1 FTL综述

FTL（Flash Translation Layer，闪存转换层）用于完成主机逻辑地址空间到闪存物理地址空间的翻译，或者说是映射。SSD每把一笔用户逻辑数据写入闪存地址空间，便记录下该逻辑地址到物理地址的映射关系，下次主机想读取该数据时，固件根据这个映射便能从闪存中把这笔数据读上来然后返回给用户。

事实上，现在SSD中的FTL要做的事情还有很多，比如垃圾回收、磨损均衡、异常掉电处理等（后面会有详细介绍）。通过实现这些算法，FTL把SSD存储介质特性隐藏起来，使用户使用基于闪存的SSD像使用传统HDD一样，不用考虑存储介质特性。

SSD使用的存储介质一般是NAND闪存，它具有如下特性。

• 闪存块需先擦除才能写入，不能覆盖写(out-of-place update)。闪存不允许覆盖写，必须写到一个新的位置。因此，SSD的固件需要维护一张逻辑地址到物理地址的映射表，以跟踪每个逻辑块最新数据存储在闪存中的位置。另外，FTL需要做垃圾回收，即把若干个闪存块上的有效数据搬到某个新的闪存块，然后把这些闪存块擦除，得到可用的闪存块。
• 闪存块都是有一定寿命的。我们期望所有闪存块都来均摊数据的写入，而不是有些闪存块累死，而有些闪存块一直闲着。FTL需要做磨损均衡(Wear Leveling)，让数据的写入尽量均摊到SSD中的每个闪存块上，即让每个块磨损都差不多，从而保证SSD具有最大的数据写入量。
• 存在读干扰问题。每个闪存块可读的次数也是有限的，读得太多，上面的数据也会出错，这就是读干扰问题。FTL需要处理读干扰问题，当某个闪存块读的次数马上要达到一定阈值时，FTL需要把这些数据从该闪存块上搬走，从而避免数据出错。
• 存在数据保持问题。由于电荷的流失，存储在闪存上的数据会丢失。（在高温下，电荷流失速度会加快，数据保存的时间就更短了。）但一旦上电，FTL就可对此进行处理，比如定期扫描闪存，发现是否存在数据保持问题，如果存在，则需要刷新数据。
• 存在坏块。闪存天然就有坏块。另外，随着SSD的使用，也会产生新的坏块。坏块出现的症状是擦写失败或者读失败（ECC不能纠正数据错误）。坏块管理也是FTL的一大任务。

FTL有Host-Based和Device-Based两种。

Device-Based的意思是说FTL是在Device（设备）端实现的，用的是SSD上的控制器和RAM资源。FTL在设备固件里处于中间层，起着承上启下的作用：把前端(Front End，FE)主机的读写请求转换成对后端(Back End，BE)闪存的读写请求。目前主流SSD都是Device-Based FTL。

2 映射管理

2.1 映射的种类

根据映射粒度的不同，FTL映射可分为块映射、页映射和混合映射。
块映射有好的连续大尺寸的读写性能，但小尺寸数据的写性能是非常糟糕的，因为用户即使只更新一个逻辑页，也需要把整个物理块数据先读出来，然后改变逻辑页的数据，最后对整个块进行写入。由于闪存页远比闪存块多（一个闪存块包含几百甚至几千个物理页），因此需要更多的空间来存储映射表。但它的性能更好，尤其体现在随机写上面。为追求性能，SSD一般都采用页映射。

2.2 映射的基本原理

用户是通过LBA（Logical Block Address，逻辑块地址）访问SSD的，每个LBA代表一个逻辑块（大小一般为512B、4KB、8KB…），我们把用户访问SSD的基本单元称为逻辑页(Logical Page)。而在SSD内部，主控以闪存页为基本单元读写闪存。

SSD内部维护了一张逻辑页地址到物理页地址转换(Logical address ToPhysical address，L2P)的映射表， 写）映射表，以追踪该逻辑页最新数据所在的物理位置；当读取某个逻辑页时，SSD首先查找映射表中与该逻辑页对应的物理页，然后访问闪存并读取相应的用户数据。

