簡介

? ? SSD（Solid State Drives）链烈，俗稱固態(tài)硬盤强衡，相對原來主軸旋轉(zhuǎn)，并無機械部分缩搅，主要由SSD控制器硼瓣，F(xiàn)lash存儲陣列置谦，板上DRAM（可選）媒峡，以及與Host的接口（諸如SATA谅阿，SAS奔穿，PCIe等）組成贱田。固態(tài)硬盤在接口的規(guī)范和定義男摧、功能及使用方法上與普通硬盤的完全相同耗拓，在產(chǎn)品外形和尺寸上也完全與普通硬盤一致乔询。

分類

? ? 根據(jù)存儲介質(zhì)竿刁，SSD可分為DRAM型的SSD和Flash的SSD食拜「旱椋基于DRAM的SSD，采用DRAM作為存儲介質(zhì)短纵，目前應(yīng)用范圍較窄香到，它仿效傳統(tǒng)硬盤的設(shè)計悠就、可被絕大部分操作系統(tǒng)的文件系統(tǒng)工具進行卷設(shè)置和管理梗脾，并提供工業(yè)標準的PCI和FC接口用于連接主機或者服務(wù)器盹靴。另外DRAM雖然速度更快但它屬于RAM類型是不能掉電的梭冠，一旦掉電RAM內(nèi)的數(shù)據(jù)就都丟失了改备，所以DRAM基本不用來做SSD悬钳。

? ? 基于Flash的SSD默勾，采用Flash芯片作為存儲介質(zhì)母剥，也是通常所說的SSD媳搪。這種SSD固態(tài)存儲器最大的優(yōu)點就是可以移動秦爆，而且數(shù)據(jù)保護不受電源控制等限，能適應(yīng)于各種環(huán)境望门，但是使用年限不高筹误。

? ? Flash的SSD厨剪，根據(jù)電路區(qū)別祷膳，進而分為NOR（或非）型和NAND（與非）型直晨。NOR的讀速度比NAND稍快一些勇皇，NAND的寫入速度比NOR快很多敛摘，NAND的4ms擦除速度遠比NOR的快着撩。

? ? NAND又分為SLC拖叙、MLC咖气、TLC崩溪。

? ? SLC全稱單層式儲存(Single Level Cell)伶唯，是指一個Block(塊乳幸，F(xiàn)lash的基本存儲單元粹断，也可稱為Cell)只有兩種電荷值瓶埋，高低不同的電荷值表明0或者1养筒，因為只需要一組高低電壓就可以區(qū)分出0或者1信號闽颇，所以SLC最大的驅(qū)動電壓可以做到很低兵多，傳統(tǒng)的雙電壓卡或者低電壓版本卡片肯定采用SLC類型的NAND Flash芯片剩膘。SLC因為結(jié)構(gòu)簡單怠褐，在寫入數(shù)據(jù)時電壓變化的區(qū)間小奈懒，所以壽命較長溜畅，傳統(tǒng)的SLC Flash可以經(jīng)受10萬次的讀寫慈格，因此出現(xiàn)壞Block的幾率較小遥金，因為存儲結(jié)構(gòu)非常簡單浴捆，一組電壓即可驅(qū)動，所以其速度表現(xiàn)更好稿械，目前所有的超高速卡都采用SLC類型的Flash芯片选泻。

? ? MLC(多層式儲存—Multi Leveled Cell)是種充分利用Block的技術(shù)，它采用較高的電壓驅(qū)動溜哮，通過不同級別的電壓在一個Block中記錄兩組位信息(00滔金、01茂嗓、11餐茵、10)，這樣就可以將原本SLC的記錄密度理論提升一倍述吸。不過MLC除了同制程忿族、同晶圓面積時理論大一倍的記錄空間外，存在一些先天的弊端蝌矛，比如說電壓區(qū)間更小道批，F(xiàn)lash就需要更多的CRC校驗空間，這會大概占據(jù)Block中10%的空間入撒，因此實際使用中同制程同晶圓面積的MLC的容量不到SLC的一倍隆豹。

