SSD内部数据文件系统eblock链接结构、管理系统及方法技术领域
本发明涉及一种SSD内部数据文件系统eblock链接结构、管理系统及方
法。
背景技术
SSD内部数据文件管理旨在控制SSD内容数据文件的访问。这些数据文件
主要有盘片日志文件、固件升级文件、配置文件、nandflash块状态、掉电数据
文件等内容。为保证SSD的可靠性，SSD内部数据管理常采用多备份、SLC模
式、只使用快page等机制。
现有SSD内部数据管理采用轻量级的盘片主机数据管理方式，如图1所示。
在该系统中，给定逻辑地址空间，建立一张逻辑地址到flash物理地址的映
射表FLT(FirstLevelTable)，在FLT中为每个内部数据文件划分一段固定且
互斥的逻辑地址空间，这些数据文件在分配的逻辑地址空间中存放。此方式下，
FLT表随着系统数据文件数量的增加而增加，所以，可支持的内部数据文件数
量有限。另外，需要较大的buffer去缓存FLT表，增加硬件成本；由于各文件
固定划分逻辑地址空间，当需要增加、删除数据文件时，需要重新构造FLT并
划分逻辑地址空间，灵活性很差。
由于FLT较大，FLT也需作为一个文件保存到flash中，所以还需再建立一
张逻辑地址到flash物理地址的映射表SLT(SecondLevelTable)，用于描述
FLT数据存放关系。在盘片下电时，FLT数据下刷到flash，而SLT数据则被下
刷到Norflash/EEPROM中SLT所在块的首个空page中。若SLT所在的块记满，
则需要记录到备用块中，并擦除记满的块。
SLT数据之所以保存到NorFlash/EEPROM，是因为NorFlash/EEPROM数
据retention非常可靠且page大小较小(如norpagesize通常为64-256B，但读
取较慢；nandflashpagesize通常为16KB)，SSD控制器在boot阶段可快速、
有效查询到与SLT紧邻的空page。另外NorFlash/EEPROM块较nandflash块
的擦写次数多得多，可在Norflash/EEPROM中选用两个块交替擦除/记录掉电
时的SLT数据。但这意味着，SSD硬盘必须外接额外的非易失介质，硬件成本
增加。
当盘片上电时，SSDfirmware从Norflash/EEPROM中给定区域内检索首个
空page，读取有效SLT到buffer，随后查找SLT从flash中获取FLT到buffer，
随后即可访问系统区的各个数据文件。通常而言，首先读取掉电数据文件用于
上电重建。
读取系统区指定数据文件时，根据文件起始逻辑地址和长度查找FLT读取
存放于flash物理地址内数据即可。更新指定系统数据文件时，若为page对齐
写，则将数据写到空白page，更新映射关系到FLT。若非page对齐写，则在执
行读填充后，再将数据写到空白page，更新映射关系到FLT。
参考图1，现有技术中，需要在buffer中缓存SLT及整个FLT，并存在于
SSD的整个运行周期，占用buffer资源较多，增加掉电数据下刷压力，增加硬
件成本。
在满足FLT下电下刷条件下，FLT不宜过大，也意味着现有系统区管理方
法可管理的系统区数据文件数量较少。
现有设计中，各系统区数据文件从FLT中固定分配逻辑空间用于数据读写。
观察图1，FLT表中的file之间存在一些无效表项entry，表项空间利用率低下。
当需要增加或删除某个文件时，将需要对几乎所有系统文件在FLT中的地址段
进行重新划分，灵活性较差。
另外，由于nand的比特翻转特性导致检索的空page不可靠且在nand中交
替擦除/记录会快速消耗nand的块寿命，为有效获取SLT，需要将SLT保存到
Norflash/EEPROM中，导致硬件成本增加。
发明内容
本发明所要解决的技术问题是，针对现有技术不足，提供一种SSD内部数
据文件系统eblock链接结构、管理系统及方法，解决现有系统区数据管理方法
灵活性较差，buffer资源占用过多，可支持系统区文件数量较少，表项空间利
用率低下，需要外接额外非易失介质保存SLT的问题。
为解决上述技术问题，本发明所采用的技术方案是：一种SSD内部数据文
件管理系统多级eblock链接结构，包括：
RL0eblock：用于放置盘片配置信息以及RLneblock的块位置信息；
