Sistema de archivos para memorias flash
embebidas del tipo NAND
File system for embedded NAND flash memory
Germán Castro
Laboratorio de Sistemas Embebidos
Facultad de Ingeniería - UBA
Buenos Aires, Argentina
gcastro@fi.uba.ar
Resumen—En este trabajo se presenta el desarrollo e
implementación de un sistema de archivos para memorias
flash embebidas del tipo NAND, desarrollado para configurar
dinámicamente transceptores ópticos de alta velocidad
utilizados en la comunicación entre centros de datos, está
basado en una política de Copy-on-Write y optimizado para
aportar mínima sobrecarga de código. El sistema de archivos
desarrollado ocupó un espacio de memoria de 3.084 bytes en
ROM y 340 bytes en RAM.
Palabras clave: BPM; COW; FS; GC; NAND; WL.
Abstract—This work presents the development and
implementation of a file system for embedded NAND
flash memories, aimed at dynamically configuring high-speed
optical transceivers used in data center communication,
based on a Copy-on-Write policy and optimized to provide
minimal code overhead. The developed file system occupied
a memory space of 3,084 bytes in ROM and 340 bytes in RAM.
Keywords: BPM; COW; FS; GC; NAND; WL.
I. INTRODUCCIÓN
Las memorias flash presentan ventajas como la no-
volatilidad, alta densidad, bajo consumo de energía y bajo
costo, por estos motivos son las memorias utilizadas para
dispositivos embebidos pequeños y portables. Sin embargo,
estas memorias realizan operaciones de escritura de manera
mucho más lenta que las memorias volátiles, tales como
DRAM, y requieren una operación previa de borrado de la
página que se desea escribir, la cual consume una gran canti-
dad de tiempo. Adicionalmente, las páginas que constituyen
una memoria flash poseen un número finito de operaciones
de borrado soportadas, por lo que estas operaciones no
solo deben ser evitadas siempre que sea posible, sino que
también requieren algoritmos sofisticados para distribuirlas
de manera uniforme a lo largo de toda la memoria y así
prolongar la vida útil de la misma.
Todos estos motivos hacen que los sistemas de archivos
convencionales en sistemas operativos, tales como FAT, ext
o NTFS, no resulten óptimos para ser implementados en
una memoria flash embebida y se termine recurriendo, en
la mayoría de los casos, a un manejo personalizado de la
memoria como única solución.
La robustez del sistema de archivos empieza a tener
relevancia cuando se contempla lo común que resulta en los
sistemas embebidos la pérdida de alimentación de energía en
cualquier momento. Usualmente el firmware de un micro-
controlador es simple y reactivo, sin concepto alguno sobre
una rutina de apagado. Esto presenta un gran desafío para
un almacenamiento persistente, donde una desafortunada
pérdida de energía puede corromper una parte o la totalidad
del almacenamiento y dejar el dispositivo en un estado
irrecuperable.
El propósito de este trabajo fue desarrollar un sistema
de archivos (FS) para memorias flash embebidas del tipo
NAND, optimizado para minimizar la sobrecarga de la apli-
cación en la que se integra. El sistema permitió almacenar
y persistir archivos en memoria no volátil teniendo especial
consideración en la reducción del desgaste de los bloques
y en evitar posibles corrupciones de los datos, ayudando
así a extender la vida útil de dicha memoria. El fin último
es poder utilizar el sistema de archivos desarrollado para
almacenar y manejar dinámicamente las configuraciones y
calibraciones de los transceptores ópticos de alta velocidad
utilizados para la comunicación entre centros de datos.
I-A. Sistema de archivos basado en copia al escribir
Los FSs basados en copia al escribir (COW) son muy
similares a otros FSs basados en páginas, pero en lugar de
actualizar la página en su lugar, todas las actualizaciones se
realizan creando una copia con los cambios y reemplazando
cualquier referencia a la antigua página con la nueva página
creada. Esto empuja recursivamente todas las actualizacio-
nes hacia niveles de jerarquía superior, hasta llegar a la
raíz del FS, que a menudo se almacena en un registro muy
pequeño.
