本文虚构了一个小小的SSD空间，来讲讲FTL的几个重要知识点：垃圾回收（Garbage Collection，GC，或者叫Recycle），写放大（Write Amplification）和OP (Over Provisioning)。
麻雀虽小五脏俱全。翠花，上麻雀。
我们假设该SSD底层有4个通道（Channel，CH0-CH3），连接着4个Die （每个Channel上的Die可并行操作），假设每个Die只有6个Block（Block0-Block5），所以一共24个Block。每个Block内有9个小方块，每个小方块的大小和Host Page大小一样。24个Block中，我们假设其中的20个Block大小为SSD容量，就是Host端看到的SSD大小；另外4个Block是超出SSD容量的闪存空间，我们称之为OP。OP作用，一方面，用以存储SSD内部数据，如映射表等；另一方面，减小写放大，提升SSD性能，后面会讲。
好，一个SSD摆在我们面前，蛋蛋开始写小电影了。
我们顺序写入4个host page，分别写到不同Channel的Die上，这样写的目的是增加底层的并行性，提升写入性能。
Host继续顺序写入，SSD则把数据交错写入到各个Die上，直到写满整个SSD空间（Host端看到的）。如下：
整个盘写满了，如果蛋蛋想放入更多的小电影，怎么办？不能怎么办，只能把看过的小电影割爱删除了，腾出空间放新的小电影。
继续拷入小电影。
假设还是从Host Page 1开始写入。这个时候，SSD会把新写入的Host Page写入到之前所谓的OP空间。对SSD来说，不存在什么Host空间和OP空间，它只看到闪存空间。Host来数据，SSD就往闪存空间写。
上面有人红了，怎么回事？因为Host Page 1-4的数据已更新，写到新的地方，那么之前那个位置的Host Page 1-4数据就失效了，过期了，变垃圾了。所谓的垃圾回收，垃圾指的就是这种被覆盖写了的数据。
继续顺序写入，红人越来越多。所有闪存空间都写满后，小SSD世界就是下面这个样子：
等所有Die上的Block 5写满后，所有Die上的Block 0也全红了。
现在不仅整个Host空间都写满，整个闪存空间都满了。如果Host想继续写入后续的Host Page (36之后的) ，怎么办？
这个时候，就需要垃圾回收了。垃圾回收，就是把某个Block上的有效数据（上图中绿色的）读出来，重写，然后把该Block擦除，就得到新的可用Block了。
上例中，由于我们是顺序写入，垃圾集中在Block 0上，上面没有任何有效数据，我们把它们擦除就可以腾出新的写入空间。Host就可以把新的数据写入到垃圾回收完成的Block 0上了。
从这个例子中，我们可以看到：顺序写，即使是闪存空间写满后的写 （Full Drive写），性能也是比较好的，因为垃圾回收可以很快完成 （也许仅仅只要一个擦除动作）。
但现实是残酷的。Host写入数据，更多的可能是随机写入数据。下面是一个闪存空间第一次写满后的样子：
Host继续往SSD上写入数据，那么SSD怎么处理？当然需要做垃圾回收。
可世道变了，SSD内部状况比之前看到的复杂多了，垃圾数据分散在每个Block上，而不是集中在某几个Block上。这个时候，如何挑选需要回收的Block呢？是的，挑垃圾比较多的Block来回收，因为有效数据少，要搬移的数据少，这样腾出空Block的速度快。当然，在挑Block的时候，还要考虑该Block的PE count，一般挑Block Count小的，这样就能做到 Wear Leveling。挑选做垃圾回收的Block，需要综合考虑垃圾数、PE count等因素。
对上面每个Block的垃圾数（红色方块）做个统计：
由于我们是同时往4个Channel上写，我们需要每个Channel都有一个空闲的Block，因此，我们做垃圾回收时，不是回收某个Block，而是所有Channel上都要挑一个。一般选择每个Die上Block号一样的所有Block做垃圾回收。上例中，Block 0上的垃圾数量最多（24个红色方块，最多），因此我们挑Block 0作为垃圾回收的Block （这里忽略PE count等因素，只看垃圾数）。