? ? 因為電壓變化更頻繁，所以MLC技術(shù)的Flash在壽命方面遠劣于SLC茅逮，官方給出的可擦寫次數(shù)僅為1萬次璃赡，這是MLC最要命的一個缺點。MLC技術(shù)的Flash還有一個缺點献雅，它的讀寫速度先天不如SLC碉考，一個Block存儲兩組位數(shù)據(jù)，自然需要更長的時間挺身，這里面還有電壓控制侯谁、CRC寫入方式等因素需要考慮。

? ? TLC 三階存儲單元（Triple-LevelCell章钾，TLC）墙贱，每個存儲單元內(nèi)可以存儲3個Bit。由于每個單元可以存儲更多的數(shù)據(jù)贱傀，TLC的成本進一步降低嫩痰，但是隨之而來的是寫入速度和耐久度的再次降低。當然窍箍，現(xiàn)在市場上也有唯一一個采用TLC的SSD：三星的840串纺，當然官方標注其P/E只有1K次。

基本原理

? ? SSD主控通過若干通道并行操作多塊Flash顆粒椰棘，類似Raid0纺棺，大大提高底層帶寬。

? ? 例：假設(shè)主控與Flash顆粒之間有8個通道邪狞，每個通道掛在了一個閃存顆粒祷蝌，Host與Flash之間數(shù)據(jù)傳輸速率為200M/s，閃存顆粒大小為8kb帆卓，F(xiàn)lash page的讀取時間為Tr=50us巨朦，平均寫入時間為Tp=800us米丘，8kb的數(shù)據(jù)傳輸時間為Tx=40us。

? ? 則糊啡，底層讀取最大帶寬為：（8KB/(50us+40us)）*8 = 711MB/s拄查；寫入最大帶寬為：(8KB/(800us+40us))*8 = 76MB/s；

? ? 從上可以看出棚蓄，要提高底層帶寬堕扶，可以增加底層并行的顆粒數(shù)目，也可以選擇速度快的Flash顆粒梭依。

? ? 以8通道為例稍算，來講講HOST怎么讀寫SSD。主控通過8通道連接8個Flash DIE役拴，為方便解釋糊探，這里只畫了每個DIE里的一個Block，其中每個小方塊表示一個Page （假設(shè)大小為4KB）河闰。

? ? HOST寫入4KB數(shù)據(jù)：

? ? HOST繼續(xù)寫入16KB數(shù)據(jù)：

? ? HOST繼續(xù)寫入科平，最后整個Block都寫滿：

? ? SSD內(nèi)部尋址方式有別于HDD，下面先介紹一下尋址方式的區(qū)別淤击。

? ? LBA匠抗，全稱為Logical Block Address， LBA污抬，全稱為Logical Block Address汞贸，是PC數(shù)據(jù)存儲裝置上用來表示數(shù)據(jù)所在位置的通用機制，我們最常見到使用它的裝置就是硬盤印机。LBA可以指某個數(shù)據(jù)區(qū)塊的地址或者某個地址上所指向的數(shù)據(jù)區(qū)塊矢腻。打個比方來說，LBA就等于我們平常使用的門牌地址（如：中華人民共和國廣東省廣州市中山四路26號）射赛。

? ? PBA全稱為 Physics Block Address PBA全稱為 Physics Block Address多柑，相對于LBA來說，它就如GPS定位所使用的經(jīng)緯度（如上面地址的經(jīng)緯度為：東經(jīng):113°16′40.0621″楣责，北緯:23°07′ 37.6129″）竣灌。

? ? 在HDD上，由于HDD的數(shù)據(jù)可以直接覆蓋秆麸，所以LBA和PBA的關(guān)系是一一對應(yīng)初嘹，不會變更，即LBA=PBA沮趣。但在SSD上屯烦，這種關(guān)系就變得復(fù)雜了，原因是SSD使用的存儲介質(zhì)NAND閃存需要先擦除才能再寫入，即讀寫以頁為單位驻龟，擦除以塊（多個頁組成）為單位的特性温眉，導(dǎo)致LBA和 PBA的關(guān)系不再是固定不變的。因此SSD就需要一層叫做FTL（Flash translation layer）的東西來作轉(zhuǎn)換翁狐，以配合現(xiàn)有的文件系統(tǒng)类溢。

