Mapping table in FTL

基本概念

• SSD内部维护了一张逻辑页（LBA）到物理页地址转换的映射表（Map Table）。用户每写入一个逻辑页，就会产生一个新的映射关系，这个映射关系会加入（第一次写）或者更改（覆盖写）映射表。当读取某个逻辑页时，

SSD首先查找映射表中该逻辑页对应的物理页，然后再访问闪存读取相应的用户数据；

• 一般逻辑页（LBA，例如512B，4KB）空间小于Flash物理页(例如16KB），所以实际上是若干个逻辑页写在一个物理页中，逻辑页和子物理页一一对应；

• 假设我们有一个256GB的SSD，以4KB大小的逻辑页为例，那么用户空间一共有64M（256GB/4KB）个逻辑页，也就意味着SSD需要有能容纳64M条映射关系的映射表。映射表中的每个单元（entry）存储的就是物理地址（Physical Page Address），假设其为4字节（32 bits），那么整个映射表的大小为64M×4B=256MB。一般来说，映射表大小为SSD容量大小的千分之一（4Byte的地址指向4KB空间）

• 映射表可能存放于DRAM，或Controller内的SRAM，或Flash内，或HMB里面；当SRAM或DRAM空间不足时，需要多级映射表（对DRAM less的SSD，常常是三级映射）；

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• 系统上电时，映射表从Flash加载到RAM；下电时映射表从RAM被刷入Flash; 在SSD运行过程中，RAM里的映射表也会按照一定的策略刷写进FLASH。

• 如果系统异常掉电，RAM里的映射表会丢失，FLASH里的映射表备份没有及时更新，则下次上电时需要重建映射表。方法是读取NAND的元数据（Meta data) 根据元数据里的LBA和时间戳来重建映射表；（SSD在把用户数据写

到闪存的时候，会额外写入元数据，包括该笔用户数据对应的逻辑地址和时间戳等）

PC300 mapping table

• PC300使用的TAS NAND，TAS单die容量32GB，有4个plane, 每个plane 496个block,每个block 2304个TLC page或768个SLC page; PC300 256GB/512GB/1TB 分别使用2个DDP（2CH，2CE）、QDP（2CH，4CE）、ODP（2CH，8CE） NAND package作为Media; 连接了主控8个CH中的其中4个CH；

• PC300 地址映射中有三个术语：a. User Address(LBA, 以512B为一个单位），b. Host address(分为三个层级： Hpage, 单个占4B空间；Hsegement, 单个包含512个Hpage,Hblock, 单个包含16个Hsegement)，c. Flash Address(包括Fblock和Fpage);

• 每个4Byte（32bit）的Hpage里存放的内容是Host address对应的Flash address, 是为H2F，H2F table是host address到Flash address的映射表， H2F table分散存在TSB RAM，HMB以及Flash static SLC block中；

• Flash address是由NAND Flash物理拓扑结构决定的。Flash address包括了CH(2bit)， CE（0~2bit）， LUN(无），Plane(2bit), physical Block(10bit), physical Page(12bit), 4K offset(2bit）等；每4Byte的Flash address指向4KB的Flash存储空间, 此4KB空间视为一个Fpage（每4KB空间能容纳8个LBA); Flash 1个physic page有16KB空间，可容纳4个Fpage；

• Host address由LBA地址经过算术运算得到（整除和取余运算），对PC300 1TB： Hpage=(LBA%64K)/8; Hsegement= Hpage/512; Hblock=LBA/64K;

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• Host address由LBA地址经过算术运算得到（整除和取余运算），对PC300 1TB： Hpage=(LBA%64K)/8; Hsegement= Hpage/512; Hblock=LBA/64K;

• PC300为了写IO的效率，还维护了F2H table, 是为Flash address 到 Host address的映射；

SoftSSD address mapping

• SoftSSD的address mapping是在AMU.c里面实现的（在FIL目录下）

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• host的读写以Sector为单位，sector size是4KB或者512B，一个flash page可容纳多个sector, address mapping使用bitmap来标记哪些sector是有效的；transation entry数据结构定义如下：

Struct xlat_entry{

PPA_t ppa; // uint32_t，flash physical page address

uinit32_t bitmap;

};

• 页(page)的概念有四种：分别是LPA(数据的逻辑页），PPA（数据的物理页）， mvpn(mapping table的虚拟页），mppn(mapping table的物理页）

• PPA/mppn由硬件拓扑决定的。例如： ppa=addr.page + addr.block * PAGES_PER_BLOCK + addr.plane * PAGES_PER_plane + addr.die * PAGES_PER_DIE + addr.chip * PAGES_PER_CHIP + addr.channel *PAGES_PER_CHANNEL

• 对LPA使用除法和取余运算可以得到mvpn, 在get_mvpn()和get_mvpn_slot()函数中，mvpn=lpa/domain->xlate_ents_per_page; slot=lpa % domain->xlate_ents_per_page

• Xlate_entry_page将mvpn于mppn联系起来，其数据结构定义如下：

Struct xlat_page{^K

mvpn_t mvpn; // uint32_t，mapping virtual page number

struct xlate_entry * entries ; //pointer to flash physical page

int dirty;

mutex_t mutex;

struct avl_node avl;

struct list_head lru;

unit pin_count;

};

• 板上的eMMC存储了一个bin文件gtd_ns%d.bin，它记录了mapping table所在的flash物理页

• xlat_page结构体用于cache缓存transaltion page，其中包含了xlate_entry * 指针，该指针指向数据所在的地址（是ppa的数组）；

• 上电初始化时，domain_init()函数调用restore_gtd()来从eMMC 上gtd_ns%d.bin读入数据存入gtd[mvpn]数组

• 新开卡状态下，gtd[mvpn]的元素为空置（NO_MPPN), 相应的xlate_entry*也指向空值（NO_PPA);

• get_translation_page（）函数先根据mvpn从cache里检索对应的xlate_page结构体, 如果缓存里没找到，就调用xpc_add()在cache创建一个xlate_page结构体，并调用xpc_read_page()执行NAND读操作，从gtd[mvpn]元>素指向的ppa读取内容并存入xlate_page结构体中；

• 调用xpc_flush_page()会将xlate_page结构体写入Flash（作为Mapping table）; flash address 来自alloc_page_for_mapping（）函数（该函数进一步调用bm_alloc_page()）的调用

• 下电时flush_domain（）函数调用xpc_flush_page()函数将缓存中的所有xlate_page写入flash，并且调用save_gtd()会将gtd[mvpn]数组写入到eMMC（gtd_ns%d.bin文件）