Zephyr 内存存储（ZMS）

Zephyr 内存存储是一种新的键值存储系统，设计用于支持所有类型的非易失性存储技术。它支持经典的片上 NOR flash，以及 RRAM、MRAM 等完全不需要单独擦除操作的新技术；也就是说，这类设备上的数据可以随时直接覆盖。

一般行为

ZMS 将存储空间划分为扇区（至少 2 个），每个扇区会填充键值对，直到填满为止。

键值对分为两部分：

• 键部分写入称为 “ID-ATE” 的 ATE（分配表项）中，该 ATE 从扇区底部开始存储。

• 值部分定义为 “data”，并从扇区顶部开始以原始形式存储。

此外，对于每个扇区，我们在最后几个位置存储头 ATE；这些 ATE 用于描述扇区状态（已关闭、打开）以及当前的 ZMS 版本。

当前扇区已满时，我们首先验证下一个扇区为空；然后通过将有效 ATE 移动到第 N+1 个空扇区来对第 N+2 个扇区（其中 N 是当前扇区编号）进行垃圾回收，擦除已回收的扇区，然后通过写入 garbage_collect_done ATE 和 close ATE（头条目之一）来关闭当前扇区。之后，我们前进到下一个扇区并重新开始写入条目。

此行为会重复，直到到达分区末尾。然后，在对第一个扇区进行垃圾回收并擦除其内容后，从该扇区重新开始。

扇区的组成

扇区按以下形式组织（以 3 个扇区为例）：

扇区 0（已关闭）	扇区 1（打开）	扇区 2（空）
Data_a0	Data_b0	Data_c0
Data_a1	Data_b1	Data_c1
Data_a2	Data_b2	Data_c2
GC_done	.	.
.	.	.
.	.	.
.	ID ATE_b2	ID ATE_c2
ID ATE_a2	ID ATE_b1	ID ATE_c1
ID ATE_a1	ID ATE_b0	ID ATE_c0
ID ATE_a0	GC_done ATE	GC_done ATE
Close ATE (cyc=1)	Close ATE (cyc=1)	Close ATE (cyc=1)
Empty ATE (cyc=1)	Empty ATE (cyc=2)	Empty ATE (cyc=2)

扇区中每个元素的定义

擦除扇区时会写入 Empty ATE （位于扇区的最后一个位置）。

关闭扇区时会写入 Close ATE （位于扇区的倒数第二个位置）。

写入 GC_done ATE 以指示下一个扇区已经过垃圾回收。此 ATE 可以位于扇区的任意位置。

ID ATE 包含一个 zms_id_t 类型的键，并描述数据的存储位置、大小及其 CRC32。

Data 是与 ID-ATE 关联的实际值。

ZMS 如何工作？

挂载存储系统

挂载存储系统首先要获取 flash 参数，检查文件系统属性是否正确（sector_size、sector_count 等），然后调用 zms_init 函数使存储就绪。

默认情况下，如果无法挂载分区，zms_mount() 会返回错误。对于面向恢复的用例，可以使用 zms_mount_force()，在首次挂载尝试失败时自动擦除并重新初始化分区。

挂载标志

可以使用 zms_fs.mount_flags 中的可选标志控制 ZMS 的挂载行为。

• 默认行为（未设置可选标志，mount_flags = 0）：如果分区已擦除且未找到有效的 ZMS 头，zms_mount() 会通过创建初始 ZMS 头来格式化分区。

• ZMS_MOUNT_FLAG_NO_FORMAT：如果分区已擦除且未找到有效的 ZMS 头，zms_mount() 不会格式化分区，并返回 -ENOTSUP。

要挂载文件系统，必须初始化 zms_fs 结构中的以下元素：

struct zms_fs {
        /** File system offset in flash **/
        off_t offset;