由于闪存页和逻辑页大小不同，一般前者大于后者，所以在实际场景中不会是一个逻辑页对应一个物理页，而是若干个逻辑页写在一个物理页：逻辑页其实是和子物理页一一对应的。

这里假设有一个256GB的SSD，以4KB大小的逻辑页为例，那么用户空间一共有64M(256GB/4KB)个逻辑页，也就意味着SSD需要有能容纳64M条映射关系的映射表。映射表中的每个单元存储的是物理地址(Physical Address)，假设用4B来表示，那么整个映射表的大小为256MB(64M×4B)。所以一般来说，映射表大小为SSD容量的千分之一。

对早期SSD以及现在的企业级SSD来说，我们可以看到上面都有板载DRAM，它的主要作用就是存储这张映射表。在SSD工作时，全部的或者绝大部分的映射表都可以缓存在DRAM中，这样固件就可以快速获得和更新映射关系。

但对消费级SSD或者移动存储设备（比如eMMC、UFS）来说，出于成本和功耗考虑，它们采用DRAM-less设计，即不带DRAM，比如经典的Sandforce主控，它并不支持板载DRAM。对这种不带DRAM的SSD，它们的映射表存在哪里呢？它们一般采用多级映射。图6-8所示是一个两级映射的例子。一级映射表常驻SRAM，二级映射表小部分缓存在SRAM，其他部分都存放在闪存上。

对不带DRAM的SSD来说，它首先要看与该逻辑页对应的映射关系是否在SRAM内，如果在，那就直接根据映射关系读取闪存；如果该映射关系不在SRAM内，那么它首先需要把映射关系（映射块）从闪存里面读取出来，然后根据这个映射关系读取用户数据。这就意味着相比有DRAM的SSD，不带DRAM的SSD需要读取两次闪存才能把用户数据读取出来，读取性能和延时都要比带DRAM的SSD差。

对顺序读来说，由于映射关系连续，一次映射块的加载就可以满足很多用户数据的读。比如当映射块大小为4KB时，加载一个映射块就可以满足4MB用户数据的连续读。这意味着DRAM-less的SSD也可以有好的顺序读性能。但对随机读来说，映射关系分散，一次映射关系的加载，可能只能满足几笔逻辑页的读，因此对随机读来说，可能需要访问若干次闪存才能完成一次随机读操作，因此随机读性能就不是那么理想了。

一种常规思路就是：设备运行时，所有映射关系都保存在闪存上面，按需加载映射关系到控制器SRAM，并把最近访问的映射关系缓存在控制器的SRAM中。根据用户访问SSD的时间和空间局部性，一部分映射表加载到SRAM中，因为接下来它们大概率会被再次使用到，因此映射表缓存对后续的访问是有帮助的。经典的不带DRAM的FTL架构是DFTL(Demand-based FTL)，它应该是后续所有DRAM-less FTL的鼻祖。

2.3 HMB

映射表除了可以放到板载DRAM、片上SRAM和闪存中，还可以放到主机的内存中。NVME 1.2及后续版本有一个重要的功能——HMB(HostMemory Buffer)，就是主机在内存中专门划出一部分空间供SSD使用，SSD可以把它当成自己的DRAM使用。

在性能上，HMB应该介于带DRAM（板载）和不带DRAM（映射表绝大多数存放在闪存）之间，因为SSD访问主机端DRAM的速度肯定比访问本地SSD端DRAM的速度要慢，但还是比访问闪存的速度（几十微秒）要快。

带DRAM的SSD设计的优势是性能好，映射表完全可以放在DRAM中，查找和更新迅速；劣势是，由于增加了一个DRAM，所以提高了SSD的成本，还有就是加大了SSD功耗。DRAM-less的SSD设计与之正好相反，优势是成本和功耗相对低；缺点是性能差。HMB的出现为SSD的设计提供了新的思路。SSD可以自己不带DRAM，完全用主机DRAM来缓存数据和映射表。

2.4 映射表写入

在SSD掉电前，需要把映射表写入闪存中。下次上电初始化时，需要把它从闪存中全部或者部分加载到SSD的缓存（DRAM或者SRAM）中。随着SSD的写入，缓存中的映射表不断增加新的映射关系，为防止异常掉电导致这些新的映射关系丢失，SSD的固件不仅在正常掉电前把这些映射关系写入到闪存中，还在SSD运行过程中按照一定策略把映射表写入闪存。这样即使发生异常掉电，丢失的也是一小部分映射关系，上电时可以较快地重建这些映射关系。

