基于頁面寫相關(guān)的閃存轉(zhuǎn)換層策略

陳金忠，姚念民，蔡紹濱，戰(zhàn)福瑞，孫美玲

（哈爾濱工程大學(xué) 計算機科學(xué)與技術(shù)學(xué)院，黑龍江 哈爾濱 150001）

1 引言

過去幾十年，機械硬盤的機械特性帶來了隨機讀寫的低性能和高功耗[1～3]。近年來，閃存的體積小、低功耗和抗震性等特點，使得閃存技術(shù)被廣泛應(yīng)用于MP3、PDA和移動電話[4]。隨著固態(tài)硬盤價格逐年降低，不久的將來，固態(tài)硬盤將成為企業(yè)級存儲系統(tǒng)的重要組成部分[5]。與機械硬盤不同，固態(tài)硬盤是基于半導(dǎo)體芯片，主要包括2種類型的閃存芯片、NOR和NAND[6]。NOR類似于內(nèi)存，容量小，它允許通過地址訪問任何的一個閃存單元，數(shù)據(jù)的寫入和擦除速度慢。NAND容量大，數(shù)據(jù)的寫入和擦除的速度較快，但需要經(jīng)過I/O地址轉(zhuǎn)換才能訪問。因此，NAND更適用于固態(tài)硬盤。大多數(shù)的硬盤廠商都支持和傳統(tǒng)硬盤相同的接口，例如SATA和SCSI接口。雖然固態(tài)硬盤的讀寫速度比傳統(tǒng)的機械硬盤快，但無論是基于NOR或NAND類型的固態(tài)硬盤都不支持“就地更新”，在更新某一塊上的數(shù)據(jù)頁之前，必須先把整個數(shù)據(jù)塊擦除，稱為“寫前擦除”。相對讀寫操作，塊擦除的代價非常高。為了避免這種昂貴的擦除開銷，固態(tài)硬盤引入閃存轉(zhuǎn)換層(FTL)。FTL通過預(yù)留一些空閑的日志塊，把需要更新的數(shù)據(jù)寫入空閑日志塊，從而避免了“寫前擦除”。

經(jīng)典的FTL策略有2種，分別是基于塊相聯(lián)的BAST[7]策略和基于全相聯(lián)日志緩存的 FAST[8]策略。BAST為每個數(shù)據(jù)塊指定唯一的日志塊，更新的數(shù)據(jù)只能寫入對應(yīng)的日志塊。BAST適合順序存取。對于隨機存取，BAST會造成存儲空間的浪費。FAST采用全相聯(lián)的映像方式，更新的數(shù)據(jù)可以寫入到任何的日志塊，不會造成存儲空間的浪費。FAST還將日志塊劃分為順序緩存日志塊與隨機緩存日志塊，分別用于優(yōu)化順序存取與隨機存取。然而，在 FAST策略中，一個日志塊可能關(guān)聯(lián)多個數(shù)據(jù)塊，增加了垃圾回收的成本。為了克服BAST、FAST等策略的缺點，本文提出了一種基于頁面“寫相關(guān)”的FTL策略PWRST。PWRST統(tǒng)計 I/O請求的歷史信息，將“寫相關(guān)”的頁面存儲在同一數(shù)據(jù)塊。PWRST減少了頁面復(fù)制開銷與塊的擦除成本，降低了垃圾回收的成本，提高了固態(tài)硬盤的性能。

