SSD主要由SSD控制器，FLASH儲存陣列，板上DRAM（可選），以及跟HOST介面（諸如SATA，SAS, PCIe等）組成。

SSD主控通過若干個通道（channel）並行操作多塊FLASH顆粒，類似RAID0，大大提高底層的頻寬。舉個例子，假設主控與FLASH顆粒之間有8個通道，每個通道上掛載了一個快閃記憶體顆粒，HOST與FLASH之間資料傳輸速率為200MB/s。該快閃記憶體顆粒Page大小為8KB，FLASH page的讀取時間為Tr=50us，平均寫入時間為Tp=800us，8KB資料傳輸時間為Tx=40us。那麼底層讀取最大頻寬為（8KB/(50us+40us)）*8 = 711MB/s，寫入最大頻寬為(8KB/(800us+40us))*8 = 76MB/s。從上可以看出，要提高底層頻寬，可以增加底層並行的顆粒數目，也可以選擇速度快的FLASH顆粒（或者讓速度慢的顆粒變快，比如MLC配成SLC使用）。

我們以8通道為例，來講講HOST怎麼讀寫SSD。主控通過8通道連線8個FLASH DIE，為方便解釋，這裡只畫了每個DIE裡的一個Block，其中每個小方塊表示一個Page （假設大小為4KB）。

1. HOST寫入4KB資料

1. HOST繼續寫入16KB資料

1. HOST繼續寫入，最後整個Block都寫滿

   

當所有Channel上的Block都寫滿的時候，SSD主控會挑選下一個Block以同樣的方式繼續寫入。

HOST是通過LBA（Logical Block Address，邏輯地址塊）訪問SSD的，每個LBA代表著一個Sector（一般為512B大小），作業系統一般以4K為單位訪問SSD，我們把HOST訪問SSD的基本單元叫使用者頁（Host Page）。而在SSD內部，SSD主控與FLASH之間是FLASH Page為基本單元訪問FLASH的，我們稱FLASH Page為物理頁（Physical Page）。HOST每寫入一個Host Page, SSD主控會找一個Physical Page把Host資料寫入，SSD內部同時記錄了這樣一條對映（Map）。有了這樣一個對映關係後，下次HOST需要讀某個Host Page 時，SSD就知道從FLASH的哪個位置把資料讀取上來。

SSD內部維護了一張對映表（Map Table），HOST每寫入一個Host Page，就會產生一個新的對映關係，這個對映關係會加入（第一次寫）或者更改（覆蓋寫）Map Table；當讀取某個Host Page時， SSD首先查詢Map Table中該Host Page對應的Physical Page，然後再訪問Flash讀取相應的Host資料。

一張Map Table有多大呢？這裡假設我們有一個256GB的SSD，以4KB Host Page為例，那麼一共有約 64M（256GB/4KB）個Host Page，也就意味著SSD需要有64M大小的Map Table。Map Table中的每個Entry儲存的就是實體地址（Physical Page Address），假設其為4Byte (32 bits) ，那麼整個Map Table的大小為64M*4B = 256MB。

對絕大多數SSD，我們可以看到上面都有板載DRAM，其主要作用就是用來儲存這張對映表。也有例外，比如基於Sandforce主控的SSD，它並不支援板載DRAM，那麼它的對映表存在哪裡呢？SSD工作時，它的絕大部分對映是儲存在FLASH裡面，還有一部分儲存在片上RAM上。當HOST需要讀取一筆資料時，對有板載DRAM的SSD來說，只要查詢DRAM當中的對映表，獲取到實體地址後訪問FLASH從而得到HOST資料.這期間只需要訪問一次FLASH；而對Sandforce的SSD來說，它首先看看該Host Page對應的對映關係是否在RAM內，如果在，那好辦，直接根據對映關係讀取FLASH；如果該對映關係不在RAM內，那麼它首先需要把對映關係從FLASH裡面讀取出來，然後再根據這個對映關係讀取Host資料，這就意味著相比有DRAM的SSD，它需要讀取兩次FLASH才能把HOST資料讀取出來，底層有效頻寬減半。對HOST隨機讀來說，由於片上RAM有限，對映關係Cache命中(對映關係在片上RAM)的概率很小，所以對它來說，基本每次讀都需要訪問兩次FLASH，所以我們可以看到基於Sandforce主控的SSD隨機讀取效能是不太理想的。