        /** Storage system is split into sectors, each sector size must be multiple of
         * erase-blocks if the device has erase capabilities
         */
        uint32_t sector_size;
        /** Number of sectors in the file system */
        uint32_t sector_count;

        /** Optional mount behavior flags (enum zms_mount_flags) */
        uint32_t mount_flags;

        /** Flash device runtime structure */
        const struct device *flash_device;
};

初始化

由于 ZMS 具有快进写入机制，它必须找到上次停止时所处条目的最后一个扇区和最后一个指针。它必须查找一个已关闭扇区后面跟着一个打开扇区，然后在打开扇区内找到（恢复）最后写入的 ATE。之后，它检查此扇区之后的扇区是否为空，否则将其擦除。

ZMS ID/数据写入

为避免用相同的 ID 重写相同的数据，ZMS 必须检查所有扇区中是否存在相同的 ID，然后比较其数据。如果数据相同，则不执行写入。如果必须执行写入，则在该扇区中写入一个 ATE 和数据（如果操作不是删除）。如果扇区已满（无法容纳当前数据 + ATE），ZMS 必须移动到下一个扇区，对新打开的扇区之后的扇区进行垃圾回收，然后将其擦除。

ZMS ID/数据读取（带历史记录）

默认情况下，ZMS 会从最新到最旧浏览所有已存储的 ATE，以查找具有相同 ID 的最后一条数据。如果找到 ID 匹配的有效 ATE，则检索其数据并返回读取的字节数。如果提供了历史计数且不为 0，则会检索具有相同 ID 的更旧数据。

ZMS 条目枚举（迭代器 API）

应用无需提供预定义的 ID 列表即可枚举已存储的条目。当 ID 派生自有效载荷数据（例如打包的地址），并且应用未在 flash 中保留单独索引时，这很有用。

这组 API 通常在启动时使用，此时应用会根据持久化在 ZMS 中的 ID/长度元数据重建其内存状态。

迭代器 API 包括：

• zms_iter_init() 用于初始化迭代器状态。

• zms_iter_init_with_config() 用于初始化迭代器状态，并可选使用 ID 掩码、包含边界 ID 范围和谓词过滤器。

• zms_iter_next() 用于一次检索一个活动条目（唯一 ID）。

• zms_iter_next_all() 用于检索所有匹配条目（完整历史记录，包括删除标记）。

在 zms_iter_next() 和 zms_iter_next_all() 之间选择

• zms_iter_next() 返回唯一的活动 (id, len) 对：

  • 扇区/头条目会被跳过。

  • 删除标记（len == 0 的条目）会被跳过。

  • 如果同一 ID 在存储历史中出现多次，则仅返回最新的有效实例。

  • 为保证唯一性，ZMS 会检查每个候选 ID 是否有更新的条目，这可能需要额外的扫描。

• zms_iter_next_all() 更快，并会在遇到时返回所有匹配的 (id, len) 对：

  • 返回同一 ID 的历史条目。

  • 返回删除标记（len == 0 的条目）。

  • 不执行唯一性过滤。

  • 应用负责根据自身策略对返回的对进行过滤/压缩。

  当你只想枚举匹配位掩码、特定包含边界 ID 范围、谓词回调或这些过滤器任意组合的 ID 时，请使用 zms_iter_init_with_config()。

迭代器返回值

调用 zms_iter_next() 或 zms_iter_next_all() 会返回：

• 找到条目时返回 1；输出参数包含 ID 和数据长度。

• 没有更多条目可枚举时返回 0。

• 出错时返回负 errno（例如 -EINVAL、-EIO、-ENXIO）。

迭代器始终报告元数据（ID 和长度）。此外，当调用者提供非 NULL 的 data 缓冲区时，迭代器还会将条目内容直接复制到其中，但仅适用于小到可以存储在 ATE 内部的条目。对于较大的条目，或未提供缓冲区时，必须显式使用 zms_read() 读取最新值，或使用 zms_read_hist() 读取更旧的修订版本。

