存储：eMMC/UFS/SD 的协议、HS 时序、分区与寿命
嵌入式设备里有三样东西几乎一定会老化：电解电容、连接器、闪存。前两样会肉眼可见地坏，闪存则是"慢慢变得不对"——开始是偶发写入失败，然后是启动越来越慢，最后某一天量产线上的板子集体停在 mmc0: error -110。存储这一层的问题之所以难查，是因为软件看到的永远是"块设备"，而真正的物理过程藏在控制器、FTL 和 NAND 三层之下。
这一章按"协议 → 时序 → 分区 → 寿命 → 测试"的顺序，把 eMMC（Embedded MultiMediaCard，嵌入式多媒体卡）拆开讲。所有带宽都能用"位宽 × 时钟 × 边沿"手算，所有寿命都能用"容量 × P/E ÷ 写放大"估算，所有初始化失败都能落到某一条命令或某一根信号上。UFS（Universal Flash Storage，通用闪存存储）与 SD（Secure Digital，安全数字）作为对照，只讲差异最大的部分。
1. 动机：三类故障，三个不同的层面
现场遇到的存储问题，大体可以按"发生在哪一层"分成三类：
| 现象 | 常见层面 | 典型判据 |
|---|---|---|
上电不认卡，-110 超时 | 电气与初始化时序 | dmesg 里第一条 mmc 报错停在哪条 CMD |
| 能识别，读写偶发 CRC 错或掉速 | 信号完整性与时序 | -84 错误、tuning 失败、HS400 退回 HS200 |
| 用半年后写入失败、寿命告警 | NAND 与 FTL | PRE_EOL_INFO、DEVICE_LIFE_TIME_EST、写放大 |
三类的排查入口完全不同。第一类要拿示波器看 CLK、CMD、DAT 的上电顺序与上拉；第二类要看 PCB 走线、数据选通（Data Strobe，DS）信号与 tuning 结果；第三类要看设备写入了多少数据、WAF 是多少、还剩多少预留空间。把它们混在一起查，最常见的后果是"换了一颗 eMMC，问题消失了一个月，然后在新批次上重现"。
某网关产品的试产板有 20% 概率起不来，串口停在
mmc0: Timeout waiting for hardware interrupt.
mmc0: error -110 whilst initialising MMC card工程队先换了 eMMC 品牌，问题降到 10%；又换了电源芯片，降到 5%；最后怀疑是"这批片子体质差"。停下来量上电波形才发现：3.3 V 主电源和 1.8 V I/O 电源同时上电，而 SoC 的 vmmc 使能比 vqmmc 晚了 2 ms。eMMC 在 I/O 电源尚未稳定时就收到了 CMD1，返回的 OCR 里电压位不对，主机重试三次后放弃。
把两路电源改成"先 3.3 V、后 1.8 V"，并给 vmmc-supply 加上 regulator-boot-on，20% 的失败率降到 0。整个过程没有换一颗器件，也没有改一行驱动。
这个例子说明：存储的"不认卡"经常是电源时序问题，不是协议问题。协议只在电气条件满足之后才有意义。
2. 直观：三种介质、两类命令、一条数据通路
上图上半部分是从 legacy 到 HS400 的速率阶梯，中间是 HS400 的双沿采样与 DS 选通关系，下半部分是 eMMC 的四个分区区域与启动路径。
2.1 eMMC 是"带控制器的 NAND"
一颗 eMMC 内部至少有四层：NAND 阵列、控制器、闪存转换层（Flash Translation Layer，FTL）、以及一套标准化的主机接口。主机看到的是逻辑块地址（Logical Block Address，LBA），不是物理页。这意味着：
- 坏块管理在片内。主机不需要像裸 NAND 那样维护坏块表，也不需要自己算 ECC；
- 磨损均衡在片内。FTL 把主机的逻辑写分散到不同物理块，主机看不到"这块写了几次"；
- 写放大在片内发生。主机写 4 KiB，NAND 可能写 16 KiB 甚至更多，这个比值就是写放大（Write Amplification，WAF）。
代价是主机失去了对物理布局的控制。你无法指定"把日志放在 SLC 区"，也无法知道"这次写入落在哪个 die"。所有优化只能通过接口层的手段：分区、discard、写入对齐、以及控制写入量。
UFS 的结构类似，但接口换成了 MIPI M-PHY 加 SCSI 命令集，支持全双工和命令队列，所以它的随机性能远好于 eMMC。SD 卡则把控制器做在可插拔的卡片里，主机侧只有 SD 主机控制器（SD Host Controller），协议上多了"卡检测"和"写保护"这些与插拔相关的机制。
2.2 CMD 与 DATA：两套握手
