从物理状态到可读写的 bit#

一个物理状态要成为实用的持久存储，至少要满足三项条件：

• 可区分：不同状态能够稳定编码 0 和 1，或编码更多电平；
• 可读取：读取过程能把物理差异转换为电信号，并且不会轻易破坏原状态；
• 可写入：能够主动改变状态，或者至少能以追加方式写入新的状态。

存储技术之间的核心差异，是状态保存方式和寻址方式：

1
磁化方向：磁带、磁鼓、磁盘
2
表面形态：光盘、玻璃介质
3
电荷数量：NAND Flash
4

5
定位介质上的状态
6
  → 读取或改变该状态
7
  → 将物理信号恢复为 bit

容量、顺序带宽、随机访问延迟、可靠性和成本，都是这两个机制共同决定的结果。

寻址成本与空间组织#

单个 bit 可以做得很小，但为每个 bit 配置独立地址线和读写电路并不现实。存储设备必须共享定位机构：磁带通过卷动定位，磁盘通过磁头移动和盘片旋转定位，NAND Flash 通过 Die、Plane、Block、Page 的层级选通定位。

因此，存储密度和寻址粒度之间存在基本权衡：

1
更细粒度的独立寻址
2
  → 更多定位和选通电路
3
  → 面积、功耗和成本上升
4

5
更粗粒度的成组访问
6
  → 硬件更简单、吞吐更高
7
  → 小读写也可能触发整块操作

这正是操作系统使用“块”而不是“bit”作为持久存储基本访问单位的物理原因。

磁带：一维顺序存储#

磁带在带状介质上连续排列磁性单元，可以把它理解为一条被卷起来的 bit 序列。读写头固定，通过磁带运动把目标位置送到读写头下方：

• 读取时，磁通量变化产生电信号；
• 写入时，写磁头产生强磁场，改变介质的磁化方向；
• 定位只需要卷动这一种机械运动，结构简单且易于提高密度。

磁带的容量、成本和适当封装后的可靠性都很好，但访问模型具有强烈的顺序性。若目标数据离当前位置很远，必须等待大量介质经过读写头，因此随机访问延迟极高。

这里的关键不只是“磁带慢”，而是其带宽和延迟呈现完全不同的性质：定位完成后可以持续传输大量数据，但到达第一个目标字节可能要等待很久。

磁鼓：并列磁道缩短等待#

磁鼓把多条一维磁道并列到旋转圆柱表面，相当于从 1D 扩展到 1D × n。每条磁道有固定读写头，定位主要依靠旋转：最坏等待时间不超过一个旋转周期。

它用更多读写头和较低的空间利用率换取更好的随机访问，体现了存储设备反复出现的工程权衡：增加硬件并行度与定位机构，可以降低寻址延迟。

磁盘：二维盘面与机械随机访问#

硬盘把大量同心磁道排列在盘片表面，并叠放多个盘面，可近似理解为 2D × n 的“2.5D”结构。磁头先移动到目标磁道，盘片再旋转到目标扇区，随后才进行数据传输。

一次磁盘访问的时间可以分解为：

• T_seek：磁臂把磁头移动到目标磁道的寻道时间；
• T_rotation：等待目标扇区转到磁头下方的旋转延迟；
• T_transfer：扇区经过磁头时的实际传输时间；
• T_controller：控制器排队、协议处理等额外开销。

以 7200 rpm 为例：

8.33 ms 是完整旋转一周的时间；若目标扇区位置均匀分布，平均旋转等待约为 4.17 ms。它与磁头移动造成的寻道时间是两个不同的机械延迟，不能混为一谈。

硬盘的连续扇区可以在一次定位后持续传输，因此顺序访问具有较高吞吐；随机访问则不断支付寻道和旋转成本，性能会下降几个数量级。操作系统和控制器会通过请求合并、缓存与调度减少机械运动，AHCI 的 NCQ 也允许设备重排队列中的命令。

软盘：将介质与驱动器分离#

软盘把读写头留在驱动器中，把盘片做成可移动介质，从而实现数据和软件的物理传递。它先后经历 8 英寸、5.25 英寸和 3.5 英寸规格；3.5 英寸软盘虽然名称仍是“软盘”，外壳已经变硬以提高可靠性。