并发与快照行为

调用 zms_iter_init() 时，迭代器会捕获一个遍历边界。初始化之后写入的条目不在此次遍历范围内。

不要在两次迭代器步进调用（zms_iter_next() 或 zms_iter_next_all()）之间对同一个 zms_fs 调用 zms_write() （包括删除操作）。如果写入在迭代期间触发垃圾回收，则迭代器行为未定义。无论是否加锁，此规则都适用于执行迭代的线程：获取下文所述的锁只会阻止 其他 线程在遍历期间写入。

锁定并阻止并发写入者

zms_fs 将其内部写锁公开为普通的 struct k_mutex zms_lock 字段。zms_write() 和 zms_delete() 会在写入期间在内部获取此互斥锁。具有多个线程且共享同一 zms_fs 的应用可以在整个迭代期间持有同一互斥锁，从而在遍历边界必须保持有效的期间阻止 其他 线程写入：

k_mutex_lock(&fs.zms_lock, K_FOREVER);

rc = zms_iter_init(&fs, &iter);
/* ... */

while ((rc = zms_iter_next(&fs, &iter, &id, &len, NULL, 0)) == 1) {
  /* ... */
}

k_mutex_unlock(&fs.zms_lock);

用法示例

struct zms_iter iter;
bool predicate_id_not_2(zms_id_t id)
{
  return id != (zms_id_t)2;
}

struct zms_iter_config iter_config = {
  .mask_id = (zms_id_t)0x03,
  .min_id = (zms_id_t)0x01,
  .max_id = (zms_id_t)0x03,
  .use_mask = true,
  .use_range = true,
  .use_predicate = true,
  .predicate_func = predicate_id_not_2,
};
zms_id_t id;
size_t len;
uint8_t data[ZMS_DATA_IN_ATE_SIZE];
int rc;

/* Block writes from other threads for the duration of the traversal. */
k_mutex_lock(&fs.zms_lock, K_FOREVER);

rc = zms_iter_init_with_config(&fs, &iter, &iter_config);
if (rc) {
  /* handle error */
}

while ((rc = zms_iter_next(&fs, &iter, &id, &len, data, sizeof(data))) == 1) {
  /* id: entry ID matching configured mask/range/predicate, len: current stored size */
  /* data: filled with the entry's content when it is small enough to be
   * stored directly inside the ATE; otherwise left untouched, in which case
   * zms_read() must be used to fetch it.
   */
  printk("id=0x%llx len=%zu\n", (unsigned long long)id, len);
}

k_mutex_unlock(&fs.zms_lock);

if (rc < 0) {
  /* handle iterator error */
}

当只需要 (id, len) 对时，可选的 data/data_len 参数可以设置为 NULL/0。提供缓冲区时，只会复制 ZMS 直接存储在 ATE 内的数据；较大的条目仍必须使用 zms_read() 检索。

将 zms_iter_config 零初始化，或将 use_mask、use_range 和 use_predicate 保持禁用，以保留默认行为：接受所有 ID 和完整的 zms_id_t 范围。

要确定迭代器返回的某个 ID 存在多少个修订版本，请使用递增的 cnt 调用 zms_read_hist()，直到返回 -ENOENT。

ZMS 可用空间计算

ZMS 还可以返回分区中剩余的可用空间。但是，此操作非常耗时，因为它需要浏览分区所有扇区中的所有有效 ATE，并且对于每个有效 ATE，尝试查找是否存在更旧的 ATE。不建议应用经常使用此函数，因为它耗时且可能拖慢调用线程。

周期计数器

每个扇区都有一个主导周期计数器，它是一个 uint8_t，用于验证所有其他 ATE。主导周期计数器存储在 empty ATE 中。ATE 要变为有效，其周期计数器必须与 empty ATE 中存储的相同。每次将 ATE 从一个扇区移动到另一个扇区时，它必须获取目标扇区的周期计数器。要擦除扇区，会递增 empty ATE 的周期计数器，并只写入一次 empty ATE。该扇区中的所有 ATE 都会失效。