eMMC 的物理信号只有五组：CLK、CMD、DAT[7:0]、DS、RST_n。命令和数据走两条独立的通路：
- CMD 线：传输 48 位的命令包（1 位起始 + 1 位传输方向 + 6 位命令号 + 32 位参数 + 7 位 CRC + 1 位结束），响应也是 48 位（R1）或 136 位（R2，用于 CID/CSD）；
- DAT 线：传输数据块，每块 512 字节，尾部跟 16 位 CRC。
CMD 线在初始化阶段用开漏（open-drain）驱动，允许多设备共享；进入命令传输阶段后切成推挽（push-pull）。这就是为什么 CMD 线上必须有一个 10 kΩ 到 50 kΩ 的上拉：开漏阶段没人拉高，线就是浮空的。
初始化的命令序列是固定的，每一步失败都会在 dmesg 里留下不同的错误码：
| 步骤 | 命令 | 作用 | 失败表现 |
|---|---|---|---|
| 1 | CMD0 | 复位到 idle | 无响应，通常是对卡根本没供电 |
| 2 | CMD1 | 查询 OCR，协商电压与容量 | -110 超时，多为电源或时钟 |
| 3 | CMD2 | 取 CID（136 位） | CRC 错，多为 CMD 线上拉或干扰 |
| 4 | CMD3 | 分配 RCA，进入 standby | 地址冲突（多卡场景） |
| 5 | CMD9 | 读 CSD | 容量解析异常 |
| 6 | CMD7 | 选中卡，进入 transfer | 选中后立即掉线，多为供电跌落 |
| 7 | CMD8 | 读 512 字节 EXT_CSD | 读出的字段全 0 或全 FF |
| 8 | CMD6 | 切位宽、切时序、切分区 | 切完不工作，多为时序或电压不匹配 |
EXT_CSD 是 eMMC 的"寄存器总表"，512 字节里有容量、分区大小、支持的速率模式、寿命估计。所有高阶配置都通过 CMD6 的 SWITCH 写这个表。CMD6 的 32 位参数按 JESD84 和内核 __mmc_switch() 的定义拆成四段：
| 位段 | 字段 | 宽度 | 含义 |
|---|---|---|---|
| [31:26] | Reserved | 6 位 | 保留，写 0 |
| [25:24] | Access | 2 位 | 0 命令集、1 置位、2 清位、3 写字节 |
| [23:16] | Index | 8 位 | EXT_CSD 索引 |
| [15:8] | Value | 8 位 | 要写入的字节 |
| [7:0] | CmdSet | 8 位 | 命令集，通常为 0 |
即 arg = (access << 24) | (index << 16) | (value << 8) | cmdset。例如 access = 3（写字节）、index = 179（PARTITION_CONFIG）、value = 0x08、cmdset = 0，参数就是 0x03B30800。写错索引不会报错，只会静默地改掉另一个字段，这是配置类故障的常见来源。
2.3 HS200 与 HS400：从单沿到双沿
速率模式的演进，本质上是"每个时钟周期传几个比特"的变化：
| 模式 | 位宽 | 时钟 | 采样边沿 | 理论带宽 |
|---|---|---|---|---|
| legacy | 1 | 26 MHz | 单沿 | 3.25 MB/s |
| High Speed | 8 | 52 MHz | 单沿 | 52 MB/s |
| HS200 | 8 | 200 MHz | 单沿 | 200 MB/s |
| HS400 | 8 | 200 MHz | 双沿 | 400 MB/s |
HS200 的名字来自"200 MHz 单沿"，每个时钟周期在 8 根数据线上各传 1 位，合计 1600 Mbit/s，即 200 MB/s。它要求 I/O 电压切到 1.8 V，并且必须做时序训练（tuning）：主机用 CMD21 让卡发出一段已知的训练块，然后在不同采样相位下比较读回的数据，选出误码率最低的相位。训练失败时，主机通常会静默退回 High Speed，这就是"标称 HS200 的板子只跑到 50 MB/s"的最常见原因。
HS400 在 HS200 的基础上把采样改成双沿（Double Data Rate，DDR），并且增加了一根数据选通信号 DS：
- 读方向：卡在
DS上发一个与数据同源的选通，主机用DS的边沿采样DAT，这叫源同步（source-synchronous）； - 写方向：主机仍然用
CLK发数据，卡用CLK采样，但要求主机做写时序训练（write tuning）； - 只支持 8 位，1 位或 4 位模式下没有 HS400；