RLneblock：用于存放SLTEBLOCK的块位置信息；
SLTeblock：用于存放SLT表，供SSD盘片上电时读取。
本发明还提供了一种SSD内部数据文件管理系统，包括上述eblock链接结
构、FILESeblock、buffer、SLT表、逻辑-物理映射表FLT#；其中：
FILESeblock：用于存放SSD盘片数据文件内容和各文件最后一次写包含
的FLT#；
buffer：用于在SSD盘片上电时，根据SLTeblock的块位置信息，从SLT
eblock中读取SLT表；缓存逻辑-物理映射表FLT#；根据SLT表记录的最后一
次写page的位置，获取逻辑-物理映射表FLT#记录的映射关系，再根据逻辑-物
理映射表FLT#读取存放于FILESeblock中的SSD盘片数据文件内容，并缓存
读取的SSD盘片数据文件内容；
SLT表：用于按文件ID‘#’记录文件file#最后一次写page的位置；该最后
一次写page的位置记录有file#的逻辑-物理映射表FLT#；
逻辑-物理映射表FLT#：用于记录file#的逻辑地址到物理地址的映射关系。
本发明所述eblock链接结构的构造过程包括以下步骤：
1)选取nandflash中若干固定物理位置的flashblcok作为RL0eblock，
并约定SSD在boot阶段从这些固定位置中读取有效的RL0page；
2)从nandflash中选取一定数量的flashblock构成一个blockpool，并
预留一部分flashblock用于坏块替换和垃圾回收；
3)在上述blockpool中获取与设计备份数相同的flashblock，对这些
flashblock按顺序记录物理地址构成RLnblockmap，将RLnblock
map作为RLn-1page的一部分记录到RLn-1级中，当前获取的若干
个flashblock即构成RLneblock；
4)在上述blockpool的剩余flashblock中获取与设计备份数相同flash
block，对这些flashblock按顺序记录物理地址构成SLTblockmap，
将SLTblockmap作为RLnpage的一部分记录到RLn中；当前获取
的若干个flashblock即构成SLTeblock。
本发明还提供了一种SSD内部数据文件管理方法，该方法主要实现过程为：
在SSDboot阶段将SLT表读写到buffer中；
读文件file#时，检查file#对应的逻辑-物理映射表FLT#是否在buffer中；
若是，则直接查找buffer中的FLT#获取物理地址来读取文件内容；若否，查找
buffer中SLT表的’#’号节点获取文件file#最后一次写的物理地址，读取逻辑-物
理映射表FLT#到buffer，再查找buffer中逻辑-物理映射表FLT#来读取文件内
容；至此完成文件file#的读取；
写文件file#时，检查文件file#对应的逻辑-物理映射表FLT#是否在buffer
中；若否，则查找SLT表的’#’号节点获取文件file#最近一次写的物理地址，读
取逻辑-物理映射表FLT#到buffer中；若是，则直接进行下一步操作；随后，
从fileseblock中获取首个空白page写入file#需要更新的数据内容，并将这些
page的物理地址更新到逻辑-物理映射表FLT#的对应逻辑节点中；再将逻辑-物
理映射表FLT#写入到另一空白page中，更新该空白page的物理地址到SLT表
的’#’号节点中；至此，完成文件file#的写入；
在SSD盘片掉电时，将SLT表、FLT#下刷到flash中。
将SLT表读写到buffer中的具体实现过程包括：
当SSD盘片上电，读取SLT表到buffer时，首先在RL0eblock中读取一份
有效的RL0Page，根据RL0page中块位置信息获取RL1级所在eblock，在
RL1级中检索首个空page，读取该空page的上一page数据内容，校验通过后
获得有效RL1page；同理，根据RL1page中的块位置信息检索有效SLTpage；
写buffer中的SLT表到flash时，若SLT表所在eblock未使用完毕，则将
SLTpage内容写入到的SLTEBLOCK首个空白epage；若SLTeblock所在