关闭扇区

要关闭扇区，会在扇区末尾添加一个 close ATE，并且它必须与 empty ATE 具有相同的周期计数器。关闭扇区时，所有未使用的剩余空间都会填充垃圾数据，以避免存在周期计数器有效的旧 ATE。

触发垃圾回收

某些应用需要确保存储写入具有定义的最大延迟。调用 ZMS 执行写入时，当前扇区可能几乎已满，以至于 ZMS 需要触发 GC 才能切换到下一个扇区。此操作耗时，并会导致某些应用无法满足其实时约束。ZMS 增加了一个 API，使应用可以获取扇区中当前剩余的可用空间。如果当前扇区几乎已满，应用随后可以决定何时切换到下一个扇区。这当然会触发下一个扇区的垃圾回收操作。这将向应用保证下一次写入不会触发垃圾回收。

ATE（分配表项）结构

每个条目使用 16 字节来编码其信息。确切结构由 ATE 格式决定，可针对给定应用选择 ATE 格式。

ZMS 定义了多种针对不同特性集定制的 ATE 格式。运行时，它使用 empty ATE 中的 metadata 字段识别格式，该字段在所有格式中具有相同的字节位置。

32 位 ID 的条目格式

0	1	2	3	4	5	6	7	8	9	10	11	12	13	14	15
crc8	cycle_cnt	len		id				data (if len <= 8)
								offset				data_crc
												metadata

这是 zms_ate 的 API 文档中记录的默认格式。data_crc 可选包含在内，用于对存储在扇区顶部的数据进行完整性检查。

备注

仅在完整读取数据时才会检查数据的 CRC。部分读取不会检查数据的 CRC，因为它是针对整个元素计算的。

警告

在以前未启用 CRC 功能的现有 ZMS 内容上启用该功能，将使所有现有数据失效。

64 位 ID 的条目格式

0	1	2	3	4	5	6	7	8	9	10	11	12	13	14	15
crc8	cycle_cnt	len		id								data (if len <= 4)
												offset
												metadata

启用 CONFIG_ZMS_ID_64BIT 时选择此格式。

警告

选择与现有 ZMS 内容所使用的 ATE 格式不同的格式，将使所有现有数据失效。

备注

用于 设置 的 ZMS 后端不支持此格式。

用户数据（键值对）的可用空间

ZMS 始终需要一个空扇区才能执行垃圾回收（GC）。因此，假设一个分区中存在 4 个扇区，ZMS 将只使用 3 个扇区存储键值对，并保留一个空扇区以执行 GC。该空扇区将在分区的 4 个扇区之间轮换。

备注

一次写入扇区的单个数据最大长度为 64K（这可能会在未来的 ZMS 版本中改变）。

小数据值

足够小的值将存储在条目（ATE）本身内，而不会将数据写入扇区顶部。条目内可容纳的数据量取决于所选格式。请参见 ATE structure 一节。

ZMS 的条目大小为 16 字节，这意味着在此场景下，分区中可用于存储数据的最大空间计算如下：

\[\small\frac{(NUM\_SECTORS - 1) \times (SECTOR\_SIZE - (5 \times ATE\_SIZE)) \times (DATA\_SIZE)}{ATE\_SIZE}\]

位置：

NUM_SECTOR：扇区总数

SECTOR_SIZE：扇区大小

ATE_SIZE：16 字节

(5 * ATE_SIZE)：为头条目和删除项保留的 ATE

DATA_SIZE：8 字节或 4 字节，取决于 ATE 格式

例如，对于 4 个 1024 字节的扇区，使用默认 ATE 格式时，8 字节长度数据的可用空间为 \(\frac{3 \times 944 \times 8}{16} = 1416 \, \text{ bytes}\)。

