转载自： [http://www.ssdfans.com]
SSD主要由SSD控制器，FLASH存储阵列，板上DRAM(可选)，以及跟随HOST接口（诸如SATA，SAS, PCIe等）组成。
SSD主控通过多个通道（channel）并行操作多块FLASH颗粒，类似RAID底层带宽大大提高。例如，假设主控和FLASH颗粒之间有8个通道，每个通道都有闪存颗粒，HOST与FLASH数据传输率为200MB/s。该闪存颗粒Page大小为8KB，FLASH page读取时间为Tr=50us，平均写入时间为Tp=800us，8KB数据传输时间为Tx=40us。那么底层读取的最大带宽是(8KB/(50us 40us)）*8 = 711MB/s，最大带宽为(8)KB/(800us 40us))*8 = 76MB/s。从上面可以看出，为了提高底层带宽，可以增加底层并行颗粒的数量，也可以选择快速的FLASH颗粒(或者让速度慢的颗粒变快，比如MLC配成SLC使用）。
以8通道为例，我们来谈谈HOST怎么读写SSD。主控通过8个通道连接8个通道FLASH DIE，为了方便解释，这里只画了每一幅画DIE里的一个Block，每个小方块都表示一个Page (假设大小为4KB）。
-
HOST写入4KB数据
-
HOST继续写入16KB数据
-
HOST继续写，最后整个Block都写满
当所有Channel上的Block都写满了，SSD主控会选择下一个Block继续以同样的方式写入。
HOST是通过LBA（Logical Block Address，访问逻辑地址块)SSD的，每个LBA代表着一个Sector（一般为512B大小)，操作系统一般为4K为单位访问SSD，我们把HOST访问SSD基本单元称为用户页（Host Page）。而在SSD内部，SSD主控与FLASH之间是FLASH Page访问基本单元FLASH的，我们称FLASH Page为物理页（Physical Page）。HOST每写入一个Host Page, SSD主控会找一个Physical Page把Host数据写入，SSD内部还记录了这样一个映射（Map）。有了这样的映射关系，下次HOST需要读某个Host Page 时，SSD就知道从FLASH读取数据的位置。
SSD内部维护映射表（Map Table），HOST每写入一个Host Page，会产生新的映射关系，会加入(第一次写)或更改(覆盖写)Map Table；当读取某个Host Page时， SSD首先查找Map Table中该Host Page对应的Physical Page，然后再访问Flash读取相应的Host数据。
一张Map Table有多大呢？假设我们有256GB的SSD，以4KB Host Page例如，一共有约 64M（256GB/4KB）个Host Page，也就意味着SSD需要有64M大小的Map Table。Map Table中的每个Entry存储是物理地址（Physical Page Address），假设其为4Byte (32 bits) ，那么整个Map Table的大小为64M*4B = 256MB。
对绝大多数SSD，我们可以看到上面有板载DRAM，它的主要功能是存储这个映射表。也有例外，如基础Sandforce主控的SSD，它不支持板载DRAM，那么它的映射表存在哪里呢？SSD它的大部分映射都存储在工作中FLASH其中一部分存储在电影中RAM上。当HOST当需要读取数据时，对于有板载的数据DRAM的SSD只要搜索DRAM获得物理地址后访问映射表FLASH从而得到HOST数据.在此期间，只需要访问一次FLASH；而对Sandforce的SSD首先要看它Host Page相应的映射关系在吗？RAM内，如果是，那就好办了，根据映射关系直接读取FLASH；如果该映射关系不在RAM在内部，它首先需要从映射关系开始FLASH读取在里面，然后根据这个映射关系读取Host这意味着与数据相比DRAM的SSD，它需要读两次FLASH才能把HOST读取数据，底层有效带宽减半。对HOST随机阅读，因为电影RAM映射关系有限Cache命中(影片中映射关系)RAM)概率很小，所以基本上每次阅读都需要访问两次FLASH，所以我们可以看到基于此基础Sandforce主控的SSD随机读取性能是不太理想的。
继续回到以前SSD写操作。当整个SSD写完后，从用户的角度来看，如果你想写新的数据，你必须删除一些数据，然后在写作前腾出空间。用户在删除和写入数据的过程中会导致一些数据Block数据无效或老化。如下图所示(绿色小方块代表有效数据，红色小方块代表无效数据):
Block数据老化或无效意味着没有映射关系指向它们，用户不会访问它们FLASH它们被新的映射关系所取代。比如有一个Host Page A，开始它的存储FLASH空间的X,映射关系为A->X。后来，HOST重写了该Host Page，由于FLASH不能盖写，SSD内部必须找到一个未写的位置来写新数据，假设是Y，此时建立了新的映射关系：A->Y，以前的映射关系解除，位置X上的数据老化失败，我们称之为垃圾数据。
随着HOST持续写入，FLASH存储空间慢慢变小，直到耗尽。若不及时清除这些垃圾数据，HOST不能写。SSD内部有垃圾回收机制，其基本原理是把几个Block有效数据(非垃圾数据，上图绿色小方块表示)集中搬到一个新的Block上去，然后把这些Block擦除掉，这样就产生新的可用Block了。
上图中，Block x上述有效数据为A,B,C，Block y上述有效数据为D,E,F,G，红方块是无效数据。垃圾回收机制是先找一个未写过的可用Block z，然后把Block x和Block y移动有效数据Block z上去，这样Block x和Block y上面没有有效的数据，可以擦除成两个可用的数据Block。
一块刚买的SSD，你会发现写入速度很快，因为一开始总能找到可用的东西Block写入。但是，随你对SSD的使用，你会发现它会变慢。原因就在于SSD当你需要写新的数据时，你通常需要回收上述垃圾：把几个Block上述有效数据移动到某个数据Block，然后擦掉原来的Block，然后把你的Host数据写入。这比最初简单地找到一个可用的Block写起来要花很多时间，所以速度慢是可以理解的。