2 相關(guān)工作

2.1 NAND內(nèi)部結(jié)構(gòu)

NAND閃存芯片由若干個邏輯單元組成，每個邏輯單元包括多個存儲平面，每個存儲平面由多個存儲塊構(gòu)成。假設(shè)每個閃存芯片由2個邏輯單元組成，每個邏輯單元由2個存儲平面構(gòu)成，每個存儲平面由4個存儲塊構(gòu)成。如圖1所示，按照存儲塊在每個存儲平面上的分布方式，將固態(tài)硬盤分為 3種不同的架構(gòu)，分別是無條帶化架構(gòu)、部分條帶化架構(gòu)和全條帶化架構(gòu)。圖1(a)顯示無條帶化架構(gòu)的NAND閃存，將存儲塊按順序存放在每個存儲平面上，這種結(jié)構(gòu)不支持并行讀寫。圖1(b)顯示了部分條帶化架構(gòu)的NAND閃存。這種結(jié)構(gòu)的特點是將存儲塊分散存放在成對存儲平面上，同一個邏輯單元內(nèi)部的2個存儲平面可以并行讀寫。全條帶化架構(gòu)的NAND閃存如圖1(c)所示。存儲塊分散存放在每一個存儲平面上，2個邏輯單元可以并行讀寫。

2.2 NAND閃存轉(zhuǎn)換層

由于 NAND閃存在更新存儲頁時必須擦除整個存儲塊，這大大地降低了 NAND的性能。FTL通過預(yù)留一些日志塊，將更新的數(shù)據(jù)寫入空閑日志塊，從而避免擦除整個數(shù)據(jù)塊。閃存轉(zhuǎn)換層主要功能如下。

圖1 SSD的3種不同的內(nèi)部架構(gòu)

1) 映射機制(mapping mechanism)：按照映射的粒度，分為頁面級別映射與塊級別映射。頁面級別映射的優(yōu)點是容易實現(xiàn)且高效，缺點是需要大量的空間存儲頁面映射表。塊級別映射節(jié)省了存儲映射表的空間，但在垃圾回收時需要大量的頁面復(fù)制操作，增加了垃圾回收的開銷。許多FTL策略采用混合映射機制，大量的數(shù)據(jù)塊采用塊級別映射，少量的日志塊采用頁面級別映射[9,10]。這種混合映射機制提高了固態(tài)硬盤的性能。

2) 垃圾回收(garbage collection)：當(dāng)固態(tài)硬盤的空閑塊數(shù)量少于某個下限值時(通常小于總塊數(shù)的15%)，垃圾回收算法掃描整個固態(tài)硬盤以回收存儲塊。文獻[11,12]通過減少垃圾回收過程中擦除塊數(shù)來延長固態(tài)硬盤的使用壽命。

3) 損耗均衡(wear-leveling)：由于程序的局部性原理，固態(tài)硬盤的某些存儲塊會被頻繁的更新和擦除，導(dǎo)致這些塊的損耗加快。閃層轉(zhuǎn)換層通常采用“冷塊”與“熱塊”的交換的方法來達到所有存儲塊損耗均衡的目的。文獻[13]提出了FeGC機制，優(yōu)先回收失效頁數(shù)量多和失效時間長的數(shù)據(jù)塊，達到了減少垃圾回收開銷和損耗均衡的目的。針對閃存陣列，文獻[14]提出了FAP策略，通過交換擦除次數(shù)多和擦除次數(shù)少的塊，達到NAND閃存芯片之間的損耗均衡的目標(biāo)。