? ? 閃存的讀寫單位為頁，而頁的大小一般為4KB或8KB谴蔑，但我們的操作系統(tǒng)讀寫數(shù)據(jù)是按HDD的扇區(qū)尺寸進行的（512Byte）豌骏，更麻煩的是閃存擦除以塊作單位龟梦，而且未擦除就無法寫入隐锭，這導(dǎo)致操作系統(tǒng)現(xiàn)在使用的文件系統(tǒng)根本無法管理SSD，需要更換更先進计贰、復(fù)雜的文件去解決這個問題钦睡， 但這樣就會加重操作系統(tǒng)的負擔。而為了不加重操作系統(tǒng)的負擔躁倒，SSD采用軟件的方式把閃存的操作虛擬成磁盤的獨立扇區(qū)操作荞怒，這就是FTL。因FTL存在于文件系統(tǒng)和物理介質(zhì)（閃存）之間秧秉，操作系統(tǒng)只需跟原來一樣操作LBA即可褐桌，而LBA到PBA的所有轉(zhuǎn)換工作，就全交由FTL負責.

? 回到之前的問題象迎，當所有Channel上的Block都寫滿的時候荧嵌，SSD主控會挑選下一個Block以同樣的方式繼續(xù)寫入.Host通過LBA訪問SSD，每個LBA代表著一個Sector（一般為512B大欣省）啦撮，操作系統(tǒng)一般以4K為單位訪問SSD，我們把Host訪問SSD的基本單元叫用戶頁（Host Page）汪厨。而在SSD內(nèi)部赃春，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）劫乱。Host每寫入一個Host Page, SSD主控會通過FTL找一個Physical Page把Host數(shù)據(jù)寫入织中，同時記錄了這樣一條映射（Map），并把這個頁上包含的“舊數(shù)據(jù)”標記為“無效”（更新后的數(shù)據(jù)已經(jīng)寫入新的PBA衷戈，舊地址的數(shù)據(jù)自然就失效了）狭吼。有了這樣一個映射關(guān)系后，下次HOST需要讀某個Host Page 時脱惰，SSD就知道從Flash的哪個位置把數(shù)據(jù)讀取上來搏嗡。

? ? SSD內(nèi)部維護了一張映射表（Map Table），Host每寫入一個Host Page，就會產(chǎn)生一個新的映射關(guān)系采盒，這個映射關(guān)系會加入（第一次寫）或者更改（覆蓋寫）Map Table旧乞；當讀取某個Host Page時， SSD首先查找Map Table中該Host Page對應(yīng)的Physical Page磅氨，然后再訪問Flash讀取相應(yīng)的Host數(shù)據(jù)尺栖。

? ? 一張Map Table有多大呢？這里假設(shè)我們有一個256GB的SSD烦租，以4KB Host Page為例延赌，那么一共有約 64M（256GB/4KB）個Host Page，也就意味著SSD需要有64M大小的Map Table叉橱。Map Table中的每個Entry存儲的就是物理地址（Physical Page Address）挫以，假設(shè)其為4Byte (32 bits) ，那么整個Map Table的大小為64M*4B = 256MB窃祝。

