古猫先生 SATA系列博文转载
SATA专题文章列表
SATA系列专题之一：浅析Physical Layer物理层OOB信号
SATA系列专题之二：2.0 Link layer链路层概述
SATA系列专题之二： 2.1 Link layer链路层8b/10b编码解析
SATA系列专题之二： 2.2 Link layer链路层加扰/解扰/CRC解析
SATA系列专题之二： 2.3 Link layer链路层 Frame结构以及Primitive基元解析
SATA系列专题之三：3.0 Transport Layer传输层概述
SATA系列专题之三：3.1 Transport Layer传输层FIS结构解析
SATA系列专题之三：3.2 Transport Layer传输层FIS Retry机制解析
SATA系列专题之三：3.3 Transport Layer传输层Flow Control机制解析
SATA系列专题之三：3.4 Transport Layer传输层Error处理机制解析
SATA系列专题之四：4.0 Command Layer命令层概述
SATA系列专题之四：4.1 Command Layer命令分类详细解析
SATA系列专题之五：Link Power Management解析
SATA系列专题之六：浅析NCQ原生指令序列
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SATA系列专题之一：浅析Physical Layer物理层OOB信号
一、SATA物理层概述
说OOB之前，首先得了解一下SATA结构以及物理层的含义。
SATA主要包括：应用层(Application Layer), 传输层(Transport Layer)，链路层(Link Layer)以及物理层(Physical Layer), SATA结构如下图:
这四个主要部分的作用是什么呢？
Application Layer/Command Layer(可解读为同一层) :
1. 最高层级的Layer,进行ATA或ATAPI command的执行,
2. implementation上很多是用软件处理.
Transport Layer :
1. 将Application Layer要做的Command转化成FIS的handshake,
2. 对FIS的组成和解开.
Link Layer :
1. 将要打出去的data做编码, 将收进来的data做解码,
2. 维持Link Layer的handshake机制.
Physical Layer :
1. Tx和Rx串行流(serial stream),
2. 上电时序,
3. 支持SATA电源管理选项,
4. OOB(Out-of-Band)信号的产生与检测.
从上面的介绍中，我们看到物理层中有一个关键的功能就是OOB(Out-of-Band)信号的产生与检测, 这就是我们今天的主角~
二、OOB(Out of Band)信号解析
SATA信号链结的建立主要是靠OOB(Out Of Band)的检测实现的，并且向上层Link Layer提供了物理层的链结情况。
OOB主要的作用包括以下几点：
- 初始化(initialization),
- 传输速率的协商与对接(Speed negotiation),
---透过OOB handshake，host与device可以决定要在Gen1,Gen2或Gen3做data传输。 - 重置(Reset),
- 从省电状态(Slumer/Partial)的唤醒,
OOB信号实际上主要有COMRESET/COMINIT与COMWAKE三个PHY信号线。
- COMRESET：Host对Device进行硬件重置以及SATA信号的重新建立。
- COMINIT：由Device送往Host，要求信号初始化。
- COMWAKE：Host或是Device装置可以激发该信号来将PHY从省电状态(Slumer/Partial)抽离。
COMRESET/COMINIT由两部分相互间隔构成，一部分是突发长度为160个UI (Unit Interval)约106.7ns的ALIGN，另一部分是长度为480UI约320ns的Idle。
需要注意的是，虽然COMREST和COMINIT形式上是一样的，但COMREST只能从host到device，而COMINIT只能从device到host。
COMWAKE同样是有两部分相互间隔组成，一部分是突发长度为160个UI (Unit Interval)约106.7ns的ALIGN，另一部分是长度为160个UI约106.7ns的Idle。
SATA信号通迅链结建立过程是什么？我们先来看一幅图哈~
看不懂？没关系，我们一步步的来解析一下详细的过程：
- 主机重置，发出COMREST。
- 设备检测到COMRESET后以COMINIT回应。
---COMINIT为重新连接开始信号，设备可以在任意时间发送COMINIT重新建立连接。 - 若没有COMINIT的通知，HOST就会重复步骤1，直到DEVICE回复为止，这也是系统允许热插拔的关键。
- 主机calibrate，发出COMWAKE。
- 设备接收到COMWAKE后，设备连续发送6个COMWAKE信号，接着连续发送ALIGN进行传送速度的协商。
- 主机锁存资料。主机接收到COMWAKE后，以支援的最低速率连续发送D10.2资料，同时锁存检测接收的资料，当检测到设备发送的ALIGN后，以接收的速率将ALIGN转发给设备。
