TW583586B - Method for atomically updating a plurality of files - Google Patents

Description

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發明 發明 本發明大致上係關於雷腦备 理。 電…’尤其有關平台勃體管

Uiki4__ 電腦平台韌體於電腦系统初 亍、、，元初始化期間用以驗證系統完整 且心其同日^大致提供該等電腦系統之硬體與軟體組 件間的基本低階介面，冑成特定硬體功能經由執行電腦系 統上運轉之電腦程式所包含的高階軟體指令而實行特定硬 體功能。》電腦中’此韋刀體的一主要部分稱為一電腦系統 的基本輸入/輸出系統（BI0S)碼。基本輸入/輸出系統（bios) t包含一組永久記錄（或者當使用快閃記憶體Blos之系統的 情況下，則為半永久記錄）的軟體常式，其提供系統的基本 作業特徵，包括告訴電腦當電力開啟時如何自我測試，以 及如何決定各種内建組件與附加週邊組態的指令。 於一典型之個人電腦（pc)架構中，大致將基本輸入/輸出 系統（BIOS)定義成：介於處理器重置與作業系統（〇s)載入 态的第一指令間所運轉的韋刀體。如圖1所示，於一典型個人 電腦（PC) 10中，基本輸入/輸出系統（BIOS)碼的基底部分 儲存於像是一標準PROM 14或一快閃記憶體16的個人電腦 (PC)母板12上某類型ROM (唯讀記憶體）裝置。某些組態 中，此基底部分可使用像是小電腦系統介面（SCSI)控制器 及匯流排主控裝置的一或更多附加週邊卡20上所包含之唯 讀記憶體（ROM)基本輸入/輸出系統（BIOS)晶片18中儲存的 -4 - 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 X 297公釐) 583586 A7 B7 五、發明説明（2 ) 碼加以擴充。基本輸入/輸出系統（BI0S)的此部分儲存於一 般稱為‘‘選項唯讀記憶體（R〇M)，，的組件中。週邊卡之唯讀 記憶體（ROM)基本輸入/輸出系統（BI〇s)晶片18中的基本輸 入/輸出系統（BIOS)碼通常有關其對應之週邊卡所提供的特 定功能，而且於該週邊卡初始化期間，根據_組（大致）定 義良好的規則加以執行。於前述任一組態中，所有美本约 入/輸出系統（BIOS)韌體均區域儲存於母板上或者加至一系 統之週邊卡上的選項唯讀記憶體（R〇M)。 訂 许多貫例中，一電腦系統平台的基本功能由平台的韌體 定義。因此，為了增強此功能，必需於韌體中加上或修正 對應碼。於現今之個人電腦（PC)中，可藉由更換母板（以及 /或者週邊卡）上的基本輸入/輸出系統（BI〇s)晶片，抑或如 果基本輸入/輸出系統（Bi〇s)碼包含於可重寫晶片（例如： 快閃記憶體）中，則執行重寫基本輸入/輸出系統（61〇8)碼 的一基本輸入/輸出系統（BIOS)更新軟體程式予以完成。 此二方法容易導致錯誤。由一初學使用者更換一基本輸 入/輸出系統（BIOS)晶片將導致一些問題，包括：不當插入 新f曰片，插座損毀，母板上的新晶片以及/或者現有晶片發 生靜電損毁。用以更新一快閃組件上儲存之基本輸入/輸出 系、洗（BI〇S)碼的流行方法同樣具有危機。例如，一使用者 可tb 4圖以組不當的新碼更新基本輸入/輸出系統（BI〇s) 碼，或者可能於更新處理中途發生當機。通常，基本輸入/ 輸出系統（BIOS)碼以一單石塊的碼儲存，而且以新的一單 石塊的碼整體取代。當基本輸入/輸出系統（bi〇s)碼儲存於 本紙張尺度適用巾國®諸準(CNS) A4規格(210 -5- X 297公釐） 583586 A7 _________B7 五、發明説明（3 )~— "" -- 一快閃組件時，於重寫記憶體前，必須先清除對應於包含 新的基本輸入/輸出系統（BI〇s)碼之記憶體部分的記憶 塊（亦即：重置為全壹）。此清除處理擦去現存的基本輸入/ 輸出系統（BIOS)碼。結果，如果於一重寫或更新中途發生 故障，則基本輸入/輸出系統（BI〇s)碼將訛誤。假設一電力 系統發生故障，造成使用者必須重新啟動電腦系統。由於 基本輸入/輸出系統（BIOS)碼通常為完成啟動處理所需，所 以使用者可能無法啟動電腦系統解決問題，抑或可能需要 (使用者通常沒有的）一緊急修復磁碟，用以解決問題。 曼式之簡覃説明 參照以下詳細說明，連同其附圖，將可更快速明白同時 更加了解本發明的前述各方面及許多伴隨的優勢，其中： 圖1係圖例說明基本輸入/輸出系統（BI0S)韌體如何儲存 於一傳統個人電腦（PC)的一示意圖； 圖2係圖例說明一示範之韌體容體韌體儲存器方案以及可 實行本發明之相關檔案系統的一示意圖； 圖3係圖例說明韌體容體中建立一新檔案時本發明所使用 邏輯的流程圖； 圖4及5係圖例說明於韌體容體中建立一新樓案時一樓案 標頭及一韌體容體其記憶體空間之順序改變的示意圖； 圖6係圖例說明於根據本發明一具體實施例之韌體檔案系 統下如何刪除一檔案的一示意圖； 圖7係圖例說明於韌體容體中更新一現存檔案時本發明一 具體實施例所使用邏輯的一流程圖； -------- 6 - 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210X 297公釐) 583586 五、發明說明（4 A7