这种设计牺牲了容量、速度和可靠性，却获得了低成本和可携带性。它说明应用场景同样会决定存储形态：历史上几十 KB 已足以容纳复杂程序，软盘因此能够承担操作系统和软件发行介质的角色。

光盘的坑与反射#

CD 在反射平面上用不同表面形态编码数据，激光根据反射信号的变化恢复 bit。数字音频 CD 的经典规格是 44.1 kHz、16 bit、双声道，约 74 分钟、700 MB；Eight-to-Fourteen Modulation 将 8 bit 数据编码为 14 bit，以满足光学读出对连续状态和同步的要求。

光盘最突出的特征不是单次写入速度，而是复制速度。数据形态位于透明塑料结构中，工业生产可以通过母盘压制塑料，再镀反射层，快速复制大量相同内容。

互联网以更低的分发延迟和复制成本逐渐取代了光盘，但“易于读取、批量复制”的设计目标仍然值得保留。

只追加写入也能构造数据结构#

Project Silica 把数据写入玻璃，重新回到类似石刻的长期保存思路。它提供随机读取和追加写入，而不要求原地修改。

“不能原地覆盖”并不等于“不能更新逻辑数据”。只要保留从逻辑对象到最新物理版本的索引，就可以把更新写到新位置：

1
写入新版本
2
  → 更新索引，使逻辑地址指向新版本
3
  → 旧版本留在原处，之后再回收或永久保留

因此，Random Read + Append-only Write 足以构造一般数据结构。这个思想随后也会出现在闪存的 FTL、日志结构存储和 Zoned Storage 中。

从单 bit 到多电平单元#

NAND Flash 使用浮栅中的电荷状态影响晶体管阈值电压。写入相当于把电子注入浮栅，擦除相当于释放电子，读取则通过阈值电压判断当前状态。

若只区分两个电压范围，一个单元保存 1 bit；若更精细地区分多个电压窗口，同一单元可以保存多个 bit：

每个单元保存更多 bit 能提高密度、降低单位容量成本，但状态窗口更窄，对电荷漂移和误差更敏感，编程通常也更慢、可承受的擦写次数更少。

电路并行性与容量扩展#

闪存没有磁头和转轴，不需要等待机械部件定位。Die、Plane 和通道可以并行工作，因此扩充容量时通常也能增加并行度；只要控制器和通道没有成为瓶颈，更大容量可能同时带来更高吞吐。

这不意味着单次小访问没有成本。NAND 内部仍按层级寻址，Page 是读取和编程的基本单位，Block 是擦除的基本单位。电路的速度消除了毫秒级机械等待，却没有消除访问粒度和介质管理问题。

擦除寿命与原地改写限制#

Flash 的致命缺陷是擦除不能无限重复。电荷经过数千或数万次编程/擦除后，单元会逐渐难以恢复到干净状态，最终形成坏块；讲义以 QLC 约千次写入寿命说明这一问题。

更重要的是，NAND 的读、写、擦除粒度并不对称：

1
读：按 Page
2
编程：按 Page，只能把状态朝允许方向改变
3
擦除：按包含许多 Page 的 Block

所以，对同一逻辑文件反复写入 1000 次，并不意味着同一个物理单元被原地写入 1000 次。设备必须把逻辑写入重新映射到其他空闲 Page，并在后台回收旧版本所在的 Block。

逻辑地址与物理位置分离#

SSD、优盘和 SD/TF 卡内部通常包含控制器；典型 SSD 甚至拥有 CPU、RAM、缓存、写缓冲和固件。它们运行 Flash Translation Layer（FTL），在主机看到的逻辑块地址和 NAND 的物理位置之间建立映射：

1
主机写逻辑块 L
2
  → FTL 为 L 选择新的空闲物理 Page P'
3
  → 把数据追加写入 P'
4
  → 更新 L2P[L] = P'
5
  → 原物理 Page P 失效，等待垃圾回收

Logical-to-Physical Table（L2P Table）使设备可以对外伪装成可原地覆盖的磁盘，对内却执行追加写入。

磨损均衡与垃圾回收#

FTL 的两个核心任务由 NAND 的物理约束直接产生：

• Wear Leveling：把写入分散到不同物理块，避免少数块提前耗尽擦写寿命；
• Garbage Collection：搬走仍有效的 Page，擦除包含大量无效 Page 的 Block，重新获得空闲空间。