- HS400ES 是增强版，
DS一直输出，不需要在读写之间切换方向，对长走线更友好。
UFS 走的是另一条路：MIPI M-PHY 的 HS-GEAR 用嵌入式时钟，两条 lane 收发分离，可以全双工。UFS 2.1 跑 HS-G3，每 lane 5.8 Gbit/s，两条合计 11.6 Gbit/s，折算 1.45 GB/s，扣掉 8b/10b 的 20% 开销后约 1.16 GB/s；UFS 3.1 跑 HS-G4，每 lane 11.6 Gbit/s，两条合计 23.2 Gbit/s，理论值 2.9 GB/s，128b/132b 编码后约 2.81 GB/s。这个数量级已经超过 SATA III 的 0.6 GB/s，接近 PCIe 3.0 双通道的入门 NVMe，代价是 PCB 上要按高速差分对来布线。
2.4 分区与 boot 区
eMMC 的"分区"和普通磁盘的 GPT 分区是两件事。eMMC 内部有四个物理区域：
| 区域 | 容量来源 | 典型大小 | 用途 |
|---|---|---|---|
| User Data Area | 扣除其他区域后的全部容量 | 4 GB 到 64 GB | 放 GPT 与文件系统 |
| Boot Area 1/2 | BOOT_SIZE_MULT × 128 KiB | 4 MiB 到 16 MiB | 放 SPL 与 U-Boot |
| RPMB | RPMB_SIZE_MULT × 128 KiB | 通常是 4 MiB | 防重放的安全存储 |
| General Purpose 1-4 | GP_SIZE_MULT | 按需 | 厂商自定义 |
配置入口是 EXT_CSD 的 PARTITION_CONFIG（索引 179）：低 3 位使能哪个 boot 区，中间 3 位选择当前访问哪个分区，第 6 位是"分区配置已完成"标志。这个标志是一次性可编程位，一旦置 1 就不可逆：之后再改 BOOT_SIZE_MULT、RPMB_SIZE_MULT 或 GP_SIZE_MULT，器件会直接返回 SWITCH_ERROR，mmc-utils bootpart-resize 也会拒绝执行。量产时把这一步做错，只能换器件或换方案，后面所有板子都得返工。
三个工程要点：
- boot 区默认只读。
/dev/mmcblk0boot0的force_ro是 1，写之前要echo 0 > /sys/block/mmcblk0boot0/force_ro，写完再置回 1。忘记置回，一次误操作就能把引导区覆盖。 - 启动偏移不同。SoC 的 ROM 从 boot 区偏移 0 开始读；从 SD 卡启动时，多数 SoC 要求镜像放在用户区偏移 1024 字节处（给 MBR 留位置）。把给 SD 卡做的镜像直接
dd到 boot0，ROM 会读到一堆 0。 - RPMB 有独立写计数器。每次写 RPMB 都会让 32 位计数器加一，计数器只能增不能减。它是防回滚、防重放的基础设施，读写都带 HMAC-SHA256 认证，密钥在第一次配置时写入且不可读回。
2.5 寿命：磨损均衡与写放大
NAND 的物理限制是每个块能擦写的次数有限（Program/Erase Cycle，P/E 次数）。SLC 约 10 万次，MLC 约 3000 次，TLC 约 1000 到 3000 次。磨损均衡（Wear Leveling）把写入分散到全片，避免某个块被反复擦写而提前耗尽。
写放大来自三个地方：
- 垃圾回收（Garbage Collection，GC）：块里还有有效页时不能直接擦，要先把有效页搬到新块，这一次搬运就是额外写入；
- 读-改-写：主机写 4 KiB，而 NAND 的页是 16 KiB，落盘时可能要把整页读出来改一部分再写回；
- 元数据与日志：FTL 自己的映射表也要落盘。
WAF 的定义是 NAND 实际写入量除以主机写入量。它不是一个常数：顺序写大文件时接近 1，4 KiB 随机写、盘又接近写满时可以到 5 以上。厂商给出的 TBW（Terabytes Written，总写入字节数）通常是在某个特定负载下测的，直接拿来当"寿命"会偏乐观。
3. 定量：带宽、寿命与 IOPS
3.1 理论带宽
接口带宽由位宽、时钟和采样边沿三者决定：
B = \frac{N_{bit} \times f_{clk} \times k}{8}其中 N_{bit} 是数据线位宽（eMMC 为 1、4、8），f_{clk} 是时钟频率（单位 Hz），k 是每周期采样次数（单沿为 1，双沿为 2），除以 8 把 bit/s 换成 B/s。代入 HS400 的 8 位、200 MHz、双沿：