3 垃圾回收

3.1 垃圾回收原理

垃圾回收就是把某个闪存块上的有效数据读出来并进行重写，然后把该闪存块擦除，从而得到新的可用闪存块。如图所示，块x上面有效数据为A、B、C，块y上面有效数据为D、E、F、G，其余方块为无效数据。垃圾回收机制就是先找一个可用块z，然后把块x和块y的有效数据搬移到块z上，这样块x和块y上面就没有任何有效数据了，将它们擦除就得到两个可用的闪存块。我们用不到一个闪存块的代价，获得了两个可用的闪存块（见图6-19），这就是垃圾回收的价值。

垃圾数据随机分散在每个闪存块上，而不是集中在某几个闪存块上。这个时候，如何挑选需要回收的闪存块呢？答案是挑垃圾比较多的闪存块来回收，因为有效数据少，要搬移的数据少，这样腾出空闪存块的速度快，付出的代价也小。

SSD越写越慢是有科学依据的：可用闪存空间富裕时，SSD无须做垃圾回收，因为总有空闲的空间可写。SSD使用早期，由于没有触发垃圾回收机制，无须额外的读写操作，所以速度很快。之后SSD变慢了，主要原因是SSD需要做垃圾回收。

另外，如果用户是顺序写，垃圾比较集中，利于SSD做垃圾回收；如果用户是随机写，垃圾比较分散，SSD做垃圾回收相对来说就更慢，所以性能没有前者好。因此，SSD的垃圾回收性能跟用户写入数据的模式（顺序写还是随机写）也有关。

3.2 写放大

垃圾回收的存在会引入写放大问题：用户要写入一定量的数据，SSD为了腾出空间写这些数据，需要额外做一些数据搬移工作，也就是进行额外写，导致的后果往往就是SSD往闪存中写入的数据量比实际用户写入SSD的数据量要大。

对空盘来说（未触发垃圾回收），写放大系数一般为1，即用户写入数据量与SSD写入闪存的数据量相等（这里忽略了SSD内部数据的写入，如映射表的写入）。SandForce控制器内部具有实时数据压缩模块，它能对用户写入的数据进行实时压缩，然后再把它们写入闪存，因此写放大系数可以做到小于1。

假设一共36个方块，其中有12个有效数据方块，我们做完垃圾回收后，需对这12个有效数据方块进行写回操作；后面还可以写入24个方块的用户数据。因此，为了写这24个方块的用户数据，SSD实际写了12个方块的原有效数据，再加上该24个方块的用户数据，总共写入36个方块的数据，由写放大系数的定义可知：WAF=36/24=1.5。

写放大系数越大，意味着额外写入闪存的数据越多，这不仅会磨损闪存，减少SSD寿命，还会影响SSD的性能（写入这些额外数据时会占用底层闪存带宽）。因此，SSD设计的一个目标是让写放大系数尽量小。减小写放大系数，可以使用前面提到的压缩办法（由主控决定），另外顺序写也可以减小写放大系数。还可以增大OP来减小写放大系数（这个可控）。

假设SSD容量是180个小方块，当OP是36个小方块时，整个SSD闪存空间为216个小方块，OP比例是36/180=20%。那么180个小方块的用户数据平均分摊到216个小方块时，每个小方块的平均有效数据为180/216=0.83，一个闪存块上的有效数据为0.83×9=7.5。OP越大，每个闪存块有效数据越少，垃圾越多，需要重写的数据越少，因此写放大系数越小。同时，垃圾回收需要重写的数据越少，SSD满盘写性能也越高。

影响写放大系数的因素主要有OP大小、用户写入的数据模式（随机写与顺序写）、垃圾回收策略（在挑选源闪存块的时候，如果不是挑选有效数据最少的块作为源闪存块就会增加写放大系数）、垃圾回收的时机（理论上，越晚做垃圾回收写放大系数越小，因为闪存块上的一些数据可能被后续用户重写，从而变成垃圾数据，越到后面垃圾数据越多，需要搬移的有效数据越少，写放大系数越小）、磨损均衡（为均衡每个闪存块的擦除次数，需要搬移数据）、数据刷新（数据搬移会增加写放大系数）、主控（带压缩和不带压缩）。