大数据值

超过 DATA_SIZE 的值存储在 ATE 之外、扇区顶部。在这种情况下，很难估计可用空间，因为这取决于数据大小。但我们可以考虑到，对于添加到扇区顶部的 N 字节数据，必须在扇区底部额外添加 16 字节的 ATE，因此键值对总共占用 \(N + 16\) 字节。

让我们看一个示例：

对于一个具有 4 个 1024 字节扇区且数据大小为 64 字节的分区。只有 3 个扇区可用于写入，每个扇区容量为 944 字节，因此每个扇区可以存储 11 个键值对（\(\frac{944}{64 + 16}\)）。在这种情况下，此分区总共可以存储的数据为 \(11 \times 3 \times 64 = 2112 \text{ bytes}\)。

可用空间计算器

Advanced mode

Calculate the available storage space for your ZMS configuration.

Advanced mode

Entries (ID:data per line):

Write Block Size (bytes):

Flash Type: No Explicit Erase (RRAM/MRAM) Explicit Erase Required (NOR Flash)

Erase Block Size (bytes):

Sector Size (bytes):

Number of Sectors:

Average Data Size (bytes):

Number of Data Items:

Use with Settings Subsystem: No Yes

Average Path Size (bytes):

ID Type: 32-bit 64-bit

Calculate Available Space

磨损均衡

该存储系统针对不需要擦除的设备进行了优化。依赖擦除值的存储系统（例如 NVS）需要使用写操作来模拟擦除。这会导致这些设备的预期寿命显著缩短，并且会增加写操作延迟以及设备为空时的初始化延迟。ZMS 使用周期计数机制，避免为这些设备模拟擦除操作。它还保证在扇区写入的每个周期内，每个内存位置只写入一次。

例如，在不需要擦除操作的设备上使用 NVS 擦除 4096 字节扇区时，必须执行 256 次 flash 写入（假设 write-block-size = 16 字节），而使用 ZMS 只需 1 次 16 字节写入。在这种情况下，此操作快 256 倍。

垃圾回收操作还会缩短存储单元寿命，因为它在将块从一个扇区移动到另一个扇区时会执行写操作。为使垃圾回收器不影响设备寿命，建议适当确定分区大小。分区大小应为可能写入存储的数据（包括头部）最大大小的两倍。

请参见 用户数据可用空间。

设备寿命计算

存储设备无论是传统 flash 还是 RRAM/MRAM 等新技术，其寿命都是有限的，由存储单元可擦除/写入的次数决定。Flash 设备作为其功能行为的一部分，一次擦除一页（否则无法覆盖存储单元）；而对于不需要擦除操作的存储设备，存储单元可以直接覆盖。

这里展示一个典型场景，用于计算设备寿命：假设我们使用相同的 ID 存储一个 4 字节变量，但其内容每分钟变化一次。分区有 4 个扇区，每个扇区 1024 字节。每次写入该变量需要 16 字节存储。由于每个扇区有 944 字节可用于 ATE，且 ZMS 是快进式存储系统，我们将在 \(\frac{(944 \times 4)}{16} = 236 \text{ minutes}\) 后重写第一个扇区的第一个位置。

除正常写入外，垃圾回收器还会将仍然有效的数据从旧扇区移动到新扇区。由于我们使用相同的 ID 且分区较大，在这种情况下垃圾回收器不会移动任何数据。对于可写入 20 000 次的存储设备，存储将持续约 4 720 000 分钟（约 9 年）。

为了得出更通用的公式，我们必须先计算典型数据集在 ZMS 中实际使用的大小。对于使用 小数据值 的 ID/数据对，effective_size 为 16 字节；而对于使用 大数据值 的 ID/数据对，effective_size 为 16 + sizeof(data) 字节。假设 total_effective_size 是写入存储的数据总大小，并且分区大小适当（有效大小的两倍），以避免垃圾回收器不断移动块。