Estos FSs son interesantes debido a que ofrecen un
rendimiento muy similar a los FSs basados en páginas al
lograr actualizaciones atómicas sin almacenar cambios de
datos directamente en un registro. Incluso desvinculan la
ubicación de almacenamiento de los datos, lo que crea una
oportunidad para la nivelación de desgaste.
Sin embargo también presentan dificultades. Debido a
que las actualizaciones en un FS basado en COW no
se detienen hasta que alcanzan la raíz, una actualización
puede desencadenar un conjunto más grande de escrituras
de las necesarias para los datos originales. Este fenómeno
es conocido como amplificación de escritura. Además, el
movimiento jerárquicamente ascendente concentra estas es-
crituras en el bloque, que puede desgastarse mucho antes
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Recibido: 05/04/25; Aceptado: 02/06/25
https://doi.org/10.37537/rev.elektron.9.1.212.2025
Original Paper
que el resto de bloques del FS. Las figuras 1 y 2 ilustran
el comportamiento de los datos y el almacenamiento al
modificar un nodo en este tipo de FS.
Figura 1: Estado antes de modificar el nodo D.
Figura 2: Estado luego de modificar el nodo D, que desen-
cadena modificaciones en los nodos B y root.
I-B. Trabajo previo relacionado
En esta sección se puede encontrar un análisis del trabajo
previo relacionado a diseños de algoritmos de nivelación de
desgaste (WL) y recolector de basura (GC), detallado en
las tablas I y II respectivamente. Vale la pena mencionar
también el análisis realizado por Li-Pin Chang [1] ya que
compara en detalle el rendimiento de múltiples tipos de
algoritmos de nivelación de desgaste.
Tabla I: Trabajo relacionado a diseños de algoritmos de WL.
Algoritmo Descripción Problema
Encolamiento
de páginas [1]
Utiliza dos colas para re-
gistrar las páginas con da-
tos calientes y datos fríos,
intercambiándolas entre sí
cuando sea necesario.
Requiere gran canti-
dad de RAM para al-
macenar las referen-
cias de todas las pági-
nas.
Periódico [2] Utiliza condiciones de dis-
paro periódicas para ve-
rificar el desgaste de los
sectores y guía las escritu-
ras hacia los sectores me-
nos desgastados.
Incrementan el tiempo
ocupado para realizar
WL, ejecutándose in-
cluso en los momentos
donde una WL no sea
necesaria.
Según edad del
sector [3] [4]
Divide a los sectores co-
mo ”viejos” o ”jóvenes”
según sus recuentos de bo-
rrado y calcula el lapso de
tiempo transcurrido desde
la última modificación de
un sector.
Complejidad en las
fórmulas utilizadas,
disminuyendo el
rendimiento del FS.
II. DISEÑO E IMPLEMENTACIÓN
II-A. Recolector de basura
El recolector de basura (GC) es un subsistema inevitable
de cualquier FS que implemente la política de COW, ya que
Tabla II: Trabajo relacionado a diseños de algoritmos de
GC.
Algoritmo Descripción Problema
Codicioso
(GR) [5]
Selecciona el sector con la
menor cantidad de páginas
válidas como sector vícti-
ma.
No considera la nivelación
de desgaste. No funciona
bien para accesos de me-
moria con alta localidad
espacial de referencia.
Costo-
Beneficio
(CB) [6]
Calcula un valor de costo-
beneficio para cada sector
y selecciona el sector con
el valor más alto como
víctima.
Puede disparar recoleccio-
nes innecesarias sobre es-
quemas estáticos. No con-
sidera el recuento de bo-
rrados para cada sector.
Costo-
Edad-
Tiempo
(CAT) [7]
Extiende el algoritmo CB
al considerar el recuento
de borrados para cada sec-
tor al seleccionar un sector
víctima.
Acarrea un costo compu-
tacional periódico.
Activo de
Tiempo
Real [8]
Aprovecha el tiempo inac-
tivo de la FTL entre solici-
tudes y lanza activamente
tareas para recuperar espa-
cio invalidado.
Basado en una FTL y
completamente ligado a
un RTOS que pueda admi-
nistrar tareas.
Consciente
del
Archivo
(FaGC) [9]
Copia páginas válidas en
un sector víctima a clús-
teres en sectores libres se-
gún la frecuencia de ac-
tualización calculada del
fragmento del archivo aso-
ciado.