4 解除映射关系

用户删除文件时，系统需要发出一些特殊命令来及时告诉SSD哪些数据已经不需要了。在SSD主机协议中有相应的命令来支持该功能，比如ATA中的Data Set Management（Trim命令）、SCSI里面的UNMAP命令等。一旦SSD知道哪些数据是用户不需要的，在做垃圾回收的时候就不会搬移主机删除的数据。

一般FTL都有3张表：FTL映射表记录与每个LBA对应的物理页位置；Valid Page Bit Map(VPBM)表记录每个物理块上哪个页上的数据是有效数据；Valid Page Count(VPC)表则记录每个物理块上的有效页个数。通常垃圾回收会使用VPC表进行排序来回收最少有效页的闪存块；VPBM表则是为了实现在垃圾回收时只读有效数据，有些FTL会省略这个表。

5 磨损均衡

一个闪存块，如果擦写次数超过一定的值，那么该块就变得不可靠了，甚至变成坏块。如果不做磨损均衡，则有可能出现某些闪存块被频繁擦写，这些闪存块很容易寿终正寝。随着数据不断写入，越来越多的坏块出现，最后导致SSD在保质期前就挂掉了。相反，如果让所有闪存块一起来承担用户数据的写入，则能经受更多的用户数据写入。

所谓冷数据，就是用户不经常更新的数据，比如用户写入SSD的操作系统数据、只读文件数据、视频文件等；相反，热数据就是用户更新频繁的数据。频繁更新会在SSD内部产生很多垃圾数据（新数据写入导致老数据失效）。所谓年老的块，就是擦写次数比较多的闪存块。擦写次数比较少的闪存块，年纪相对小，我们称其为年轻的块。

动态磨损均衡算法基本思想是把热数据写到年轻的块上；静态磨损均衡算法基本思想是把冷数据写到年老的块上，即把冷数据搬到擦写次数比较多的闪存块上。

6 掉电恢复

掉电分两种，一种是正常掉电，另一种是异常掉电。不管是哪种掉电，重新上电后，SSD都需要能从掉电中恢复过来，继续正常的工作。

先说正常掉电。在掉电前，主机会通过命令通知SSD，比如SATA中的Idle Immediately，收到该命令后，SSD主要做以下事情

• 把写缓存中的用户数据刷入闪存；
• 把映射表刷入闪存；
• 把闪存的块信息写入闪存（比如当前写的是哪个闪存块，写到该闪存块的哪个位置，哪些闪存块已经写过，哪些闪存块是无效的，等等）；
• 把SSD的其他信息写入闪存。设备把掉电前该做的事情做好后，才会反馈给主机“可以断电了”的信息。

主机收到命令响应后，才会真正停止对SSD的供电。正常掉电不会导致数据的丢失。

所谓异常掉电，就是SSD在没有收到主机的掉电通知时就被断电；或者收到主机的掉电通知，但还没有来得及处理上面提到的那些事情，就被断电了。异常掉电可能导致数据的丢失。异常掉电恢复的目的一方面是尽可能恢复用户数据，把损失降到最低；另一方面是让SSD经历异常掉电后还能正常工作。

一个SSD，除了有掉电数据不丢失的闪存，还有掉电数据丢失的RAM（SRAM或者DRAM）。闪存的作用是存储数据，而RAM主要在SSD工作时缓存用户数据和存放映射表（MapTable，逻辑地址映射闪存物理地址）。所以一旦掉电，RAM的数据就会丢失。

为防止异常掉电数据丢失，一个简单的设计就是在SSD上面放电容。SSD一旦检测到掉电，就让电容开始放电来给SSD供电，然后把RAM中的数据刷到闪存中，从而避免数据丢失。企业级的SSD一般都带有电 容。带电容的SSD，还配有异常掉电处理模块，因为电容不能绝对保证SSD在掉电前把所有的信息刷入闪存。

还有一个比较前卫的想法，就是把RAM这种易失性的存储介质，用非易失性存储介质来替代，但要求这种非易失性存储介质性能上接近RAM。这样整个SSD就都是非易失性的了，也就不用担心SSD异常掉电了。英特尔开发的3D XPoint，可能就将此作为一个选择。3D XPoint兼有闪存非易失性和内存快速访问的特点。但这只能保护缓存在3D XPoint中的数据，对那些正在往闪存中写的数据，还是无法提供保护。