eblock使用完毕，则获取新的eblock，并将SLTpage写入该新的eblock首个空
白epage中，随后把SLT表新的块位置信息写入到RL1级中首个空白epage。
本发明空page的判断方法为：对写入flash的每一page数据进行格式化处
理，使得写过的page与空page的比特值为1的个数存在至少5％的差异，对读
路径上比特值为1的个数进行统计，若读取的page内容中95％以上的比特值为
1，则认为该page为空page。
将SLT表、FLT#下刷到flash中的具体实现过程包括以下步骤：
1)设SSD盘片掉电后的相关数据保存在ID为‘#’的文件中，查找SLT
表，读取文件的FLT#到buffer；
2)根据FLT#写入掉电数据到所述文件中；
3)将FLT#做为文件的最后一部分写入flash；
4)更新FLT#的物理位置到SLT表的对应位置；
5)检查SLT级是否写满，若写满则进入步骤6)，否则写入SLTpage
到SLT级中，并跳转到步骤8)；
6)请求一空白块，写入SLTpage到SLT级中，记录SLT级新的SLT
eblockmap；
7)写入SLTeblockmap到RL1级；
8)结束。
与现有技术相比，本发明所具有的有益效果为：本发明采用多级检索方式
访问SLT、FLT等数据，规避多块交替擦写方式下，NAND块寿命消耗过快的
问题，并可保证盘片充足的寿命。此方式不需要借助额外的非易失介质，使得
完全基于nandflash的SSD内部文件管理得以实现，降低了硬件成本。对SSD
内部各数据文件独立构造逻辑-物理映射表FLT#，如此，在访问文件时，只需
存放需要访问文件的FLT#到buffer中即可，并不需要缓存所有文件的FLT，大
量节省了buffer资源。此方式下，各文件的FLT#互不干扰，使得添加/删除文
件变得非常灵活，解决逻辑地址空间固定分配下导致数据文件管理灵活性差的
问题。另外，随着系统区文件数量的增加，在buffer中也仅增加极少的SLT数
据而已，对掉电下刷数据量影响甚微，可以支持更多的系统文件数量。采用统
计比特值为1的比例是否超过阈值的方式检测空page，有效解决由nandflash
比特翻转导致的检测nandflash空page困难问题。
附图说明
图1为现有SSD内部文件管理方法简图；
图2为本发明SSD内部文件管理方法简图；
图3为本发明数据格式化示例；
图4为本发明实施例SLTpage结构示例；
图5为本发明实施例FLT#page结构示例。
具体实施方式
本发明原理如图2。图中的eblock(equalblock)由多个内容互为备份的
block组成(多备份机制)。RL0(recordlevel)中包含盘片配置及RL1的块位
置等信息，RL1中存放SLT的块位置信息，SLT按文件ID‘#’记录file#最后一
次写page位置，且该最后一次page写位置记录有file#的逻辑-物理映射表
FLT#。RL0中的数据在SSD出厂后内容保持不变，前若干page互为备份以增
强数据可靠性。在RL1与SLT所在块中，只有紧邻空page的数据page为有效
的RL1page/SLTpage，进一步的，可通过校验来保证数据内容的有效。为增强
可靠性，本发明对使用到的block采用SLC模式或只使用快page方式来保存数
据。
在RL1/SLT中检索到首个空page，则该空page的上一page则为有效RL1
page/SLTpage。结合图2可知，本发明中不需要额外的非易失介质，只在nand
中即可完成系统区数据文件的管理，其关键在于解决nand比特翻转导致空page
检测有效和快速问题。本发明中对写入flash的每一page数据进行格式化处理，
使得写过的page与空page的比特1的个数存在至少5％的差异。再通计数模块，
对读路径上比特1的个数进行统计，若对读取的page统计出95％以上的比特为
1则认为该page为空page。该方法可有效解决在nand中检测空page的有效和
快速等问题，为省去额外非易介质创造条件。
由于nandflashblock的擦写次数较Norflash/eeprom少得多，若选用两个块
交替擦除/记录SLT数据，被选用block的寿命将很快耗光，这也是导致原有方
法中需使用额外非易失介质的主要原因之一。为解决这一问题，本发明采用多