圖8及9係圖例說明於韌體容體中建立一 庐滿ΤI 新檔案時一檔荦 ‘碩及一韌體容體其記憶體空間之順序改變的示意圖； 圖丨〇係圖例說明當透過使用一蘄砵拮社# &〜 ’ 0i , ^ 文用暫牯填補檔案建立一檔案 寻本發明一具體實施例所使用邏輯的一流程圖； 〃 係圖例說明當使用-暫時填補樓案更新—樓案時本 啦月〜具體實施例所使用邏輯的一流程圖； 圖12係圖例說明當更新多數柃安眭 一士 夕数榀荼犄本發明所使用邏輯的 一 k程圖； 西圖13七係圖例說明於韌體容體中更新多數檔案時一檔案 ‘頭及一韌體容體其記憶體空間之順序改變的方意圖；以 及 圖16係適合實行本發明的一個人電腦（pc)系統的一示音 圖。 〜 县體實施例之詳細説明 x下说明中將提供許多特定細節，以便提供對本發明之 具體：施例的一徹底了冑。然而’熟習此項技藝者將可知 道γ /又有此一或更多特定細節，或者使用其他方法，組件 等同樣可實施本發明。其他實例中將不詳細顯示或說明著 名的結構或作業，以避免模糊本發明之各種具體實施例的 各方面。 通篇說明書中所謂參照“ 一具體實施例，，意指：本發明至 少一具體實施例中包含接續該具體實施例加以說明的一特 殊特性，結構，或特徵。因此，通篇說明書中多處出現的 片浯‘‘於一具體實施例中，，未必全部指相同的具體實施例。

裝 訂

583586 五、發明説明（5 再者，該特殊特性，結構， 於-或更多具體實施例中。…τ以任何適當方式組合 可擴充韌體介面及韌體容體 表近It 爾(Intel)公司引進-種新的嶋形變化 存以宰ΓΓ储存器超越先前技藝中見到的傳統單石儲 所…^藉由可擴充動體介面，或稱EFI促成。如 ，、名稱所示，可擴充知體介面(_透過使用標準化軟體 介面促成韌體“擴充”。 千匕*人體 一種稱為_容體（FV)的—款體儲存裝置之標準軟體抽 α象概念促進體擴充構件。由於㈣容體（FV)勤體儲存 抽象概念並未娜於任何特定硬體類型，所以可用以產生 成乎任何韌體裝置類型之基本輸入/輸出系統（BI0S)的韌體 組件。例如，於一給定系統中，一韌體容體（FV)可代表一 快閃記憶體部分，而另一韌體容體（FV)可代表一磁碟分 割，而又一第三韌體容體（FV)可代表一伺服器上一遠端目 錄。一單一電腦系統可具有一或更多硬體類型上儲存的一 或更多韌體容體(；F V)。 基本輸入/輸出系統（BIOS)韌體碼部分為一韌體檔案系統 (FFS)所管理的一韌體容體（FV)的一部分。韌體檔案系統 (FFS)促成吾人操作構成一韌體容體（FV)的韌體檔案。韌體 檔案系統（FFS)可用以擷取，建立，更新，及刪除韌體檔 案。一般可將一韌體檔案系統（FFS)儲存於任何持續記憶體 裝置，包括快閃裝置，磁碟分割，以及經由一網路加以存 取的遠端儲存裝置。 583586

發明説明 以下段落及相關圖式中，將參照一快閃記憶體裝置上的 早刀體谷體（FV)討論本發明的各種具體實施例。熟習此項 技勢者將了解：本發明可以維護韌體碼以及/或者資料的其 他力員型之持續儲存裝置加以實行，而且使用以下討論之快 閃裝置的本發明具體實施例僅為實施本發明的示範方案。 快閃記憶體為允許製造商及（具有適當硬體/軟體之）終端 使用者電子程式規劃與抹除資訊的一不變性記憶體技術。 快閃記憶體通常以稱為區塊的記憶體單位加以抹除，代替 以位元位準加以抹除，其中當抹除一給定區塊時，該區塊 中的所有位元切換至預定極性（亦即：邏輯位準）。於—— 般的快閃記憶體類型中，像是英特爾（Intel)製造的快閃記 L 裝置’其藉由將一區塊中所有位元設定為1而電子抹除 圮憶體區塊。然後藉由將個別位元倒裝為〇而將資料寫入區 塊。其他快閃裝置類型中，抹除的邏輯狀態為全〇，而且將 資料寫入此等裝置包含將個別位元改變為i。請注意：傳統 1*夬閃裝置中，個別位元無法從一改變（亦即：設定）的邏輯 位準倒裝回抹除的邏輯位準；欲更新一區塊中的資料，所 有位元須先抹除，然後寫入。 圖2中顯不使用1作為其抹除狀態的一快閃裝置上儲存的 一不範韌體容體（FV) 22。韌體容體（FV) 22包括一韌體容 體（FV)標頭24及多數韌體檔案系統（FFS)檔案25。韌體容體 (FV)標頭24的開始儲存於快閃裝置的最低記憶體位址，而 每一韌體檔案系統（FFS)檔案25於跟隨一直接前導檔案或者 (如果可應用則為）檔案標頭之結尾後的次一位元組邊界開 -9 - 本纸張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(21〇 X ^97公爱) A7

/於-具體實施例中，每8位元組出現位元組邊界，因而 1虽案大小的增量為8位元組。細體禮案系統（FFS)槽案25中 2 一已刪除㈣26。^以下進—步之詳細解釋，已刪徐 ::26包括一檔案標頭，用以識別：拿刃體檔案系統㈣將 "檔案視為已刪除，然而該已刪除檔案的資料於韌體容體 ㈣）中存在的狀態可能仍與該樓案標示為刪除以前相同。 通常’ I刃體檔案系統（FFS)播案25為順序寫入，其中自由空 間28代表早刃體容體（FV)中剩餘的可用空間，而且其傾向往 決閃裝置的頂端位址部分（亦即：較高記憶體位址）定位。 早刀體谷體（FV)標頭24包括多數資料欄位，包括一屬性攔 位30，一標頭長度攔位32，一韌體容體長度攔位μ， 檔案系統ID攔位36，一核對和欄位38，以及一韌體容體 (FV)區塊映射攔位4〇。屬性攔位3〇包括多數位元，其中包 括讀取/寫入功能，電力開啟狀態，‘‘固著的，，寫入資料，一 圮憶體映射旗標，以及一抹除極性識別字。標頭長度欄位 32包含以位元組計的韌體容體（FV)標頭長度。韌體容體 (FV)長度欄位34包含以位元組計的整個韌體容體（Fv)長 度。樓案系統ID欄位36宣告以何種檔案系統將韌體容體（Fv) 格式化。核對和襴位3 8包含整個韌體容體（FV)標頭的_ i 6 位元核對和。韌體容體（FV)區塊映射欄位40包含運行長度 編碼區塊結構描述符的陣列，其中包括以一 { 〇，〇}元組為 終止的多數元組{數字（Num)區塊，區塊長度}。 每一韌體檔案系統（FFS)檔案25包括一韌體檔案系統（FFS) 標頭42及樓案資料44。樓案資料44可選擇性包括一尾端 -10 - 本紙張尺度適财㈣家標準(CNS) A4規格(210X297公釐) ；· 裝 訂

