CN102521067B - 优化部分条带写性能的raid-6编码和重构方法 - Google Patents

Abstract

本发明公开了一种新的RAID-6编码及其重构方法，它可以容忍双盘失效，且满足RAID-6特性。该编码是一种具有最优条带写性能的MDSRAID-6型编码。磁盘的读写性能是纠删码设计者最关心的问题，但现有的RAID-6编码中，无论是水平RAID-6编码还是垂直RAID-6编码都有一个缺陷，就是他们的部分条带写性能不佳。而本发明所设计的编码方式有着很好的读写性能，尤其是使部分条带写性能得到很大的改善，并且其重构过程也比较简单。相对目前其它一些主流的RAID-6型编码，该编码有着很大的优势。本发明具有高可靠性、高扩展性、低I/O复杂度，对损失数据也能高效恢复，这些优势使它有着实用性和推广潜力。

Description

优化部分条带写性能的RAID-6编码和重构方法

技术领域

本发明属于计算机存储领域，具体涉及一种优化部分条带写性能的RAID-6编码和重构方法。

背景技术

RAID-6是一种能够容忍双盘同时失效的编码规范，并且越来越受到人们欢迎。目前，已经有很多种基于RAID-6的纠删码技术，其中有一种是极大距离可分(Maximum Distance Separable，简称MDS)编码，它旨在以给定的冗余为数据在磁盘失效时提供保护，即MDS编码利用最佳的存储效率来使其全部条带写性能最佳。但是除了全部条带写性能以外，部分条带写以及单次写性能也是存储系统设计者所需要考虑的。一般MDS编码可以分为水平编码和垂直编码两种。

一般的水平MDS RAID-6编码结构由K+2个磁盘组成，前K个磁盘用来存储元数据，后两个盘是校验盘，分别叫做P盘和Q盘。水平MDS RAID-6编码存在一个共同的局限性：生成校验元素时需要大量数据元素的参与。由于每一次的写都需要对校验盘进行修改，在对一个列上元数据进行写时，校验盘上的I/O负载很大，且无法并行，导致其写性能不佳。另外，水平编码在对单个磁盘块的写方面性能也不佳，因为平均每次对单个磁盘块的写操作至少还需要两次额外的写操作。

垂直MDS RAID-6编码对单个磁盘块的写性能较好，并且其编码/解码的效率与存储效率都很好，如X-Code，Cyclic编码以及P-Code。在垂直编码中没有采用列校验，对一个列中多个数据的部分写会与很多不同的校验元素相关联。然而，由于其采用独立的数据校验盘，就像水平编码一样，在对一个列中多个数据元素的部分条带写仍会导致其I/O分布不均的现象，由此会导致性能的下降。

发明内容

本发明的目的在于提供一种优化部分条带写性能的RAID-6编码和重构方法，其能够容忍双盘失效，具有高可靠性、高扩展性和低I/O复杂度，相对传统编码方式其部分条带写性能也得到很大提升。

本发明是通过以下技术方案实现的：

一种具有最优部分条带写性能的混合MDS RAID-6的编码方法，磁盘阵列有(p+1)列、(p-1)行，其中p是一个质数，设C_i，j为阵列中第i行第j列的元素，0≤i≤(p-2)，0≤j≤p，以C_i，p所表示的元素为横向校验元素，，而每一个横向校验元素及构成该横向校验元素的所有数据元素的集合构成一条横向校验链，以C_i，i+1所表示的元素为反斜向校验元素，而每一个反斜向校验元素及构成该反斜向校验元素的所有数据元素的集合构成一条反斜向校验链。

H-Code编码中横向校验元素C_i，p是由同一行上的数据元素通过异或运算得到的，其形式化编码规则如下：

$C_{i,p}=\underset{j=0}{\overset{p-1}{\mathrm{\Σ}}}{C}_{i,j}$ (j≠i+1)式I

H-Code编码中反斜向校验元素C_i，i+1的形式化编码规则如下：

$C_{i,i+1}=\underset{j=0}{\overset{p-1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{C}_{{<p-2-i+j>}_p,j}$ (j≠i+1)式II

