垃圾回收GC
垃圾回收（GC）
1. 什么是垃圾回收（GC）
基于 Flash 不能覆盖写（需先擦除），写操作单位是 Page，而擦除单位是 Block，无法像传统磁盘那样直接更新原地数据的物理特性，FTL 会采取写入新位置+标记旧数据为无效的策略，这会产生大量的“无效页”，GC的目的就是识别这些无效页所处的块，迁移有效数据并回收无效快，形成新的空块供后续写入。
2. FTL GC 的流程
2.1 触发条件
| 触发条件类型 | 描述 |
|---|---|
| 写入前检查 | 写入操作发现没有空页 |
| 定时后台回收 | 周期性清理空间，提升寿命 |
| 空闲块低水位 | 可用Block数低于某一阈值 |
| 主动触发 | 压力测试、工厂测试等 |
2.2 选择回收块
| 策略名 | 描述 | 优点 | 缺点 |
|---|---|---|---|
| Greedy(贪婪) | 选择无效页最多的块 | 简单、实现快 | 易磨损集中 |
| Cost-Benefit | 计算一个代价函数，入（无效页数×权重）/总写次数 | 磨损均衡 | 算法复杂 |
| Age-Based | 优先选择“老旧”块（如未写入时间长） | 有助于热/冷数据分离 | 不适合频繁写 |
| FIFO | 按写入顺序回收旧块 | 适合线性写场景 | 对碎片容忍差 |
| Wear Leveling GC | 结合写次数，优先清除低擦写块 | 均衡寿命 | 复杂度较高 |
2.3 有效数据搬移
一旦选中 victim block：
- 遍历其所有页
- 找到标记为“有效”的数据页
- 复制到空闲块中的空页位置
- 更新逻辑地址到新物理页的映射（L2P）
- 有效数据：浅灰色方块A、B、C、D、E、F、G
- 无效数据：深灰色方块A、B、C、D、E、F、G
2.4 擦除 victim block
当有效数据搬移完毕，该块中剩余的均为无效数据：
- 执行物理 NAND 擦除命令
- 将该 Block 回归到 Free Block List
3. GC 分类
| 类型 | 描述 | 触发时机 |
|---|---|---|
| 前台GC | 主线程阻塞时触发GC | 写前无可用页 |
| 后台GC | 空闲时间触发GC | 用户写入少时 |
| 增量GC | 每次回收少量块，逐步进行 | 减少延迟峰值 |
| 紧急GC | Flash空间几乎耗尽时强制触发 | 写阻塞严重时 |
4. 优化策略
| 策略 | 说明 |
|---|---|
| 合理 Victim 策略 | 使用 Cost-Benefit 和 Age-Based 提升效率 |
| 增量GC | 减轻突发 GC 带来的系统卡顿 |
| Hot/Cold 分离写 | 热数据集中写，冷数据集中 GC，提升效率 |
| 数据对齐写入 | 避免跨页写造成有效页碎片 |
5. 判断有效/无效数据
方式：判断数据所在的闪存块的 LBA 与映射表对应的物理地址是否一致来决定有效/无效数据
将数据写入闪存时，会额外打包一些元数据，它记录着该笔数据所对应的逻辑地址、时间戳等相关信息。
当固件把数据读取出来，就获得了该笔数据对应的 LBA，然后查找映射表找到与该 LBA 对应的物理地址，如果物理地址与该闪存块的 LBA 一致，说明是有效数据，否则该数据就是无效的。进行垃圾回收时不需要对无效数据进行搬移。
把源闪存块的数据全部读出来的缺点是垃圾回收做的慢，不管数据是否有效都要读出来，然后还需要查找映射表来判断该笔数据是否有效。
有一种解决办法就是在L2P映射表外，再维护一张 P2L 表，该表记录每个闪存块写入的 LBA，该 P2L 数据写在该闪存块某个位置。当回收该闪存块时，首先把该P2L表加载上来，然后根据上面的LBA，依次查找映射表以决定该数据是否有效，有效数据会被读上来，然后重新写入。
6. 直写和 Copy-Back
6.1 直写
6.1.1 定义：
FTL 最基本的写策略，将写请求直接写入闪存的物理页，不经过任何缓存也不使用闪存的内部拷贝命令。
6.1.2 流程（全页写为例）
- 步骤1：发送逻辑地址（LBA）和数据（如4KB全页数据）。
- 步骤2： FTL 查询映射表（逻辑地址→物理地址）：
