CN103975309A - 数据恢复方法、数据恢复装置、存储器及存储系统 - Google Patents

Abstract

本发明实施例公开了数据恢复方法、数据恢复装置及存储器。上述数据恢复方法包括：在进行全存储介质重构时，检测是否有新的存储介质接入；当有新的存储介质接入时，检测新接入的存储介质与正在执行的全存储介质重构所针对的存储介质是否为同一个，得出检测结果；当检测结果为是时，停止全存储介质重构；校验存储介质中未被重构的数据；对未被重构的数据中通过有效性校验的数据恢复可用；对未被重构的数据中未通过有效性校验的数据进行重构。

Description

数据恢复方法、 数据恢复装置、 存储器及存储系统 技术领域 本发明涉及数据处理技术领域， 更具体地说， 涉及数据恢复方法、 数据 恢复装置、 存储器及存储系统。 背景技术

在 RAID技术中， 当某一存储介质因故障或被拔出等原因而退出 RAID组 ( RAID Group )时， 常见的处理方式是延迟一段时间 （可称为延迟时间）， 如 果在延迟时间内， 存储介质重新接入， 则不会针对该存储介质启动全存储介 质重构； 而如果超过延迟时间， 则针对该退出的存储介质启动全存储介质重 构。 所谓的全存储介质重构是指， 针对退出的存储介质， 依据 RAID组其他存 储介质所存储的数据计算出退出的存储介质上所存储的全部或部分数据， 并 写入到 RAID组其他存储介质上， 这样可以达到恢复该退出的存储介质上的数 据的目的。

然而， 在进行全存储介质重构过程中， 如退出的存储介质再接入， 其上 的数据将被认为不可用， 而全存储介质重构又需要占用较长的时间， 进而造 成数据恢复所需时间较长。 发明内容

有鉴于此， 本发明实施例的目的在于提供数据恢复方法、 数据恢复装置、 存储器及存储系统， 以解决数据恢复需要时间较长的问题。

为实现上述目的， 本发明实施例提供如下技术方案：

根据本实用新型实施例的第一方面， 提供一种数据恢复方法， 包括： 当有存储介质退出时， 针对退出的存储介质进行全存储介质重构； 在进行全存储介质重构时， 检测是否有新的存储介质接入；

当有新的存储介质接入时， 检测新接入的存储介质与正在执行的全存储 介质重构所针对的存储介质是否为同一个， 得出检测结果；

当检测结果为是时， 停止所述全存储介质重构；

校验所述新接入的存储介质中未被重构的数据的有效性；

对所述未被重构的数据中通过有效性校验的数据恢复可用；

对所述未被重构的数据中未通过有效性校验的数据进行重构。 在第一种可能的实现方式中， 所述检测新接入的存储介质与正在执行的 全存储介质重构所针对的存储介质是否为同一个具体包括： 对的存储介质的序列号是否相同， 如果相同， 检测结果为是， 如果不相同， 检测结果为否。

结合第一方面， 或第一方面的第一种可能的实现方式， 在第二种可能的 实现方式中， 所述未被重构的数据占用至少一个 chunk; 所述校验所述新接入 的存储介质中未被重构的数据具体包括： 逐 chunk检验所述未被重构的数据 所占用的每一 chunk。

在第三种可能的实现方式中， 每个所述 chunk 包括至少一个分块； 所述 检验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk具体包括： 按分块校验所述未 被重构的数据所占用的每一 chunk。

在第四种可能的实现方式中， 所述按分块校验所述未被重构的数据所占 用的每一 chunk 具体包括： 逐分块校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk; 或者， 校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk中的选定分块。

结合第一方面， 或第一方面的第一种可能的实现方式， 或第一方面的第 二种可能的实现方式， 或第一方面的第三种可能的实现方式， 或第一方面的 第四种可能的实现方式， 在第五种可能的实现方式中， 所述未被重构的数据 是根据已存储的元数据确定出的。

结合第一方面的第二种可能的实现方式， 或第一方面的第三种可能的实 现方式， 或第一方面的第四种可能的实现方式， 或第一方面的第五种可能的 实现方式， 在第六种可能的实现方式中， 所述未通过有效性校验的数据占用 至少一个第一 chunk;所述对所述未被重构的数据中未通过有效性校验的数据 进行重构具体包括： 每检测出一个第一 chunk, 即针对检测出的第一 chunk所 存储的数据进行重构； 或者， 在所述未被重构的数据所占用的全部 chunk 均 校验完成后， 针对检测出的所有第一 chunk所存储的数据分别进行重构。

结合第一方面的第二种可能的实现方式， 或第一方面的第三种可能的实 现方式， 或第一方面的第四种可能的实现方式， 或第一方面的第五种可能的 实现方式， 或第一方面的第六种可能的实现方式， 在第七种可能的实现方式 中， 所述通过有效性校验的数据占用至少一个第二 chunk; 所述对所述未被重 构的数据中通过有效性校验的数据恢复可用具体包括： 每检测出一个第二 chunk, 即对检测出的第二 chunk上所存储的数据恢复可用； 或者， 在所述未 被重构的数据所占用的全部 chunk均校验完成后，对检测出的所有第二 chunk 上所存储的数据恢复可用。 根据本实用新型实施例的第二方面， 提供一种数据恢复装置， 包括： 全存储介质重构单元， 用于当有存储介质退出时， 针对退出的存储介质 进行全存储介质重构；