在这里，我们设构成横向校验元素的所有数据元素及该横向校验元素的集合为一个横向校验链，设构成反斜向校验元素的所有数据元素及该反斜向校验元素的集合为一个反斜向校验链。可以看出，一条横向校验链和一条反斜向校验链均是由p个元素组成。

H-Code编码的重构方法可以根据不同的失效情况分别采用相应的过程进行重构：

情况一、单盘失效：

假设失效的条带列号为f₁，其重构过程如下：

(1.1)若f₁＝p，返回步骤(1.2)；否则返回步骤(1.3)；

(1.2)遍历该列中每一个元素C_i，p，使用式I重构该元素。所有元素遍历完后结束重构过程。

(1.3)遍历该列中每一个元素C_i，f1，若i+1＝f₁，则返回步骤(1.4)；否则返回步骤(1.5)；所有元素遍历完后结束重构过程。

(1.4)使用式II重构该元素，返回步骤(1.3)；

(1.5)使用式III重构该元素，返回步骤(1.3)；

$C_{i,f_1}=\underset{j=0}{\overset{p}{\mathrm{\&Sigma;}}}{C}_{i,j}$ (j≠i+1，j≠f₁)式III

情况二、双盘失效

假设失效的两条带列号分别为f₁、f₂，且f₁＜f₂，其重构过程如下：

(2.1)若f₁＝0，返回步骤(2.2)；否则返回步骤(2.3)；

(2.2)若f₂＝p，返回步骤(2.2.1)；否则返回步骤(2.2.2)；

(2.2.1)遍历f₁中每一个元素，由式IV、V计算C_i，0；遍历完后返回步骤(2.2.3)；

(2.2.2)由式III计算重构链的起点C_f2-1，0，返回步骤(2.2.4)；

(2.2.3)遍历f₂中每一个元素，由式I计算C_i，p；遍历完后结束重构过程。

(2.2.4)遍历f₁、f₂，由式IV，V计算f₂中下一个可获取的数据元素，再由式III计算f₁中下一个可计算的数据元素；所有数据元素都重构完成后返回步骤(2.2.5)；

(2.2.5)由式II计算f₂中反斜向校验元素C_f2-1，f2；结束重构过程。

(2.3)若f₂＝p，返回步骤(2.3.1)；否则返回步骤(2.3.2)；

(2.3.1)遍历f₁列中每一个数据元素C_i，f1(i≠f₁-1)，由公式IV、V重构该数据元素，遍历完后返回(2.3.3)；

(2.3.2)由公式III计算重构链的起点，若起点为C_f2-1，f1则返回步骤(2.3.4)；若起点为C_f1-1，f2则返回步骤(2.3.5)；

(2.3.3)由公式II计算C_f1-1，f1，然后遍历f₂中的元素C_i，f2，由式I重构该元素，遍历完后结束该重构过程。

(2.3.4)遍历f₁、f₂，由式IV，V计算f₂中下一个可获取的数据元素，再由式III计算f₁中下一个可获取的数据元素；所有数据元素都重构完成后返回步骤(2.3.6)；

(2.3.5)遍历f₁、f₂，由式IV，V计算f₁中下一个可获取的数据元素，再由式III计算f₂中下一个可获取的数据元素；所有数据元素都重构完成后返回步骤(2.3.6)；

