nftl算法分析

NFTL

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Independent Stuedy: NFTL

1  摘要

目前的随身电子产品，如手机、随身听所用的储存装置大都是flash memory，但因为flash 的特性，是无法重复写同一块记忆体位置做写入的动作，必须事先erase 该块记忆体位置（将其充电）才能再做写入的动作，因此一般我们所使用的档案系统，如FAT16 、FAT32 、NTFS 、ext2 等… ，将无法直接用在flash memory 上。若我们想要沿用这些档案系统，则必须透过一层Translation Layer 来将Logical Block Address 对应到实体的flash memory 的位置，并透过一些机制能让系统能把flash memory 当作一般的硬碟一样处理，我们称这层为FTL（Flash Translation Layer ）。

 

2  动机

因为FTL是用在NOR Flash 上的机制，而NOR Flash 在大容量的应用上并不如NAND flash 划算，因此有NFTL（NAND Flash Translation Layer ）的产生，NFTL 主要想法与FTL 相似，主要差别在于是用在NAND Flash上，以支援目前随身电子产品对于容量上的需求。

目前对于NFTL的文件、系统架构并没有相当足够的资讯，因此我们借此机会来trace NFTL 的原始码来了解，NFTL 详细的运作细节及系统架构，本文件将介绍NFTL 在Flash 上的Data structure 、RAM 上的Data structure 、NFTL 的READ / WRITE 动作、Garbage Collection 、Block management 。（图一）为NFTL 在整个档案系统中所扮演角色。

（图一）

 

3  NAND flash 的特性

在介绍NFTL之前，必须先对NAND 有一些基本的了解，会帮助我们了解NFTL 以及知道为什么一般的file system 无法用在flash 上。以下是一个NAND flash memory 的架构图（图二）

（图二）NAND flash memory的架构图

 

NAND flash 由很多层的block 组成，而block是erase 的最小单位。一个Block 通常包含了32 个page ，而page是read / write 的单位，一个page 的大小为512bytes(user space) + 16bytes(spare area) 。其中user space 是用来存放一般的data ，spare area 是用来储存一些meta data 作为管理file system 用。

 

4  Major RAM-resident data structures and on-flash data structures employed by NFTL

NFTL 主要的功能是将Logical Block Address 对应到实体的flash memory address （物理块地址），借此来达到能让flash 使用FAT 等用在block device 一类的file system 。因为NAND flash 的一些特性，必须在RAM 上建构一些data structure 及algorithm ，并且在flash 上储存metadata 作为NFTL 初始时建构RAM 中的data structure 所用，才能达到此目的。因此在此我们要介绍NFTL 在RAM 上及flash 上的data structure 。

 

（1 ）.  Terminologies 及NFTL 之基本架构

    因为NFTL的code 中，用了许多term ，在此必须先定义一些Terminologies ，来帮助之后的说明。( 可参考图三)

·  Erase Unit ：erase的基本单位，即flash 中的block 。 （物理块）

·  Virtual Unit ：RAM中对应flash 中block 的单位。实际上只储存对应的block 在flash 上的physical address（逻辑块）。

·  Block Chain ：NFTL将资料存在由block 所组的chain 中，该chain 则称作block chain 。透过存放在erase unit 上的metadata 资讯来达成。

·  Replace Unit ：在block chain中，接在第一个block 后的block 都称作Replace Unit  （块链第一物理块之后块）。

·  Virtual Unit Chain ：在RAM中，透过EUNtalble 、ReplUnitTable 可以找到每个virtual unit 属于哪个block chain 及他的replace unit 之physical address 。  （块链）

 

说明：一个逻辑块上对应一个  块链，具体的逻辑块上的各个扇区分别对应块链中最后物理块的相应扇区

 

（2 ）.  RAM-resident data structures  （内存描述）

RAM 上主要的data structure 有下列几项：

struct NFTLrecord  {

            __u16 lastEUN;

	__u16 numfreeEUNs;
	__u16 LastFreeEUN;
	__u16 *EUNtable;
	__u16 *ReplUnitTable;
unsigned int nb_blocks;
struct nand_oobinfo oobinfo;

};

其中：

·  LastEUN 代表flash中最后一个block 的physical adderss （物理块号）。

·  numfreeEUNs 代表目前共有几个free blocks。

·  LastFreeEUN 代表最后一个被找到的free block （物理块号）。

·  *EUNtable 是一个logical to physical 的table ，纪录每个block 所属的chain 的起始physical address。其index item 代表logical address ；data item 代表physical address 。而透过EUNtable 我们可以找到该virtual unit 对应的block 所属block chain 的起始physical address 。此table 是存在RAM 中。参考下图。