Requiere gran cantidad de
recursos para almacena-
miento de tablas de tra-
ducción y registros tempo-
rales.
es el encargado de reciclar el espacio de memoria invalidado
para poder seguir escribiendo. Este proceso puede involucrar
también escrituras adicionales por parte del GC al intentar
reciclar sectores que no se encuentran invalidados en su
totalidad, es decir que aún poseen algunas páginas válidas
cuyos datos deben copiarse a otros sectores limpios antes de
poder borrarse. Por este motivo es que también la actividad
del GC degrada dramáticamente el rendimiento del FS de
una manera completamente impredecible.
Se puede decir que la gestión de la sobrecarga del GC es
un problema clave que debe tenerse en cuenta en la etapa
inicial del diseño arquitectónico de un FS. Existen múltiples
diseños de algoritmos de GC cuyas características dependen
del tipo de FS, políticas y memoria sobre la cual están
implementados. Estos diseños existentes se mencionan en
la tabla II y se ha concluido en que ninguno de ellos se
adapta completamente a los requerimientos de este trabajo.
En este trabajo se propone un nuevo algoritmo de GC para
memorias flash NAND bajo la política de COW. El diseño
de este GC se ilustra en la figura 3 y tiene por objetivo:
Maximizar el rendimiento de la recolección de basura
apoyándose también en el trabajo que realiza el algo-
ritmo de WL.
Minimizar el tiempo total de recolección de basura
ocupado, aplicando una política de recolección a de-
manda.
Contemplar todos los esquemas de memoria flash po-
sibles relacionados con la recolección de basura a lo
largo del ciclo de vida del FS.
Este algoritmo también se inspira y adapta de los con-
ceptos y características con mayor aporte de valor de los
trabajos relacionados mencionados en la tabla II, tales como:
El concepto de identificación y selección de un sector
como sector víctima, inspirado en el algoritmo GR,
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Figura 3: Algoritmo de GC.
con la diferencia en la lógica de selección ya que la
víctima puede seleccionarse con al menos una página
inválida y no necesariamente alguna página válida.
El uso de listas de sectores para organizar los procesos
a ejecutar, inspirado en el algoritmo activo de tiempo
real, con la diferencia que se implementa una única
lista y con una política de ordenamiento según el
recuento de borrado.
El uso de disparadores para la ejecución del GC a
demanda, inspirado en el algoritmo FaGC, evitando el
costo computacional de ejecuciones periódicas. Con la
diferencia de que los criterios de disparos son comple-
tamente diferentes al no utilizar excesivos recursos en
modificaciones y almacenamientos de tablas.
En el presente diseño, un ciclo de ejecución sin errores del
GC realiza la recolección de únicamente un solo sector, de-
nominado sector víctima. Un sector puede ser seleccionado
como víctima por el GC si dicho sector es un sector sucio,
es decir que contiene al menos una página inválida para
recolectar. Cuando se invoca al GC, este busca dentro de la
lista de sectores por el sector sucio con el menor recuento de
borrado para victimizar. Se priorizan los sectores de menor
recuento de borrado para favorecer al desgaste homogéneo
de la memoria flash, ya que finalmente el GC borra el sector
en caso de una ejecución sin errores. Si el GC no encuentra
una víctima, significa que no existen sectores sucios (ergo
páginas inválidas) en la memoria flash, entonces retorna
un mensaje de error indicando que no hay ningún espacio
inválido para recolectar.
Si el GC encuentra una víctima, entonces procede a
realizar su recolección. La recolección solo es posible si
es posible realizar COW de las páginas válidas del sector
víctima sobre un sector objetivo, esto significa verificar que
las páginas válidas del sector víctima puedan ser copiadas
a páginas limpias de otros sectores en memoria flash. No
se permite realizar COW de las páginas válidas del sector
víctima sobre el mismo sector ya que finalmente el GC
borra el sector víctima en caso de una ejecución sin errores,
borrando las páginas válidas copiadas y corrompiendo el FS.
Por este motivo, un sector no puede ser víctima y objetivo
al mismo tiempo.