注：D10.2是0101010101...这样0和1交替的波形, 可以让device端更容易做clock recovery的动作. - 主机在发送了COMWAKE后至少要在880ps内接检测到ALIGN，否则主机重启上电序列重新检测设备，直到应用层将其终止。
- 设备锁存资料，检测到ALIGN后发送同步信号SYNC，通讯建立成功，进入到正常操作模式。如在54.6us内未检测到ALlGN，则进入错误处理，等待重新连接。
- 当主机接收到三个非ALIGN后，链结建立完成，进入正常操作。
Device与Host连接是首先从Device支持的最高速开始的，如果最高速不满足则用较低速率再次匹配，直到最低速率也不能匹配后Device将进入error状态; 换速等待时间为54.6us(2048个ALIGN DWORD传输时间)；
三、实例分享
我们来看个小编工作中遇到的一个实例--fail现象是正常上电之后SATA SSD无法被识别。
抓取正常上电之后fail sample SATA trace如下：
从上面的SATA trace结合前面SATA通讯链路建立的9个步骤，我们可以发现第六步之后就出问题了：
Device传送最高速度(6.0G)的Align无法顺利被SATA analyzer解析出来,再降速送Align(3.0G, 1.5G)依然无法被SATA analyzer解析, host也没有回应, speed negotiation失败。最终，Host再次发送COMRESET，进入死循环。
正是由于SATA信号通讯链路无法建立，导致SATA SSD在上电之后始终无法被识别到。
最后附上SSD可以被正确识别的SATA trace供各位看官参考：
SATA系列专题之二：2.0 Link layer链路层概述
一、故事前传
在之前的文章中，我们有提到SATA主要包括：应用层(Application Layer), 传输层(Transport Layer)，链路层(Link Layer)以及物理层(Physical Layer), SATA结构如下图:
较为详细解释请见之前的文章"浅析SATA Physical Layer物理层OOB信号"，我们这里主要解析Link layer相关内容。
二、SATA Link Layer解析
我们先来看看link layer的结构
从上面Link layer的结构，我们可以看到link layer的作用大致可以包括以下几点：
- Frame flow control
- CRC的生成与检测
- 对数据与控制字符的Scrmable/Descramble
- 8b/10b编解码
- 将传输层进来的数据转为Frame
Link layer在SATA通讯中参与的过程可以这样理解：
- 通过插入各种primitive基元(详细解析请见本篇后面内容)进行流量控制，在成功传递完有效资料后，链结层(Linker layer)等待对方的应答，并把结果传给上层；
- 传输层(transport layer)传送进来FIS，链结层(Linker layer)计算CRC值，加扰(Scramble)和8B/10B编码后，加上SOF和EOF封装成frame ，传递给物理层(Physical layer)。
注：SOF=Start of Frame, EOF=End of Frame。 - 从物理层接收到有效资料时，进行8B/10B解码、解扰(Descramble)以及CRC效验，然后将资料提交到传输层。
后续文章对几个关键的部分展开解析，敬请关注！
SATA系列专题之二： 2.1 Link layer链路层8b/10b编码解析
一、故事前传
我们上回说到Link layer的结构，link layer的作用大致可以包括以下几点：
- Frame flow control
- CRC的生成与检测
- 对数据与控制字符的Scrmable/Descramble
- 8b/10b编解码
- 将传输层进来的数据转为Frame
二、8b/10b编解码
8b/10b编码是目前高速串行通信中经常用到的一种编码方式，直观的理解就是把8bit数据编码成10bit来传输。
为什么要引入这种机制呢？其根本目的是“直流平衡”。当高速串行流动逻辑1或逻辑0有多个位没有产生变化时，信号的转换就会因为电压位阶段关系而造成信号错误，直流平衡的最大好处便是可以克服以上问题。
将8bit编码成10bit后，连续的1或者0不能超过5位，所以10b中0和1的位数只可能出现3中情况：
- 有5个0和5个1
- 有6个0和4个1
- 有4个0和6个1
这样引出了一个新术语“不均等性”(Disparity)，就是1的位数和0的位数的差值，根据上面3种情况就有对应的3个Disparity0、-2、+2.
在SATA协议中资料值可以统一的表示为Dx．y或Kx．y，其中D表示资料字元，K表示特殊的控制字元， x表示输入的原始资料的低5位元，y表示输入的原始资料的高3位元。 通俗的讲，也就是8bit原始数据会分成两部分，其低5位进行5B/6B编码，高3位则进行3B/4B编码。
对K控制字元的编码方式和D资料字元编码方式一样。
协定中只使用了两个控制字元K28.3和K28.5
- K28.5只用在Primitive基元ALIGNp byte0,
- K28.3用在除ALIGNp之外的其他任何Primitive基元的byte0.