·  *ReplUnitTable 是一个physical to physical 的table ，纪录每个在chain 中的block ，其之后的block之physical adderss ，以维持Virtual Unit Chain 的结构。其index item 代表目前的block 的physical address；data item 代表串在他后面的block 的physical address 。此table 存在RAM 中。

·  nb_blocks 代表Flash中共有几个block 。参考下图。

·  oobinfo 则是用来储存自flash中读出的oob 的information 。

 

（3 ）.  on-flash data structures  （介质存贮格式）

在Flash上的data structure 主要则是存在Spare Area 的oobinfo 。OOB则是由bci  (block control information) 及uci(uni control information) 组成，bci 记录每个page 的status ，uci 则记录每个block 的information ，详细内容如下图（图四）：

（图四）oob中所有的资料

 

其中：

·  nftl_bci 内包含ECC(error correct code)及Status 、Status1 ，而bci(block control information) ，是每个page一个，主要用来记录每个page 的status 。

    ECC 是用来预防资料存取发生错误时所需的错误更正码。

    Status 、Status1 则是记录每个sector的状态。当写入资料到user area 时，同时将此资讯写入spare area的oob.b 中。而Status 、Status1 所存的资料是一样的，其目的是避免在资料写入时发生非预期的bit 由1 变成0 。在uci 方面也是相同的道理，之后不再赘述。

    其状态有下列四种：

      SECTOR_FREE 0xff

      SECTOR_USED 0x55

      SECTOR_IGNORE 0x11   ？

      SECTOR_DELETED 0x00  ？

·  nftl_uci 内包含nftl_uci0、nftl_uci1 、nftl_uci2 ，而uci(unit control information) 是记录整个block 的资讯，是每个block 一个，他们在flash 上的储存方式如（图五）

 

   nftl_uci0 包含VirtUnitNum及ReplUnitNum 。

      VirtUnitNum 存每个block的Virtual address ，以便在初始时建立EUNtable 。

      ReplUnitNum 存接在此block之后的Replace Unit 的physical address 。

写入flash的时机有下列几种可能：1. 在新增block 到block chain 中时写入oob.u 中。2.folding 完成后，重新设定其  VirtUnitNum 、ReplUnitNum 等… 。

 

   nftl_uci1 包含WearInfo、EraseMark 。

      WearInfo 记录该block 被erase 过的次数。

      EraseMark 则是用来确定该Block 是否被erase 过。在成功erase block 后会将其内容写为ERASE_MARK 0x3c69 。

 

   nftl_uci2 包含FoldMark、unused 。

       FoldMark ：我们在做Fold Chain时( 从一个最长块链,各扇区合成一个块，擦除回收可用块) ，若要做inplace （不需另找中间空闲块，out place 需另找中间空闲块）时会先将其目标erase unit 的FoldMark设为FOLD_MARK_IN_PROGRESS 。

       Unused 决定做inplace fold chain后将此栏位全设为1 。

 

（图五）oob在block 中存放的方式

 

其中，oob.ua、oob.ub 、oob.uc 需要放在不同的page 主要原因是，我们不一定会同时存取这三样资讯，如果我们把他放在同一个page 中，若我们先写入oob.ua ，之后又想写oob.uc ，此时我们就无法将oob.uc 写入，除非我们将该block rease  （1 个扇区擦完后只能写一次）。

 

（4 ） .  初始构建 （从介质存贮格式构建内存描述）

 

   接着介绍NFTL的基本架构，在NFTL 初始时，会读取每个block 中的metadata （oobinfo ），然后在RAM中建构出一个EUNtalble 、ReplUnitTable ( 稍后我们会详细介绍) 来模拟成一个Virtual Unit  Chain 。Virtual Unit Chain则是由一个以上的Virtual Unit 所组成，virtual unit则是在RAM 中用来对应flash 中的erase unit ，实际上virtual unit 并不储存资料，他只储存所对应的erase unit 的physical address ，即ReplUnitTable 的entry ，而Virtual unit chain 则是一个logical address 指着virtual unit chain 的第一个virtual unit 的位置。如下图（图三）所示：

（图三）Virtual Unit Chain与Block Chain 的关系

 

5  Blocks management of NFTL

因为NAND flash的erase 单位是block ，所以对大多数的flash file system 而言，管理block 是主要的课题之一，以下介绍NFTL 管理block 的方式、如何找到free block 以及如何选择block 去erase 。

 

（1 ）.  How blocks are managed by NFTL?