回收完毕，我们把之前Block 0上面的有效数据（绿色方块）重新写回到这些Block （这里，我们假设回收的有效数据和Host数据写在同一个Block，实际，它们可能是分开写的）。
这个时候，有了空闲的空间（白色方块），Host就可以继续写入数据了。
在继续进行下去之前，做个小结：
闪存空间在没有写满之前，SSD是无需做GC的，因为总有空闲的空间可写的。SSD使用早期，由于没有触发GC，无需额外的读写，所以速度很快，慢慢的会发现SSD变慢了，主要原因是SSD需要做GC。
从前面图来看，如果Host顺序写的话，垃圾比较集中，利于SSD做垃圾回收；如果Host是随机写的话，垃圾产生比较分散，SSD做垃圾回收相对来说就更慢，所以性能没有前者好。
由于GC的存在，就存在一个问题，Host要写入一定的数据，SSD为了腾出空间写这些数据，需要额外的做一些数据的搬移，也就是额外的写，最后导致的后果往往就是SSD往闪存中写入的数据比实际Host写入SSD的数据多。因此，我们SSD中有个重要参数，就是写放大，WA。
对空盘来说（未触发GC），写放大一般为1，即Host写入多少数据，SSD写入闪存也是多少数据量（这里忽略SSD内部数据的写，如映射表的写入）。在Sandforce控制器出来之前，写放大最小值为1。但是由于Sandforce控制器内部具有实时数据压缩模块，它能对Host写入的数据进行实时压缩，然后再把它们写入到闪存。举个例子，Host写入8KB数据，经压缩后，数据变为4KB，如果这个时候还没有垃圾回收，那么写放大就只有0.5。
来看看GC触发后，WA是怎么算的。以前面GC为例，我们挑选每个Die上的Block 0做垃圾回收：
一共36个方块，其中有12个有效数据块，我们做完垃圾回收后，需把这12个有效数据块写回：
后面还可以写入24个方块的Host数据。因此，为了写这24个方块的Host数据，SSD实际写了12个方块的原有效数据，再加上该24个方块的Host数据，总共写入36个方块数据，按照写放大定义。WA= 36/24 = 1.5 。
写放大越大，意味着写入闪存的数据越多，对闪存磨损就越厉害，因此，SSD设计的一个目标不是没有蛀牙，而是让WA尽量小。减小写放大，可以使用前面提到的压缩办法（主控决定），顺序写也可以减小写放大
（垃圾集中，但顺序写可遇不可求），还有就是增大OP （这个可控）。
增大OP怎么就能减小写放大？
先定义OP比例=（闪存空间–用户空间）/用户空间。
还是以前面SSD空间为例，SSD容量是180个小方块，当OP是36个小方块时，整个SSD空间为216个小方块，OP比例是36/180= 20%。那么180个小方块的Host数据平均分摊到216个小方块时，每个小方块的平均有效数据为180/216 = 0.83，一个Block上的有效数据为0.83*9 = 7.5，也就是一个Block上面平均有7.5个小绿块和1.5个小红块。为了写1.5个Host数据方块，需要写9个方块的数据（原有7.5个有效数据，加1.5个Host数据），写放大是9/1.5 = 6。
如果整个SSD闪存空间不变，还是216个小方块，调整OP比例至72个小方块
（OP比例50%），因此，SSD容量就变成144个小方块。144个小方块的Host数据平均分摊到216个小方块时，每个小方块的平均有效数据为144/216 = 0.67，一个Block上的有效数据为0.67*9 = 6，也就是一个Block上面平均有6个小绿块和3个小红块。为了写3个Host数据方块，需要写9个方块的数据（原有6个有效数据，加3个Host数据），写放大是9/3 = 3。
从中看出，OP越大，写放大减小。很好理解，OP越大，每个Block有效数据越少，垃圾越多，因此需要重写更少的数据，因此写放大越小。同时，由于GC需要重写的数据越少，SSD满盘写性能也越好。
当然，上面说的都是最坏情况。实际中，垃圾数据更多时候并不是平均分配到每个Block上去，有些Block上的垃圾多，有些Block上的垃圾少，实际GC挑选Block，是挑垃圾多的，因此，实际写放大是小于前面的计算值的。
OP大小和写放大以及SSD耐写性的关系见下图：
总结一下：
WA越小越好，因为越小意味着对闪存损耗越小，可以给闪存延年益寿；OP越大越好，OP越大，意味着写放大越小，意味着SSD写性能越好。