(2.3.6)由式II重构f₁，f₂中反斜向校验元素C_f1-1，f1与C_f2-1，f2，结束该重构过程。

本发明具有以下优点：

(1)反斜向校验元素分散存在各个磁盘，能够极大的提高对磁盘阵列的部分条带写性能。

(2)H-Code都能够有效提高磁盘阵列的数据处理能力。

附图说明

图1是H-Code横向校验编码视图。

图2是H-Code反斜向校验编码视图。

图3是H-Code横向校验元素的构建流程图。

图4是H-Code反斜向校验元素的构建流程图。

图5是在重构的第一种情况下，失效磁盘的重构流程。

图6是在重构的第二种情况下，失效磁盘的重构流程。

图7是在重构的第三种情况下，失效磁盘的重构流程。

图8是在重构的第四种情况下，失效磁盘的重构流程。

图9是在重构的第五种情况下，失效磁盘的重构流程。

图10是H-Code双盘失效情况下重构的总流程图。

具体实施方式

首先对本发明所用到的一些符号及概念进行一些说明：

C_i，j：表示H-Code阵列中第i行第j列的元素。

p：H-Code是一个(p-1)行(p+1)列的矩阵，p也是最后一列的列号，是一个质数。

“∑”：这里均表示异或运算。

f₁、f₂：失效磁盘的列号，且设f₁＜f₂。

<m>_p：<m>_p表示m模p的值，值的范围是0到p-1。

横向校验链：横向校验链包括横向校验元素和所有创建该校验元素的数据元素。

反斜向校验链：反斜向校验链包括反斜向校验元素和所有创建该校验元素的数据元素。

元素：编码时的本单位。一个元素可以是磁盘上的1Bit，也可以是连续的数据块。有两种形式的元素，分别是数据元素和校验元素。

水平编码：一种纠删码，所有数据元素和校验元素在同一条带单元上。

垂直编码：一种纠删码，所有数据元素在一个条带单元中，或者所有校验元素在同一个条带单元中。

H-Code：一种混合MDS RAID-6编码，它优化了RAID-6编码的部分条带写。

一，H-Code的构建

1，横向校验元素的编码过程(C_i，p(0≤i≤p-2))：

(1.1)置i＝0；

(1.2)用第i行除反斜向校验以外的所有数据块进行异或运算来获取该行的横向校验数据元素；

(1.3)置i＝i+1；

(1.4)如果i＜p-1，则返回步骤(1.2)，否则结束编码过程。

2，反斜向校验元素的编码过程(C_i，i+1(0≤i≤p-2))：

(2.1)置i＝0；

(2.2)置j＝0，置C_i，i+1＝0；

(2.3)令C_i，i+1等于C_i，i+1与C_{＜p-2-i+j＞，j}异或运算；

(2.4)置j＝j+1；

(2.5)若j＝i+1，返回步骤(2.4)；若j＞p-1，返回步骤(2.6)；否则，返回步骤(2.3)；

(2.6)置i＝i+1；

(2.7)若i＜p-1，则返回步骤(2.2)；否则结束编码过程。

二，H-Code的重构

H-Code可以根据失效磁盘的个数分为单盘失效和双盘失效，而双盘失效过程又可以细分为四种情况。重构的总体流程图如图10所示，下面逐一描述各种情况下的重构算法，设失效磁盘号为f₁、f₂，且f₁＜f₂。