设备的预期寿命（以分钟为单位）计算如下：

\[\small\frac{(SECTOR\_EFFECTIVE\_SIZE \times SECTOR\_NUMBER \times MAX\_NUM\_WRITES)}{(TOTAL\_EFFECTIVE\_SIZE \times WR\_MIN)}\]

位置：

SECTOR_EFFECTIVE_SIZE：扇区大小减去头大小（80 字节）

SECTOR_NUMBER：扇区数量

MAX_NUM_WRITES：存储设备的预期寿命（以写入次数计）

TOTAL_EFFECTIVE_SIZE：所写入数据集的总有效大小

WR_MIN：每分钟对数据集执行的写入次数

设备寿命计算器

Advanced mode

Calculate the expected lifetime of your ZMS storage device based on your configuration.

Advanced mode

Entries (ID:data per line):

Write Block Size (bytes):

Flash Type: No Explicit Erase (RRAM/MRAM) Explicit Erase Required (NOR Flash)

Erase Block Size (bytes):

Sector Size (bytes):

Number of Sectors:

Average Data Size (bytes):

Writes per Minute:

Maximum Writes per Cell Before Wear-out:

Number of Data Items:

Use with Settings Subsystem: No Yes

Average Path Size (bytes):

ID Type: 32-bit 64-bit

Calculate Lifetime

功能

与 NVS 等现有存储系统相比，ZMS 引入了许多功能，并将从其初始版本不断演进，以包含更多满足新技术需求（例如低延迟和更大存储空间）的功能。

现有功能

版本 1

• 支持不需要擦除操作的存储设备（只需一次写操作即可使扇区失效）

• 支持大分区和大扇区大小（64 位地址空间）

• 支持 32 位 ID 和 64 位 ID

• 小数据值存储在 ATE 本身中

• 内置数据 CRC32（包含在 ATE 中）

• ZMS 版本管理（用于处理未来演进）

• 支持较大的 write-block-size （仅适用于需要它的平台）

• 支持多种 ATE 格式，以满足不同应用的需求

• 支持通过 zms_mount_force() 进行强制挂载恢复（挂载失败时自动擦除并重新初始化分区）

• 支持查找缓存以加速重复的 ID 查找，并提供可选的每实例缓存配置，以便基于每个分区自定义缓存大小

• 支持通过 zms_iter_init() 和 zms_iter_next() 枚举活动条目，而无需预声明 ID 列表

未来功能

• 增加挂载具有不同 ATE 格式的多个文件系统的可能性（当前，同一应用中的所有文件系统必须使用相同格式）

• 增加在某些应用场景中跳过垃圾回收器的可能性，这些场景中 ID/值对会定期写入且不超过分区大小的一半（始终存在具有相同 ID 的旧条目）。

• 将 ID 划分为命名空间，并根据应用需求分配 ID，以处理不同子系统或示例所使用的 ID 之间的冲突。

• 增加根据周期计数值检索设备磨损值的可能性

• 增加一个恢复函数，可在出现问题时恢复存储分区

• 增加一个库/应用，以支持从 NVS 条目迁移到 ZMS 条目

ZMS 与 Zephyr 中的其他存储系统

本节在 Zephyr 存储系统（不是完整文件系统，而是更简单的非分层系统）的更广泛背景下介绍 ZMS。如今 Zephyr 至少还包括两个在范围和功能上具有一定可比性的其他系统：NVS 和 FCB。在应用中使用哪一个取决于你的需求和所使用的硬件，本节提供的信息有助于做出选择。

• 如果你使用的是 RRAM 或 MRAM 等不需要擦除操作的设备，ZMS 绝对是存储子系统的最佳选择，因为它设计用于避免在这些设备上使用大块写入来模拟擦除操作，并用单次写入调用取而代之。