举个栗子：例如一个8bit数据101 10101，x=10101（十进制为21） y=101（十进制为5），我们就把这8bit数据写成D21.5。对照5B/6B以及3B/4B加密对照表(如下表),可以得到10bit数据为101010 1010
SATA系列专题之二： 2.2 Link layer链路层加扰/解扰/CRC解析
一、故事前传
我们之前说到Link layer的结构，link layer的作用大致可以包括以下几点：
- Frame flow control
- CRC的生成与检测
- 对数据与控制字符的Scrmable/Descramble
- 8b/10b编解码(已解析，详细见历史文章)
- 将传输层进来的数据转为Frame
二、加扰(Scramble)/解扰(Descramble)
资料在进行8b/10b 编码之前，必须先行资料加扰(Scramble)的处理，目的是為了降低EMI(Electromagnetic Interference，电磁干扰)。
实现方式是由LFSR(Linear Feedback Shift Register)的方式来实践；
基本原理是将资料的8 位元与LFSR 寄存器的16 位元输出做XOR 的处理。
- 规定LFSR的初始值為0xFFFF，
- LFSR必须在SOF标志前就要被初始化，
- 在SOF与EOF之间的资料，包括CRC值都需要加扰。
- 对于控制基元Primitive是不需要加扰的 。
SATA协议中资料处理流程如下 :
- 对于一个资料包，在SOF后的资料就必须计算其CRC值，同时这个资料必须和扰码器的输出进行XOR操作，操作结果送往8B/10B编码器编码；
- 反之，在接收方，资料先通过10B/8B解码，再与扰码器的输出结果进行XOR操作，最后计算资料的CRC值。
三、CRC(Cyclic Redundancy Check)循环冗余校验码
CRC的计算范围包括SOF和EOF之间的所有资料(即不包括控制基元)，以Dword(32-bit)为单位，如果资料的内容不是Dword的整数倍，需要在资料包的后面用‘0’来补充。
- 协议规定CRC的初始值為0x52325032，
- SOF和EOF之间的所有资料不能超过2064个Dwords。
SATA系列专题之二： 2.3 Link layer链路层 Frame结构以及Primitive基元解析
一、故事前传
我们之前说到Link layer的结构，link layer的作用大致可以包括以下几点：
- Frame flow control
- CRC的生成与检测(已解析，详细见历史文章)
- 对数据与控制字符的Scrmable/Descramble(已解析，详细见历史文章)
- 8b/10b编解码(已解析，详细见历史文章)
- 将传输层进来的数据转为Frame
二、Frame结构解析
SATA协议中所有Frame的结构均是包含四个部分：SOF、Payload Data、CRC、EOF。(如下图所示)
三、Primitive基元解析
Primitive基元是用于控制和提供串行线状态的Dword实体。比如ALIGNp, SOFp, EOFp, HOLDp, PMREQ_Pp, PMREQ_Sp, SYNCp, WTRMp, R_RDYp, X_RDYp等。其对应的含义以及DW解析如下表：
理论再多不如实践呐，现以设备接收一个资料包的传输过程来说明基元的作用。首先主机、设备都处于空闲状态(SYNC)。
(1) 主机有资料需要发送，发送X_RDY，通知设备准备接收资料；
(2)设备检查自己的状态，准备好后发送R_RDY告诉主机可以发送数据；
(3)主机开始发送资料, SOF为资料开始标志；
(4)接收方在接收到资料时，以R_IP告诉主机正在接收资料；
(5)主机的资料包没有发送完，可是还有些资料没有准备好，以HOLD告诉设备暂停资料发送；
(6) 设备接收到HOLD后，以HOLDA回应；
(7) 主机准备好了资料可以继续发送，以HOLD结束等待状态；
(8)主机继续传输资料；
(9)设备接收资料，以R_IP告诉主机正在接收资料；
(10) 主机发送完了整个资料包，发送WTRM告诉设备：主机正在等待传输结果；
(11) 设备接收完整个资料包并检验正确，以R_OK告诉主机接收正确；
(12)主机进入空闲状态，发送同步信号SYNC；
(13)设备进入空闲状态，发送同步信号SYNC；
SATA系列专题之三：3.0 Transport Layer传输层概述
一、故事前传
在之前的文章中，我们有提到SATA主要包括：应用层(Application Layer), 传输层(Transport Layer)，链路层(Link Layer)以及物理层(Physical Layer), SATA结构如下图:
较为详细解释请见之前的文章：
1，浅析SATA Physical Layer物理层OOB信号；
2，SATA Link layer链路层解析 2.0-2.3；
我们这里主要解析Transport layer相关内容。
二、SATA Transport Layer传输层概述
当Host下发Command时(如下图)，传输层的职责大致有：
- 发送时根据Command的种类及格式构造FIS(Frame Information Structure)，接受时检测FIS种类并分解得到有用资讯
- 通知Link Layer传送Frame以及获取Link Layer传来的Frame receipt确认信息,(host收到FIS后也会向device发送确认信息的FIS)
- 管理和流量控制(Flow Control)
- 向Application Layer报告传输完成或者报错(Error Reporting)
简单的讲，传输层不必关心需要传输或接收资讯的多少，只需把要传输的资料封装成FIS 格式，发送到Link Layer，或者把收到的FIS去除封装，提交给Application Layer。
后续文章会针对FIS，Flow Control以及Error Reporting三个部分详细解析，敬请期待呀~Oh, man, Come on!