情况一，单盘失效的情况

(1.1)确定磁盘阵列中失效磁盘的磁盘号f₁，并置i＝0；

(1.2)若f₁＝i+1，返回步骤(1.4)；否则，返回步骤(1.3)；

(1.3)用第i行除反斜向校验以外的所有数据块进行异或运算来获取C_i，f1；返回步骤(1.5)；

(1.4)用C_i，f1所在的反斜向校验链上所有元素进行异或运算来获取C_i，f1；

(1.5)置i＝i+1；

(1.6)若i＜p-1，则返回步骤(1.2)；否则结束编码过程。情况二，双盘失效的情况，且f₁＝0，f₂＝p

(2.1)置i＝0；

(2.2)利用公式IV，V计算C_i，f1，即将C_i，f1反斜向校验链上所有元素进行异或运算来得到C_i，f1；

式V

(2.3)利用公式I计算C_i，f2，即将第i行处反斜向校验元素以外所有元素进行异或运算来得到C_i，f2；

(2.4)置i＝i+1，若i＜p-1，则返回步骤(2.2)，否则结束该重构过程。

情况三，双盘失效的情况，且f₁＝0，f₂≠p

(3.1)由公式III计算重构的起点元素C_f2-1，f1；

(3.2)再由公式IV、V计算f₂中的下一个元素设为C_i，f2，其中C_i，f2与C_f2-1，f1在同一条反斜向校验链中；

(3.3)由公式III计算f₁中下一个元素为C_i，f1，其中C_i，f1与步骤(3.2)中获取的C_i，f2在同一行；

(3.4)若f₁中所有元素重构完成，则返回步骤(3.5)，否则返回步骤(3.2)；

(3.5)利用公式II重构C_f2-1，f2，结束该重构过程。

情况四，双盘失效的情况，且f₁≠0，f₂＝p

(4.1)置i＝0；

(4.2)用式IV、V重构f₁中的元素C_i，f1；

(4.3)置i＝i+1；若i+1＝f1，则返回步骤(4.4)；若i＜p-1，则返回步骤(4.2)，否则返回步骤(4.5)；

(4.4)用式II重构C_f1-1，f1，返回步骤(4.3)；

(4.5)重置i＝0；

(4.6)用式I重构f₂中的元素C_i，f2；

(4.7)置i＝i+1，若i＜p-1，则返回步骤(4.6)，否则跳出该重构过程。

情况五，双盘失效的情况，且f₁≠0，f₂≠p

(5.1)用式III计算重构链的起点，若起点为C_f2-1，f1，则返回步骤(5.2)，若起点为C_f1-1，f2，则返回步骤(5.5)；

(5.2)用公式IV、V计算f₂中下一个元素C_i，f2，其中C_i，f2与C_f2-1，f1在同一条反斜向校验链中；

(5.3)用式III计算f₁中下一个元素C_i，f1，其中C_i，f1与(5.2)中计算的C_i，f2在同一行；

(5.4)若f₁，f₂中所有数据元素都已经重构完成，则返回步骤(5.8)；否则，返回步骤(5.2)；

(5.5)用公式IV、V计算f₁中下一个元素C_i，f1，其中C_i，f1与C_f1-1，f2在同一条反斜向校验链中；

(5.6)用式III计算f₂中下一个元素C_i，f2，其中C_i，f2与(5.2)中计算的C_i，f1在同一行；

(5.7)若f₁，f₂中所有数据元素都已经重构完成，则返回步骤(5.8)；否则，返回步骤(5.5)；

(5.8)用式II重构f₁，f₂中反斜向校验元素C_f1-1，f1与C_f2-1，f2；结束重构过程。

实例说明

以图1、2中的6行8列的矩阵为例来说明H-Code的编码及重构过程，即是p＝5的情况下。图1是H-Code横向校验编码示意图，图2是H-Code反斜向校验编码示意图。

根据校验规则，要得到横向校验元素C_0，7，只需要将C_0，0、C_0，2、C_0，3、C_0，4、C_0，5、C_0，6这六个元素，做异或运算即可。用同样的方法，可以计算出剩下的横向校验元素。要得到反斜向校验元素C_0，1，只需要将C_5，0、C_0，2、C_1，3，C_2，4、C_3，5、C_4，6这六个元素，做异或运算即可。用同样的方法，可以计算出剩下的反斜向校验元素。

另外假设编号为2，4的两块磁盘失效，可以先重构出起点C_3，2，它由C_3，0，C_3，1，C_3，3，C_3，5，C_3，6，C_3，7这六个元素通过异或得到，然后再重构出于C_3，2处于同一条反斜向校验链上的且在编号为4的磁盘上的数据元素C_5，4，它可以通过C_1，0、C_2，1、C_3，2、C_3，2、C_4，3、C_0，6这6个元素通过异或得到。然后依次重构出其他的元素。

以上所述为本发明中一个较佳实例而已，但本发明不应该局限于该实施例和附图所公开的内容。所以凡是不脱离本发明所公开的精神下完成的等效或修改，都落入本发明保护的范围。

Claims (2)

1.一种优化部分条带写性能的用于计算机存储的RAID-6编码方法，磁盘阵列有p+1列、p-1行，其中p是一个质数，设C_i,j为阵列中第i行第j列的元素，0≤i≤p-2，0≤j≤p，以C_i,p所表示的元素为横向校验元素，而每一个横向校验元素及构成该横向校验元素的所有数据元素的集合构成一条横向校验链，以C_i,i+1所表示的元素为反斜向校验元素，而每一个反斜向校验元素及构成该反斜向校验元素的所有数据元素的集合构成一条反斜向校验链，

H-Code中横向校验元素的形式化编码规则如下：

$C_{i,p}=\underset{j=0}{\overset{p-1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{C}_{i,j},$ 其中j≠i+1     式I

H-Code中反斜向校验元素的形式化编码规则如下：

$C_{i,i+1}=\underset{j=0}{\overset{p-1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{C}_{{<p-2-i+j>}_p,j,}$ 其中j≠i+1     式II