? ? 對絕大多數(shù)SSD掐松，我們可以看到上面都有板載DRAM，其主要作用就是用來存儲這張映射表粪小。也有例外大磺，比如基于Sandforce主控的SSD，它并不支持板載DRAM探膊，那么它的映射表存在哪里呢杠愧？SSD工作時，它的絕大部分映射是存儲在Flash里面逞壁，還有一部分存儲在片上RAM上流济。當Host需要讀取一筆數(shù)據(jù)時，對有板載DRAM的SSD來說猾担，只要查找DRAM當中的映射表袭灯，獲取到物理地址后訪問FLASH從而得到HOST數(shù)據(jù).這期間只需要訪問一次Flash；而對Sandforce的SSD來說绑嘹，它首先看看該Host Page對應(yīng)的映射關(guān)系是否在RAM內(nèi)稽荧，如果在，那好辦工腋，直接根據(jù)映射關(guān)系讀取Flash姨丈；如果該映射關(guān)系不在RAM內(nèi)，那么它首先需要把映射關(guān)系從FLASH里面讀取出來擅腰，然后再根據(jù)這個映射關(guān)系讀取Host數(shù)據(jù)蟋恬，這就意味著相比有DRAM的SSD，它需要讀取兩次FLASH才能把HOST數(shù)據(jù)讀取出來趁冈，底層有效帶寬減半歼争。對HOST隨機讀來說拜马，由于片上RAM有限，映射關(guān)系Cache命中(映射關(guān)系在片上RAM)的概率很小沐绒，所以對它來說俩莽，基本每次讀都需要訪問兩次Flash，所以我們可以看到基于Sandforce主控的SSD隨機讀取性能是不太理想的乔遮。

? ? 繼續(xù)回到之前的SSD寫操作扮超。當整個SSD寫滿后，從用戶角度來看，如果想寫入新的數(shù)據(jù)，則必須刪除一些數(shù)據(jù)板鬓，然后騰出空間再寫。用戶在刪除和寫入數(shù)據(jù)的過程中馁龟，會導(dǎo)致一些Block里面的數(shù)據(jù)變無效或者變老。如下圖所示（綠色小方塊代表有效數(shù)據(jù)濒翻，紅色小方塊代表無效數(shù)據(jù)）：

? ? Block中的數(shù)據(jù)變老或者無效啦膜，是指沒有任何映射關(guān)系指向它們有送，用戶不會訪問到這些FLASH空間，它們被新的映射關(guān)系所取代僧家。比如有一個Host Page A雀摘，開始它存儲在FLASH空間的X,映射關(guān)系為A->X。后來八拱，HOST重寫了該Host Page阵赠，由于FLASH不能覆蓋寫，SSD內(nèi)部必須尋找一個沒有寫過的位置寫入新的數(shù)據(jù)肌稻，假設(shè)為Y清蚀，這個時候新的映射關(guān)系建立：A->Y，之前的映射關(guān)系解除爹谭，位置X上的數(shù)據(jù)變老失效枷邪，我們把這些數(shù)據(jù)叫垃圾數(shù)據(jù)。

? ? 隨著HOST的持續(xù)寫入诺凡，F(xiàn)LASH存儲空間慢慢變小东揣，直到耗盡。如果不及時清除這些垃圾數(shù)據(jù)腹泌，HOST就無法寫入嘶卧。SSD內(nèi)部都有垃圾回收機制，它的基本原理是把幾個Block中的有效數(shù)據(jù)（非垃圾數(shù)據(jù)凉袱，上圖中的綠色小方塊表示的）集中搬到一個新的Block上面去芥吟，然后再把這幾個Block擦除掉侦铜，這樣就產(chǎn)生新的可用Block了。

? ? 上圖中钟鸵，Block x上面有效數(shù)據(jù)為A,B,C泵额，Block y上面有效數(shù)據(jù)為D,E,F,G，紅色方塊為無效數(shù)據(jù)携添。垃圾回收機制就是先找一個未寫過的可用Block z嫁盲，然后把Block x和Block y的有效數(shù)據(jù)搬移到Block z上面去，這樣Block x和Block y上面就沒有任何有效數(shù)據(jù)烈掠，可以擦除變成兩個可用的Block羞秤。

? ? 垃圾回收又分為后臺GC和主動GC。

? ? 后臺垃圾收集算法（也稱為閑置垃圾收集）左敌，該控制器會使用空閑的時間來做垃圾收集瘾蛋，讓主控在使用時一直保持高性能。例如barefoot主控. 在空閑的時候進行GC.以提高SSD性能. 在空閑的時候進行GC.以提高SSD性能矫限。

