SSD主要由SSD控制器，FLASH存儲陣列，板上DRAM（可選），以及跟HOST接口（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，大大提高底層的帶寬。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閃存顆粒，HOST與FLASH之間數據傳輸速率為200MB/s。該閃存顆粒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數據傳輸時間為Tx=40us。那么底層讀取最大帶寬為（8KB/(50us+40us)）*8 = 711MB/s，寫入最大帶寬為(8KB/(800us+40us))*8 = 76MB/s。從上可以看出，要提高底層帶寬，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怎么讀寫SSD。主控通過8通道連接8個FLASH DIE，為方便解釋，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 （假設大小為4KB）。
HOST寫入4KB數據
HOST繼續寫入16KB數據
HOST繼續寫入，最后整個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代表着一個Sector（一般為512B大小），操作系統一般以4K為單位訪問SSD，我們把HOST訪問SSD的基本單元叫用戶頁（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數據寫入，SSD內部同時記錄了這樣一條映射（Map）。有了這樣一個映射關系后，下次HOST需要讀某個Host Page 時，SSD就知道從FLASH的哪個位置把數據讀取上來。
SSD內部維護了一張映射表（Map Table），HOST每寫入一個Host Page，就會產生一個新的映射關系，這個映射關系會加入（第一次寫）或者更改（覆蓋寫）Map Table；當讀取某個Host Page時， SSD首先查找Map Table中該Host Page對應的Physical Page，然后再訪問Flash讀取相應的Host數據。
一張Map Table有多大呢？這里假設我們有一個256GB的SSD，以4KB Host Page為例，那么一共有約 64M（256GB/4KB）個Host Page，也就意味着SSD需要有64M大小的Map Table。Map Table中的每個Entry存儲的就是物理地址（Physical Page Address），假設其為4Byte (32 bits) ，那么整個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存儲這張映射表。也有例外，比如基於Sandforce主控的SSD，它並不支持板載DRAM，那么它的映射表存在哪里呢？SSD工作時，它的絕大部分映射是存儲在FLASH里面，還有一部分存儲在片上RAM上。當HOST需要讀取一筆數據時，對有板載DRAM的SSD來說，只要查找DRAM當中的映射表，獲取到物理地址后訪問FLASH從而得到HOST數據.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對應的映射關系是否在RAM內，如果在，那好辦，直接根據映射關系讀取FLASH；如果該映射關系不在RAM內，那么它首先需要把映射關系從FLASH里面讀取出來，然后再根據這個映射關系讀取Host數據，這就意味着相比有DRAM的SSD，它需要讀取兩次FLASH才能把HOST數據讀取出來，底層有效帶寬減半。對HOST隨機讀來說，由於片上RAM有限，映射關系Cache命中(映射關系在片上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隨機讀取性能是不太理想的。
繼續回到之前的SSD寫操作。當整個SSD寫滿后，從用戶角度來看，如果想寫入新的數據，則必須刪除一些數據，然后騰出空間再寫。用戶在刪除和寫入數據的過程中，會導致一些Block里面的數據變無效或者變老。如下圖所示（綠色小方塊代表有效數據，紅色小方塊代表無效數據）：
Block中的數據變老或者無效，是指沒有任何映射關系指向它們，用戶不會訪問到這些FLASH空間，它們被新的映射關系所取代。比如有一個Host Page A，開始它存儲在FLASH空間的X,映射關系為A->X。后來，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數據，假設為Y，這個時候新的映射關系建立：A->Y，之前的映射關系解除，位置X上的數據變老失效，我們把這些數據叫垃圾數據。
隨着HOST的持續寫入，FLASH存儲空間慢慢變小，直到耗盡。如果不及時清除這些垃圾數據，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中的有效數據（非垃圾數據，上圖中的綠色小方塊表示的）集中搬到一個新的Block上面去，然后再把這幾個Block擦除掉，這樣就產生新的可用Block了。
上圖中，Block x上面有效數據為A,B,C，Block y上面有效數據為D,E,F,G，紅色方塊為無效數據。垃圾回收機制就是先找一個未寫過的可用Block z，然后把Block x和Block y的有效數據搬移到Block z上面去，這樣Block x和Block y上面就沒有任何有效數據，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，隨着你對SSD的使用，你會發現它會變慢。原因就在於SSD寫滿后，當你需要寫入新的數據，往往需要做上述的垃圾回收：把若干個Block上面的有效數據搬移到某個Block，然后擦掉原先的Block，然后再把你的Host數據寫入。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數據 (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的數據讀出並寫入到Block z，然后Block x擦除用於HOST數據寫入。從Host角度，它只寫了4KB數據，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數據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 Application）並在公開稿件里用到這個術語。
在上面例子中，Host寫了4KB數據，閃存寫了4個4KB數據，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寫入多少數據，寫入FLASH也是多少數據量。在Sandforce控制器出來之前，寫放大最小值為1。但是由於Sandforce內部具有壓縮模塊，它能對Host寫入的數據進行實時壓縮，然后再把它們寫入到NAND。舉個例子，HOST寫入8KB數據，經壓縮后，數據變為4KB，如果這個時候還沒有垃圾回收，那么寫放大就只有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，開放給用戶使用也是256GB，那么問題就來了。想象一個場景，HOST持續寫滿整個SSD，接着刪除一些文件，寫入新的文件數據，試問新的數據能寫入嗎？在SSD底層，如果要寫入新的數據，必須要有可用的空閑Block，但由於之前256GB空間已經被HOST數據占用了，根本就沒有空閑Block來寫你的數據。不對，你剛才不是刪了一些數據嗎？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來寫回收來的有效數據，我們這個時候連Block z都找不到，談什么垃圾回收？所以，最后是用戶寫失敗。
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內部的一些系統數據，也需要預留空間來存儲，比如前面說到的映射表（Map Table），比如SSD固件，以及其它的一些SSD系統管理數據。
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*^9）/(256*^9) = 7.37%的OP。
如果把256GB Flash容量的SSD配成240GB的，那么它的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變大有什么壞處或者好處呢？壞處很顯然，用戶能使用的SSD容量變小。那么好處呢？
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上有效的數據越少（垃圾數據越多），則回收速度越快。
256GB FLASH配成256GB的SSD （OP = 7.37%）, 意味着256*10^9的有效數據寫到 256*2^30的空間，每個Block上面的平均有效數據率可以認為是256*10^9/256*2^30 = 93.1%。
如果配成240GB的SSD，則意味着240*10^9的有效數據寫到256*2^30的空間，每個Block的平均有效數據率為240*10^9/256*2^30 = 87.3%。
OP越大，每個Block平均有效數據率越小，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，意味着寫入同樣多的HOST數據，寫入到FLASH中的數據越少，也就意味着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《閃存基礎》）。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。比如在用戶空間，有些數據是頻繁需要更新的，那么這些數據所在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，有些數據用戶是很少更新的，比如一些只讀文件，那么這些數據所在的Block擦寫的次數就很少。隨着用戶對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數據（如前面提到的只讀文件數據）從PE數低的Block當中搬出來，然后找個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。
下面這張圖詮釋了無WL，動態WL和靜態WL下的FLASH耐久度的區別 （假設每個Block最大PE數為10,000）：（圖片來自http://www.pceva.com.cn/topic/crucialssd/images/6/006.jpg）
可見，使不使用WL，以及使用何種WL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的映射及映射表，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。
轉自：http://www.360doc.com/content/17/0411/11/41875488_644636812.shtml