2.3 塊相聯(lián)(BAST)策略

BAST的基本思想是每一個數(shù)據(jù)塊關(guān)聯(lián)唯一的日志塊，更新時，頁面寫入相應(yīng)的日志塊。如果日志塊沒有空閑的頁面，即使其他的日志塊有空閑頁面，也不能寫入。假設(shè)LPN表示I/O請求的邏輯頁號，data表示寫入的數(shù)據(jù)，每個塊的大小為S。寫操作定義為 write(LPN, data)。在寫操作之前，需要將邏輯頁號轉(zhuǎn)換成邏輯塊號(LBN)，計算公式為LBN=LPNmodS。然后，根據(jù)LBN查找邏輯塊的物理塊號(PBN)，最后，將數(shù)據(jù)data寫入數(shù)據(jù)塊PBN。假設(shè)每個存儲塊包括4個頁面，日志塊數(shù)為2。I/O請求的邏輯頁面向量為V={0,1,2,3,4,5,6,7,2,3,2,3,7,1,1,2}。邏輯塊0對應(yīng)數(shù)據(jù)塊0，為數(shù)據(jù)塊0分配日志塊0。邏輯塊1對應(yīng)數(shù)據(jù)塊1，為數(shù)據(jù)塊1分配日志塊1。BAST的操作流程如圖2所示。由于頁 0、1、2、3的邏輯塊號為 0，寫入對應(yīng)的數(shù)據(jù)塊0。頁4、5、6、7的邏輯塊號為1，寫入對應(yīng)的數(shù)據(jù)塊1。當(dāng)更新邏輯頁2、3、2、3時，寫入對應(yīng)的日志塊 0。當(dāng)更新邏輯頁 7、1、1、2，邏輯頁7寫入到日志塊1。此時數(shù)據(jù)塊0對應(yīng)的日志塊已經(jīng)寫滿，邏輯頁1、1、2不能寫入日志塊 0，需要執(zhí)行擦除操作。從圖 2可以看出，日志塊1還有空閑的頁面，但不能將數(shù)據(jù)塊0的頁面寫入日志塊 1。BAST造成了日志塊空間的浪費，其主要原因是在BAST策略中，一個數(shù)據(jù)塊只關(guān)聯(lián)唯一的日志塊，更新的頁面只能寫入對應(yīng)的日志塊。

圖2 BAST策略寫操作流程

2.4 全相聯(lián)(FAST)策略

FAST策略的基本思想是數(shù)據(jù)塊可以共享日志塊。更新的數(shù)據(jù)可以寫入任何日志塊的空閑頁面。FAST策略的操作流程如圖3所示。FAST策略更新邏輯頁1、1、2時，由于日志塊1還有空閑頁，把邏輯頁1、1、2寫入日志塊1。FAST策略充分利用存儲空間，減少不必要的擦除開銷和提高日志塊的空間利用率。如圖3所示，日志塊1的邏輯頁7對應(yīng)數(shù)據(jù)塊 1，邏輯頁 1、1、2對應(yīng)數(shù)據(jù)塊 0。如果回收日志1，需要將日志塊1與數(shù)據(jù)塊0，數(shù)據(jù)塊1合并，進行多次頁面復(fù)制和塊擦除。這是FAST的主要缺點。其原因是在FAST策略中，一個日志塊關(guān)聯(lián)了多個數(shù)據(jù)塊。因此，F(xiàn)AST策略雖然克服了BAST策略的缺點，但也帶來了昂貴的頁面復(fù)制與塊擦除開銷，從而降低了固態(tài)硬盤的性能和縮短了固態(tài)硬盤的使用壽命。在2.5節(jié)將具體分析3種垃圾回收的開銷。

圖3 FAST策略寫操作流程

2.5 垃圾回收開銷的分析

垃圾回收分為3種形式，全合并(full-merge)回收、部分合并(partial-merge)回收和交換合并(switch-merge)回收。如圖4(a)所示，全合并回收需要復(fù)制大量的有效頁(valid)和多次塊擦除(erase)。如圖 4(b)所示，部分合并回收需要復(fù)制少量的有效頁和2次塊擦除。如圖 4(c)所示，交換合并回收不需要復(fù)制頁面，僅需2次塊擦除。因此，應(yīng)該盡可能地增加部分合并回收與交換回收的次數(shù)，減少全合并回收的次數(shù)。假設(shè)Cc表示復(fù)制一頁的開銷，Ce表示擦除數(shù)據(jù)塊的開銷，N表示數(shù)據(jù)塊包含頁的數(shù)量，Nv表示數(shù)據(jù)塊包含有效頁的數(shù)量，Na表示日志塊所關(guān)聯(lián)的數(shù)據(jù)塊的數(shù)量，Wf、Wp和Ws分別表示全合并回收，部分合并回收和交換合并回收的開銷，則有

圖4 3種全合并回收過程

由式(1)～式(3)可知，在全合并回收時，日志塊所關(guān)聯(lián)的數(shù)據(jù)塊數(shù)量Na＞1，在部分合并和交換合并時，日志塊關(guān)聯(lián)的數(shù)據(jù)塊數(shù)量Na=1。因此，減少垃圾回收開銷的關(guān)鍵是減小Na。由2.4節(jié)可知，F(xiàn)AST的一個日志塊可能關(guān)聯(lián)多個數(shù)據(jù)塊，即Na＞ 1 。在垃圾回收時，需要復(fù)制大量的頁面和多次擦除塊，使得固態(tài)硬盤性能的下降。