? ? 主動GC需要有相當性能的主控制器哺哼，以保證在操作數(shù)據(jù)的同時進行GC操作 在操作數(shù)據(jù)的同時進行GC操作，這類GC適合在服務(wù)器里用到叼风，因為個人用戶可以把電腦閑置了做GC取董，但是服務(wù)器可不行，所以要保證性能的話必須在運行的同時做GC无宿，這對主控制器的性能提出了很高的要求茵汰，SandForce與Marvell BJP2的主控就是這類。

? ? 一塊剛買的SSD孽鸡，你會發(fā)現(xiàn)寫入速度很快蹂午，那是因為一開始總能找到可用的Block來進行寫入。但是彬碱，隨著你對SSD的使用豆胸，你會發(fā)現(xiàn)它會變慢。原因就在于SSD寫滿后巷疼，當你需要寫入新的數(shù)據(jù)晚胡，往往需要做上述的垃圾回收：把若干個Block上面的有效數(shù)據(jù)搬移到某個Block，然后擦掉原先的Block皮迟，然后再把你的Host數(shù)據(jù)寫入搬泥。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伏尼。

? ? 還是以上圖為例忿檩。假設(shè)HOST要寫入4KB數(shù)據(jù) (H) ，由于當前可用Block過少爆阶，SSD開始做垃圾回收燥透。從上圖可以看出沙咏，對Block x來說，它需要把Page A,B,C的數(shù)據(jù)讀出并寫入到Block z班套，然后Block x擦除用于HOST數(shù)據(jù)寫入肢藐。從Host角度，它只寫了4KB數(shù)據(jù)吱韭，但從SSD內(nèi)部來說吆豹，它實際寫入了4個Page（Page A, B, C寫入Block z，4KB數(shù)據(jù)H寫入到Block x）理盆。

寫入放大

? ? 2008年痘煤，Intel公司和SiliconSystems公司（2009 年被西部數(shù)字收購）第一次提出了寫入放大（Write Application）并在公開稿件里用到這個術(shù)語。

? ? 在上面例子中猿规，Host寫了4KB數(shù)據(jù)衷快，閃存寫了4個4KB數(shù)據(jù)，所以上面例子中寫放大為4姨俩。對空盤來說蘸拔，寫放大一般為1，即Host寫入多少數(shù)據(jù)环葵，寫入Flash也是多少數(shù)據(jù)量调窍。在Sandforce控制器出來之前，寫放大最小值為1积担。但是由于Sandforce內(nèi)部具有壓縮模塊陨晶，它能對Host寫入的數(shù)據(jù)進行實時壓縮，然后再把它們寫入到NAND帝璧。舉個例子，HOST寫入8KB數(shù)據(jù)湿刽，經(jīng)壓縮后的烁，數(shù)據(jù)變?yōu)?KB，如果這個時候還沒有垃圾回收诈闺，那么寫放大就只有0.5渴庆。Intel之前說寫放大不可能小于1，但Sandforce打破了這個說法雅镊。

預(yù)留空間

? ? 假設(shè)一個SSD襟雷，底下所有Flash容量為256GB，開放給用戶使用也是256GB仁烹，那么問題就來了耸弄。想象一個場景，Host持續(xù)寫滿整個SSD卓缰，接著刪除一些文件计呈，寫入新的文件數(shù)據(jù)砰诵，試問新的數(shù)據(jù)能寫入嗎？在SSD底層捌显，如果要寫入新的數(shù)據(jù)茁彭，必須要有可用的空閑Block，但由于之前256GB空間已經(jīng)被HOST數(shù)據(jù)占用了扶歪，根本就沒有空閑Block來寫你的數(shù)據(jù)理肺。不對，剛才不是刪了一些數(shù)據(jù)嗎善镰？可以垃圾回收呀哲嘲。不錯，但問題來了媳禁，在上面介紹垃圾回收的時候眠副，我們需要有Block z來寫回收來的有效數(shù)據(jù)，我們這個時候連Block z都找不到竣稽，談什么垃圾回收囱怕？所以，最后是用戶寫失敗毫别。