Cuando la recolección puede realizarse de manera exitosa,
el GC selecciona las páginas válidas del sector víctima y
las copia fuera del sector antes de ser borrado. Esta etapa
adiciona procesos de escritura inevitables que contribuyen
a la amplificación de escritura. Puede ocurrir también que
el sector víctima no posea páginas válidas, en ese caso
el GC evita ejecutar escrituras adicionales para proceder
directamente a borrar el sector víctima antes de finalizar
su ejecución indicando con una señal de éxito que pudo
recolectar el sector.
El GC siempre realiza de manera exitosa la recolección
de un sector víctima sobre el que se pueda realizar COW. De
no poder realizar COW, entonces el GC itera sobre la lista
de sectores en busca de otro sector a victimizar sobre el que
se pueda realizar una recolección según la política COW y,
de no encontrarlo, retorna un mensaje de error indicando
que ninguna víctima pudo ser recolectada.
II-B. Nivelación de desgaste
Uno de los principales desafíos de la memoria flash
NAND es la resistencia limitada de sus sectores a los ciclos
de programación y borrado. Típicamente, la memoria flash
NAND puede soportar 100.000 de estos ciclos para el tipo
de celda de nivel único (SLC) o 10.000 para el tipo de
celda de nivel múltiple (MLC). La barrera dieléctrica en las
celdas de memoria flash se desgasta progresivamente debido
a las operaciones de borrado. Cuando la barrera dieléctrica
se rompe (se desgasta completamente), la celda de memoria
flash ya no puede almacenar información de bits de manera
confiable y se dice que la página es ahora una página mala.
Algunos sectores pueden desgastarse antes que otros
debido a las operaciones excesivas de programación y bo-
rrado, reduciendo el tamaño efectivo de la memoria y, en
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Figura 4: Algoritmo de WL.
consecuencia, afectando negativamente la vida útil de los
dispositivos basados en memorias flash. Para resolver este
problema, comúnmente se utilizan técnicas de nivelación
de desgaste (WL) para mejorar la vida útil de la memoria
flash NAND al igualar el ritmo de desgaste entre todos los
sectores según un criterio de desgaste [10] [11].
El objetivo de la nivelación de desgaste es distribuir
de manera uniforme el ritmo de desgaste entre todos los
sectores y así evitar que algunos sectores se desgasten más
rápido que otros, lo que puede maximizar la resistencia y la
vida útil general de la memoria flash NAND. Actualmente,
los esquemas de WL existentes se pueden dividir en dos
categorías según el tipo de datos que contemplan: nivelación
de desgaste dinámica (DWL) y nivelación de desgaste
estática (SWL). Los diseños de DWL reciclan sectores según
su recuento de borrado absoluto y solo afectan a los datos
dinámicos, también llamados datos calientes, que cambian
con frecuencia. Distintos de los diseños de DWL, los diseños
de SWL tienen en cuenta las características de acceso a
los datos y contemplan también los datos estáticos, también
llamados datos fríos. La SWL mueve los datos fríos a los
sectores con mayor desgaste, a cambio de introducir una
sobrecarga adicional en el rendimiento y en el código.
Teniendo en cuenta que el FS del presente trabajo al-
macenará, entre otras cosas, archivos de configuración y
calibración del dispositivo embebido, y que dichos archivos
son de carácter estático, se considera que la categoría
adecuada de WL a implementar es la SWL, por lo que
los análisis siguientes se desarrollaran únicamente para esta
categoría. Los diseños existentes de algoritmos de SWL se
mencionan en la tabla I y se ha concluido en que ninguno
de ellos se adapta completamente a los requerimientos de
este trabajo.
En este trabajo se propone un nuevo algoritmo de WL
para memorias flash NAND, cuyo diseño se observa en la
figura 4 y tiene por objetivo:
Maximizar el rendimiento de la nivelación de desgaste
apoyándose también en el trabajo que realiza el algo-
ritmo del GC.
Minimizar el tiempo total de nivelación de desgaste
ocupado, aplicando una política de nivelación a de-
manda.
Contemplar todos los esquemas de memoria flash po-
sibles relacionados con la nivelación de desgaste a lo
largo del ciclo de vida del FS.