3 PWRST策略

針對BAST和FAST的缺點，PWRST根據(jù)I/O請求的歷史特性，將“寫相關(guān)”的頁面存儲到同一數(shù)據(jù)塊。所謂“寫相關(guān)”是指I/O請求訪問頁面A之后，在最近一段時間內(nèi)將會訪問頁面B，稱頁面A與頁面B是“寫相關(guān)”。例如，文件系統(tǒng)在更新文件時，對應(yīng)的元數(shù)據(jù)也會被更新，這2次操作的頁面是“寫相關(guān)”。如果數(shù)據(jù)塊的頁面都是“寫相關(guān)”，這些頁面可能都是失效的，在垃圾回收時，只需要進行交換合并回收。

3.1 系統(tǒng)架構(gòu)

SSD的系統(tǒng)架構(gòu)如圖5所示。PWRST分為3個模塊，分別是 I/O請求歷史收集模塊(RHC)、頁面寫相關(guān)分析模塊(WRA)和頁面聚類模塊(PC)。首先，I/O請求歷史收集模塊負(fù)責(zé)記錄負(fù)載最近一段時間內(nèi)訪問的邏輯頁號。其次，頁面寫相關(guān)分析模塊根據(jù)I/O請求歷史找出“寫相關(guān)”的頁面。最后，頁面聚類模塊將具有“寫相關(guān)”的頁面存儲到同一數(shù)據(jù)塊。

圖5 SSD的系統(tǒng)架構(gòu)

3.2 I/O請求歷史收集模塊(RHC)

首先，文件系統(tǒng)發(fā)出的 I/O請求將邏輯扇區(qū)(LBA)號映射為邏輯頁號(LPN)，F(xiàn)TL根據(jù)邏輯頁號得到邏輯塊號(LBN)和塊內(nèi)偏移(offset)，然后通過查詢塊映射表得到物理塊號(PBN)。RHC模塊使用散列表對I/O請求的時刻T和訪問的邏輯頁號進行記錄。其中，T和LPN分別表示了I/O請求的時間和空間特性。散列表可以實現(xiàn)對I/O請求的快速查找，更新以及刪除操作，其維護非常方便。因此，散列表可以有效地維護I/O請求的歷史信息。

3.3 頁面寫相關(guān)分析模塊(WRA)

圖6 I/O請求訪問的頁面序列

3.4 頁面聚類模塊

從3.3節(jié)可知，“寫相關(guān)”的頁面具有訪問時間的關(guān)聯(lián)性，如果將這些頁面存儲到SSD的同一數(shù)據(jù)塊，那么在垃圾回收時，數(shù)據(jù)塊包含的頁面可能都是失效的頁面，只需要一次擦除操作。從而避免了昂貴的頁面復(fù)制開銷，提高了垃圾回收的效率。頁面聚類的模塊功能是將“寫相關(guān)”的頁面存儲到同一個數(shù)據(jù)塊，其基本原理是利用了數(shù)據(jù)挖掘中的層次聚類的方法。即初始時將每個頁面劃分為一個單獨的組，在接下來的迭代中，把那些“寫相關(guān)”的頁面合并成一個組，直到這個組的大小等于數(shù)據(jù)塊的大小，然后將這些頁面寫入空閑塊。圖7給出了具體的操作流程。首先，從I/O請求的歷史集合RHC找出訪問頻率最高的頁面pi，放入組iA。然后，根據(jù)頁面寫相關(guān)分析模塊，找出與頁面pi“寫相關(guān)”的頁面pj，并將頁面pj放入iA，組中的頁面數(shù)ci加1。如果iA中頁面的數(shù)量等于塊的大小，聚類完成。否則，繼續(xù)聚類。對于某些系統(tǒng)公共頁面來說，可能有許多與其寫相關(guān)系數(shù)較大的頁面。這些公共頁面可以使用頁面映射的方式，那么在垃圾回收時，就不會引起全合并操作。