? ? 上面這個場景至少說明了一點娃弓，SSD內(nèi)部需要預(yù)留空間，這部分空間HOST是看不到的岛宦。這部分預(yù)留空間台丛，不僅僅用以做垃圾回收，事實上砾肺，SSD內(nèi)部的一些系統(tǒng)數(shù)據(jù)挽霉，也需要預(yù)留空間來存儲，比如前面說到的映射表（Map Table）变汪，比如SSD固件侠坎，以及其它的一些SSD系統(tǒng)管理數(shù)據(jù)。

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

? ? 如果把256GB Flash容量的SSD配成240GB的，那么它的OP是多大呢近顷？

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

? ? 除了滿足基本的使用要求外生音，OP變大有什么壞處或者好處呢宁否？壞處很顯然，用戶能使用的SSD容量變小缀遍。那么好處呢慕匠？

? ? 回到垃圾回收原理來。

? ? 再看一下這張圖域醇√ㄒ辏回收Block x，上面有3個有效Page譬挚，需要讀寫3個Page完成整個Block的回收锅铅；而回收Block y時，則需要讀寫4個有效Page减宣。兩者相比盐须，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上有效的數(shù)據(jù)越少（垃圾數(shù)據(jù)越多）漆腌，則回收速度越快贼邓。

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

? ? 如果配成240GB的SSD塑径，則意味著240*10^9的有效數(shù)據(jù)寫到256*2^30的空間，每個Block的平均有效數(shù)據(jù)率為240*10^9/256*2^30 = 87.3%填具。OP越大统舀，每個Block平均有效數(shù)據(jù)率越小，因此我們可以得出的結(jié)論：OP越大劳景，垃圾回收越快誉简，寫放大越小。這就是OP大的好處枢泰。

? ? 寫放大越小描融，意味著寫入同樣多的Host數(shù)據(jù)，寫入到Flash中的數(shù)據(jù)越少衡蚂，也就意味著Flash損耗越小。Flash都是有一定壽命的骏庸，它是用P/E數(shù) (Program/Erase Count)來衡量的毛甲。如果SSD集中對某幾個Block進行擦寫，那么這幾個Block很快就壽命耗盡具被。比如在用戶空間玻募，有些數(shù)據(jù)是頻繁需要更新的，那么這些數(shù)據(jù)所在Block就需要頻繁的進行擦寫一姿，這些Block的壽命就可能很快的耗盡七咧。相反跃惫，有些數(shù)據(jù)用戶是很少更新的，比如一些只讀文件艾栋，那么這些數(shù)據(jù)所在的Block擦寫的次數(shù)就很少爆存。隨著用戶對SSD的使用，就會形成一些Block有很高的PE數(shù)蝗砾，而有些Block的PE數(shù)卻很低的先较。這不是我們想看到的，我們希望所有Block的PE數(shù)都應(yīng)該差不多悼粮，就是這些Block被均衡的使用闲勺。在SSD內(nèi)部，有一種叫磨損平衡（Wear Leveling扣猫，WL）的機制來保證這點菜循。

磨損平衡（Wear Leveling，WL）

? ? Wear leveling也是SSD內(nèi)部的FTL實現(xiàn)的申尤，它通過數(shù)據(jù)遷移來達到均衡損耗的目的癌幕。Wear leveling依賴于SSD中的一部分保留空間，基本原理是在SSD中設(shè)置了兩個block pool瀑凝，一個是free block pool（空閑池）序芦，一個是數(shù)據(jù)池（data block pool），當需要改寫某個page時（如果寫入原有位置粤咪，必須先擦除整個block谚中，然后才能寫入數(shù)據(jù)），并不寫入原有位置（不需要擦除的動作）寥枝，而是從空閑池中取出新的block宪塔，將現(xiàn)有的數(shù)據(jù)和需要改寫的數(shù)據(jù)合并為新的block，一起寫入新的空白block囊拜，原有的block被標識為invalid狀態(tài)（等待被擦除回收）某筐，新的block則進入數(shù)據(jù)池。后臺任務(wù)會定時從data block中取出無效數(shù)據(jù)的block冠跷，擦除后回收到空閑池中南誊。這樣做的好處在于，一是不會反復(fù)擦寫同一個block蜜托，二是寫入的速度會比較快(省略了擦除的動作)抄囚。