SATA系列专题之三：3.1 Transport Layer传输层FIS结构解析
一、故事前传
在之前的文章中，我们有提到SATA主要包括：应用层(Application Layer), 传输层(Transport Layer)，链路层(Link Layer)以及物理层(Physical Layer),
较为详细解释请见之前的文章：
1，浅析SATA Physical Layer物理层OOB信号；
2，SATA Link layer链路层解析 2.0-2.3；
我们这里主要解析Transport layer FIS结构相关内容。
二、FIS(Frame Information Structure)解析
FIS是一种用于Host和device之间信息传输的机制，每个FIS的格式都是固定的，并且对应唯一的ID，SATA Spec定义了14类FIS ID。
但是，实际上，我们用到主要是8类：
FIS Type
FIS IDDiscriptionSizeH2D 27hSend command to drive5 DWsD2H34hResponds status to host5 DWsDMA Activate39hActivate a DMA data transfer1 DWDMA Setup41hStart a DMA data transfer7 DWsPIO Setup5Fh
Start a PIO transfer
PIO=Programmed Input/Output
5 DWsDATA46hData packet2049 DWsSDBA1hResponds a command completion for NCQ command2 DWsBIST58h SATA Built-In Self-Test3 DWs
(1) Register FIS-H2D(27h)
用来传输主机的Shadow Register(可以理解为CPU的传达室)的资料到设备，与ATA/ATAPI指令字和寄存器相容。
当Device接收到一个有效的Register FIS - H2D，检查C bit的内容，然后更新命令寄存器 / 控制寄存器中的内容中，
C bit为‘1’，Device按照Command Register中的命令执行命令，
C bit为‘0’，Device按照Control Register中的内容执行控制请求。
(2) Register FIS-D2H(34h)
D2H的作用如下：
- 从Device送往Host端，传送装置的状态变化。
- 当Device完成一个命令，向主机报告指令完成的状态。
- Device用于修改host中shadow block里的command register和control register。
(3) SDB(Set Device Bits)(A1h)
SDB的作用是Device用来改写host 的shadow register中的error或status的某些bits；
这些bits包括Error全部8 bits和Status中的6 bits，
SDB FIS不改变状态寄存器中的bit7 BSY(Busy)、bit3 DRQ(Data Request)。
下表中的“i”表示host在收到该FIS以后，如果shadow status register中BSY和DRQ位都为0时，host进入中断等待状态(实际上表明device进入中断等待状态)
(4) DMA Activate(A1h)--Device to Host
DMA Active FIS的特性主要是：
- Device发送该FIS同意主机以DMA方式向设备发送资料，
- 是Device对主机DMA写命令的一个回应，
- 当发送完FIS后，Device必须进入接收DMA资料接收状态，
- 每发送一个DMA DATA FIS后，要再次收到DMA Activate FIS才能发送下一个DMA DATA FIS；
(5) DMA Setup(41h)--Bidirectional
进行DMA操作的第一步，目的是为了建立DMA操作参数。
发送方通过发送这个FIS，要求对方配置好DMA控制器，同时存储空间必须按要求处于准备状态。
D bit为‘0’，代表发送方传送资料；
D bit为‘1’，代表接收方传送资料, 传输时一方的D为1，另一方的D为0。
DMA Transfer Count表示传输Bytes计数。
(6) PIO Setup(5Fh)--Device to Host
由设备发送给主机，告诉主机相关PIO操作参数，包括了在PIO传输前和传输后shadow register的内容。
- 在PIO传输资料的过程中，Device必须先发送这个FIS给主机，表示Device准备好发送或接受数据。
- 与DMA传输一样，每传一个DATA FIS就要一个PIO SETUP FIS传输下一个DATA FIS；
(7) DATA FIS(46h)--Bidirectional
DATA FIS比较简单，就是用来传输资料，比如说对硬盘的读写操作，
资料包的长度是不定的，除去SOF、EOF、CRC和FIS类型等标志外，最多2048个Dwords。
(8) BIST Activate(58h)--Bidirectional
让对方进入测试模式，是一个双向可用的FIS，接收方以R_OK回应，完成测试工作之后就进入BIST交换状态了。
SATA系列专题之三：3.2 Transport Layer传输层FIS Retry机制解析
一、故事前传
在之前的文章中，已经解析了SATA协议的部分相关内容。
较为详细解释请见之前的文章：
1，浅析SATA Physical Layer物理层OOB信号；