線 583586

45 ’作為檔案完整性檢查用途。韌體檔案系統（FFS)標頭42 包括各種貢料欄位，其中包括一名稱襴位46，一完整性檢 查欄位47 ’ 一類型欄位48 ’ 一屬性欄位49，一大小欄位 5 0 以及一狀態襴位5 1。於一具體實施例中，名稱4 6包含 一全域唯一識別字（GUID)，由韌體檔案系統發出，而且於 韌體谷體内保證唯一。如以下將進一步詳細解釋，完整性 仏查搁位47包含用以驗證檔案完整性的資料。類型欄位48 識別彳*案類型’以及像是一 DXE驅動器，PEIM等檔案的内 部格式。大小攔位5〇包含以位元組計的檔案長度（包含檔案 標頭）。 韌體容體（FV)中的檔案使用一鏈接機構定位，其中將一 目4擒案的長度加至該檔案的開始位址，以便定位鏈中下 一檔案的開始。此外，韌體容體（FV)中的第一檔案直接接 續韌體容體（FV)標頭24的結尾，其中第一檔案的位址根據 韋刃體容體（FV)長度34中之值加以決定。 如罪近圖2右上角所描述，屬性襴位49包括用以定義樓案 之各種屬性的六位資料位元（加上兩位保留位元）。此等屬 性位元包括一檔案尾端出現位元52、一檔案恢復位元兄、 一標頭擴充位元54及一 3位元資料調正子襴位55，其中資料 調正子欄位包含屬性欄位49的第2，3和4位位元。屬性欄 位49同時包括兩保留位元56及57。 樓案尾端出現位元52指示··檔案結尾存在一 16位元以檔 案尾端45。恢復位元53指示：檔案必需執行一危機恢復。 標頭擴充位元54保留供未來擴充用。資料調正子欄位55包 ；· 裝 訂

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583586 五、發明説明（9 ) 含一 3位元欄位，用以指示資料開始如何於相關於韌體容體 (FV)基底的一特殊邊界上調正。此欄位中的3位元列舉調: 可能性，像是一 8位元組調正。 圖2的右下方部分顯示狀態欄位51的進一步細節。狀態欄 位5 1為一 8位元欄位，包括用以追蹤一檔案作業其目前狀態 的六個狀態位元’用於擋案建立，刪除，&更新期間。： 態位元包括：一結構下的韌體檔案系統（FFS)標頭位元“ (位7C0)，一韌體檔案系統（FFS)標頭有效位元59 (位元1), 一貝料區域有效位疋60 (位元2),—標案更新標示位元6 1 (位元3)…樓案已刪除位⑽（位元4)，及4體檀案系 統（FFS)標頭無效位元65 (位元5)。除了此等狀態位元外， 於從頭至尾的所有作業中’位元6及7 (未顯示)均保留於抹 除狀態（亦即：邏輯位準為偽）。於以下所述之所有狀態改 文作業中，所有狀怨轉移均為基元作業，亦即：對於每次 給定之樓案狀態改變，一次僅改變一狀態位元的邏輯位 準。此外’於進行任何額外寫入拿，體容體前，必須完全完 成將-給定位元轉移為真。再者，特別注意，尸、有設定為 真的最大有效狀態位元才有意義。因&，較高階狀態位元 先於較低階狀態位元。 樓案建立 參照圖3的流程圖以及圖4與5，#中藉由以下方式進行— 新樓案的建立。藉由從直接超越_前導擋案結尾（或者如果 新祗案為寫入韌體容體（FV)的第一檔案，則為韌體容體標 頭24)的韋刃體容體（FV)中分配空間而建立一新搁位。假設初 本紙家簡CNS) Μ規格(21GX297公釐) 583586 五、發明説明（1〇 ) 2時韌體容體（FV) 22包括一單一檔案χ(68),而且將增加 一新擋案Y。因此’檔案X所佔有之最後（最高）位址以上的 剩餘記憶體空間包括自由空間28，其中佔有此記憶體部分 之所有位元設定為對應於韌體裝置抹除狀態的一偽邏輯位 準。如同前述之結果，如圖4中一檔案γ的初始狀態7〇所描 述初始日才，包括檔案標頭之新檔案γ佔有的記憶體空間包 含全1 〇 檔案建立處理於一方塊1 00開始，其中將結構下的檔案標 頭位元（58)設定為真，表示將韌體容體（FV)中的空間分配 、’、a新的杬案；^頭。結果，擒案γ得一狀態=1 1 1 1 1 1 1此，指 不檔案Y的標頭結構已經開始，但尚未完成。此條件於圖4 中以一結構下的標頭狀態72描述。其效果為：從現在由一 檔案Y標頭74佔有的韌體容體（FV)自由空間28中，，宣告，，韌 體檔案系統（FFS)標頭空間。同時於此狀態下，於一方塊 102中，藉由將適當資料寫入欄位而初始化所有其他標頭攔 位。包括初始化：名稱欄位46，完整性檢查攔位，類型 攔位48，屬性欄位49，以及大小欄位50。於一具體實施例 中，名稱欄位46包含由韌體檔案系統（Ffs)發出的一全域唯 一識別字（GUID)。通常，全域唯一識別字（GUID)可包含一 32位元，64位元，或者128位元的全域唯一識別字（GUID), 然而只要全域唯一識別字（GUID)保證韌體容體（F v)内的唯 一性，任何全域唯一識別字（GUID)均可使用。 完整性檢查欄位47為一 16位元欄位，其中包括三子搁 位··一完整性檢查·核對和·標頭子襴位，一完整性檢查核 I… 二 …