? ? WL有兩種算法：動態(tài)WL和靜態(tài)WL。所謂動態(tài)WL橄务，就是在使用Block進行擦寫操作的時候幔托，優(yōu)先挑選PE 數(shù)低的；所謂靜態(tài)WL，就是把長期沒有修改的老數(shù)據(jù)（如前面提到的只讀文件數(shù)據(jù)）從PE數(shù)低的Block當中搬出來重挑，然后找個PE 數(shù)高的Block進行存放嗓化，這樣，之前低PE數(shù)的Block就能拿出來使用谬哀。

? ? 下面這張圖詮釋了無WL刺覆，動態(tài)WL和靜態(tài)WL下的FLASH耐久度的區(qū)別 （假設(shè)每個Block最大PE數(shù)為10,000）：（圖片來自http://www.pceva.com.cn/topic/crucialssd/images/6/006.jpg）

? ? 可見，使不使用WL玻粪，以及使用何種WL算法隅津，對SSD的壽命影響是很大的。

SSD性能指標采集

? ? 既然SSD壽命是有限的劲室， 監(jiān)控磨損率等性能指標很有必要伦仍。收集SSD的信息前，首先要了解Raid信息很洋。市場上比較常用的服務(wù)器充蓝，諸如DELL、Lenovo等喉磁，可用MegaCli查看Raid磁盤陣列信息谓苟。

? ? 查看Raid信息：MegaCli -AdpAllInfo -aALL

? ? 查看硬盤信息：MegaCli -PDList -aALL?

? ? 得到SSD的基礎(chǔ)信息后，可使用smartctl协怒，進一步獲取SSD的詳細狀態(tài)參數(shù)涝焙。smartctr需要兩個參數(shù)，一個是device_id孕暇，已經(jīng)在MegaCLI中獲取到仑撞，另一個參數(shù)是raid生成的設(shè)備，可在dmesg看到妖滔。有個這兩個參數(shù)后隧哮，就可以查看SSD的運行狀態(tài)了。

? ? 假設(shè)我們的device id是10座舍，SSD在/dev/sda沮翔，那么可以用下面的命令查看具體信息：smartctl -a -d sat+megaraid,10 /dev/sda，結(jié)果如下圖曲秉。

? ? 輸出結(jié)果中采蚀，Media_Wearout_Indicator一項就是我們最關(guān)心的SSD的磨損率，另外還記錄了一些其他狀態(tài)參數(shù)承二，在這里不再贅述搏存。

? ? 市面上的主流服務(wù)器中，HP是獨樹一幟的矢洲，MegaCli在這類品牌的機器上不好用。HP有自帶的工具hpssacli缩焦，記錄的信息比MegaCli要詳細一點读虏，可以使用hpssacli ctrl slot=0 show config detail命令來查看slot 0的詳細信息责静。

? ? 輸出的結(jié)果中，Bay - 1就是我們上面使用的device id盖桥。之后灾螃，同樣的使用smartctl查看SSD的詳細信息：

? smartctl -a -d cciss, 0 /dev/sda

? ? 結(jié)果如下圖，其中Media_Wearout_Indicator就是我們想要的結(jié)果腰鬼。

IO調(diào)度算法

? ? 傳統(tǒng)的IO調(diào)度算法中彼硫，大多數(shù)是針對于HDD的尋道時間進行優(yōu)化牵舱，而SSD沒有尋道時間，所以對IO調(diào)度的算法有所側(cè)重。常見的IO調(diào)度算法中窖铡，最適合SSD是最簡單的NOOP。NOOP實現(xiàn)了最最簡單的FIFO隊列，所有IO請求大致按照先來后到的順序進行操作，在FIFO的基礎(chǔ)上還做了相鄰IO請求的合并调榄。反觀CFQ扣孟、AS鸽斟、DeadLine等算法，雖然各有所長利诺，但論綜合能力來看富蓄，NOOP還是勝出的。