- 若为新逻辑页（未分配过物理页），分配一个空闲物理页（P）；
- 若为已有逻辑页（已映射到物理页 P_old），由于闪存不能覆盖写， 需分配新物理页（P_new）。
- 步骤3：向闪存发送写命令（Program），将数据写入 P_new。
- 步骤4：更新映射表，将逻辑地址映射到P_new，并标记P_old为无效 页（Invalid Page）。
- 步骤5：返回写成功信号给主机。
6.2 Copy-Back
6.2.1 定义
FTL 利用闪存芯片的 Copy Back 命令优化写操作，将一个物理页的全部数据从源页拷贝到目标页，且无需将数据读取到主机，完全由闪存内部完成。
6.2.2 流程
假设主机要修改逻辑页 L 对应的物理页 P_old 的后 1KB 数据（新数据为 D_new_part）：
- 步骤1：发送逻辑地址 L 和部分数据 D_new_part（1KB）。
- 步骤2： FTL 查询映射表，找到L对应的旧物理页P_old（数据为D_old，4KB）。
- 步骤3：分配新物理页 P_new（空闲页）。
- 步骤4：向闪存发送 Copy-back 命令，将 P_old 的 D_old 内部拷贝到 P_new（无需读取 D_old）。
- 步骤5：向闪存发送写命令，将D_new_part 写入 P_new 的对应位置（如 后1KB），覆盖原 D_old 的后1KB，得到合并后的数据（前 3KB 为 D_old，后 1KB 为 D_new_part）。
- 步骤6：更新映射表，将 L 映射到 P_new，标记 P_old 为无效页。
- 步骤7：返回写成功信号。
6.3 TLC 颗粒采用“SLC 模式缓存+Copy-Back”
TLC 的慢写入速度、短寿命和高误码率是其致命缺陷，需通过 FTL 优化（SLC模式缓存+Copy-Back）弥补，核心目标是提升写入性能、降低写放大（Write Amplification）和延长寿命。
6.3.1 SLC 模式缓存：解决 TLC 写入速度慢的问题
TLC 的写入速度远慢于需求（TLC 的物理写入速度仅约100-200 MB/s）。SD 卡中的 TLC 颗粒会划分一部分物理块作为 SLC 缓存（通常占总容量的1%-5%），用模拟 SLC 模式（将 TLC 的8个电压等级简化为2个，每个单元存 1bit）工作。
- SLC 模式的优势： 写入速度快（约是 TLC 的3-5倍）、可靠性高（误码率低，无需复杂 ECC）。
- 流程： 主机的写请求（尤其是小请求，如1KB）先写入 SLC 缓存块（用 SLC 模式），快速返回“写成功”给主机（延迟低）。之后，FTL 在后台将 SLC 缓存块中的数据合并为全页（如4KB），再迁移到 TLC 数据块。
6.3.2 Copy-Back：解决 TLC“写放大高”和“功耗高”的问题
SD 卡的容量小（如 32GB-512GB），TLC 的寿命短（擦除次数少），需严格控制写放大（实际写入闪存的数据量/主机请求写入的数据量）。写放大越高，寿命消耗越快。
- 小文件的问题：SD卡 的使用场景多为小文件写入（如相机的照片、手机的应用数据），若直接写 TLC 块，每个小文件需分配一个新页（4KB），导致无效页增多（旧页的未修改部分无法覆盖写），写放大高（如 1MB 文件分10次写，写放大 = 4KB × 10 ÷ 1MB = 4）。
- Copy-Back 的优化：
- 合并小文件：将 SLC 缓存中的小文件合并为全页（4KB），减少无效页数量；
- 内部迁移：用 Copy-Back 命令将 SLC 缓存中的全页数据内部拷贝到TLC数据块。
- 效果：
- 写放大降低：合并后的全页写仅产生1个无效页（SLC缓存中的页），写放大=4KB/4KB=1（最优）；
- 功耗降低：内部拷贝（闪存内部总线）比主机接口（如SDIO）传输更省电（减少主机的等待时间和数据传输功耗）；
- 不影响主机使用：后台迁移，主机（如相机）无需等待，继续拍摄。
6.3.3 示例：TLC SD 卡的写入流程（相机连拍）
假设相机拍摄10张1MB的照片（每张分10次 100KB 写入）：
- 步骤1：相机的10次 100KB 写入请求先写入 SLC 缓存块（用模拟 SLC 模式，写入速度快，延迟低）；