本紙蘇尺度適用中國國豕標準(CNS) A4規格(210X297公D

JOJJOO 五、發明説明（η 對.和·檔案子欄位，以〜 完整性檢查.核對和 一完整性檢查.尾端參考子欄位。 低8位元，而且包含安’位佔有兀整性檢查襴位47的較 完整性檢查·核對和·；；::頭的一8位元核對和。狀態以及 加總所計算的核對和田？位均假設為零，而且將整個標頭 位元59設定為真的^門心11欄位51之槽案標頭有效 效。 ’完整彳生檢查·核對和·標頭為有 完整性檢查·核對和 安 的較高8位元，而且勺八：闌位佔有完整性檢查攔位47 搁位51及播幸尾二包^個檀案的，… 計算的核對：：=:::零’而：將！個樓案加總所 為真的任何時間，完敕& ::位51之枯案貝料有效位元60 — 70正性檢查.核對和·檔案為有效。 邱完整性檢查·尾端參考子欄位包含完整性檢查攔位47的全 ^ 1吉6位兀。如果屬性搁位49中之樓案尾端出現位元52設定 -”，則用以計算檔案尾端45之值。 於韌體榀案系統（FFS)標頭欄位初始化完成後，於一方塊 ?4中猎由將檔案標頭有效位元59設定為真而將新檔案標頭 標不為完成。如圖5中的一標頭有效狀態76所描述，得一狀 態=11111100b，指示標頭結構完成，但檔案資料尚未寫 入。其效果為：從韌體容體（FV)自由空間28 ‘‘宣告，，檔案的 完全長度。一旦檔案標頭有效位元59設定為真後，名稱欄 位46 ’類型欄位48，屬性襴位49，大小欄位50，或完整性 檢查·核對和.標頭值將不會進行進一步改變。 同時於此狀態下，於一方塊1〇6中，如資料78及選擇性擋 裝 訂 線 -14- 583586 A7 _________B7 五、發明説明（12 ) 案尾端79所描述，將檔案資料，完整性檢查.核對和樓案 值，（適當的話）以及檔案尾端寫入韌體容體（F V) 22。取決 於屬性攔位49之檔案尾端出現位元52的狀態而寫入一檔案 尾端·如果該值為真，則寫入，如果該值為偽，則不寫 入。用於檔案完整性檢查的檔案尾端跟隨於資料之後，而 且包含韌體容體（FV) 22中之檔案影像的最後兩位元組。 一旦於方塊1〇6中寫入適當資料後，於一方塊1〇8中將執 行:選擇性的完整性檢查。有各種此項技藝中已知的檔案 或資料完整性檢查可用於此用途。例如，如果檔案的一原 始衫像可用，則可執行對照原始影像與寫入影像（亦即：剛 寫入韌體容體（FV) 22的檔案版本）的一逐一比較或一核對 和比較。某些實例中，原始影像可能無法使用，像是從已 、左/月除的一緩衝為將檔案資料寫入的情況。此情況下，可 藉由提供對妝新寫入檔案中包含的類似特徵加以比較的原 始檔案中某些特殊特徵（例如：一核對和之值）進行一檔案 完整性驗證。 當檔案建立處理完成後，於一方塊"〇中，將檔案資料有 放位7L 60 a又定為真，指示檔案資料有效。如圖5的一檔案資 料有效狀態80所描述，得一狀態= lllu〇〇〇b。 、 檔案刪除 ” 了榀案建立外，杈案可經由基元改變狀態攔位$ 1而則 =三檔案標頭有效位元59設定為真以及檔案已刪除位元62 設定為偽的任何檔案均為一刪除候選。欲刪除一檔案，如 圖6中所示，將樓案已刪除位元62設定為真。如同之前，將 -15-

本紙張尺度適_ ® 格(21〇X297公W 583586

此1JI兀 五、發明説明（13 ) (FV) 22前基元且完全完成。 行任何頭外寫入韌體容體 得一狀態= 1110Xx0〇b，指 刪除檔案狀態82所描述， 目前狀態，此處圖式中的，' 木知不為刪除。取決於 ‘ 指示該侑可立1 ,、 使將遠構案標示為刪除，里 或〇。然而，即 、彳力頭的有效危 容體（FV) 22中次一檔宰之 令又長度仍與定位韌體 檔案更新 ’、^的檔案大小襴位50—樣。 早刀體植案系統所提供的另一+ 、 力。檔案更新為增加的梓安 特性為更新現存檔案的能 案建立之特例。簡言之：：經於韌體容體中存在的一檔 (更新）版本透明寫入韌體容^處理包含··將一檔案的一新 元改變韌體容體（FV)檔宰俨^的一自由空間部分，執行基 生效而且使原始檀案無二、：料’以便同時間使新樓案 當執行此作時，兩標安 ^將原始植案標示為刪除。 田木之狀態攔位51中的狀能位元將改 變，以-預定順序一次一 # — 旧狀心位兀將改 電力故障的-異常事件促U更新㈣從像是一 以 凡王人後。因此，於任何給定時 間’更新指案（例如：槽幸Y , 、， ”）或原始檔案（例如：樓案X)之 中僅有一檔案有效。 "麥妝圖'9 ’韌體檔案系統更新-檔案的-具體實施例進 :士下其中將包含一檔案標頭84及檔案資料86的-原始 才田案X更新成-播案X’。該處理於圖7的一方塊i工2開始，其 中將欲更新之原始檔案X其檔案標頭（84)中的檔案更新標示 位兀61設定為真。將此位元轉移為真的狀態必須於進行任 何額外寫入韌體容體（FV) 22前基元且完全完成。如圖8中 583586 A7

一榀木更新“示狀怨8 8所示，得一狀態1丨1 1 〇⑻〇 b，指示 將該檔案標示為更新。只要韌體容體中沒有另一檔案具有 相同名稱而且其狀態二丨i丨丨1〇χχό，則此狀態下的一檔案〈 然有效。 卞乃