级检索方式访问SLT。图2中RL0，RL1，SLTeblock构建了这种多级检索模
型。读取SLT到buffer时，首先在RL0中读取一份有效的RL0Page，根据RL0
page中块位置信息获取RL1所在eblock，在RL1中检索首个空page，读取空
page上一page数据内容，校验通过后即获得有效RL1page。采用类似方式根据
RL1page中的块位置信息检索有效SLTpage。写buffer中的SLT到flash时，
若SLT所在eblock未使用完毕，则将SLTpage内容写入到的SLTeblock首个
空白epage(eblock内page号相同的互为备份的flashpage)；若SLT所在eblock
使用完毕，则获取新的eblock并将SLTpage写入其首个空白epage，随后把
SLT新的块位置信息写入到RL1eblock中首个空白epage。
SLT的读取，只需在盘片上电时读取一次到buffer便可。读文件file#时,检
查其对应的FLT#是否在buffer中；若是，则直接查找buffer中的FLT#获取物
理地址来读取文件内容；若否，需要查找buffer中SLT的’#’号节点获取file#最
后一次写的物理地址，该物理地址指向图2中虚线框黄色矩形FLT#，读取
FLT#到buffer，再查找buffer中FLT#来读取文件内容；至此完成文件file#的读
取。写文件file#时，检查其对应的FLT#是否在buffer中；若否，则需查找SLT
的’#’号节点获取file#最近一次写的物理地址，该物理地址指向图2中虚线框黄
色矩形FLT#，读取FLT#到buffer中；若是，则直接进行下一步操作；随后，
获取一个或多个空白page写入file#需要更新的数据内容，并将这些page的物
理地址更新到buffer中FLT#的对应逻辑节点中；再将buffer中FLT#写入到另
一空白page中，更新该page的物理地址到SLT的’#’号节点中；至此，完成文
件file#的写入。由于掉电后，buffer中的数据会丢失，所以在盘片掉电时，需
要执行一次写SLT到flash的操作。
据上述可知，SLT在上电时读取到buffer，读写文件时，SLT内容在buffer
中更新即可，在掉电时才将SLT数据下刷到flash，以充分减少对flash的磨损。
该方法可有效解决nandflash下SLT记录问题，以达到省去外挂额外非易失介
质的目的，减少硬件成本。假设在每次下电时写入RL1eblock及SLTeblock，
每个flashblock有256flashpage，则当RL1eblcok写满时，需要下电256x256
次，足以满足大多数盘片寿命需求。若需要更多的下电次数，还可再增加RLn
的级数。
本发明中抛弃现有发明中对SSD内部所有数据文件统一编址构造逻辑-物
理映射关系表的方式，转而对每个文件file#单独构造逻辑-物理映射关系FLT#，
FLT#在file#的最后一次写操作中被写入flash，SLT中按文件ID‘#’记录FLT#
的物理存放地址。读取flie#时，在SLT中查找FLT#的存放地址，读取FLT#到
buffer，再依据FLT#即可访问存放于flash中的file#。由此可见，本发明只需分
配足以保存最大的FLT#的buffer即可，可有效节省buffer资源。SSD内部数据
文件数目越多，这种资源节省效果越明显。另外，各文件独立构造FLT#，SLT
按文件ID记录FLT#的物理位置的方式，可以非常方便的在SLT中添加删除文
件，增强文件管理灵活性。再者，若增加系统区文件数量，在buffer中也仅增
加极少的SLT数据节点而已，对掉电下刷数据量影响甚微，因此该方案可以支
持更多的文件数量。
实施例：
A)nandflash空page检测
首先需要对page格式化，其目的在于，使写入到flashpage的任何数据，读
取时，该flashpage中比特值为1的比例不超过设定阈值。例如，可对flash
page做如图3所示格式化，其中data段为文件数据内容；signature可指示当前
eblock类型；crc段为data段的循环冗余检验值；pattern段填0，设阈值为95％，
则pattern段大小为：pageSize*(1-0.95)。
如此即可保证被写过的page中bit值为1的比例不超过阈值95％。
