｛
｛
ｎａｍｅ：”陀９ｅｒⅥＢｄｆｏｒｂｏａⅡｏａｄｅｒ（６４Ｋ）”． ｓｉｚｅ：０ｘ０１００００。 ０１ｆｓｅｔ：０ｘ０．
（２）程序中的
ｍ∞Ｕａｇｓ：ＭＴＤ－ＷＲｒｒＥＡＢＬＥ
ｌ，
｛
ｎａｍｅ：。ｕｓｅｒ（９∞ＩＱ“。 ｓｉｚｅ：０ｘＦ０【）００． ｏ仟ｓｅ
Ｊ；
七０）（１００００
ｌ
这是在月ａｓｈ设备中分区情况，分了二个区，可以根据需要自己加减，ｍａｓＩ（』ａｇｓ：
ＭＴ叫＾，Ｒ盯ＥＡＢＬＥ表示此区只读。