其次，於一方塊114中，藉由上述參照圖4-5所討論的相同 方式建立新的更新檔案（檔案X，），並且處理圖3的方塊 100，102，104，106，108及110。其中包括建立及初始化 一新杈案標頭90中的欄位，以及將檔案的更新影像寫入包 含榀木資料92的§己憶體部分。當如檔案資料有效狀態⑽所 指示新檔案生效時，已標示為更新的原始檔案變成無效。 如以上所討論，因為現在具有與原始檔案相同名稱而且狀 態不=lllllOxxb之韌體容體（FV) 22中的另一檔案。將新 檔案標頭90之狀態攔位5丨中的檔案資料有效位元寫入的動 作之額外效果為：使原始檔案χ無效。於一方塊1 16中檔案 更新處理完成，其中如圖9中的一檔案已刪除狀態％所描 述，將原始檔案之檔案標頭（檔案標頭84)的檔案已刪除2 裴 訂

線 元62没定為真。 填補檔案 於韌體檔案系統下，可以使用各種檔案類型。每一檔案 的類型以檔案標頭的類型欄位48之值加以識別。此等不同 的檔案類型中包括一填補檔案。填補檔案之名稱來自其共 同用法之一。其可用以填補儲存媒體中跟隨其後的檔案位 置。基於種種理由有可能進行此作法，包括··固定一韌體 谷體（FV)中一檔案的位置，消耗一容體頂端檔案（於記憶體 -17 - 583586 A7

2結尾所增加的-播案’用以完整填絲體容體(FV))前 由工間u及保證對應於屬性搁位⑼之資料調正子爛位Μ 中的調正位元設定所指定之調正準則的檔案資料調正。如 ^下所述’ 一填補檔案同時可用以執行檔案更新作業，豆 中於鎖定步驟中更新-拿刃體容體内的多重檔案。 、

任何有效（非刪除或無效）檔案的正常狀態為標頭與資料 均有效。其藉由將狀態攔位51中的狀態位元設定為狀態= mnooow以指示。填補㈣與所Μ他 :2狀怎下的任何填補檔案應不具有任何寫入該資料 品或的貝米斗。本質上其為以自由空間填充的一檔案。此 裝 外’填補檔案之屬性攔位49的檔案尾端出現位元52必須清 除。此限制的斤因灸· 4 L 一 —7眾U為·右此位兀已設定，將無法從填補檔 ”重斤一 口自由空間。由於填補檔案的資料包含自由空 間，所以檔案的一擴充檢查僅簡單檢查任何非自由資料。 訂

線 )由於一填補檔案資料區域並未加以使用，所以可能的 I，希ΐ重新宣告使用此自由空間。其可藉由使用兩填補 樓案狀態位元進行。由於具有—狀態=11⑴咖⑽一填補 檔案其資料區域保證為未擾動的自由空間，所以傳統（亦 即如以上所使用）的檔案更新標示位元6 1用法將無意義。 於填補檔案中，此位元的意義為超載，指示：f亥資料區域 2非未擾動的自由空間，而可能寫入某些資料。此為重新 宣告一填補檔案中自由空間的關鍵。 參照圖10，一填補檔案内包含的自由空間可藉由執行以 下處理重新宣告。該處理於一方塊120開始，其中將填補檔 -18- 583586 A7

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線 583586 A7 B7 五、發明説明（17 ) —- 置存在，所以將其明確解釋為一有效檔案。 使用填補檔案之檔案更新 ，除了將更新檔案寫入一填補檔案的‘‘自由，，空間而非“正 =自由空間28外，使用填補檔案自由空間的一檔案更新非 常類似以上討論的正常檔案更新處理。參照圖i !的流程 圖’其中使用一填補檔案執行一檔案更新之步驟進行如 下。該處理於-方塊13〇開始，其中將填補㈣標頭中的樓 案更新標示位元61設定為真。得一狀態”111〇〇_，指示 不保證填補檔案資料區域為未擾動的自由空間。 其次，於一方塊132中，於填補檔案資料區域（自由空 間）（其標頭後）的最低位址建立一完整的新檔案。如果新檔 案具有指定調正需求，則必須以如同以上參照圖1〇方塊 的相同方式加以處置。此新檔案必須完整寫入，包括檔案 標頭及資料。寫入此新檔案之檔案標頭的狀態位元，以指 示其狀態=1 1 1 1 1000b。由於真正為填補檔案資料區域的一 部分’所以尚未成為韌體檔案系統（FFS)的可見部分。 如果方塊1 32中建立的新檔案並未完整填充填補檔案資料 區域，則如一方塊1 34所提供，必須建立另一填補檔案，用 以填充此空間。除了新的填補檔案標頭其開始跟隨於新建 立之檔案的資料外，此檔案以如同方塊132的相同方式加以 建立。然後於一方塊1 3 6中將欲更新之原始檔案中的檔案更 新標不位元6 1設定為真。 其次於一方塊138中，將原始填補檔案中的檔案標頭無效 位元63没定為真。得一狀態=1丨〇1⑻⑽b，指示填補槽案標 -20- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 X 297公釐） 五、發明説明（18 ) 頭為無效。由於填補檔案標 — Μ ψ ΛΛ , ^ ^ 彳頭現在热效，所以填補檔案標 fFFSwt ^ ^ ^ 有效。其效果為··韌體檔案系統 (F S)广越填補標案標頭，並且尋找 區域中的另一檔牵拷 1再子用子田木貝T十 碩。由於新擋案標頭存在於此位置， 所以明確解釋為-有效檀宰 子在於此位置 ,仕丄 田木於一方塊140中，該處理完 成，其中將更新的原始檔案刪除。 多重檔案之基元更新 本=的一重要方面· ··以促成完整 如一電力故障的一異常事件之方式基元更新多^體^ 系統(FFS)檔案的能力。例 夕数初體枯案 榀宦Α Λ μ 於一更新處理期間，將新資 科寫入1體容體（FV)。如果由於 系統故障期間發生一寫力尔、.先故p早或其他 ^玍舄入故障’則韌體檔案系統（FF 留 捫不一致狀態。然而，透過使用狀態位元及完整性檢杳 :位’勒體檔案系統(FFS”貞測此等故 繼 續故障發生點的更新處理，或者 '、、、後旨5式繼 «回歸其原始狀態。“於開始更新處理前將㈣ 圖12-15顯示於一款體檀案系統中基元 具體實施例。於鎖定步驟中，-基元更新同時更 容！(FV);的多重樓案。如果於基元更新期間發生_ = ’則初體檔案系統將保有一組完整的待更韌體 樓案’或者-組完整的新更新之_棺案 = 更新樓案。將可明白：基元更新㈣^ 新版本的 中並非所有韌體檔案均須更新。 （V) 、旯新大致上，於相同韌體容體 583586