Este algoritmo también se inspira y adapta de los con-
ceptos y características con mayor aporte de valor de los
trabajos relacionado mencionados en la tabla I, tales como:
El enfoque en los recuentos de borrado de los sectores
para la identificación de datos fríos y calientes, ins-
pirado en el algoritmo periódico, con la diferencia en
el reemplazo de la política de ejecución periódica por
una política de ejecución a demanda.
La verificación en tiempo de escritura y el uso de
colas para la administración y manejo de los datos,
inspirado en el algoritmo de encolamiento de páginas.
Con la diferencia en la utilización de una única cola a
nivel de sectores en vez de a nivel de páginas, lo que
reduce drásticamente el tamaño y la longitud de la cola,
permitiendo amortizar el tiempo de procesamiento de
los algoritmos de búsqueda de complejidad O(n).
El presente diseño de algoritmo entra en la categoría
de SWL. Este algoritmo de WL es invocado por el FS,
bajo una política de ejecución a demanda, cuando el FS
intenta escribir en un sector cuya diferencia de recuento de
borrado respecto al sector de menor recuento de borrado en
la memoria flash es superior a un umbral preestablecido.
Al ejecutarse, el algoritmo de WL mueve los datos del
sector de menor recuento de borrado (el menos desgastado)
hacia los sectores de mayor recuento de borrado (los más
desgastados) para posteriormente borrar y reutilizar el sector
menos desgastado.
En el momento en el que el FS invoca al algoritmo de
WL, se pueden hacer las siguientes asunciones respecto al
esquema de memoria, garantizadas por diseño por contrato
(DBC).
1. El sector sobre el cual el FS intentó escribir es un sec-
tor disponible cuya diferencia de recuento de borrado
respecto al sector de menor recuento de borrado es
superior al umbral de WL preestablecido.
2. El sector de menor recuento de borrado en la memoria
flash es un sector lleno. Esto se debe a que si el sector
no estuviera lleno, entonces el FS hubiera intentando
escribir sobre dicho sector hasta llenarlo, ya que el
FS siempre prioriza escribir datos sobre el sector de
menor recuento de borrado disponible.
Cuando se ejecuta el algoritmo de WL, el mismo busca en
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Figura 5: Arquitectura general del FS.
la lista de sectores por un sector a victimizar sobre el cual
realizar un desgaste, es decir una operación de borrado. El
sector víctima a seleccionar es aquel sector lleno que posea
el menor recuento de borrado. Se considera que este sector
víctima posee datos fríos o estáticos que deben moverse a
otro sector debido a que estos no se han modificado con la
misma frecuencia que los datos calientes o dinámicos en el
resto de la memoria flash que contribuyen a un desnivel en
el desgaste de los sectores de la memoria.
Los datos que se mueven desde el sector menos desgas-
tado (frío) hacia el sector más desgastado (caliente) son
únicamente los datos válidos del sector. Si el sector menos
desgastado posee un espacio inválido, este será limpiado
automáticamente al borrar el sector al final del proceso,
contribuyendo al proceso de recolección de basura.
Al igual que el GC, el algoritmo de WL solo puede mover
los datos válidos si puede realizar COW exitosamente, y
en caso de no poder realizarlo retorna un mensaje de error
indicando que el sector víctima no pudo ser desgastado.
II-C. Formateo y montado
Los procesos de formateo y montado incluyen estructurar
la memoria flash según la arquitectura del FS e identificar
luego dicha arquitectura, respectivamente. La figura 5 ilustra
la arquitectura general diseñada para el presente FS, que
cuenta con las siguientes áreas principales:
Página dorada: también conocida popularmente como
super bloque, es una página especial que contiene la
metadata más importante del FS, i.e.: las referencias al
directorio raíz y al mapa de bits. Un proceso de mon-
tado exitoso es aquel en el que se identifica la página
dorada en memoria flash y puede cargarse su metadata
a memoria volátil para ser utilizada posteriormente.
Mapa de bit: es una representación instantánea del
estado de validez de todas las páginas en memoria
flash. Este mapa se actualiza junto a cada actualización
de datos exitosa en la memoria flash y sirve como
punto de control para el FS. Ante una posible pérdida
de energía que interrumpa un proceso de actualización
de datos, el FS puede identificar si un conjunto de
páginas válidas pertenece al punto de control actual
y, de no hacerlo, invalidar las mismas.