B = \frac{8 \times 200 \times 10^{6} \times 2}{8} = 400\ \text{MB/s}同样的式子代入 HS200（k=1）得到 200 MB/s，代入 High Speed（8 位、52 MHz、单沿）得到 52 MB/s。"HS400 比 HS200 快一倍"不是因为时钟更高，而是因为每个周期采了两次。
3.2 有效带宽与效率
理论带宽是引脚上的比特率，实际能搬多少数据取决于协议开销。定义效率 \eta：
v_{eff} = \eta \times B\eta 里扣掉的东西包括：命令包的往返、每块 16 位 CRC、多块传输之间的总线换向、随机访问时的寻道与重试。工程上的典型值：
| 场景 | \eta | HS400 下 v_{eff} |
|---|---|---|
| 大块顺序读 | 0.85 到 0.90 | 340 到 360 MB/s |
| 大块顺序写 | 0.70 到 0.78 | 280 到 312 MB/s |
| 4 KiB 随机读 | 由 IOPS 决定，不适用 | 见 3.4 节 |
写比读低，原因是写的链路更长：主机发命令、卡回 R1、主机发数据、卡回 CRC 状态、卡内部编程、主机轮询 CMD13 等"就绪"。这段握手在小块写入时占比很高。
传输时间就是容量除以有效带宽：
T = \frac{S}{v_{eff}}注意单位：S 用 MiB 时，v_{eff} 要先换成 MiB/s（1 MiB/s = 1.048576 MB/s），否则会差 4.9%。
3.3 TBW 与寿命
TBW 的估算公式只有三个变量：
\text{TBW} = \frac{C \times N_{PE}}{\text{WAF}}其中 C 是用户可用容量（单位 B），N_{PE} 是 NAND 的 P/E 次数，WAF 是写放大系数。这个式子的物理含义很直白：整片 NAND 总共能写 C \times N_{PE} 字节，主机每写 1 字节要消耗 WAF 字节的 NAND 寿命，所以主机能写的总量要除以 WAF。
寿命的年数：
T_{life} = \frac{\text{TBW}}{D \times 365}D 是每天的写入量（B/天）。代入几组典型参数：
| 容量 | P/E | WAF | TBW | 8 GB/天 时的寿命 |
|---|---|---|---|---|
| 8 GB | 3000 | 4 | 6 TB | 750 天（2.05 年） |
| 16 GB | 3000 | 3 | 16 TB | 2000 天（5.48 年） |
| 16 GB | 3000 | 5 | 9.6 TB | 1200 天（3.29 年） |
| 32 GB | 3000 | 3 | 32 TB | 4000 天（10.96 年） |
WAF 的下限由页大小和主机块大小决定：
\text{WAF}_{min} = \frac{S_{page}}{S_{host}}16 KiB 的 NAND 页、4 KiB 的主机块，最小写放大就是 4。也就是说，只要应用以 4 KiB 为单位随机写，NAND 至少要承担 4 倍的写入量；这还没算 GC 的搬运。
GC 带来的额外写放大可以粗略估为
\text{WAF}_{gc} \approx \frac{1}{1 - u}u 是 NAND 的空间利用率（有效数据占总容量的比例）。盘用到 93% 时 u = 0.93，上界是 14.3；留 20% 预留空间时 u = 0.8，上界降到 5。真实 FTL 会做冷热数据分离，实际值通常低于这个上界，但趋势是对的：盘越满，写放大越大，寿命掉得越快。这也解释了为什么"把日志分区留大一点"能显著延长寿命。
3.4 fio 的顺序与随机
顺序和随机的差别不在接口，而在介质。定义 IOPS 与随机带宽：
\text{IOPS} = \frac{1}{t_{io}}, \qquad BW_{rand} = \text{IOPS} \times S_{io}t_{io} 是单个 I/O 的平均完成时间，S_{io} 是 I/O 大小。队列深度 QD 下的平均延迟为
L = \frac{QD}{\text{IOPS}}eMMC 5.1 的命令队列（Command Queue，CQ）最多支持 32 个未完成任务，所以压测时 --iodepth 取 32 是有依据的上限；再大只是把请求堆在主机侧。典型的 4 KiB 随机读是 6000 IOPS，折合带宽只有 24.6 MB/s，平均延迟 5.33 ms——和顺序读的 352 MB/s 差了一个数量级。
顺序场景则可以按"带宽除以块大小"估算 IOPS：300 MB/s 的写带宽、128 KiB 的块，理论上限是 2289 IOPS。这个数字的意义在于：顺序写的瓶颈是带宽，不是 IOPS；随机写的瓶颈是 IOPS，不是带宽。
