垃圾回收与预留空间（Over-Provisioning）技术探讨

从「无效页占着块却不能被擦除」出发，讲透回收开销的真正来源、预留空间如何把稳态写放大压下来，以及主机侧在这两件事上究竟能做什么 —— 一份给存储方案设计者与调试工程师的技术参考 ｜ 编制日期 2026-10-14 ｜ 版本号 Rev 1.0

结论： 垃圾回收的开销不在擦除本身，而在搬迁有效页；预留空间不是浪费容量，而是用一部分标称容量去换更低的稳态写放大与更稳的性能。 二者的定量桥梁是同一个式子：稳态下回收贡献的写放大大致正比于「1 + 有效数据占比的倒数」这一类关系，而有效数据占比又由物理容量与用户容量之比决定——预留空间越大，有效数据占比越低，块被回收时需要搬走的有效页越少，写放大越低。 主机侧能做的只有三件事且作用有限：及时发送丢弃通知、做好分区对齐与容量规划、让写入尽量顺序化。不要高估主机侧的作用，也不要低估「把容量留够」这一件事的杠杆率。

读者路径

• 想搞懂回收为什么非做不可：第 1 章（写擦粒度不一致与无效页积累）+ 第 2 章（一次回收的完整生命周期）。
• 想知道预留空间该留多少：第 3 章（定义与口径）+ 第 4 章（量化关系与边际收益）+ 第 9 章（代价与决策框架）。
• 在调性能抖动 / 写延迟长尾：第 5 章（触发与调度）+ 第 10 章（诊断）+ 附录 C（排查手册）。
• 在做固件或算法选型：第 6 章（牺牲块选择）+ 第 7 章（写放大拆解）。
• 在做主机侧驱动或系统配置：第 8 章（主机能做什么）+ 第 11 章（可观测性）。
• 只想要速查：第 12 章（十条结论与速查表）+ 附录 B（参数速查）。

1. 垃圾回收为什么必须存在

这一章不谈任何算法，只回答一个前置问题：为什么存储器件不能像内存一样原地改写，非要多出一个「垃圾回收」的动作。答案不在软件里，而在 NAND 的物理结构里——写入的最小单位和擦除的最小单位不是同一个东西。后面所有关于预留空间、写放大、性能抖动的讨论，都是从这一条不对称推出来的。

1.1 写入单位与擦除单位不一致

NAND 闪存有三层组织粒度，它们在物理上是包含关系，在操作上却各管一摊。理解这三层，是理解后面所有内容的前提：

• 页（Page）：读与写的最小单位。主机下一次读写请求（哪怕只有几百字节），落到 NAND 上也是以「页」为单位完成的一次操作。
• 块（Block）：擦除的最小单位。一个块由几十到几百个页组成，具体数量随工艺代际变化，只能查器件手册。
• 擦除组 / 平面（Plane / Die 层面的并行单元）：多通道并行与交错操作的组织单位，决定了回收能不能并行做，第 5.5 节会展开。

关键的不对称在于：写可以按页进行，擦除却只能按块进行。这个不对称不是固件设计得不好，而是物理决定的——擦除动作是对整个块的衬底施加一次高压，把块内所有浮栅晶体管的电荷一起放掉，没有「只擦其中一部分」这种操作模式。

这张表里最值得记住的一行是第二行。块是擦除的最小单位，意味着任何一次「腾出空间」的动作，都必须以块为颗粒度进行。而主机看到的却是页——这两者之间的落差，全部由 FTL 用一层间接映射来吸收，代价就是回收。

1.2 为什么不能原地更新

既然擦除只能整块，那能不能「把要改的那一页所在的块读出来，擦掉，再把数据连同改动一起写回去」？理论上可以，实际上没人这么做，原因有四条：

• 数据会被一起擦掉：擦除是块级的，块里其余的页在此之前必须已经搬到别处，否则数据直接丢失。也就是说「原地更新」这个动作本身就要求先把整块搬走，等于已经做了一次回收。
• 擦除耗时是写操作的量级倍数：一次块擦除的时间通常是页编程时间的数倍到数十倍（具体倍数查手册，不同代际差异很大）。把它放在每次写请求的路径上，延迟不可接受。
• 擦除有次数上限：每个块的 P/E 次数有限。如果每次改一个字节都要擦一次块，块的寿命会在极短时间内耗尽——这比写放大的问题严重得多。
• 掉电窗口不可接受：读出、擦除、写回这一串动作中间断电，数据处于不可恢复状态。原地更新会让掉电保护的设计复杂到无法落地。