• 对于具有较大 write_block_size 和/或需要不同于传统 flash 页大小（等于 erase_block_size）的扇区大小的设备，ZMS 也是最佳选择，因为可以自定义这些参数并在 ZMS 中添加对这些设备的支持。

• 对于传统 flash 技术设备，推荐使用 NVS，因为它占用空间小（ATE 更小，头 ATE 也更小）。与 ZMS 相比，NVS 中的 flash 擦除也非常快，并且不需要额外的写操作。对于这些设备，NVS 的读取/写入也会比 ZMS 更快，因为其 ATE 大小更小。

• 如果你的应用需要超过 64K 个 ID 用于存储，这里推荐 ZMS，因为其 ID 字段最多为 64 位。

• 如果你的应用以 FIFO 模式（先进先出）工作，那么 FCB 是该用例的最佳存储解决方案。

更一般地说，为了在 NVS 和 ZMS 之间做出正确选择，应首先验证所有阻塞因素，以确保应用可以使用其中一个子系统；然后，如果两种解决方案都可以实现，最佳选择应基于本节所述设备寿命的计算：磨损均衡。

提高性能的建议

扇区大小和数量

• 应适当设置存储分区的总大小，以获得 ZMS 的最佳性能。有关 ZMS 中实际可用空间的所有信息都可以在文档中找到。请参见 用户数据可用空间。建议选择写入存储的键值对大小的两倍作为存储分区大小。

• 需要设置扇区大小，使一个扇区能够容纳将要存储的最大数据大小。增大扇区大小会减慢垃圾回收操作，并使其发生频率降低。相反，减小扇区大小会使垃圾回收操作更快，但也会使其发生更频繁。

• 对于 设置 等某些子系统，所有路径-值对都会拆分为两个 ZMS 条目（ATE）。在计算所需存储空间时，应考虑这两个条目所需的头。

• 使用 小数据值 可以提高性能，因为这些数据写入条目内部。例如，对于 设置 子系统，选择小于或等于 8 字节的路径名可以使读取和写入更快。

缓存大小

• 直接使用 ZMS API 时，建议将缓存大小至少设置为将要写入存储的不同条目数量。

• 每个额外的缓存条目都会使 RAM 使用量增加 8 字节。应仔细选择缓存大小。

• 如果通过 设置 使用 ZMS，必须考虑到每个设置条目都会拆分为两个 ZMS 条目。建议将缓存大小至少设置为设置条目数量的两倍。

手动配置每实例缓存

启用 CONFIG_ZMS_LOOKUP_CACHE_MANUAL 时，每个 zms_fs 实例可以提供自己的查找缓存缓冲区，而不使用全局 CONFIG_ZMS_LOOKUP_CACHE_SIZE 设置。

在 zms_mount() 之前调用 zms_set_lookup_cache()，为该实例分配缓存缓冲区。如果未分配缓冲区，则该 zms_fs 实例的查找缓存保持禁用。

static struct zms_fs zms_a;
static struct zms_fs zms_b;
static uint64_t zms_a_cache[512];
static uint64_t zms_b_cache[32];

zms_set_lookup_cache(&zms_a, zms_a_cache, ARRAY_SIZE(zms_a_cache));
zms_set_lookup_cache(&zms_b, zms_b_cache, ARRAY_SIZE(zms_b_cache));

ID 大小

• 对于大多数应用而言，64 位 ID 空间预计会比所需更大。除非你有特定需求，否则建议继续使用 32 位 ID。这预计会对代码大小和性能产生轻微影响，即使在 64 位系统上也是如此，因为存储中 ID 的字节位置未对齐到 8 字节边界。

API 参考

ZMS API 由 zms.h 提供：

ZMS data structures

ZMS API

Related code samples

• Zephyr Memory Storage (ZMS)Store and retrieve data from storage using the ZMS API.
• ZMS Cycle Count VerificationVerify that ZMS sector cycle counters are tracked correctly across garbage collection cycles, including past the uint8_t wraparound boundary.