主要透过RAM中的两个table ：EUNtable 、ReplUnitTable 来完成（EUNtable、ReplUnitTable 的介绍可参考图三及section4.1 ）其用法如图七。

而ReplUnitTable另外记录了每个Block 的状态，当我们想要知道某个block 的状态是FREE 或是RESERVED 时都是透过ReplUnitTable 。而该资讯是在系统起始时所建立的。以下为ReplUnitTable 所能记录的状态。

·  BLOCK_NIL              （＝0xffff ）   表示该block后面没有串连别的block

·  BLOCK_FREE            （＝0xfffe ） 表示该为free block

·  BLOCK_NOTEXPLORED  （＝0xfffd ）只有在mounting NFTL时才用到。

·  BLOCK_RESERVED       （＝0xfffc ）表示该block坏掉或是为bios block 。

·  非以上为下一块的物理块号

 

ReplUnitTable 最主要的功能是当run time 时，我们可以透过在RAM 中的ReplUnitTable 知道哪些block 是属于同一个chain 中的，也可以用来计算每个chain 的长度等….

（图七）Virtual Add.指的是Virtual unit 在RAM 中所在的位置。透过EUNtable 找到Chain 的实体起始位置，再透过ReplUnitTable 找到Repl unit 。在RAM 中，整个chain 的架构都是靠ReplUnitTable 维持的。

 

（2 ）.  How to select free block in NFTL?

选择free block对于wear-leveling 是相当重要的一个动作，若我们一直选择到相同的block 来做读写其相对被抹除的次数也会大大提升，造成erase 次数不平均的现象。

在MOUNT NFTL时，我们会将最后读到的free block 的physical address 存到  LastFreeEUN ，而我们在找Free Block 时，会先看LastFreeEUN 是否真的可用，若可用则使用该block ；否则循序找其他free block 。程式码（NFTL_findfr eeblock （））简述如下：

 

（3 ）.  How blocks are chosen to be erased?

如何选择block被erase 是个重要的问题，他不仅影响整个系统的效率，也可能造成erase 次数不平均的现象，在此我们介绍NFTL 的选择block 被erase 的方法。

NFTL 认为，最长的chain 能够free 最多的block ，并不理会block 的erase 次数。而找最长的chain 也是以greedy的方式将整个flash 找一次（在RAM 中透过ReplUnitTable 找），程式码简述如下：

 

6  NFTL initializes, handles reads, and handles writes

这边介绍NFTL在系统初始时，如何将存在spare area 的资讯键构成run time 时RAM 使用的资讯。

1.  NFTL initializes

·  Ini the EUNtable 、ReplUnitTable

·  一个chain一个chain 的循序读取每个block 的oob (oob.ua/oob.ub) 。

·  建构  ReplUnitTable

·  将block status存到ReplUnitTable 中。

·  Erase unreferenced block （不在Chain 中的Block ）、计算free block 个数

·  如果unreferenced block无法erase

     ReplUnitTable[block] = BLOCK_RESERVED;

·  否则

    ReplUnitTable[block] = BLOCK_FREE;

·  numfreeEUNs++;

·  LastFreeEUN= block

2.  handles reads

直接找latest version的page 做read ，如何找latest version 请参考section. 9 。

3.  handles writes

·  Findwriteunit ()

      若在所属的Chain中后面的Block 对应的page 状态为free 则回传该block 的physical address 。

     若无法在所属的Chain写入则   Find free block ，参考section. 5 .2  ，链入chain 中。

      若没有free block则做fold chain ，参考section. 8 。

·  找到可写入的block则将对应的page 之oob.b.status 设为SECTOR_USED 。

·  最后将Data及ECCinfo 写入

（图九）当我们要更新block 11的第4 个page 时，我们会先看看他之后的block 22 的第4 个page 是否为free。是则写入；不是则找free block 串在block 22 ，然后把资料写到新的block 的第4 个page 。( 最后一版最新)

 

7  About wear-leveling algorithm of NFTL

因为flash的每个block 有erase 次数的限制，当某个block erase 次数过多，可能会造成该block 存取速度变慢，严重时甚至会造成该block 毁损。因此我们希望能够平均每个block erase 的的次数，此机制称为wear-leveling 。