(FV)中可能執行二或更多檔案的基元更新。以下例子中， :果基7L更新二檔案，則須有一特定新檔案取代每一現存 檔案。大致上，新檔案數目將等於或大於基元更新的原始 檔案數目。於新檔案多於現存檔案之情況下，簡單將額外 的新檔案加至韌體容體（FV)當作一新檔案，而非一更新檔 案。 田 除了於此實例中，以韌體資料寫入填補檔案其資料區域 取代一單一檔案而更新多重原始檔案外，基元更新多數檔 案包含本質上類似於以上參照圖丨丨所討論之檔案更新處理 的一處理。參照圖13，假設一韌體容體160的一初始組態包 括兩檔案：X及Y，欲將其特定更新為檔案χ，及γ，。檔案X 包括一檔案標頭162及一資料區域164 ,而且檔案γ包括一檔 案標頭166及一資料區域168。設定各檔案標頭162及166的 狀態欄位5 1，使狀態=丨丨丨丨丨〇〇〇b，分別如檔案資料有效狀 態80X及80Y所示，指示：檔案χ及檔案γ分別為有效。 參照圖12的流程圖，於一方塊142中開始基元更新多數檔 案之處理，其中以如以上所討論參照圖3_5建立一樓案之方 式於直接跟隨於佔有最高位址空間（亦即：自由空間28的最 低位址）之韌體檔案系統（FFS)檔案結尾的一位元組邊界建 立填補標案。於填補彳當案建立後’將包括一填補；j；當案標 頭170及一資料區域172。理想中，填補檔案的大小應可保 留更新之檔案影像及其對應之檔案.標頭的組合大小。如 此，將實現最大記憶體利用。初始時，如圖丨3 一樓案資料 有效狀態80P所描述，填補檔案狀態將為丨丨丨丨1〇〇〇χ，指示 -22- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) Α4規格(210 X 297公釐)

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線 583586 A7 _____Β7 五、發明説明（2〇 ) 填補樓案資料為有效。 一其次，於一方塊144中，將填補檔案標頭中的更新標示位 元6 1。又疋為真。其以圖丨3及14中的一檔案更新標示狀態8 8p ^以=述。此時，於一方塊丨46中，以一順序方式（亦即： -人榀案的開始立即跟隨於最接近的寫入橡案後）將欲更新 之各檔案的一新檔案寫入填補檔案的資料區域172。其中包 括f入每一檔案的標頭及資料。一檔案的資料將包含對應 於拿刀體之更新部分的一植案影像，表示其先於更新之樓案 中儲存的原始韌體。如圖14中所述，於此作業期間，將寫 ^新榀木X及Y’，其中檔案χ，包括一檔案標頭174及一資料 區域1 76，其中寫入所更新韌體的一影像，而且檔案γ，包括 :2案標頭Π8及一資料區域180，其中寫入所更新韌體的 五〜像此B守此二檔案將以類似於以上所討論的一方式從 拿刀體樓案系統（FFS)“隱藏，，，因為填補檔案仍標示為有效。 ^於更新之檔案建立後，於一方塊148中執行一或更多更新 槽^的-選擇性資料完整性檢查。如以上所述，資料完整 性檢查將包含新寫入之樓案影像與其來源間的一逐一位元 車乂榀查一核對和比較，或者此項技藝中已知之另一類 型的槽案完整性檢查。 I:邏輯流至—方塊150 ’其中將欲更新的每一原始檔案 其=頭中的檔案更新標示位元61設定為真。如圖Μ及Η中 、田案更新掭示狀悲88χ及88γ所描述，原始檔案X及Y的每 一狀態現在=1111G_X。其次，於—方塊152中，將原始 填補樓案的樓案標頭無效位元63設定為真，如圖15中之棺 23- 本紙國國家標準(cns7I^·格(2ΐ〇χ297公釐) 583586 五、發明説明（21 ) 案標頭無效狀態182所示，現在具有—狀態= 11〇1〇〇〇〇χ。 如此令填補擋案標頭無效，促成新更新擋案（例如：檔案χι 及Υ’）成為韌體檔案系統（FFS)可見。此種可見度以以下方 式凡成。雖然填補檔案標頭無效，但仍然（透過標頭的標稱 大小）提供位置。因此，當韌體檔案系統（FFS)讀取填補檔 案標碩170時，將認知標頭無效，並且向前移動寫入填補檔 案資料區域之第一更新檔案（此例子中為檔案χ，）的檔案^ =之開始。此檔案標頭同時（透過其大小欄位5〇)包含韌體 才田案系統（FFS)用以定位韌體容體（ρν)中下一檔案其標頭之 開始的資訊。 於—方塊154中完成基元更新多重擋案，其中藉由將檔案 刪除位元62設定為真而刪除欲更新的每一原始檔案。如圖 15中之檔案刪除狀態82Χ及82Υ所示，此等檔案的狀態改變 為 lllOOOOOx 〇 前述處理確保於鎖定步驟中執行多重檔案更新，以保噔 韋刃體擋案系統（FFS)使用檔案的原始版本，或者檔案的更= 版本，因而沒有機會誤配兩種版本。於一系統之異常事件 I，可檢查各種檔案的標頭，以決定當發生系統異常時， 每-檔案為何種狀態。其提供用以促成樓案更新處理时 至停土處直到檔案更新成功完成為止的一恢復路徑。相： =先前技藝系統，由於韌體容體(FV)永遠包含一組有效的 拿刀體樓案，所以將不會阻礙實行本發明的電腦系統於一拿刀 體更新處理期間從一系統異常事件中重新啟動。 實行本發明之示範電腦系統 -24- 583586 A7

