Intel SSD DC S3500企业级固态硬盘评测

Intel第三代主控：解决延迟问题

而在明白Intel的新主控带来的变化之前，我们得先复习一下SSD的存储原理。我们都知道，和HDD天生的不同，SSD的读写单位为页(Page)，页的一般大小为4KiB或8KiB;HDD的读写单位为扇区(Sector)，一般大小为512B或者4KiB。而在擦除NAND的时候，则使用块(Block)为单位，一个块一般包含着128或256个Pages;HDD则没有这个概念。对于Intel的25nm NAND来说，一次擦除就是2MiB(8KiB每页)。

OK，这就是在处理上SSD和HDD的根本不同，由此衍生出一大堆不同的性能差异来。通常，为了保持上层操作系统/文件系统的一致性，SSD通过主控来隐藏了这个不同处理过程的区别，这个工作引入的就是FTL(Flash Translation Layer，闪存转换层)，FTL将操作系统熟悉的LBA(Logical Block Address，逻辑块地址)转换到SSD的PBA(Physical Block Address，物理块地址)。LBA到PBA显然是一张映射表，在HDD上，它是1:1对应关系，除了缺陷管理之外不会变更，而在SSD上，由于磨损平衡的关系，同一个LBA对应的PBA并不是固定不变的，因此，这个映射表是动态变化的。显然，FTL的转换性能影响着SSD的性能，这也是我们关注SSD主控的原因之一。

按查找方式划分的数据结构。FTL就是在一个数据结构中进行查找或其它操作以维持一个LBA到PBA的映射关系

FTL维护着动态变化的映射关系，这个映射关系通常是用一个叫B-tree的数据结构来保存，这个数据结构保存在SSD上面，但是通常会让FTL主控保存在一个Cache当中，以加快处理速度。注意B-tree的B是Balance，而不是Binary，前者是平衡多叉树，后者是二叉树。区别在于，前者不限制二个分叉，因此，B-tree树的高度通常比后者的要低，操作效率更高。

B-tree示例，可以看出，B-tree是一个有序集合，查询从树根开始一直到某一结点;通过B-tree，FTL可以以最低O(log2N)的效率进行LBA到PBA的映射查找

B-tree的如B+-tree、B*-tree、FD-tree等等的改进型广泛应用于存储相关的部件当中，如在文件系统中的应用就非常多。类B-tree的一个重要的问题就是其查找性能良好，然而其分裂、插入结点的操作相对缓慢。在FTL进行读取操作时需要的就是对B-tree进行查找，而写入则需要进行分裂、插入;对SSD连续的写入可以让一个结点包含一大块地址来解决，而随机写入则只能让B-tree变大，这会带来很明显的延迟，因此SSD的随机写入性能通常都比读取要慢。

第一代Intel SSD主控：PC29AS21AA0，来自Intel SSD X25-E，Cache为16MiB DRAM

第二代Intel SSD主控：PC29AS21BA0，来自Intel SSD 710，Cache容量为64MiB DRAM

这个B-tree——映射表通常保存在Cache当中(再一次：这点跟CPU当中的TLB很像)，在Intel的第一第二代上，搭配了一个容量相对较小的Cache，分别为16MiB和64MiB，Intel引以为豪的是这个Cache完全不保存用户数据，仅保存映射表，因此掉电保护只需要很小的电容就能达到。和其它SSD相对较小的Cache是Intel SSD的一个特点，不过这带来了一个问题：映射表不能完全载入Cache当中，并且，映射表也需要不停地对进行压缩、重平衡，这带来了进一步的延迟。