2，SATA Link layer链路层解析2.0-2.3；
3，SATA Transport layer链路层解析3.0-3.1；
我们这里主要解析Transport layer FIS Retry机制相关内容。
二、FIS Retry机制解析
上回说到，FIS是一种用于Host和device之间信息传输的机制，每个FIS的格式都是固定的，并且对应唯一的ID，SATA Spec定义了14类FIS ID。
其实在很多场景下，FIS的传输会出现Error，那怎么办呢？
不怕不怕，SATA协议给我们准备了Retry机制可以救场~
Transport Layer在Host端和Device分别有一个Buffer： FIS Tx Buffer和FIS Rx Buffer(如下图)。
- 当Host端将FIS从Transport Layer传至Link layer的时候，FIS其实在Transport Layer的FIS Tx Buffer有一个备份。
- 当device Link layer解析到传过来的FIS有错误发生时，会返回一个Primitive基元“R_ERR”，告诉Host端：“您刚才传输的FIS出了点问题，麻烦您发送一遍”。
- Host端收到R_ERR反馈会再讲备份在FIS Tx Buffer的FIS重新发送一遍。
但是，有一点需要注意，并不是所有的FIS都可以用Retry机制修复Error：
- DATA FIS最大长度为2049 DWs, 但是Transport layer并没有这么大Buffer，FIS Tx/Rx Buffer只要7 DWs，所以DATA FIS无法用Retry机制。
- BIST只用在测试诊断场景，所以BIST也无法用Retry机制。
所有FIS Retry机制状态如下表：
SATA系列专题之三：3.3 Transport Layer传输层Flow Control机制解析
一、故事前传
在之前的文章中，已经解析了SATA协议的部分相关内容。
较为详细解释请见之前的文章：
1，浅析SATA Physical Layer物理层OOB信号；
2，SATA Link layer链路层解析2.0-2.3；
3，SATA Transport layer链路层解析3.0-3.2；
我们这里主要解析Transport layer Flow Control机制相关内容。
二、Flow Control
我们前面有提到传输层中Tx/Rx buffer只有7 DWs，也就是28 Bytes, 而我们Data FIS的最大长度是2049 DWs(8196 Bytes)。在Data传输过程中，如果不加管理和控制的话，就会出现欠载(UnderRuns)和过载(OverRuns)的情况。
在Data flow control的过程中，主要用了两个Primitive基元：HOLD和HOLDA。
- HOLD的作用是告知对方中止FIS传输；
- HOLDA的作用是告知HOLD发送者：“您的HOLD中止指令已收到，并且已中止FIS传输”。
发送端(Tranmitter)和接收端(Reciver)均可以启动Data flow control机制，主要分为以下四种情况：
- 发送端Tx Buffer接近空的时候；
- 发送端Tx Buffer接近满的时候；
- 接收端Rx Buffer接近满的时候；
- 接收端Rx Buffer接近空的时候；
(1)发送端Tx Buffer接近空的时候
Data FIS传输过程中，首先是接收端检测到FIS并且回复Primitive基元"R_IP"（Reception in Progress）给发送端（如下图）。
- 当发送端Tx buffer接近空的时候，发送端会给接收端发送Primitive基元“HOLD”，告知接收端，data传输将会被暂停；
注：发送端会一直发送HOLD，直到data传输被恢复。 - 当接收端接收到HOLD之后，会反馈HOLDA给发送端。
(2)发送端Tx Buffer接近满的时候
前面提到发送端会一直发送HOLD，直到data传输被恢复。一旦发送端Tx Buffer快满了，就会取消HOLD，并恢复data传输。接收端也会在HOLD之后立马检测到数据的传输，并且释放HOLDA。
(3)接收端Rx Buffer接近满的时候
当接收端Rx buffer快满的时候，发送HOLD给接收端，告知发送端"先不要发送数据了，我快承受不来了，呜呜~"。
当发送端接到HOLD之后，会立马发送HOLDA安抚接收端"遵命~传输已中止~"。
(4)接收端Rx Buffer接近空的时候
当接收端Rx buffer快空的时候，会释放HOLD，欢快的告知发送端“快发送数据啦，我现在很空呢~”，同时会发送R_IP。发送端收到接收端R_IP的指示，恢复data传输。
SATA系列专题之三：3.4 Transport Layer传输层Error处理机制解析
一、故事前传
在之前的文章中，已经解析了SATA协议的部分相关内容。
较为详细解释请见之前的文章：
1，浅析SATA Physical Layer物理层OOB信号；
2，SATA Link layer链路层解析2.0-2.3；
3，SATA Transport layer链路层解析3.0-3.3；
我们这里主要解析Transport layer Error Reporting机制相关内容。
二、Error Reporting
SATA Spec中提到SATA环境支持ATA error以及SATA error的检测。SATA环境中发生的error大致分为四类：
- Command无法正常完成。这部分会记录在ATA的Status/Error register(也可以称为ATA shadow register).