4 性能分析

實驗分別測試了 BAST、FAST和 PWRST在Postmark[15]、IOzone[16]和 TPC-C[17]負(fù)載下的垃圾回收開銷和I/O請求的響應(yīng)時間。

圖7 頁面聚類算法

4.1 測試環(huán)境

本實驗所使用的模擬器是建立DiskSim之上的SSD模擬器[18]。該模擬器提供了對垃圾回收機制與交叉讀寫機制的模擬。表1給出了SSD模擬器的配置參數(shù)，包括SSD基本組成部分、頁面的讀寫時延、擦除塊的時延、擦除模式等。

表1 SSD模擬器配置參數(shù)

4.2 測試負(fù)載和參數(shù)設(shè)置

測試的負(fù)載包括 Postmark、IOzone和TPC-C。其中，Postmark和IOzone是I/O密集型的文件系統(tǒng)測試集，包括大量的隨機讀寫操作。IOzone負(fù)載是對大文件的測試。Postmark負(fù)載則是頻繁、大量地存取小文件。TPC-C負(fù)載是數(shù)據(jù)庫測試集。模擬實驗中的2個重要的參數(shù)：THs和θth。其中，THs表示系統(tǒng)空閑塊數(shù)占總存儲塊的比例。θth表示“寫相關(guān)”的門限值，分別設(shè)置為0.5、0.7和0.9，對應(yīng)的PWRST策略表示為 PWRST(0.5)、PWRST(0.7)和 PWRST(0.9)。

4.3 垃圾回收開銷

SSD垃圾回收主要包括兩方面：頁面遷移數(shù)和擦除塊數(shù)；其中頁面遷移數(shù)是指在全合并回收和部分合并回收過程中復(fù)制的頁面數(shù)量。而擦除塊數(shù)是指在全合并、部分合并和交換合并回收過程擦除的塊數(shù)總和。SSD模擬器分別對 Postmark、IOzone和TPC-C 3種負(fù)載，生成106個讀寫請求進行測試。

4.3.1 頁面遷移數(shù)

表2～表4分別給出了THs的值為0.15、0.10和0.05時，3種算法垃圾回收時的頁面遷移數(shù)。PWRST(0.7)在Postmark和IOzone負(fù)載下的頁面遷移數(shù)比BAST減少了30%，比FAST減少了20%。在TPC-C負(fù)載下，PWRST(0.7)頁面遷移數(shù)比BAST減少15%,比FAST減少了12%。主要原因是BAST數(shù)據(jù)塊對應(yīng)唯一的日志塊，當(dāng)關(guān)聯(lián)的日志塊沒有空間時，即使其他的日志塊有空閑頁時，也會觸發(fā)垃圾回收機制。FAST的日志塊可能關(guān)聯(lián)多個數(shù)據(jù)塊，增加了全合并的次數(shù)，從而增加了頁面遷移數(shù)。另外，3種策略的頁面遷移數(shù)都隨著THs值的減小而增加，這是由于隨著空閑塊數(shù)目的減少，執(zhí)行垃圾回收的概率增大。另外，PWRST(0.7)的頁面遷移數(shù)量少于 PWRST(0.5)和 PWRST(0.9)。PWRST(0.9)只將歸一化概率大于0.9的頁面寫入同一數(shù)據(jù)塊，因而會遺漏一些頁面。而PWRST(0.5)可能將一些不相關(guān)的頁面寫入同一數(shù)據(jù)塊，因此會增加頁面遷移數(shù)。

4.3.2 塊擦除次數(shù)