Directorio raíz y archivos: todos los FS analizados
cuentan con un directorio raíz, y el FS del presente
trabajo no es la excepción. Los directorios y archivos
se almacenan como nodos de índices que contienen
referencias indirectas a otras estructuras de datos. En el
caso de directorios, cada índice representa un archivo.
En el caso de archivos, cada índice representa una
página de sus datos.
A cada página en memoria flash, dentro del espacio
asignado al FS, se le almacena un encabezado que contiene
los metadatos esenciales para ser operada por el FS, ilustrado
en la figura 6. El encabezado tiene una longitud de 12 bytes
y contiene los siguientes campos de información:
Recuento de borrado: indica el recuento de borrado del
sector al cual pertenece la página.
Longitud de datos: indica la longitud de los datos
válidos dentro de la página, sin tener en cuenta el
propio encabezado.
Estado: indica el estado de la página, i.e.: limpia,
válida, inválida o mala.
Tipo: indica el tipo de datos almacenados en la página,
i.e.: de página dorada, de mapa de bits, de directorio
raíz, de archivo o de datos principales.
Identificador de nodo: indica el identificador único del
nodo de un archivo.
Índice de nodo: indica a qué índice, de un nodo padre,
pertenece la página.
Figura 6: Encabezado de página.
Durante el formateo, se borra completamente el espacio
asignado al FS en memoria flash y se escriben los enca-
bezados de páginas. Luego se escriben el mapa de bits, el
directorio raíz vacío y la página dorada con referencias a las
dos áreas previas. En cada escritura de página se actualiza
su encabezado con los metadatos correspondientes.
Durante el montado, el FS realiza un escaneo de las pági-
nas válidas de memoria flash en búsqueda de un encabezado
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correspondiente a la página dorada. Una vez encontrada,
su contenido se copia a estructuras en memoria volátil,
incluyendo el mapa de bits y la referencia al directorio raíz.
Si no se encuentra la página dorada, el proceso de montado
falla y retorna un mensaje de error.
III. ENSAYOS Y RESULTADOS
El ambiente de ensayo utilizado consiste en un esquema
de conexión trivial al trabajar con placas de desarrollo, con-
formado por tres elementos principales: una computadora
u ordenador, un microcontrolador (MCU) y una sonda de
depuración, que normalmente se encuentra integrada en la
placa de desarrollo junto a otros periféricos que facilitan el
acceso al microcontrolador.
El presente trabajo, además, necesita de una memoria a la
que poder administrar desde el firmware del microcontrola-
dor. La memoria es suministrada por la placa de desarrollo
misma, STM32 Nucleo-144, que cuenta con una memoria
flash embebida.
La figura 7 ilustra la conexión entre la computadora y
la placa de desarrollo. La computadora se comunica con
el microcontrolador a través de una sonda de depuración y
recibe mensajes de este sobre un puerto serie dedicado. El
firmware del microcontrolador, que contiene una aplicación
para evaluar el presente FS, se comunica con la memoria
flash embebida para administrar la información de la apli-
cación.
Figura 7: Diagrama en bloques de conexiones del ambiente
de ensayo.
III-A. Rutina de firmware del microcontrolador
La rutina de firmware del microcontrolador consiste en
dos etapas. En la primera etapa, se inicializan los periféricos
necesarios y se realiza el montaje y/o formateo del FS. En
la segunda etapa, el firmware queda a la espera, de manera
indefinida y parpadeando un LED como señal de vida, de
recibir dos eventos: uno periódico y otro aperiódico.
El evento periódico es enviado por la rutina misma, y
dispara una lectura de archivo en memoria flash. El archivo
posee la información necesaria para indicarle a la aplicación
que recurso de hardware disponible debe utilizar. En este
caso le indica cuál LED en la placa de desarrollo debe
encender.
El evento aperiódico es enviado por el usuario mediante
un pulsador en la placa de desarrollo. Este evento dispara
la modificación del contenido del archivo de configuración
en memoria flash, y modifica las especificaciones de los
recursos de hardware a utilizar por la aplicación. En este
caso indicándole cuál otro LED debe ser utilizado.