- FIS传输错误。这部分记录在SATA定义的Error register.
- SATA链路传输error。这部分也记录在在SATA定义的Error register.
- HBA(Host Bus Adapter)错误。这部分会记录在SATA定义的Error register或者IO bus register.
从上图我们也可以看到，所有的status和error register都放在HBA。Device也可以检测到Error，但是要上报给Host, 主要途径有两个：
- 在command执行过程中发现错误后，Device通过向Host发送Register FIS-D2H来更新ATA status & error。
- 在FIS传输过程中发生错误，Device向Host发送Primitive基元“R_ERR”。不过，这种情况下，Host不能判断错误的根本原因。
SATA环境下产生的错误可能发生在任何一层，每层检测的status & error类型如下图：
发现了问题，最终还得去解决。对于各层上报的error，根据错误类型以及错误严重程度，应对措施主要有：
- 冻结(Freeze)。这个时候就说明了错误的严重性很高，无法修复，需要做reset才能清除错误；
- 中断(Abort)。表明错误比较持久，相应的cmd已经失败。需要告诉Host作中断处理。
- 重新发送(Retry)。表明错误是短暂并且不影响SATA系统运行，比如CRC error。这个错误如果是在Transport Layer或者以下发生的，由硬件启动retry机制。如果发生在Transport Layer之上了，就要依赖软件启动retry机制。
- 追踪/忽略(Track/ignore)。表明这是个可以纠正的错误，不严重，可以忽略。不过，此类error虽然可以被纠正，但是也会对SATA的整体性能产生不利影响。
(1) ATA Status & Error Register
当有ATA error发生时，ATA status会将ERR bit置"1"。如果ERR bit=0, 那么Error register相应的内容均为无效。
Error Register具体定义如下：
(2) SATA定义的相关Error Register
SATA Status(SStatus) Register:
SATA Error(SError) Register:
SATA系列专题之四：4.0 Command Layer命令层概述
一、故事前传
在之前的文章中, 我们已经介绍了传输层(Transport Layer)，链路层(Link Layer)以及物理层(Physical Layer)的相关内容。详见前期文章：
1，浅析SATA Physical Layer物理层OOB信号；
2，SATA Link Layer链路层解析2.0-2.3；
3，SATA Transport Layer传输层解析3.0-3.4；
我们这里主要解析Command layer命令层相关内容。
二、SATA Command Layer命令层概述
当Host要下发一个command时，步骤大致如下：
- Host软件先初始化Shadow register；
- 软件下发cmd， 将payload content的资讯，先写到shadow command block register和shadow control block register里；
- 应用层将shadow register的内容发送传输层，并产生FIS,，
- 通过FIS传到device的command register block和control register block；
#shadow command block 映射到 command register block；
#shadow control block 映射到 control register block；
这里要先提一下Shadow register：
这其实是个和硬件有关的概念。有些register是2层的，第一层是供CPU访问，第二层供HW访问。
- 这是同一个Register，不是2个Register，只不过分了2层。形象的讲上层是下层的Shadow。
- CPU在写Register的时候，会先写在上层的Shadow Register，硬件update之后才会在下层供HW访问的Register开始执行。
- 因为真正生效的执行HW动作的是下面这层，而上面这层只是将CPU（也就是将软件）的信息获取到，等下个硬件周期才会执行。
SATA系列专题之四：4.1 Command Layer命令分类详细解析
一、故事前传
在之前的文章中, 我们已经介绍了传输层(Transport Layer)，链路层(Link Layer)以及物理层(Physical Layer)的相关内容。详见前期文章：
1，浅析SATA Physical Layer物理层OOB信号；
2，SATA Link Layer链路层解析2.0-2.3；
3，SATA Transport Layer传输层解析3.0-3.4；
4，SATA Command Layer命令层解析4.0；
我们这里主要解析Command layer命令层具体Command相关内容。
二、SATA Command Layer命令层具体解析
SATA Spec定义了12类Command，具体分类与对应的数量如下表：
那么，我们就对这12类Commands中作详细的介绍：
1. Command No Implemented
当Command无法执行时，状态如下图，Device需要做三件事情：
- 在ATA status register中将ERR bit 置为1;
- 在ATA error register中将abort bit置为1;
- 返回Register FIS-D2H更新shadow register.
注：ATA status & error register详细介绍请见历史文章"SATA Transport Layer传输层解析".