因此所有 NAND 方案的 FTL 都采用同一个策略：异地更新（out-of-place update）。新数据写到另一个已经擦好的页上，映射表把逻辑地址指向新页，旧页原地不动地被标记为「无效」。

1.3 无效页的积累

一个块里的每个页，在任意时刻都处于三种状态之一。把这三种状态分清楚，回收的全部逻辑就清楚了：

无效页是这里最特殊的一类：它占用物理空间，却不承载任何有效数据。从主机的视角看这块容量应该还空着，从 NAND 的视角看这个位置已经被占了，谁也用不了，除非把整个块擦掉。

随着主机不断改写数据，无效页会持续增长。如果什么都不做，最终所有块都会变成「有效页 + 无效页」的混合状态，没有任何一个块处于可写状态，盘就写不动了——即使主机侧显示还剩一半容量。这个现象就是「幽灵占用」：主机看到的剩余容量和 NAND 实际能承接的写入量之间出现了偏差。

无效页的积累速度取决于负载的改写密度：

• 纯顺序写满一次：几乎不产生无效页，块写满后一直保持全有效。
• 随机改写热点数据：每次改写都产生一个无效页，积累速度最快。
• 删除文件：如果没有丢弃通知，FTL 并不知道这些页已经没用了，它们仍然是「有效页」，仍然会被搬来搬去——这一点第 8.1 节会展开。

1.4 垃圾回收的定义与目标

把前面的因果链收拢，垃圾回收的定义就很直接了：

垃圾回收（Garbage Collection，GC）是这样一个动作序列——挑选一个含有无效页的块，把其中仍然有效的页搬迁到别处的空闲块，更新映射表，然后把整个块擦除，使其回到可写状态。

这个动作序列同时要达成四个目标，而它们之间是互相拉扯的：

四个目标里，「控制写放大」是本文的主线。因为写放大同时决定了两件事：器件的寿命消耗速度，以及回收动作的频繁程度。而写放大的大小，主要由两个因素决定——回收时块内还剩多少有效页（这由负载决定），以及盘上总共有多少富余空间（这就是预留空间）。

1.5 本文主线

这份文档从头到尾只讲三件事，其余内容都是这三件事的展开或验证：

1. 回收的开销不是擦除本身，而是搬迁有效页。擦除一次块的时间是固定的、可预测的；而搬多少页是不确定的，取决于块里还剩多少有效数据。所有关于「为什么变慢」的解释，最后都要回到「搬了多少页」这个量上。
2. 预留空间不是浪费容量，而是把稳态写放大压下来的代价交换。多留出来的那部分物理容量降低了整盘的有效数据占比，使得任意一个块被回收时，需要搬走的有效页更少。这是一笔明确的交易：用标称容量换写放大与性能稳定性。
3. 主机侧对这两件事都不是无能为力，但能做的事很有限。真正有效的只有三件：及时发送丢弃通知、把分区对齐与容量规划做对、让写入尽量顺序化。不要高估主机侧的作用——它无法改变块的物理粒度，也无法替代预留空间。

图 2 把这个积累过程画成了一个四步的示意。注意第 ④ 步：主机侧认为只用了 4 页，NAND 侧却被占住了 8 页。差的这 4 页就是无效页。当所有块都进入这种状态时，即使主机侧看到的剩余容量还很充裕，盘也写不动了——这就是为什么「容量用满」和「性能塌方」往往同时出现，第 10 章会专门讲这个现象。

2. 垃圾回收的基本流程

这一章把一次完整的回收动作拆成五个步骤讲清楚：什么时候触发、挑哪个块、搬哪些页、什么时候擦、擦完要更新什么。这五步里的每一步都有可选项，不同的固件实现在这五步上的取舍不同，表现出来的性能与寿命特征也不同。理解了这五步，第 5 章的调度策略与第 6 章的选择算法就只是这五步的具体参数化。