表5～表7給出了BAST、FAST和PWRST在3種負(fù)載下的塊擦除次數(shù)。BAST、FAST和PWRST這3種策略塊擦除次數(shù)隨著THs的減小而增加。在Postmark和IOzone負(fù)載下，PWRST(0.7)的塊擦除次數(shù)比BAST減少10%,比FAST減少8%。相比于BAST和FAST，PWRST利用頁面“寫相關(guān)”減少了全合并回收的次數(shù)和塊的擦除次數(shù)。對于固態(tài)硬盤，擦除次數(shù)不僅與性能相關(guān)，而且影響固態(tài)硬盤的使用壽命。因此，PWRST策略能夠有效地提高固態(tài)硬盤的性能和延長固態(tài)硬盤的使用壽命。

表2 當(dāng)THs=0.15時，BAST、FAST和PWRST的頁面遷移數(shù)

表3 當(dāng)THs=0.10時，BAST、FAST和PWRST的頁面遷移數(shù)

表4 當(dāng)THs=0.05時，BAST、FAST和PWRST的頁面遷移數(shù)

表5 THs=0.15時，3種策略的塊擦除數(shù)

表6 THs=0.10時，3種策略的塊擦除數(shù)

表7 THs=0.05時，3種策略塊的擦除數(shù)

4.4 3種合并回收的開銷

圖8～圖10給出了在THs= 0 .05時，全合并回收，部分合并回收與交換合并回收在3種負(fù)載下的開銷。BAST在Postmark負(fù)載下的全合并次數(shù)占80%左右，F(xiàn)AST的全合并回收次數(shù)占50%左右，而PWRST全合并次數(shù)只占了10%左右。FAST充分利用了存儲空間，避免了不必要的擦除開銷。因此，F(xiàn)AST的全合并開銷比BAST低。PWRST將“寫相關(guān)”的頁面寫入同一數(shù)據(jù)塊，減少了日志塊關(guān)聯(lián)的數(shù)據(jù)塊數(shù)量，增加了部分合并回收與交換合并回收的比例。因此，PWRST垃圾回收的開銷比BAST和FAST都小。

圖8 在Postmark負(fù)載下合并開銷的比例

圖9 在IOzone負(fù)載下合并開銷的比例

圖10 在TPC-C負(fù)載下合并開銷的比例

4.5 不同F(xiàn)TL策略的I/O平均響應(yīng)時間

圖11 當(dāng) T Hs = 0 .15時，BAST、FAST和PWRST的平均響應(yīng)時間

圖12 當(dāng) T Hs = 0 .10時，BAST、FAST和PWRST的平均響應(yīng)時間

圖13 當(dāng) T Hs = 0 .05時，BAST、FAST和PWRST的平均響應(yīng)時間

圖11～圖13給出了3種FTL策略在Postmark、IOzone和TPC-C 3種負(fù)載下的平均響應(yīng)時間。當(dāng)THs= 0 .15時，PWRST(0.7)在Postmark下的平均響應(yīng)時間比BAST減少了18%，比FAST減少了14%。PWRST(0.7)在TPC-C下的平均響應(yīng)時間比BAST策略減少了10%，比FAST減少了8%。當(dāng)THs=0.05時，PWRST(0.7)在 Postmark下的平均響應(yīng)時間比BAST減少35%，比FAST減少26%。在TPC-C負(fù)載下，PWRST(0.7)的平均響應(yīng)時間比BAST減少了12%,比FAST減少了10%。因此，本文提出的PWRST策略在響應(yīng)時間等方面優(yōu)越于BAST和FAST。

5 結(jié)束語

經(jīng)典的閃存轉(zhuǎn)換層策略（如BAST、FAST）都有其自身的缺點，BAST會造成存儲空間的浪費和不必要的擦除開銷。FAST策略中的日志塊可能關(guān)聯(lián)多個數(shù)據(jù)塊，垃圾回收的開銷非常大。本文提出了一種基于頁面寫相關(guān)的FTL策略PWRST。PWRST將“寫相關(guān)”的頁面存儲到同一數(shù)據(jù)塊，減少了全合并回收的次數(shù)。實驗表明，PWRST減少了塊的擦除次數(shù)，降低了垃圾回收的開銷和I/O的平均響應(yīng)時間。進一步驗證了PWRST的可行性和優(yōu)越性。

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