繼續回到之前的SSD寫操作。當整個SSD寫滿後，從使用者角度來看，如果想寫入新的資料，則必須刪除一些資料，然後騰出空間再寫。使用者在刪除和寫入資料的過程中，會導致一些Block裡面的資料變無效或者變老。如下圖所示（綠色小方塊代表有效資料，紅色小方塊代表無效資料）：

Block中的資料變老或者無效，是指沒有任何對映關係指向它們，使用者不會訪問到這些FLASH空間，它們被新的對映關係所取代。比如有一個Host Page A，開始它儲存在FLASH空間的X,對映關係為A->X。後來，HOST重寫了該Host Page，由於FLASH不能覆蓋寫，SSD內部必須尋找一個沒有寫過的位置寫入新的資料，假設為Y，這個時候新的對映關係建立：A->Y，之前的對映關係解除，位置X上的資料變老失效，我們把這些資料叫垃圾資料。

隨著HOST的持續寫入，FLASH儲存空間慢慢變小，直到耗盡。如果不及時清除這些垃圾資料，HOST就無法寫入。SSD內部都有垃圾回收機制，它的基本原理是把幾個Block中的有效資料（非垃圾資料，上圖中的綠色小方塊表示的）集中搬到一個新的Block上面去，然後再把這幾個Block擦除掉，這樣就產生新的可用Block了。

上圖中，Block x上面有效資料為A,B,C，Block y上面有效資料為D,E,F,G，紅色方塊為無效資料。垃圾回收機制就是先找一個未寫過的可用Block z，然後把Block x和Block y的有效資料搬移到Block z上面去，這樣Block x和Block y上面就沒有任何有效資料，可以擦除變成兩個可用的Block。

一塊剛買的SSD，你會發現寫入速度很快，那是因為一開始總能找到可用的Block來進行寫入。但是，隨著你對SSD的使用，你會發現它會變慢。原因就在於SSD寫滿後，當你需要寫入新的資料，往往需要做上述的垃圾回收：把若干個Block上面的有效資料搬移到某個Block，然後擦掉原先的Block，然後再把你的Host資料寫入。這比最初單純的找個可用的Block來寫耗時多了，所以速度變慢也就可以理解了。

還是以上圖為例。假設HOST要寫入4KB資料 (H) ，由於當前可用Block過少，SSD開始做垃圾回收。從上圖可以看出，對Block x來說，它需要把Page A,B,C的資料讀出並寫入到Block z，然後Block x擦除用於HOST資料寫入。從Host角度，它只寫了4KB資料，但從SSD內部來說，它實際寫入了4個Page（Page A, B, C寫入Block z，4KB資料H寫入到Block x）。

2008年，Intel公司和SiliconSystems公司（2009 年被西部數字收購）第一次提出了寫入放大（Write Amplification）並在公開稿件裡用到這個術語。

在上面例子中，Host寫了4KB資料，快閃記憶體寫了4個4KB資料，所以上面例子中寫放大為4。

對空盤來說，寫放大一般為1，即Host寫入多少資料，寫入FLASH也是多少資料量。在Sandforce控制器出來之前，寫放大最小值為1。但是由於Sandforce內部具有壓縮模組，它能對Host寫入的資料進行實時壓縮，然後再把它們寫入到NAND。舉個例子，HOST寫入8KB資料，經壓縮後，資料變為4KB，如果這個時候還沒有垃圾回收，那麼寫放大就只有0.5。Intel之前說寫放大不可能小於1，但Sandforce打破了這個說法。

說完寫放大，再談談預留空間（OP, Over Provisioning）。

假設一個SSD，底下所有FLASH容量為256GB，開放給使用者使用也是256GB，那麼問題就來了。想象一個場景，HOST持續寫滿整個SSD，接著刪除一些檔案，寫入新的檔案資料，試問新的資料能寫入嗎？在SSD底層，如果要寫入新的資料，必須要有可用的空閒Block，但由於之前256GB空間已經被HOST資料佔用了，根本就沒有空閒Block來寫你的資料。不對，你剛才不是刪了一些資料嗎？你可以垃圾回收呀。不錯，但問題來了，在上面介紹垃圾回收的時候，我們需要有Block z來寫回收來的有效資料，我們這個時候連Block z都找不到，談什麼垃圾回收？所以，最後是使用者寫失敗。