2.1 触发条件：空闲块水位

回收不是定时做的，也不是每次写入都做，而是由空闲块的数量触发。FTL 维护一个「已擦除、可直接写入」的块池，当池子里的块数低于某个阈值时，就开始回收。

为什么用「空闲块数」而不是「空闲页数」做判据？因为写入的原子性要求是块级的：一次写入需要一个完整的空闲页，而回收需要一个完整的空闲块来承接搬迁。用页数做水位会在「页数够、块数不够」的情况下误判——页分散在很多块里，但没有一个块是完整空闲的，此时既写不进新数据也做不了回收。

阈值本身是个经验值，不同固件差得很多，常见做法是设成「总块数的百分之几」这个量级，并且高、低两个水位之间留出滞回区间，避免在阈值附近反复启停。具体数值没有通用答案，只能实测调整——第 5.2 节会讲怎么定。

2.2 选择牺牲块

触发之后第一步是挑一个被回收的块，行业里一般叫牺牲块（victim block）。最朴素的想法是「挑无效页最多的那个」，因为它需要搬走的有效页最少，写放大最低。这个想法在多数情况下是对的，但它有两个盲区：

• 不考虑磨损：某个块可能一直是「最脏」的那个，反复被挑中，擦除次数远超其他块，寿命提前耗尽。
• 不考虑数据冷热：如果块里剩下的有效页是冷数据，搬走之后它大概率不会再被改写，这是好事；如果搬的是热数据，搬完马上又变脏，等于白搬一次。

这两个盲区分别对应第 6.4 节的磨损均衡协同和第 6.3 节的冷热分离。在基本流程这一章，先把选择动作本身的输入输出讲清楚：

2.3 搬迁有效页

这是整个回收过程中开销最大的一步，也是本文反复强调的那句话的来源：回收的成本不在擦除，而在搬迁。

搬迁的动作本身很简单：把牺牲块里每一个仍然有效的页读出来，写进目标空闲块，再把映射表里的对应项指向新位置。设一个块有 N 个页，其中有效页有 V 个，无效页有 I 个（N = V + I），那么这一次回收：

• 产生 V 次读操作：把有效页读进内部缓冲。
• 产生 V 次写操作：把读出来的数据写进新块。
• 产生 1 次擦除操作：把旧块擦掉。
• 净收益：(N - V) 个页的可用空间：也就是被释放出来的无效页数量。

用「净收益」去除「付出的写入量」，就得到这一次回收的写放大贡献：

本次回收的写放大贡献 = 搬迁写入量 / 回收出的可用空间
                    = V / (N - V)
                    = 1 / (N/V - 1)

这个式子的含义非常直白：V 越接近 N（块里几乎全是有效页），分母越小，写放大越大，趋近无穷；V 越接近 0（块里几乎全是无效页），写放大趋近 0。举两个极端情况感受一下量级：

2.4 擦除与回收

搬迁完成后，牺牲块里所有的有效数据都已经在别处有了副本，此时可以安全地执行擦除。擦除完成，块回到空闲池，本次回收结束。

擦除这一步的特点是时间长、不可打断、期间块不可访问：

注意一个容易被忽略的细节：擦除期间该块不可访问。如果此时主机恰好要读这个块里的某个页（搬迁完成前的瞬间），请求会被挂起直到搬迁完成。这就是写入延迟出现长尾的一个来源——第 10.2 节会从诊断角度再讲一遍。

另外，擦除是有次数上限的。每回收一次，牺牲块的 P/E 计数加一。回收越频繁，寿命消耗越快，这就是为什么「写放大」既是性能指标也是寿命指标——它同时出现在两个预算表里。