2. Non-Data Commands
Non-Data Commands这一类的command sequence比较简单，主要是通过Register FIS在Host与device之间进行交互，如下图：
3. PIO Data-In Commands
PIO data-in command的作用是将device的数据读到host memory中，具体sequence如下：
PIO read SATA trace供参考：
4. PIO Data-Out Commands
PIO data-out command的作用是将host memory数据写入device。具体sequence如下：
5. DMA Data-In(Read) Commands
DMA read SATA trace供参考：
6. DMA Data-Out(Write) Commands
DMA write SATA trace供参考：
7. DMA Data-In(Read) Queued Commands
8. DMA Data-Out(Write) Queued Commands
9. COMRSET Sequence
10. Host Software Reset Sequence
SATA系列专题之五：Link Power Management解析
一、故事前传
在之前的文章中, 我们已经针对SATA的主要结构进行了较为详细的解析，详见前期文章：
1，浅析SATA Physical Layer物理层OOB信号；
2，SATA Link Layer链路层解析2.0-2.3；
3，SATA Transport Layer传输层解析3.0-3.4；
4，SATA Command Layer命令层解析4.0-4.1；
我们这里主要解析一下SATA Link Power Management的相关内容。
二、SATA Link Power Management解析
一般情况下，SATA Phys会处在Phy Rdy状态(Standby)，确保Host与Device之间正常通信。如果SATA host一直处在Idle的情况，并不需要SATA interface处于通信状态，而此时，SATA Phys仍处在Phy Rdy状态(Standby)，这样是不是有点浪费呢？
基于降低能效的考虑，SATA Spec定义了两种低功耗的状态：Partial和Slumber。
- Partial: 功耗大约75mW, 比Standby状态功耗约200mW低了一多半, 从Partial状态退回Phy Rdy的时间不能超过10us.
- Slumber: 功耗大约25mW, 比Partial状态功耗更低，从Slumber状态退回Phy Rdy的时间也相对较长，但不能超过10ms。
在Link Power Management协议中有四个关键的Primitive基元参与：
- PMREQ_S: 请求进入Slumber状态, 这个基元会被一直发送，知道收到对方的回应(PMACK或者PMNAK).
- PMREQ_P: 请求进入Partial状态, 这个基元会被一直发送，知道收到对方的回应(PMACK或者PMNAK).
- PMACK：对PMREQ_S或者PMREQ_P的回应，接受进入Slumber或者Partial的请求。
- PMNAK：对PMREQ_S或者PMREQ_P的回应，不接受进入Slumber或者Partial的请求。
生来平等，Host与Device均可以发起请求(HIPM/DIPM)，进入Partial/Slumber。
- HIPM = Host Initiated Link Power Management
- DIPM = Device Initiated Link Power Management
我们针对HIPM举例，解析一下Link Power Management Protocol:
- Host应用层初始化Partial/Slumber请求；
- Host传输层收到上层传过来Partial/Slumber请求后，转送至下一层链路层；
- Host链路层收到Partial/Slumber请求后，进入Partial(L_TPMPartial)或者Slumber(L_TPMSlumber)，并发送Primitive基元"PMREQ_P"或者"PMREQ_S"至物理层，这个过程中，会一直发送PMREQ，直至收到物理层的回应(PMACK或者PMNAK)；
- Host物理层通过物理链接将Primitive基元"PMREQ_P"或者"PMREQ_S"传送至Device物理层；
- Device物理层将收到的信息全部转送至Device链路层；
- Device链路层一旦收到Primitive基元"PMREQ_P"或者"PMREQ_S"，就会进入PMOff 状态；
- 进入PMOff状态后，Device链路层会发送Primitive基元PMACK至物理层。这个过程中会发送4~16个PMACK。之后，链路层进入ChkPhyRdy状态，并向物理层发送信号，告知其进入Partial/Slumber状态；
- Device物理层将PMACK发送至Host物理层；
- Device物理层检测到链路层发送的Partial/Slumber信号后，进入Electrical Idle状态(0V, no signal);
- Host物理层收到PMACK后，转送至链路层；
- Host链路层检测到PMACK后，进入ChkPhyRdy状态，并中止发送PMREQ；
- 进入ChkPhyRdy后，Host链路层会向物理层发送信号，告知其进入Partial/Slumber状态。然后Host物理层进入进入Electrical Idle状态(0V, no signal);
从上面的Protocol中，我们可以看到，一旦进入Partial/Slumber状态，Link Phy就会进入electrical idle。如果要从Partial/Slumber状态中唤醒，就需要依赖COMWAKE OOB信号重新建立Link。
有关OOB信号的详细介绍请见之前文章:
浅析SATA Physical Layer物理层OOB信号；