3.5 启动分区容量
boot 区大小由 BOOT_SIZE_MULT 决定，单位是 128 KiB：
M 是 EXT_CSD 里的乘数。M = 32（0x20）时是 4 MiB，M = 64（0x40）时是 8 MiB，M = 128（0x80）时是 16 MiB。两个 boot 区各占一份，所以实际占用是 2 \times S_{boot}。
RPMB 用同样的单位，RPMB\_SIZE\_MULT = 32 时是 4 MiB。4 MiB 听起来很小，但 RPMB 的典型用途是存密钥、计数器、证书哈希，几 KiB 就够，剩下的空间用来做磨损轮转。
4. 算例：8 GB eMMC 的带宽、寿命与测试
第一步：算理论带宽。 一颗 8 GB eMMC，8 位总线，支持 HS400：
B = \frac{8 \times 200 \times 10^{6} \times 2}{8} = 400\ \text{MB/s}按 88% 的顺序读效率，实际读 352 MB/s；按 75% 的写效率，实际写 300 MB/s。
第二步：算一次升级要多久。 镜像 1024 MiB（等于 1073.7 MB）：
T_{write} = \frac{1073.7\ \text{MB}}{300\ \text{MB/s}} = 3.58\ \text{s}同一份镜像在 HS200 模式下，按与 HS400 相同的 75% 写效率（200 × 0.75 = 150 MB/s）：
T_{write} = \frac{1073.7}{150} = 7.16\ \text{s}差了 7.16 - 3.58 = 3.58 秒。这就是"HS400 训练失败、静默退回 HS200"在产线升级工位上表现出的现象：单台多 3.58 秒，一千台多 3580 秒，约 59.7 分钟（接近 1 小时）。
第三步：算寿命。 8 GB、TLC 3000 次 P/E、WAF 取 4：
\text{TBW} = \frac{8 \times 10^{9} \times 3000}{4} = 6 \times 10^{12}\ \text{B} = 6\ \text{TB}每天写 8 GB：
T_{life} = \frac{6 \times 10^{12}}{8 \times 10^{9} \times 365} = 2.05\ \text{年}两年。如果这是一台设计寿命五年的设备，这个配置从一开始就不成立。把容量换成 16 GB、WAF 降到 3，TBW 变成 16 TB，寿命 5.48 年，刚好够；再给日志分区留 20% 预留空间，WAF 还能再降一点。选型时先算这一步，比事后加监控有用得多。
第四步：算随机性能的天花板。 4 KiB 随机读 6000 IOPS：
BW_{rand} = 6000 \times 4096 = 24.6\ \text{MB/s}平均延迟：
L = \frac{32}{6000} = 5.33\ \text{ms}同样的 4 KiB 随机写只有 2500 IOPS，折合 10.2 MB/s，延迟 12.8 ms。按 WAF 4 折算，NAND 侧的实际写入是 10.2 \times 4 = 41\ \text{MB/s}——主机只写了 10 MB/s，NAND 却在以 41 MB/s 的速度消耗寿命。
第五步：算 boot 区够不够。 U-Boot 900 KiB、内核 6 MiB、设备树 64 KiB：
S_{need} = 0.879 + 6 + 0.0625 = 6.94\ \text{MiB}8 MiB 的 boot 区（M = 64）放得下，余量 1.06 MiB；4 MiB 的 boot 区（M = 32）放不下。量产时如果把内核和 initramfs 一起塞进 boot 区，很容易超过 8 MiB，这时候要么在置位前把 BOOT_SIZE_MULT 改大（置位后不可逆，已出货的板子只能换器件或换方案），要么把内核移到用户区由 U-Boot 从文件系统加载。
第六步：验算全盘写入时间。 8 GB 盘从全 0 写到全满：
T_{fill} = \frac{8 \times 10^{9}}{300 \times 10^{6}} = 26.7\ \text{s}这个数字可以用来判断"老化测试 30 秒是否够"：如果盘的实际写入速度只有 100 MB/s，30 秒只能写 3 GB，测试覆盖不到后半段，坏块和 GC 压力都没测到。
5. 工程含义：设备树、分区表与测试方法
5.1 设备树里的三组开关
&usdhc2 {
bus-width = <8>;
non-removable;
no-sd;
no-sdio;