H-Code表示混合极大距离可分的RAID-6编码，<p-2-i+j>_p表示p-2-i+j对p求模，所有的横向校验元素都在磁盘阵列的最后一列上，而所有的反斜向校验元素都在磁盘阵列中除去第一列和最后一列所构成的p-1行p-1列的矩阵的反对角线上。

2.一种权利要求1所述优化部分条带写性能的用于计算机存储的RAID-6编码的重构方法，其特征在于，根据不同的失效情况分别采用相应的过程进行重构：

f₁、f₂:失效条带的列号，且设f₁<f₂；

情况一、单盘失效，包括以下步骤：

（1.1）获取失效磁盘号f₁，并置i=0；

（1.2）若f₁=p，则使用公式I重构

；

（1.3）置i=i+1；

（1.4）若i≥p-1，则结束该重构过程；

（1.5）若i<p-1,则返回步骤（1.2）；

（1.6）若f₁≠p，则判断i+1是否等于f₁；

（1.7）若i+1=f₁，则利用式II重构；

（1.8）置i=i+1；

（1.9）若i≥p-1，则结束该重构过程；

（1.10）若i<p-1，则返回步骤（1.7）；

（1.11）若i+1≠f₁，则利用式III重构

，并返回步骤（1.8）；

$C_{i,f_1}=\underset{j=0}{\overset{p}{\mathrm{\&Sigma;}}}{C}_{i,j},j\&NotEqual;i+1,j\&NotEqual;f_1$      式III

情况二、双盘失效，且f₁=0，f₂=p，包括以下步骤：

（2.1）置i=0；

（2.2）利用式IV，V计算；

r=<p-2-i+f₁>_p

式IV

$C_{i,f_1}=C_{r,r+1}\&CirclePlus;\underset{j=0}{\overset{p-1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{C}_{{<i-f_1+j>}_p,j},j\&NotEqual;f_1,j\&NotEqual;{<p-1-i+f_1>}_p$    式V

其中⊕表示异或操作；

（2.3）利用式I计算

（2.4）置i=i+1；

（2.5）若i≥p-1，则结束该重构过程；

（2.6）若i<p-1，则返回步骤（2.2）；

情况三、双盘失效，且f₁=0，f₂≠p，包括以下步骤：

（3.1）置j=f₂-1；

（3.2）利用式III计算重构起点

（3.3）利用式IV，V计算f₂中与

在同一条反斜向校验链上的下一个元素

（3.4）利用式III计算f₁中与

在同一行的下一个元素

（3.5）判断f₁中所有元素是否都重构完；

（3.6）若f₁中所有元素都已重构完，则利用式II重构

并结束该重构过程；

（3.7）若f₁中元素没有完全重构，则用i替换f₂-1，并返回步骤（3.3）；

情况四、双盘失效，且f₁≠0,f₂=p，包括以下子步骤：

（4.1）置i=0；

（4.2）利用式IV,V重构

（4.3）利用式I重构

（4.4）置i=i+1,然后判断i+1是否等于f₁；

（4.5）若i+1=f₁则用式II重构

并返回步骤（4.3）；

（4.6）若i+1≠f₁，则判断i是否大于等于p-1；

（4.7）若i≥p-1，则结束该重构过程；

（4.8）若i<p-1，则返回步骤（4.2）；

情况五、双盘失效，且f₁≠0,f₂≠p，包括以下子步骤：

（5.1）利用式III计算重构链起点

或

（5.2）若起点为

置j=f₂-1;

（5.3）利用式IV和V计算f₂中与

在同一条反斜向校验链上的下一个元素

（5.4）利用式III计算f₁中与

在同一行的下一个元素

（5.5）若f₁,f₂中所有数据元素都已重构完，则利用式II重构

与

并结束该重构过程；

（5.6）若f₁,f₂中所有数据元素还没重构完，则用i替换f₂-1,并返回步骤（5.3）；

（5.7）若起点为则置j=f₁-1;

（5.8）利用式IV和V计算f₁中与在同一条反斜向校验链上的下一个元素；

（5.9）利用式III计算f₂中与

在同一行的下一个元素

（5.10）若f₁,f₂中所有数据元素都已重构完，则利用式II重构

与

并结束该重构过程；

（5.11）若f₁,f₂中所有数据元素还没重构完，则用i替换f₁-1,并返回步骤（5.8）。

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