此外，由于Link Power Mangement是选择性的，所以并不要求所有的device一定要支持这个功能。一块SSD是否支持，可以查看其Identity Drive data:
SATA系列专题之六：浅析NCQ原生指令序列
一、故事前传
在之前的文章中, 我们已经针对SATA相关内容进行了较为详细的解析，如果感兴趣的话，请见之前文章：
1，浅析SATA Physical Layer物理层OOB信号；
2，SATA Link Layer链路层解析2.0-2.3；
3，SATA Transport Layer传输层解析3.0-3.4；
4，SATA Command Layer命令层解析4.0-4.1；
5，SATA Link Power Managment解析；
我们这里主要解析一下SATA NCQ(Native Command Queuing)原生指令序列的相关内容。
二、SATA NCQ 原生指令序列
NCQ是SATA中的命令协议，允许同时在Drive中执行多个命令。 当用户的应用程序发送多条指令到用户的硬盘，NCQ可以优化完成这些指令的顺序，从而降低负荷达到提升性能的目的。
此外，SATA Spec中还定义了三个特殊的功能来加强NCQ的性能：
- Race-Free Status Return: 无竞争状态返回机制，允许任何指令任何时间报告执行状态，此外，多个命令执行完毕信息可以打包一起回传。
- Interrupt Aggregation: 在DMA传输模式下，硬盘通知传输结束，会引起一个中断（Interrupt），造成延迟。所以，SATA spec提供中断聚集机制。如果硬盘同时间内完成多组命令，这些命令完成所引起的中断就可以聚集在一起，大幅减少中断的数目，这对于降低中断延迟有极大的贡献。
- First-Party DMA(FPDMA): SATA允许硬盘端通过DMA setup FIS直接对Host控制器送出数据传输请求，DMA引擎就可以直接进行资料传输，这个过程中并不需要Host端软件的介入。
当Drive收到一个Command，是要将其重新排列？还是立即执行呢？这怎么区分呢？
不怕，SATA Spec定义了两个特殊的NCQ指令： - Read FPDMA Queued;
- Write FPDMA Queued;
从上面Read FPMA Queued Inputs和Write FPMA Queued Inputs我们可以看到红色框里面有一个特别的5-bit参数TAG(bit3~bit7). 这个参数就代表了NCQ一次可以最多执行32个Commands(如下图红色框Command List)。
在Device端，当Queued Commands(最多32)中的一个write或者read准备好传输数据时，通过发送DMA setup FIS告知Host已准备好数据传输，其中要附带更新Tag Value(如下图红色框)。
在Device端，当Queued Commands执行完成后, 通过发送Set Device Bits FIS告知Host完成状态，此时SActive区域对应TAG的相关内容(最多32个Command)。
FPDMA Read Command(60h) Protocol如下：
我们抓取了一个FPDMA Read Command(60h)的SATA trace，如下图：
从上面的SATA trace我们可以得到：
- 这个FPDMA read cmd对应的Tag=8;
- 这个FPDMA read cmd要读取32768 bytes的数据;
在之前的文章“SATA Transport Layer传输层解析”中，我们提到过，Data FIS中的数据长度最大为2048 DWs,也就是8192 Bytes。所以，我们可以看到在上面的sata trace中，分4次发送Data FIS来实现32768 bytes数据的传输。
FPDMA Write Command(61h) Protocol如下：
我们抓取了一个FPDMA Write Command(61h)的SATA trace，如下图：
从上面的SATA trace我们可以得到：
- 这个FPDMA write cmd对应的Tag=0xEh=14;
- 这个FPDMA write cmd要写入131072 bytes的数据;
在之前的文章“SATA Transport Layer传输层解析”中，我们提到过：Data FIS中的数据长度最大为2048 DWs,也就是8192 Bytes。所以，我们可以看到在上面的sata trace中，分16次发送Data FIS。但是每发送一个DMA DATA FIS后，要再次收到DMA Activate FIS才能发送下一个DMA DATA FIS；
下面我们再看个完整的例子加深一下对NCQ的理解：
举例：Host向Device发送两个Read FPDMA Queued指令
针对这个例子，我们作两个假设：
假设1：
第一个Read FPDMA Queued指令 Tag=0;
第二个Read FPDMA Queued指令 Tag=5;
假设2：
Device要先执行第二个指令(Tag=5), 然后在执行第一个指令(Tag=0)
上图中指令下发流程如下：
- Host先下发第一个Read FPDMA Queued指令，并且SActive bit0=1, 写入NCQ buffer，这时NCQ队列深度=1；
- Host先下发第二个Read FPDMA Queued指令，并且SActive bit0 & bit5=1, 写入NCQ buffer，这时NCQ队列深度=2；
在假设2中，我们要求先执行第二个指令(Tag=5)，那么，这个时候就需要NCQ对这两个指令重新排序，如下图红色框显示：
NCQ对这个两个指令重新排序后，就开始执行依次这两个Read FPDMA Queued指令, 指令执行流程见前面介绍的“FPDMA Read Command(60h) Protocol”内容。
上图是执行Tag=5指令的示意图，下图为执行Tag=0指令的示意图：
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