mmc-hs400-1_8v;
mmc-hs400-enhanced-strobe;
vmmc-supply = <®_3v3>;
vqmmc-supply = <®_1v8>;
status = "okay";
};每个字段都对应一个具体的物理事实：
bus-width = <8>必须和 PCB 上实际连了几根 DAT 一致，多写不会报错，只会读到全 0；non-removable告诉内核不用等卡检测，eMMC 是焊死的；mmc-hs400-1_8v要求vqmmc在 1.8 V，写错电压会烧 I/O 或者训练失败；vmmc与vqmmc的上电顺序由 regulator 框架保证，如果两路共用一颗芯片，要在驱动里显式加延时。
SD 卡槽的配置反过来：要有 cd-gpios（卡检测）、wp-gpios（写保护）、max-frequency，并且不能写 non-removable。卡检测的极性经常配反，现象是"插着卡不认、拔了卡反而认"。
5.2 分区与 boot 区的操作
# 看 EXT_CSD 的关键字段
mmc extcsd read /dev/mmcblk0 | grep -E \
"BOOT_SIZE_MULT|RPMB_SIZE_MULT|PARTITION_CONFIG|PRE_EOL_INFO|LIFE_TIME"
# 使能 boot0 为启动分区（参数：分区号 1/2，发送 ACK 1/0）
mmc bootpart enable 1 1 /dev/mmcblk0
# 写 boot0：先解除只读，写完恢复
echo 0 > /sys/block/mmcblk0boot0/force_ro
dd if=u-boot-with-spl.bin of=/dev/mmcblk0boot0 bs=512 conv=fsync
echo 1 > /sys/block/mmcblk0boot0/force_ro
# 用户区按 1 MiB 对齐建 GPT
sgdisk --clear --new=1:2048:+131072 --change-name=1:boot /dev/mmcblk0PARTITION_CONFIG 写完之后，/dev/mmcblk0boot0 才会出现对应的大小。注意 PARTITION_SETTING_COMPLETED（EXT_CSD[179] 的 bit 6）只能从 0 写成 1，不能写回 0：一旦置 1，器件就冻结 BOOT_SIZE_MULT、RPMB_SIZE_MULT 与 GP_SIZE_MULT，后续任何修改都返回 SWITCH_ERROR，mmc-utils bootpart-resize 同样会拒绝。因此分区大小必须在置位前一次算准；已经置位的器件只能换器件或换方案。
5.3 fio 怎么测才有意义
顺序读：
fio --name=seq-read --filename=/dev/mmcblk0p5 --direct=1 \
--rw=read --bs=1M --iodepth=8 --ioengine=libaio \
--size=1G --runtime=60 --time_based --group_reporting4 KiB 随机读，队列深度 32：
fio --name=rand-read --filename=/dev/mmcblk0p5 --direct=1 \
--rw=randread --bs=4k --iodepth=32 --ioengine=libaio \
--size=1G --runtime=60 --time_based --group_reporting四个参数决定结果能不能复现：
--direct=1绕过页缓存，否则测的是内存；--iodepth要配合libaio，同步引擎下这个值无效；--size要小于分区容量，且测试前先blkdiscard，否则测的是"盘已经写满"的状态；--runtime加--time_based，避免大文件被一次性写完就结束。
测试会覆盖目标分区的内容，执行前必须确认设备节点指向的是测试分区而不是系统分区。产线上通常先备份、再测、再恢复，或者干脆用一块专门的测试板。
5.4 寿命监控
内核把 eMMC 的健康信息暴露在 debugfs 和 sysfs：
cat /sys/kernel/debug/mmc0/health # 部分内核版本提供
mmc extcsd read /dev/mmcblk0 | grep -A2 "Life Time"两个字段最关键：
PRE_EOL_INFO：0x01 正常、0x02 警告（已用 80%）、0x03 紧急（已用 90%）；DEVICE_LIFE_TIME_EST_TYP_A/B：0x01 到 0x0A 是十个十分位，分别代表已用 0-10%、10-20% 一直到 90-100%；0x0B 不是"90-100% 之上的一档"，而是"已超出最大估计寿命"，读到它说明器件已经超过设计寿命，应按失效处理。