2.5 元数据更新

搬迁与擦除之后，有一批元数据必须同步更新，否则数据就找不到了。这一步耗时极短，但正确性要求最高——它是掉电保护的核心关注点。

元数据本身也要写在 NAND 上（掉电不能丢），而写元数据本身又会产生少量额外的写入——这一项通常很小，但在写放大的精细拆解里仍然占一格，见第 7.1 节。

2.6 一次回收的完整生命周期

把上面五步串起来，一次完整的回收就是这样一条时间线。理解这条时间线，后面讨论「前台回收还是后台回收」「要不要限速」才有共同语言。

把这条时间线用一句话概括：回收的全部工作，就是在为「腾出一个块」这个目标付出 V 次读 + V 次写 + 1 次擦除的代价，而收益只有 (N - V) 个页的空间。当 V 很大的时候，这笔交易极其不划算；而当盘上有充足的预留空间时，块往往在变得「很脏」之前就被回收了，V 自然就小。

3. 什么是预留空间

这一章给「预留空间」下一个可计算的严格定义，并把它和几个容易混淆的概念分开：备用区、坏块替换池、厂商隐藏容量。定义清楚之后，第 4 章才谈得上量化——因为「预留 7%」这句话在不同口径下指的是两个不同的数，差了将近四分之一。

3.1 定义与口径

预留空间（Over-Provisioning，OP）最常被使用的定义是：

OP = (C_raw - C_user) / C_user

其中：
  C_raw  = NAND 上真实存在的可擦除容量（物理容量 / 裸容量）
  C_user = 主机可以访问到的容量（用户容量 / 标称容量）

这个式子的分母是用户容量，不是物理容量。这一点必须记住，因为另一种口径同样常见：

3.2 物理容量与用户容量的差

物理容量和用户容量为什么会不相等？因为中间有好几层扣减。把这些扣减逐层列出来，才知道「预留空间」到底是哪一层：

这里有一个非常实用、也非常容易被忽略的结论：「没写满」在物理上等价于「预留了空间」。一块 100 GB 的盘，如果主机只往里写了 60 GB，剩下 40 GB 从未被写过，那些块处于已擦除状态，FTL 可以拿它们当空闲块用——效果和出厂预留 40 GB 是一样的。

反过来说：一旦盘被写满过一次，这层等效预留就永久消失了。所有块都含过数据，之后再怎么删文件（如果没有丢弃通知），FTL 也认为那些块是满的。这就是第 10 章要讲的「越用越慢」的物理根源。

3.3 预留空间的三种来源

实际能拿到的预留空间来自三个地方，它们的可控性完全不同：

三种来源里，只有第三种是设计者能主动调整的，也是第 8.4 节「主机管理的预留空间」要讲的内容。第一种和第二种在拿到器件时就已经确定了，选型时能做的只有「选哪一档」。

需要提醒的是：单位换算差额这一项经常被人误当成预留空间全部。它确实存在，但量级只有几个百分点，对高写入负载来说远远不够。真正起决定作用的是厂商固定预留与主机主动留出这两项。

3.4 与备用区的区别

「预留空间」和「备用区（spare area / over-head）」是完全不同的两件事，混用会让容量账算错：

一句话区分：备用区是「为了让数据读得对」，预留空间是「为了让盘写得动、写得久」。两者都占用物理容量，但作用机理毫不相干，不能在容量预算里互相抵扣。

还有一个容易混的概念是坏块替换池：它也是以块为单位的富余容量，但用途是替换出厂坏块与使用中出现的新坏块，属于可靠性冗余，不能拿来当回收的周转空间——用掉了就没有替换余量了。

3.5 预留空间从哪里来

把上一节的结论收拢成一张可执行的清单。做方案时按这个顺序问自己，就能知道这颗盘实际有多少回旋余地：

1. 出厂固定预留是多少？查规格书或问原厂，客户端盘与企业级盘在这一项上通常差一个档次。
2. 单位换算带来多少？十进制标称与二进制实际之间的差，量级几个百分点。
3. 固件开销吃掉多少？映射表、日志、固件镜像都要占块，小容量盘占比更高。
4. 主机打算再留多少？这是唯一能主动加的一项，也是成本最高的一项（要牺牲可用容量）。
5. 负载会不会写满？写满一次，第 2 节说的等效预留就归零，前面四项里真正生效的只剩前三项。