人電腦2圖：，广"兒明適合用以實施本發明的-般傳⑸ 人電200。如圖16中所描 得統也 體架糊如：將所㈣體區域；=平" 選項唯讀記憶體(_)之柄儲存裝置=裝置! …以一…平台勤體架構實行。本二=v 器。 包含工作站’膝上型電腦，及電腦伺朋 大致上如熟習此項枯获去p 貝枝六者已知，個人電腦200包 器底盤202，其中安奘一齡虚& 處王j

文裝权寒驅動204 , —硬碟驅動2〇6，J 中植入匕括-或更多微處理器與記憶體: 之適當積體電路的一母板2〇8，以洛 ^ ^ ]禾”、、員不 扪母板208，以及一電源供應（同樣未_ 不）。母板208同時包括一區域韌體儲存裝置21〇 (例如· 閃記憶體），其中儲存基本輸入/輸出系統（bi〇s)款體的遵 底部分。I 了促進經由一網路214存取從一遠端勤體儲存^ 置212所擷取的基本輸入/輸出系統（BI〇s)韌體部分，個^ 電腦200包括内建於母板2〇8中的一網路介面卡ιΐ6或者相等 電路。網路214可包含一區域網路（LAN)，廣域網路 (WAN)，以及/或者網際網路，而且可提供個人電腦2⑽與 遠端韌體儲存裝置2 1 2間的一有線或無線連接。 一監視器2 1 8用以顯示由個人電腦運轉之軟體程式產生而 且通常可於POST測試以及韌體載入/執行之其他方面期間顯 示的圖形及正文。一滑鼠220 (或其他指標裝置）連接至處理 益底盤2 0 2背面的一串列埠（或一匯流排瑋），並將來自滑鼠 220的信號輸送至母板208，用以控制顯示器上一游標，以 __ -25- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 X 297公爱) ；· 裝 訂

線 583586 五、發明説明（23 ) 及選擇：人電腦所執行之軟體程式於監視器218上顯示的正 文力月匕表員及圖形組件。此外，一鍵盤222輕合至母 板芬=用者輸入影響個人電腦所執行軟體程式運轉的正 文及命令。 個人電腦2 0 〇同時選接& 驅動224，其中可插入=一光碟唯讀記憶體(CD-R0M) . 插入—光碟唯讀記憶體（CD-ROM)光碟， =1光碟上的可執行檀案及資料，並將其轉移至個人 其其:更碟驅動206上的記憶體以及/或者儲存器。如果 =二輸入/輸出系統(刪)動體健存於像是一快閃記 心、Λ可重寫裝置，則可將更新之基本輸入/輸出系統 體其基底部分的機器指令儲存於一 cd-r〇m光碟 =快閃磁碟’而且由電腦處理器加以讀取及處理，以 ^ _ 省存的基本輸入/輸出系統（BIOS)韌 體。亦可經由網路214载入可更新的基本輸入/輸出系統 (BIOS)韌體。 n凡 出Γ:=2:的機器均可作為系統中的各種基本輸入/輸 出系，·充（BI〇S)。，然而，較佳者’特別為網際網路，樓案及 應用伺服器功能而設計的機器可比照實行。 及 之 用 運 從電腦系統所運轉之硬體及軟體組件的觀點，該 :··且件热法區別分別儲存於區域與遠端儲存裝置上的基本 ^入/輸出系統（則S⑼體部分。除了供測試系統完整性 =疋/驗證系統組態與其他前置作業系統（〇s)啟動處理用 基本輸入/輸出系統（則S)㈣的載人及初始執行以外， 以貫行本發明的—電腦系統將以如同使用相同組件而且 26- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格_ X 297公釐了 583586 A7

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Claims (2)

1. 583586 申清專利範圍 L 2種基元更新平台韌體資料之一原始部分之方法，包 料=以Γ代平⑼體資料其原始部分的更新之拿刃體資 料寫入一初體儲存裝置；以及 =正勃體組態資料’以指示使用更新之_資料 取代更新之平台韌體資料的原始部分，因而於基元修正 初體組態資料前’僅有平台韋刀體資料的所有原始部分有 效’而且於基元修正韌體組態資料後，僅有所有更新之 韌體資料有效。 β又蚵之 專利範圍第旧之方法，進—步包含執行更新 轫體貪料的一完整性檢查，以驗證該更新之韌體資料 效。 3.如申請專利範圍第！項之方法’其中以令更新之韌體 料於供存取《儲存裝置上儲存之㈣資料用的一勒體 %•理系、统中不可見直到完成動體組態資料之基元修正 止的一方式將更新之韌體資料寫入韌體儲存妒置。 4·如申請專利範圍第丨項之方法，進一步包含：成於 級處理期間完全恢復欲更新之韌體資料的原始部分 響應阻礙完成該升級處理的一系統異常。 5.如申請專利範圍第i項之方法’進—步包含於升級後刪 除平台韌體的原始部分。 6·如申請專利範圍第1項之方法，其中原始的平台勤體 料及更新的勃體資料分別包含一或更多款體檐=，每 韌體檔案包括於更新處理期間修正用以追蹤該檔案一 之 有 資 為 升 以 資 S -28- 本纸張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210X297公釐）~ ------—-- A8 B8