这两个值是 FTL 根据 P/E 消耗估算的，粒度很粗，但足以做"提前换机"的告警。把它接到远程诊断里，比在现场等设备写坏再返修便宜得多。
6. 常见坑：现象、原因与解决
现象：上电后串口停在初始化，偶尔重试几次能起来；换板子概率不同，换 eMMC 品牌概率变化。
原因：CMD1 阶段超时。常见的有三种：vmmc/vqmmc 上电顺序不对或建立时间不够；CLK 在电源稳定前就开始输出；CMD 线缺少上拉，开漏阶段读不到响应。
解决：先用示波器同时看 vmmc、vqmmc、CLK、CMD 四根线，确认 CLK 的第一个沿在电源稳定之后；检查 CMD 上的上拉电阻（10 kΩ 到 50 kΩ）是否贴了；必要时在设备树里给 regulator 加 regulator-enable-ramp-delay。不要用"换片子"来验证，换片子只能改变概率，不能定位原因。
现象：dmesg 里有 mmc0: tuning execution failed 或 mmc0: switch to hs400 failed，随后跑在 HS200；压测时偶发 CRC 错误（错误码 -84，EILSEQ）。
原因：DS 信号的眼图不满足要求。可能是 DS 与 DAT 的走线长度差太大、DS 没有按差分对待、或者 1.8 V 电源的纹波太大。HS400 的 UI 只有 2.5 ns，10% 的偏斜预算就是 250 ps，按 FR4 上约 6.7 ps/mm 的传播延迟，只相当于 37 mm 的走线差。
解决：先确认 vqmmc 实测是 1.8 V 且纹波小于 50 mV；再量 DS 与 DAT0 的走线差，控制在 5 mm 以内；DS 与 DAT 之间加地线隔离；最后用 mmc-utils 的 mmc tuning 或厂商工具看每个相位的误码分布。相位窗口很窄说明信号质量差，不是软件问题。
现象：现场设备间歇性 EXT4-fs error、blk_update_request: I/O error；重新格式化能好一阵，之后复发。
原因：NAND 寿命接近耗尽，或者预留空间被写满导致 GC 无法搬运。PRE_EOL_INFO 可能已经是 0x02 或 0x03。也可能是应用以 4 KiB 随机写日志，WAF 长期在 5 以上，实际消耗远高于设计估算。
解决：先读 PRE_EOL_INFO 与 DEVICE_LIFE_TIME_EST 确认消耗比例；把日志改成顺序追加、按 128 KiB 对齐、并限制总量；打开 discard 让 FTL 知道哪些块可以回收；如果寿命已经告急，缩短更换周期，同时把写入量监控加到远程诊断里。换更大容量的片子能线性提升 TBW，但 WAF 不降的话，提升有限。
现象：产线用脚本把 boot.img 写到设备，重启后 uname -a 显示的还是旧内核；dd 没有报错。
原因：写到了错误的位置。可能是 PARTITION_CONFIG 的 PARTITION_ACCESS 还指着 boot0，导致 /dev/mmcblk0 的写入落在 boot 区；也可能是脚本按"用户区偏移 1024 字节"写 SD 卡的布局，而这块板子从 boot 区启动，ROM 读的是偏移 0。
解决：写之前用 mmc extcsd read 确认 PARTITION_ACCESS 指向用户区；用 lsblk -o NAME,SIZE,PARTLABEL 确认目标节点；写完 sync 后回读比对哈希；最后用 mmc bootpart 确认启动分区号与 PARTITION_CONFIG 一致。写完必须回读校验，不能只看 dd 的退出码。
现象：fio 顺序写只有 150 MB/s，而同型号板子能到 300 MB/s；iostat 里写请求的合并率很低。
原因：分区起始 LBA 没有按 eMMC 的擦除块（通常 512 KiB 到 4 MiB）对齐。每次跨块写都要触发"读-改-写"，写了 1 MiB 实际搬运了 2 MiB 以上。
解决：用 sgdisk 按 1 MiB 对齐重建分区（起始扇区取 2048 的整数倍）；确认文件系统的块大小与页大小匹配；对日志类分区改用追加写而不是原地覆盖。对齐之后再看 fio 的写放大指标（--write_iops 与 NAND 侧写入量的比值），通常能从 2 以上降到 1.1 附近。
7. 自测题
题一：8 位 eMMC、200 MHz、双沿，理论带宽是多少？若顺序读效率 88%、顺序写效率 75%，读写各是多少？写 512 MiB 需要多久？