4. 预留空间如何影响回收与写放大

这是全文的核心章节。第 2 章已经得到「一次回收的写放大贡献 = V / (N - V)」，本章把这句话从单次回收推到稳态：整盘的平均有效数据占比由预留空间决定，而稳态写放大又由平均有效数据占比决定。预留空间与写放大之间因此存在一条可以直接画出来的曲线，且这条曲线是单调下降、边际递减的。

4.1 预留越大写放大越低的原因

因果链只有四步，但每一步都必须想清楚：

1. 预留空间越大 → 整盘平均有效数据占比 u 越低。设物理容量 C_raw、用户容量 C_user，主机写满用户容量时，整盘有效数据占比 u = C_user / C_raw = 1 / (1 + OP)。OP 越大，u 越小。
2. 平均有效数据占比越低 → 任意一个块被挑中回收时，块内的有效页越少。这是统计意义上的：整盘只有 u 比例的页是有效的，那么一个随机块的期望有效页数就是 N × u。
3. 块内有效页越少 → 搬迁量 V 越小。这一步是第 2.3 节的结论。
4. V 越小 → 回收的写放大贡献 V / (N - V) 越低。收工。

把 1 代入 4，就得到稳态下的那条关系式（严格来说是上界，见下一节）：

稳态写放大的上界：  WA_max = 1 / (1 - u) = (1 + OP) / OP

  OP = 0.07  ->  WA_max 约 15.3
  OP = 0.15  ->  WA_max 约 7.7
  OP = 0.28  ->  WA_max 约 4.6
  OP = 0.50  ->  WA_max 约 3.0

4.2 稳态下的量化关系

把不同 OP 档位代进上式，得到下面这张表。请注意看「上界」和「典型实测区间」两列的差别——差的就是局部性带来的收益。

这张表有两个用法：

• 正向：已知预留多少，估算最坏写放大，再估算寿命够不够。
• 反向：已知寿命目标与写入量，反推需要多少写放大，再反推需要多少预留。

反向用法在选型时更常见，第 9.2 节会给出完整的反推步骤。此处先强调一点：写放大同时决定性能与寿命，所以这张表既是性能表也是寿命表。

4.3 突发与稳态的差别

上界公式描述的是稳态——盘已经被写满、且持续被随机改写很长时间之后的状态。但实际负载往往不是稳态的，把这两种状态分开看非常重要：

这里最值得注意的现象是「初始态的假象」：新盘测出来的性能非常好，因为大量块是干净的、根本不需要回收。但这个状态不可持续——盘被写满一次之后就永远回不去了（除非做一次全盘擦除类操作）。所以：

4.4 边际收益递减

把 4.2 节那张表画成曲线，会看到一个非常明确的形状：OP 从 0 加到 7% 时，写放大上界从无穷掉到 15，收益巨大；OP 从 28% 加到 50% 时，只从 4.6 掉到 3.0，收益很小。这就是边际收益递减。

递减的原因从公式看一目了然：(1 + OP) / OP = 1/OP + 1。OP 越小，1/OP 这一项变化越剧烈；OP 越大，它被稀释得越厉害。当 OP 已经很大时，再往上加只能把那条「1」以外的部分再压一点点。

因此「预留越多越好」是错误的。正确的判断是：先看负载的写密集程度与抖动敏感度，找到边际收益开始变平的那个拐点，把预留定在它附近。第 9.5 节会给一个决策框架。

4.5 典型档位与效果量级

把行业里常见的几档预留和它们的实际效果放在一起，作为选型的起点。再次强调：这些都是量级与经验区间，不是任何一颗料的规格。

一个常被问到的问题是「能不能靠主机少分区来替代厂商预留？」答案是物理上可以，工程上不推荐完全替代：厂商预留是出厂就划定的、不会被误用；而主机留出的空间依赖使用习惯，一旦有人把分区建满，预留就消失了。稳妥做法是两者叠加——出厂预留打底，主机再根据需要加一层。

图 5 把这条曲线画了出来。请特别注意曲线的形状——它在左侧几乎是垂直下降的。这意味着：从「几乎没有预留」到「留够十几个百分点」这一段，是投入产出比最高的区间；再往上加，曲线迅速变平。