以上图为例。假设HOST要写入4KB数据 (H) ，目前可用Block过少，SSD开始回收垃圾。从上图可以看出，是的Block x它需要把Page A,B,C读出并写入数据Block z，然后Block x擦除用于HOST数据写入。从Host角度，它只写了4KB数据，但从SSD在内部，它实际上写入了四个Page（Page A, B, C写入Block z，4KB数据H写入Block x）。
2008年，Intel公司和SiliconSystems公司（2009 年被西部数字收购)首次提出写入放大（Write Amplification）并在公开稿件中使用此术语。
在上面的例子中，Host写了4KB数据，闪存写4个4KB因此，上述例子中的写作放大为4。
对于空盘，写放大一般为1，即Host写多少数据，写多少数据FLASH也是数据量。在Sandforce在控制器出来之前，最小放大值为1。但是由于Sandforce内部有一个压缩模块，对准Host实时压缩写入的数据，然后写入NAND。举个例子，HOST写入8KB压缩后，数据变为4KB，如果此时没有垃圾回收，那么写作放大只有0.5。Intel之前说写放大不能小于1，但是Sandforce打破这一说法。
写完放大，再谈预留空间（OP, Over Provisioning）。
假设一个SSD，底下所有FLASH容量为256GB，对用户开放也是256GB，然后问题来了。想象一个场景，HOST继续写整个SSD，然后删除一些文件，写入新的文件数据。新数据能写入吗？在SSD底层，要写新数据，必须有可用的空闲Block，但由于之前256GB空间已经被HOST数据占用，没有空闲Block写下你的数据。不，你刚才删除了一些数据吗？你可以回收垃圾。是的，但问题来了。在上面介绍垃圾回收时，我们需要有Block z写回收的有效数据，这个时候我们连续Block z找不到，谈什么垃圾回收？因此，用户最终写作失败。
上面的场景至少说明了一点，SSD内部需要预留空间(需要有自己的小金库，不能全额支付工资)，这部分空间HOST看不见。这部分预留空间不仅用于垃圾回收，事实上，SSD一些内部系统数据也需要预留存储空间，如上述映射表（Map Table），比如SSD固件等SSD系统管理数据。
一般从HOST角度来看，1GB= 1,000,000,000Byte，从底层FLASH角度，1GB=1*1024*1024*1024Byte。256GB FLASH 为256*(2^30) Byte，而一般说的256GB SSD 容量为256*(10^9) Byte，这样，自然有(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然后它的OP是多大呢？
（256*(2^30)-240*(10^9)）/(240*(10^9)) = 14.5%
除满足基本使用要求外，OP变大有什么坏处或者好处呢？坏处很显然，用户能使用的SSD容量变小。那么好处呢？
回到垃圾回收原理。
再看一下这张图。回收Block x，上面有3个有效Page，需要读写3个Page完成整个Block的回收；而回收Block y时，则需要读写4个有效Page。两者相比，显然回收Block x比回收Block y快一些。说明一个简单的道理：一个Block上有效的数据越少（垃圾数据越多），则回收速度越快。
256GB FLASH配成256GB的SSD （OP = 7.37%）, 意味着256*(10^9)的有效数据写到 256*(2^30)的空间，每个Block上面的平均有效数据率可以认为是256*(10^9)/256*(2^30) = 93.1%。
如果配成240GB的SSD，则意味着240*(10^9)的有效数据写到256*(2^30)的空间，每个Block的平均有效数据率为240*(10^9)/256*(2^30) = 87.3%。
OP越大，每个Block平均有效数据率越小，因此我们可以得出的结论：。这就是OP大的好处。
写放大越小，意味着写入同样多的HOST数据，写入到FLASH中的数据越少，也就意味着FLASH损耗越小。FLASH都是有一定寿命的，它是用P/E数 (Program/Erase Count)来衡量的。（关于FLASH基础知识，请参考《闪存基础》）。如果SSD集中对某几个Block进行擦写，那么这几个Block很快就寿命耗尽。比如在用户空间，有些数据是频繁需要更新的，那么这些数据所在Block就需要频繁的进行擦写，这些Block的寿命就可能很快的耗尽。相反，有些数据用户是很少更新的，比如一些只读文件，那么这些数据所在的Block擦写的次数就很少。随着用户对SSD的使用，就会形成一些Block有很高的PE数，而有些Block的PE数却很低的。这不是我们想看到的，我们希望所有Block的PE数都应该差不多，就是这些Block被均衡的使用。在SSD内部，有一种叫磨损平衡（Wear Leveling，WL）的机制来保证这点。
WL有两种算法：动态WL和静态WL。所谓动态WL，就是在使用Block进行擦写操作的时候，优先挑选PE 数低的；所谓静态WL，就是把长期没有修改的老数据（如前面提到的只读文件数据）从PE数低的Block当中搬出来，然后找个PE 数高的Block进行存放，这样，之前低PE数的Block就能拿出来使用。
下面这张图诠释了无WL，动态WL和静态WL下的FLASH耐久度的区别 （假设每个Block最大PE数为10,000）：（图片来自http://www.ssdfans.com/wp-content/uploads/2015/05/9fb3_006.jpg）
可见，使不使用WL，以及使用何种WL算法，对SSD的寿命影响是很大的。
小结：本文介绍了SSD的一些基本原理，包括SSD底层FLASH阵列的实现，Host Page与Physical Page的映射及映射表，垃圾回收机制，写放大，OP和Wear Leveling等。虽然市面上有各种各样的SSD，但它们内部这些基本的东西都是相通的。理解了这些东西，就等于拥有了一把通向SSD世界的钥匙。