此版本的NFTL并没有实作Wear-Leveling ，只有预留一些资讯，如WearInfo 等… ，我想Wear-Leveling 能够在find free block 时作free block 的选择来达到平均抹除次数的目的。

 

8  Garbage-collection algorithm of NFTL ( 垃圾回收)

由于flash在更新资料时，无法将资料重新写回相同的位置，除非先将该位置erase 才能再写入，所以必须采用outplace 的方式写回资料，因此会产生许多不同版本的资料，存放在不同的block 中，而旧版本的资料则是无用的，所以必须要有garbage-collection 的机制，以下是garbage-collection 在NFTL 中的作法。（NFTL_makefreeblock （）函数）

  Find longest chain  

   在NFTL中，GC （garbage-collection ）主要目的是要回收最多的invalid block ，而NFTL greedy 的认为最长的chain 中，能回收最多的block 。而找最长的chain 是透过ReplUnitTable 找出最长的Chain 并将该起始位置传给NFTL_foldchain() 做回收的动作。

   NFTL_foldchain()

    判断是否可做inplace fold chain?

有时我们是在write时发现chain 中所对应的page 皆已使用，所以必须先判断是否可以做inplace fold 其步骤如下。

   读取Chain中Block 的每个page 的oob.b ，以每个page 的sector  的status 判断可否inplace 。

   若可做inplace将targetEUN 设为Chain 的最后一个block 之physical 位置（物理块号）；反之找一个free block 当作targetEUN 。

  将last version的page 对应其位置复制到targetEUN 中，如（图六）。

     NFTL_formatblock ()

     Erase  没用的Blocks

        先读出将被erase的block 的oob information 。

           Erase 该block 。

               将oob.ucWearInfo+1，写回该block 的spare area 。

              将此block在ReplUnitTable 中的栏位设成BLOCK_NIL ，并将numfreeEUNs+1

         完成fold动作后，更新oob.uaVirtUnitNum 、oob.uaReplUnitTable 。

              oob.uaVirtUnitNum = thisVUC （该Chain 原本的virtual address ）。

              oob.uaReplUnitNum =  0xffff  ( BLOCK_NIL )

  

     更新EUNtable、ReplUnitTable

              ReplUnitTable[targetEUN]=block_NIL

              EUNtable[thisVUC] = targetEUN

（图六）  fold chain示意图，targetEUN 的page 一开始全为free

 

 

9  How do NFTL tell the latest version of a piece of data from the old versions of the data (ie, dead data)?

前面我们提到，flash上更新data 大都是使用outplace 的方法，所以在我们读取资料时可能会有许多不同版本的资料，而读取最新版本的data 对于大多数的flash file system 都是很重要的问题。在此我们介绍NFTL 读取最新版本资料的方法。

当我们在要更新DATA(sector中的资料) 时，会将block 中第n 个page 写到他的replace unit 的第n 个page ，所以我们只需要找chain 中最后一个状态是SECTOR_USED 的page 就能够保证他是latest version 。如下图（图八）所示：

（图八）图中红色粗体的page的资料为latest version

 

 

10  Partial page programming

Partial page programming 是指flash 上的page 在还没被erase 前，又将其中某些bit 由1 改为0 ,如下图（图十）。这在flash 上容易造成partial page programming 后的资料不正确，而且对于flash 的制造上会提高其成本，所以在新一代的flash 是不支援partial page programming 的。因此一个flash 的file system 是否有使用partial page programming 是一项值得拿来评估file system 的指标。

( 图十) partial page programming

在NFTL上，由4.3 时提到NFTL on-flash data structures ，NFTL 将每个flash 上的block 的前三个page 的spare area分为oob.b 、oob.u 使用。其中第一个page 的oob.u 存VUN / RUN 、第二个page 的oob.u 存erasemark 、第三个page 的oob.u 存foldmark 。而当NFTL 完成garbage collection 时，会将erase 的block 的erasemark 写为0x3c69 ，而当NFTL 要将资料写入第二个page 时，会一起将该page 的oob.b.status 状态改为SECTOR_USED ，此时NFTL便做了partial page programming 了。另外NFTL 在产生一个新的chain 或是将block 加到chain 后面时，会先将资料写入page 并在该page 的oob.b 中写入status 与ECC ，最后才将VUN / RUN 写入oob. u..a 中，因此若第二的page 有使用到话，也会发生partial page programming 。如下（图十一）

（图十一）oob.b、oob.u 在block 中所摆放方式及partial page programming 所发生情况。

图片网址：http://blog.csdn.net/wuxiwang/article/details/6326171