Además, el progreso de ambas etapas es reportado a un
puerto serie para complementar los ensayos y la depuración.
III-B. Técnica de diseño de prueba
La técnica utilizada fue Control Flow Test (CFT). Su
objetivo es ensayar la estructura del programa. Cada ensayo
o prueba consiste en un grupo de acciones que cubren
un camino determinado a lo largo de un algoritmo o del
programa. Esta es una técnica de diseño de prueba formal
mayormente utilizada en pruebas unitarias y de integración.
La figura 8 ilustra el diagrama de flujo que representa
el ensayo característico del presente FS. Cada punto de
decisión y acción en el diagrama de flujo es identificado con
una etiqueta única del tipo DPx y ACx respectivamente. Las
acciones que se encuentren entre dos puntos de decisión sin
bifurcaciones son consideradas como una acción conjunta
y no son etiquetadas aunque se ilustren separadas para
comprender el detalle individual de cada una de ellas.
Figura 8: Diagrama de flujo de ensayo del sistema de
archivos.
El nivel de profundidad de prueba utilizado para el PAB
fue de 1 debido a su representación trivial. La combinación
de acciones para los puntos de decisión son:
- : (AC1)
DP1 : (AC2); (AC3)
Esto lleva a la siguiente combinación de caminos:
Camino 1: (AC1, AC3)
Camino 2: (AC1, AC2, AC3)
III-C. Resultados
La figura 9 ilustra los resultados del ensayo realizado en
memoria flash embebida. Se utilizaron todos los sectores
de 16 KiB del segundo banco de memoria de la placa de
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desarrollo. En la figura 9 se observan los mensajes recibidos
por puerto serie durante varias ejecuciones del ensayo, con
la arquitectura del FS y el archivo de configuración pre-
viamente almacenados en memoria flash. También, en color
rojo, se indican los eventos externos que ocurrieron antes
de recibir cada mensaje, cuando corresponda. Se observa
entonces que:
Figura 9: Ensayo en memoria no volátil. Mensajes recibidos
por puerto serie.
1. El primer intento de montado del FS se resuelve de
manera exitosa.
2. Se lee, modifica y guarda un archivo de configuración.
3. Se lee periódicamente el archivo de configuración y
se valida que su contenido persiste luego de reiniciar
la placa de desarrollo.
Finalmente se destaca el gran rendimiento alcanzado, en
relación al uso general de la memoria flash y la sobrecarga
de código aportada, que se menciona a continuación:
El FS ocupó un espacio total de 3.084 bytes en ROM.
El FS tuvo un consumo máximo de 340 bytes en RAM.
El FS puede indexar hasta 2
32
páginas.
El FS ocupó, con metadatos, el 4,7 % del espacio útil
de páginas para la administración de estas.
IV. CONCLUSIÓN
Este trabajo presenta un sistema de archivos para me-
morias flash embebidas del tipo NAND, optimizado para
aportar mínima sobrecarga de código. El trabajo aborda,
de manera integral, diversos aspectos críticos relacionados
con la administración eficiente de la memoria, el manejo de
errores y la preservación de la integridad de los datos.
A lo largo de este documento se hizo énfasis en la im-
portancia de proponer nuevos diseños para los subsistemas
del trabajo y la necesidad de innovar sobre ellos. En conse-
cuencia, se desarrollaron nuevos subsistemas principales de
recolección de basura y nivelación de desgaste, entre otros,
con enfoque en la técnica de copia al escribir para asegurar,
de manera natural, la resistencia del sistema a la pérdida de
energía.
El trabajo presenta una solución robusta, innovadora y
adaptativa para los desafíos específicos de esta tecnología.
La implementación de técnicas avanzadas y la consideración
de aspectos como la amplificación de escritura y la integri-
dad de los datos consolidan un sistema de archivos que no
solo mejora el rendimiento y la longevidad de la memoria
flash, sino que también proporciona una base sólida para
futuras aplicaciones en almacenamiento crítico y sistemas
embebidos.
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Revista elektron, Vol. 9, No. 1, pp. 23-29 (2025)
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