这层映射保护了应用程序，但也产生新的代价。一次很小的主机写入可能触发 Page 搬运、映射更新和整个 Block 擦除，使介质内部实际写入量大于主机请求量，即写放大。

同为 NAND，设备质量仍可相差很大#

优盘、SD 卡和 SSD 可以使用相同类型的 NAND，但控制器并行度、缓存容量、FTL 算法、预留空间和掉电保护不同，性能与寿命也会显著不同。

设备接口只暴露寄存器和逻辑地址，控制器甚至可以报告伪造的容量。超过真实物理容量后的写入可能覆盖旧数据而不立即报错。因此，块设备抽象隐藏了实现细节，却不能自动保证设备诚实或可靠。

随机访问不等于等延迟访问#

“随机访问”表示可以给出地址并访问任意位置，不表示所有地址的访问时间都相等：

• 磁带需要卷动到目标位置；
• 磁盘和光盘需要机械寻道与旋转；
• NAND 需要按 Die → Plane → Block → Page 层级选通；
• FTL 还可能在后台执行映射、搬运和回收。

因此，设备提供随机访问语义，具体介质仍决定访问延迟、并行度和最优请求形状。

随机可访问的块数组#

为了摊薄寻址和选通成本，操作系统把存储设备建模为固定大小块的数组：

1
struct block disk[NUM_BLOCKS];

抽象接口可理解为：

1
read(block_id, buffer)
2
write(block_id, buffer)

这个模型向上隐藏了磁头、激光、浮栅和 FTL，使文件系统只需处理逻辑块编号。连续块还可以合并为较大的请求，以利用介质的顺序带宽或设备并行性。

块抽象的代价#

统一抽象不是免费的。上层请求与底层物理粒度不匹配时，会发生放大：

• 读放大：应用只需要少量字节，设备却必须读取完整 Page 或块；
• 写放大：小写入触发读改写、FTL 搬运、垃圾回收或文件系统元数据更新；
• 语义丢失：通用块接口无法完整表达介质的追加写、擦除和并行结构。

需要极致性能时，系统可能减少这层伪装。NVMe Zoned Namespaces（ZNS）把设备划分为 Zone，并要求在 Zone 内按顺序追加写入，使主机软件直接适应底层介质，更少依赖设备内部的随机写重映射。

bio 与请求队列#

Linux 文件系统不需要直接控制 NAND Page 或磁盘磁头。块层接收文件系统提交的块 I/O，并把对若干内存页、扇区范围和操作方向的描述组织为 bio。随后块层进行合并、拆分和排队，再通过块设备驱动提交给硬件。

1
应用 read/write/mmap
2
  → 文件系统确定文件对应的逻辑块
3
  → 块层用 bio 描述块范围与内存缓冲区
4
  → request queue / blk-mq 组织并调度请求
5
  → 块设备驱动向控制器提交命令
6
  → 设备完成后逐层通知上层

设备驱动实现块设备操作并接入请求队列后，文件系统即可在其上提供文件、目录和映射等更高级接口。bio 和请求队列通常是应用程序“看不见”的接口，却是文件系统语义落到具体设备的关键边界。

抽象边界与持久化保证#

块写入完成不必然等价于数据已经安全进入非易失介质。数据仍可能停留在页缓存、块层队列、控制器缓存或设备写缓冲中。块设备抽象解决的是“按什么地址和粒度访问”，而以下问题必须由文件系统和设备协议继续回答：

• 写入何时真正越过易失缓存；
• 多个块以什么顺序到达介质；
• 崩溃发生在中途时，元数据与文件内容是否一致；
• 如何通过 flush、barrier、日志或 copy-on-write 建立持久化顺序。

因此，存储介质、块设备和文件系统形成分层关系：

1
物理介质：决定状态、粒度、寿命和故障模式
2
FTL/控制器：把介质约束转换为逻辑块接口
3
块设备层：提供统一寻址、排队和完成通知
4
文件系统：把块组织成文件，并定义一致性与持久化语义