和RAM中用户数据丢失不同，RAM中映射表数据是有办法恢复过来的。对SSD异常掉电的恢复主要就是对映射表的恢复重建。SSD在写用户数据到闪存的时候，会额外写入元数据。如果我们读取物理地址PPA x，那么就能读取到该位置上的元数据和用户数据，而元数据是有逻辑地址LBA x的，因此，我们就能重构映射关系LBA x→PPA x。映射表的恢复原理其实很简单，只要扫描整个闪存空间，就能获得所有的映射关系，最终完成整个映射表的重构。更关键在于解决数据新旧问题和重构速度问题等。

同一逻辑地址，用户可能写过若干次，在闪存空间，与该逻辑地址对应的数据有很多是旧数据，只有一笔是新数据，那么如何甄别哪些数据是旧的，哪个数据是最新的呢？如何让逻辑地址映射到最新数据所在的物理地址呢？SSD起初把逻辑地址LBA 2的数据写在物理地址PPA 2上；后面，用户改写了这个数据，SSD把它写到了物理地址PPA 5上。我们知道，用户最后写入的数据总是最新的。在这里，TS帮上大忙了，哪个TS值大，就表示哪个数据是最后写入的。SSD可以依赖元数据中的TS来区分新旧数据。

用全盘扫描映射方式重构映射表需要花费几分钟甚至几十分钟，这在实际使用中，用户是不能接受的。一种办法就是定期把SSD中RAM的数据（包括映射表和缓存的用户数据）和SSD相关的状态信息（诸如闪存块擦写次数，闪存块读次数，闪存块其他信息等）写入闪存。这个操作被称为做Checkpoint（检查点，但笔者觉得翻译成“快照”更合适点）。重上电，SSD可以从闪存中读取最新的快照信息，即快照C。由于是异常掉电，从快照C处到X处新产生的映射关系丢失。由于之前绝大多数的映射关系都被快照C保存，因此需要重建的映射关系仅仅是快照C之后产生的映射关系，恢复这部分关系，仅需扫描局部的物理空间，因此相对全盘扫描，映射表重建速度大大加快。

7 坏块管理

• 出厂坏块：闪存从工厂出来，就或多或少有一些坏块。
• 增长坏块：随着闪存的使用，一些初期好块也会变成坏块。变坏的原因可能是闪存缺陷，也可能是擦写磨损过多。

7.1 坏块鉴别

一般来说，刚出厂的闪存都被擦除，里面的数据全是0xFF。但是对坏块来说，闪存厂商会打上不同的标记。

用户在使用闪存的时候，首先应该按照闪存规格书的建议扫描所有的闪存块，把坏块剔除出来，建立一张坏块表。

增长坏块的出现会通过读写擦等操作反映出来。读到UECC（Uncorrectable Error Correction Code，数据没有办法通过ECC纠错恢复）、擦除失败、写失败，这些都是一个增长坏块出现的症状。用户应该把增长坏块加入坏块表，不再使用。

7.2 坏块管理策略

1.略过策略

在写闪存的时候，一旦遇到表中登记的坏块就跨过它，写下一个闪存块，这就是略过策略。假设Die 1上有一个块B是坏块，若固件采取坏块略过策略，则写完块A后便会跨过块B将数据写到Die 2的块C上。

2.替换策略
当某个Die上发现坏块，替换策略会将坏块用该Die上的某个好块替换。也就是说，在替换策略下，用户在写数据的时候不是跨过这个Die，而是写到替换块上。用户写入数据时碰到块B这个坏块，它不会略过Die 1不写，而是写入块B的替换者块B′上。

略过策略的劣势在于会使性能变得不稳定，以4个Die为例，略过策略可能导致Die的并行度在1个和4个Die之间，而替换策略并行度总是4个Die，毋庸置疑，前者性能表现不如后者；略过策略会导致超级块（每个Die上取具有相同块编号组成的一个FTL管理块）组成不固定，给FTL算法带来复杂性，而替换策略能保证每个超级块的组成始终是一致的，实现更容易。

但替换策略有木桶效应，如果某个Die质量比较差，则整个SSD可用的闪存块都会受限于那个坏的Die。