其实检测空page，在读路径总线之上可做一简单逻辑模块，启动该模块后，
该模块即可对读路径中经过的每一个数据中比特值为1的个数进行累计计数，
读完指定长度后，停止计数并上报cpu，随后cpu即可计数出flashpage中比特
值为1的比例，再同设定阈值比较判断当前flashpage是否为空page。
B)构造RL0，RL1,...，RLn多级eblock链接关系
eblock由多个互为备份的flashblock组成。例如，设计eblock由两个互为备
份的flashblock组成，若构造RL0，RL1，STLeblock三级eblock链接关系，
可通过如下步骤实现：
(1)从nandflash中选取一定数量的block构成一个blockpool，其具体数量
根据需要支持的文件数量、RL的级数等确定，并预留一部分flashblock用于坏
块替换。
(2)构造RL0EBLOCK，RL0的构造较为特殊，可以视为整个链接关系的
‘根’，为让主控在boot阶段可快速获取这个‘根’内容，推荐RL0采用固定flash
block分配方式，主控在boot阶段到约定的固定位置读取即可。例如，可选取
2-4个die的block编号为0的page0-8记录相同的RL0page数据(RL0page中
含有RL1blockmap数据)。在SSD主控boot时，随机读取上述范围page的内
容，直到读到有效的RL0page即可。
(3)构造RL1级，在步骤(1)中的blockpool中获取2个flashblock，对这
两个flashblock按顺序记录物理地址构成RL1blockmap，将RL1blockmap作
为RL0page的一部分记录到RL0中。当前获取的2个flashblock即构成RL1
级。
(4)构造SLTEBLOCK，在步骤(1)中的blockpool中获取2个flashblock，
对这两个flashblock按顺序记录物理地址构成SLTblockmap，将SLTblock
map作为RL1page的一部分记录到RL1中。当前获取的2个flashblock即构成
SLTEBLOCK。
自此完成RL0，RL1，STLeblock三级eblock链接关系。其他n级链接关
系以此类推。
C)SLTpage、FLT#page结构示例。
SLT按文件编号‘#’记录文件最后一次写的物理地址(需要查找fileseblock
map表将eblock地址转化为flashblock地址)，该page中保存该文件的FLT#。
可定义SLTpage结构如图4所示。其中freeepagecnt描述SLTeblock还剩余多
少空白page；eblock-epageinfo记录用于保存文件的所有eblock的epage信息
(如freeepage数、有效epagemap等)，结合freeflashblocktable供垃圾回收
或坏块替换使用。eblockmap记录保持文件的eblock编号与flashblock的映射
关系，通过该表可将eblock编号转化为多个互为备份的flashblock地址。
FLT#记录文件ID为‘#’的逻辑地址到物理地址的映射关系(映射基本单元
根据设计需求设定，如图5中的映射基本单元为page大小)，可定义FLT#
page结构如图5所示，需要查找SLTpage中的fileseblockmap表将图中的
eblock地址转化为flashblock地址。
G)power-onboot
在读写ssd内部数据文件之前，必须在ssdboot阶段将SLT和fileseblock
map等数据读取到ram(buffer)中，其主要流程如下(省略异常处理流程)：
D)readfile
假设需要读文件ID为‘#’，起始逻辑地址为offset(512Byte对齐)，长度为
len(512Byte对齐)的文件，操作步骤不下：
E)writefile
假设需要重写文件ID为‘#’，起始逻辑地址为offset(512Byte对齐)，长度
为len(512Byte对齐)的文件，若不为pagesize对齐写，还需要执行读填充操
作。下面仅给出pagesize对齐写情况下操作步骤：
F)SSDpoweroff
掉电时，需要对将SLT、FLT#、eblockmap等信息下刷到flash，可参考以下
方式完成这些数据的下刷：