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   /、、申請專利範固 的平台韌體資料，且其中每 間用以追妒在 m 仏案標頭包括更新處理期 位元。 系“ 一目前狀態的多數狀態 u.如申請專利範圍第10項之方法，发 暫時構案的-樓案標頭而建立該暫二立用以識別 大小可保留所有更新 ^暫0讀案包括··所定之 f # F ^ 口靭體檔案的一資料區域，該 貝枓區域映射至供儲存原始 一韌舻枝六壯祖 文新之平台拿刀體槽案用的 早刃體儲存裝置上一記憶體區域。 12.如申請專利範圍第丨i項之方法 ^ ^ JL ^ ^ ^ 進一步包含改變該暫時 ..„ 〜、位70，以指示將對應於更新 該暫時檔案無效。 …案的貧料區域後， 13:二專：範圍第12項之方法’其中-檔案系統用以存 取平口轫體檔案，而且於狀態位 。丨儿7L改變前，更新韌體 檔案於該檔案系統中顯示不可見，而…尺啊之轫籐 見而且於狀態位元改變 後，於該檔案系統中變成可見。 H.如申請專利範圍第13項之方法’其中每一原始平台勤體 檔案具有與一對應之已更新平台韌體檔案共 名 稱，進一步包含： N 改變每一原始平台韋刃體檐案中的狀態位元，以 將其更新； S / 設定每-更新之平台韋刃體槽案中的狀態位元，以指示 其為有效， 曰/ 其中，當於該檔案系統中變成可g车， j見牯更新之平台檔 -30- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210 x 297公董) 六、申請專利範圍 案其檔案標頭中的狀態位元結合原始 狀態位元同時間通知兮 豆核案中的 且更新的平台檔案有效。〃乐、、’充原始的平台檔案無效而15·如申請專利範圍第9項之方法，進一牛 平台韌體檔案組鲅f * 少匕3於基元修 〜、貝Λ以指不使用更新的 取代原始的平台韌體擋案前，執行更新之平：/的一完整性檢查，以驗證更新之韋刀體棺宰有^體檔 他如申請專職_9項之方法，進_/包=成 處理期間完全恢復欲更新的原始平α 土歸 於升 阻礙完成升級處理的-系統異V。口 案，以響17·如申請專利範2|第1G項之方法，進_步包含 ί:後’設；原始平台勒體槽案其每-標案標頭中； 怨位兀，以‘不該檔案已刪除。^種機器可讀取媒體，其中储存多數機器可執行指令 二:機：執行時’藉由執行以下作業而基元更新分 成夕數組初體碼之平台韌體資料的一原始邛分. 將=平台動體資料其原始部分的更^之刀動體資料 入一轫體儲存裝置；以及 二：：：初體組態資料，以指示使用更新之韌體資才: 取代奴更新之平台動體資料的原始部分，因而於基元作 正勒體組態資料前，僅平台物體資料的所有原始部分肩 於基元修正！^組態f料後，僅所有更新的數 體資料有效。19.如申請專利範圍第18項之機器可讀取媒體，其尹執行多 正案案 應 理狀 割 寫 -31 - 本纸银尺度適用中國固家襟準(CNS) A4規格^!〇X297公釐)—

   數機器指令谁_丰Λ 以驗證芍更备V執新之韌體資料的一完整性檢查 Λ更新之韌體資料有效的執行作章。 -·如申請專利範圍第18項之機器可讀取焊： 數機器指令進一 + m 螺體，其中執仃多 全恢復更新”成處理期間該機器執行完 級‘ 資料的原始部分，以響應阻礙完成升 、、及處理的一機器異常。 开 21 ::機：可讀取媒體’其中儲存多數機器可 行時，藉由執行以下作業而基元 原始平台韌體檔案： 4夕数 建立一暫時檔案； :對：於包含多數原始平台韌體檔案其新版本的多數 其之千台拿刀體檔案的資料寫入該暫時標案；以及 平平台勃體檔案組態資訊’以指示使用更新的 口 案取代原始的平台韌體檔案，因而於一更新 .^ ^ ^ 所有原始的平台韌體檔案或 者僅所有更新的平台韌體檔案有效。
2. 22. Ht利範圍第21項之機器可讀取媒體，其中每一平 二二案包含一檔案標頭及一資料區域，其中寫入對 =錢案平台細體資料’且其中每-樓案標頭包括更 多數狀態位元。〗+口初體棺案其一目前狀態的 23. ::請專利範圍第22項之機器可讀取媒體，其中藉由建 紅. 9 W案標頭而建立該暫時槽案包 枯·所定之大小可保留所右承立 摘有更新之平台韌體檔案的一資 -32-

   裝

   本紙張尺度適用中國 A8 B8 申清專利範圍 料區域，該資料區域映射至供儲存原始及更新之平台韌 Μ體彳田案用的一韌體儲存裝置上一記憶體區域。 •如=Μ專利範圍第23項之機器可讀取媒體，其中執行多 數機t扎令進一步執行··於將對應於更新之平台韌體檔 =的貝料寫入該暫時檔案的資料區域後，改變該暫時檔 案其檔案標頭中的-狀態位元以指示該暫時檔案A效的 作業。 … 25·如申凊專利範圍第24項之機器可讀取媒體，其中一檔案 系統用以存取平台韌體檔案，而且於狀態位元改變前， ^新之W體棺案於該樓案系統中顯示不可見，而且於狀 態位元改變後，於該檔案系統中變成可見。 26·如申請專利範圍第25項之機器可讀取媒體，#中每一原 始平台細體財具有與_對應之更新平台㈣槽案 :-名稱，且其中執行多數機器指令進一步執行以下作 以指示已 ’以指示 改&每一原始平台韌體檔案中的狀態位元， 將其更新；以及 設定每-更新之平台韋刀體標案中的狀態位元 其為有效， 其中，當於樓案系統中變成可見時，更新之平 其：案標頭中的狀態位元結合原始之平台勃體檔的 狀悲位元同時間通知該樓牵糸 一 、 且争斩^^丄 統原始的平台檔案無效而 且更新的平台檔案有效。 27.如申請專利範圍第21項之機器可讀取媒體，其中執行多 -33-

   °^586 °^586

   ==:基元修正平台㈣檔案組態資訊以指示使 更新的平台韌體檔案取代原始的平 執行：更新之平台勒體樓案的-完d 新之勤體標案有效的執行作業。以查以驗證該更 •如申請專利範圍第2 1項之機器可讀取婵 tj- ^ ^ A踩體’其中執行多 機态4曰令進一步執行促成於升級 m u, r , „ 久爬埋期間完全恢復更 之原始平台早刃體檔案以響應阻 w ^ 來疋成升級處理的一系 統異常之作举。 于 •如申！專利範圍第22項之機器可讀取媒體，纟中執行多 數機器指令進一步執行：於升級處理完成後，設定原始 平台韌體檔案其每一檔案標頭中的狀態位元，以指示該 檔案已刪除的作業。 -34- 本紙張尺度適用中國國家標準(CNS) A4規格(210X297公釐）