- 步骤2：当SLC缓存块的有效数据达到全页（4KB），控制器分配一个 TLC 数据块的空闲页；
- 步骤3：发送 Copy-Back 命令，将 SLC 缓存中的 4KB 数据内部拷贝到 TLC 数据块（无需相机参与，减少相机的等待时间）；
- 步骤4：重复步骤2-3，直到10张照片的所有数据都迁移到 TLC 数据块；
- 结果：相机连拍时无卡顿（SLC 缓存快速接收数据），写放大=1（合并后的全页写），寿命消耗慢（写放大低）。
7. GC、直写、Copy-Back 的协同关系
7.1 三者的核心作用
- 直写：将主机写请求直接写入闪存物理页，不经过缓存。若逻辑页已映射到旧物理页，需分配新页，旧页标记为无效页（Invalid Page）。
- Copy-Back：闪存的内部拷贝命令，将源页数据直接拷贝到目标页（无需主机读取）。主要用于部分写优化（合并旧数据与新数据）和 GC 时的有效页迁移。
- GC：回收无效页的过程。当块中的无效页比例超过阈值（如70%），需将块中的有效页（Valid Page）迁移到新块，再擦除旧块（释放空间）。
7.2 三者的核心关系
7.2.1 直写：无效页的“生产者”，触发GC
任何写操作（无论直写还是Copy-Back）都会产生无效页（旧页无法修改，只能标记为无效）。但直写的无效页“开销”更大。
- 部分写场景：若修改逻辑页的 1KB 数据（页大小4KB），直写需读取旧页的4KB数据，合并新数据后写入新页 4KB。此时，旧页的 4KB 全部无效，新页的 4KB 有效，无效页数据量=4KB，主机传输量=4KB（旧）+4KB（新）=8KB。
- 全页写场景：若写入4KB全页数据，直写只需分配新页，旧页标记为无效。此时，无效页数据量=4KB，主机传输量=4KB（新）（无旧数据读取）。
直写的无效页产生率（无效页数据量/写入数据量）在部分写场景下极高（如8KB/1KB=8），导致无效页快速积累。当块中的无效页比例超过阈值（如70%），GC被触发（必须回收空间，否则无空闲页可用）。
7.2.2 Copy-Back：无效页的“优化者”，降低GC压力
Copy-Back的核心价值是减少无效页的“开销”（数据传输量、写延迟），并优化GC的有效页迁移效率。
优化部分写的无效页“开销”： 部分写时，Copy-Back 无需读取旧页数据，而是通过内部拷贝将旧页数据（4KB）复制到新页，再写入新数据（1KB）。此时：
- 无效页数据量：与直写相同（4KB，旧页无效）；
- 主机传输量：仅 1KB（新数据），比直写的8KB减少7/8；
- 结论：Copy-Back不减少无效页数量，但减少了无效页产生的“代价”（传输量、延迟），间接降低了GC的“触发频率”（因为无效页的“代价”小，系统可容忍更多无效页）。
7.2.3 GC：无效页的“回收者”，依赖直写与Copy-Back的“输入”
GC的效率取决于两个关键因素：
- 无效页比例：块中的无效页比例越高，有效页越少，迁移量越小，GC 效率越高（如无效页比例70%，有效页比例30%，迁移 30% 的页即可擦除块）。
- 有效页迁移速度：迁移速度越快，GC 停顿时间越短，系统稳定性越好。
7.3 三者的协同价值
直写、Copy-Back 与 GC 的协同，最终实现了 FTL 的三大核心目标：
- 优化写性能：\直写用于全页写（简单高效），Copy-Back 用于部分写（减少传输量、延迟），使写延迟低。
- 降低写放大：Copy-Back 减少了部分写的“无效页开销”（传输量），GC通过回收无效页减少了“无效页积累”，使写放大（实际写入数据量/主机请求数据量）降低（如部分写的写放大从8降至1.25）。
- 延长闪存寿命：写放大降低意味着闪存的擦除次数减少（每擦除一次块，寿命消耗一次），从而延长闪存寿命。
高效），Copy-Back 用于部分写（减少传输量、延迟），使写延迟低。
- 降低写放大：Copy-Back 减少了部分写的“无效页开销”（传输量），GC通过回收无效页减少了“无效页积累”，使写放大（实际写入数据量/主机请求数据量）降低（如部分写的写放大从8降至1.25）。
- 延长闪存寿命：写放大降低意味着闪存的擦除次数减少（每擦除一次块，寿命消耗一次），从而延长闪存寿命。