上面這個場景至少說明了一點，SSD內部需要預留空間（需要有自己的小金庫，不能工資全部上繳），這部分空間HOST是看不到的。這部分預留空間，不僅僅用以做垃圾回收，事實上，SSD內部的一些系統資料，也需要預留空間來儲存，比如前面說到的對映表（Map Table），比如SSD韌體，以及其它的一些SSD系統管理資料。

一般從HOST角度來看，1GB= 1,000,000,000Byte，從底層FLASH角度，1GB=1*1024*1024*1024Byte。256GB FLASH 為256*(2^30) Byte，而一般說的256GB SSD 容量為256*(10^9) Byte，這樣，天然的有（256*(2^30)-256*(10^9)）/(256*(10^9)) = 7.37%的OP。

如果把256GB Flash容量的SSD配成240GB的，那麼它的OP是多大呢？

（256*(2^30)-240*(10^9)）/(240*(10^9)) = 14.5%

除了滿足基本的使用要求外，OP變大有什麼壞處或者好處呢？壞處很顯然，使用者能使用的SSD容量變小。那麼好處呢？

回到垃圾回收原理來。

再看一下這張圖。回收Block x，上面有3個有效Page，需要讀寫3個Page完成整個Block的回收；而回收Block y時，則需要讀寫4個有效Page。兩者相比，顯然回收Block x比回收Block y快一些。說明一個簡單的道理：一個Block上有效的資料越少（垃圾資料越多），則回收速度越快。

256GB FLASH配成256GB的SSD （OP = 7.37%）, 意味著256*(10^9)的有效資料寫到 256*(2^30)的空間，每個Block上面的平均有效資料率可以認為是256*(10^9)/256*(2^30) = 93.1%。

如果配成240GB的SSD，則意味著240*(10^9)的有效資料寫到256*(2^30)的空間，每個Block的平均有效資料率為240*(10^9)/256*(2^30) = 87.3%。

OP越大，每個Block平均有效資料率越小，因此我們可以得出的結論：OP越大，垃圾回收越快，寫放大越小。這就是OP大的好處。

寫放大越小，意味著寫入同樣多的HOST資料，寫入到FLASH中的資料越少，也就意味著FLASH損耗越小。FLASH都是有一定壽命的，它是用P/E數 (Program/Erase Count)來衡量的。（關於FLASH基礎知識，請參考《快閃記憶體基礎》）。如果SSD集中對某幾個Block進行擦寫，那麼這幾個Block很快就壽命耗盡。比如在使用者空間，有些資料是頻繁需要更新的，那麼這些資料所在Block就需要頻繁的進行擦寫，這些Block的壽命就可能很快的耗盡。相反，有些資料使用者是很少更新的，比如一些只讀檔案，那麼這些資料所在的Block擦寫的次數就很少。隨著使用者對SSD的使用，就會形成一些Block有很高的PE數，而有些Block的PE數卻很低的。這不是我們想看到的，我們希望所有Block的PE數都應該差不多，就是這些Block被均衡的使用。在SSD內部，有一種叫磨損平衡（Wear Leveling，WL）的機制來保證這點。

WL有兩種演算法：動態WL和靜態WL。所謂動態WL，就是在使用Block進行擦寫操作的時候，優先挑選PE 數低的；所謂靜態WL，就是把長期沒有修改的老資料（如前面提到的只讀檔案資料）從PE數低的Block當中搬出來，然後找個PE 數高的Block進行存放，這樣，之前低PE數的Block就能拿出來使用。

可見，使不使用WL，以及使用何種WL演算法，對SSD的壽命影響是很大的。

小結：本文介紹了SSD的一些基本原理，包括SSD底層FLASH陣列的實現，Host Page與Physical Page的對映及對映表，垃圾回收機制，寫放大，OP和Wear Leveling等。雖然市面上有各種各樣的SSD，但它們內部這些基本的東西都是相通的。理解了這些東西，就等於擁有了一把通向SSD世界的鑰匙。