B = \frac{8 \times 200 \times 10^{6} \times 2}{8} = 400\ \text{MB/s}读 = 400 \times 0.88 = 352 MB/s，写 = 400 \times 0.75 = 300 MB/s。
512 MiB = 536.87 MB，写入时间 536.87/300 = 1.79 s。
注意单位换算：如果把 512 MiB 当成 512 MB 代入，会得到 1.71 s，差 4.9%。做容量规划时这个误差会累积。
题二：8 GB eMMC、TLC 3000 次 P/E、WAF 为 4，每天写 6 GB，寿命多少年？若把 WAF 降到 2，寿命变成多少？
\text{TBW} = \frac{8 \times 10^{9} \times 3000}{4} = 6\ \text{TB}T_{life} = \frac{6 \times 10^{12}}{6 \times 10^{9} \times 365} = 2.74\ \text{年}WAF 降到 2 时 TBW 翻倍到 12 TB，寿命 5.48 年。
这说明降低写放大比换更大容量更划算：容量翻倍要多花钱，WAF 减半只需要改写入模式、加预留空间。
题三：4 KiB 随机读 5000 IOPS，队列深度 32。求随机带宽与平均延迟；同样条件下顺序读 352 MB/s，两者差多少倍？
BW_{rand} = 5000 \times 4096 = 20.5\ \text{MB/s}L = \frac{32}{5000} = 6.4\ \text{ms}比值 352/20.5 = 17.2 倍。差距来自"每次 I/O 都要一次完整的命令往返"，而不是接口带宽不够。要提高随机性能，只能靠命令队列加深并发，或者换 UFS。
题四：BOOT_SIZE_MULT = 0x20，boot 区多大？U-Boot 900 KiB、内核 3 MiB、设备树 64 KiB，放得下吗？余量多少？
M = 32，S_{boot} = 32 \times 128\ \text{KiB} = 4\ \text{MiB}。
需求 0.879 + 3 + 0.0625 = 3.94 MiB，余量只有 0.06 MiB（约 61 KiB）。放得下，但没有任何余量：下次内核多 100 KiB 就放不进去；而 PARTITION_SETTING_COMPLETED 一旦置 1，BOOT_SIZE_MULT 就不可再改，已出货的板子只能换器件或换方案。
工程上应该按"当前需求 × 1.5"取整到 2 的幂，即选 8 MiB（M = 64）。boot 区多占的 8 MiB 对 8 GB 的盘可以忽略。
题五：HS400 的 UI 是 2.5 ns，若允许 10% 的偏斜，对应多少皮秒？FR4 上信号传播延迟约 6.7 ps/mm，折合多少毫米走线差？为什么实际布线要求比这个更严？
UI = 1/(200\ \text{MHz} \times 2) = 2.5 ns = 2500 ps。
10% UI = 250 ps，对应 250/6.7 = 37.3 mm。
实际要求通常控制在 5 mm 以内，因为 37 mm 只是"纯延迟"预算，没有算串扰、阻抗不连续、连接器、以及温度引起的介质常数变化。理论余量不等于可用余量，这是高速布线里最容易犯的错。
8. 参考资料
- JEDEC，《JESD84-B51 Embedded MultiMediaCard Product Standard 5.1》：命令表与 EXT_CSD 字段两章、HS200/HS400 时序与 boot 分区定义。
- SD Association，《SD Physical Layer Simplified Specification 8.00》：卡识别流程、UHS-I 总线时序部分。
- JEDEC，《JESD220E Universal Flash Storage 3.1》：UFS 链路层、传输层与 SCSI 命令映射。
- JEDEC，《JESD218B》与《JESD219》：TBW 的定义、企业级与客户端负载的差异。
- Linux 内核文档
Documentation/driver-api/mmc/mmc-dev-parts.rst：boot0/boot1、RPMB、GPP 的设备节点与访问规则。 - Linux 内核源码
drivers/mmc/core/mmc.c、mmc_ops.c：初始化命令序列、bus-speed 选择、tuning 的返回值处理。 - Toshiba/Micron eMMC 应用笔记：写放大、预留空间与 TBW 估算方法。
- fio 项目《fio HOWTO》：
iodepth、ioengine、time_based与延迟统计字段。