检测单元， 用于在进行全存储介质重构时， 检测是否有新的存储介质接 入；

识别单元， 用于当有新的存储介质接入时， 检测新接入的存储介质与正 在执行的全存储介质重构所针对的存储介质是否为同一个， 得出检测结果； 全存储介质重构控制单元， 用于当所述检测结果为是时， 停止所述全存 储介质重构；

校验单元， 用于校验所述新接入的存储介质中未被重构的数据的有效性； 第一数据恢复单元， 用于对所述未被重构的数据中通过有效性校验的数 据恢复可用；

第二数据恢复单元， 用于对所述未被重构的数据中未通过有效性校验的 数据进行重构。

在第二方面的第一种可能的实现方式中， 所述检测新接入的存储介质与 正在执行的全存储介质重构所针对的存储介质是否为同一个具体包括： 对的存储介质的序列号是否相同， 如果相同， 检测结果为是， 如果不相同， 检测结果为否。

结合第二方面， 或第二方面的第一种可能的实现方式， 在第二方面的第 二种可能的实现方式中， 所述未被重构的数据占用至少一个 chunk; 所述校验 所述新接入的存储介质中未被重构的数据具体包括： 逐 chunk检验所述未被 重构的数据所占用的每一 chunk。

在第二方面的第三种可能的实现方式中， 每个所述 chunk 包括至少一个 分块； 所述检验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk具体包括： 按分块 校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk。

在第二方面的第四种可能的实现方式中， 所述按分块校验所述未被重构 的数据所占用的每一 chunk具体包括： 逐分块校验所述未被重构的数据所占 用的每一 chunk; 或者， 校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk中的选 定分块。

结合第二方面， 或第二方面的第一种可能的实现方式， 或第二方面的第 二种可能的实现方式， 或第二方面的第三种可能的实现方式， 或第二方面的 第四种可能的实现方式， 在第二方面的第五种可能的实现方式中， 所述未被 重构的数据是根据已存储的元数据确定出的。

结合第二方面的第二种可能的实现方式， 或第二方面的第三种可能的实 现方式， 或第二方面的第四种可能的实现方式， 或第二方面的第五种可能的 实现方式， 在第二方面的第六种可能的实现方式中， 所述未通过有效性校验 的数据占用至少一个第一 chunk;所述对所述未被重构的数据中未通过有效性 校验的数据进行重构具体包括： 每检测出一个第一 chunk, 即针对检测出的第 一 chunk所存储的数据进行重构； 或者， 在所述未被重构的数据所占用的全 部 chunk均校验完成后，针对检测出的所有第一 chunk所存储的数据分别进行 重构。

结合第二方面的第二种可能的实现方式， 或第二方面的第三种可能的实 现方式， 或第二方面的第四种可能的实现方式， 或第二方面的第五种可能的 实现方式， 或第二方面的第六种可能的实现方式， 在第二方面的第七种可能 的实现方式中， 所述通过有效性校验的数据占用至少一个第二 chunk; 所述对 所述未被重构的数据中通过有效性校验的数据恢复可用具体包括： 每检测出 一个第二 chunk, 即对检测出的第二 chunk上所存储的数据恢复可用； 或者， 在所述未被重构的数据所占用的全部 chunk 均校验完成后， 对检测出的所有 第二 chunk上所存储的数据恢复可用。

根据本实用新型实施例的第三方面， 提供一种控制器， 包括 CPU和存储 器， 所述 CPU通过通信接口与存储介质通信， 并通过运行存储在所述存储器 内的软件程序以及调用存储在所述存储器内的数据， 执行如下步骤：

当有存储介质退出时， 针对退出的存储介质进行全存储介质重构； 在进行全存储介质重构时， 检测是否有新的存储介质接入； 当有新的存储介质接入时， 检测新接入的存储介质与正在执行的全存储 介质重构所针对的存储介质是否为同一个， 得出检测结果；

当检测结果为是时， 停止所述全存储介质重构；

校验所述新接入的存储介质中未被重构的数据的有效性；

对所述未被重构的数据中通过有效性校验的数据恢复可用；

对所述未被重构的数据中未通过有效性校验的数据进行重构。

在第三方面的第一种可能的实现方式中， 所述检测新接入的存储介质与 正在执行的全存储介质重构所针对的存储介质是否为同一个具体包括： 对的存储介质的序列号是否相同， 如果相同， 检测结果为是， 如果不相同， 检测结果为否。

结合第三方面， 或第三方面的第一种可能的实现方式， 在第三方面的第 二种可能的实现方式中， 所述未被重构的数据占用至少一个 chunk; 所述校验 所述新接入的存储介质中未被重构的数据具体包括： 逐 chunk检验所述未被 重构的数据所占用的每一 chunk。

在第三方面的第三种可能的实现方式中， 每个所述 chunk 包括至少一个 分块； 所述检验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk具体包括： 按分块 校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk。

在第三方面的第四种可能的实现方式中， 所述按分块校验所述未被重构 的数据所占用的每一 chunk具体包括： 逐分块校验所述未被重构的数据所占 用的每一 chunk; 或者， 校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk中的选 定分块。

结合第三方面， 或第三方面的第一种可能的实现方式， 或第三方面的第 二种可能的实现方式， 或第三方面的第三种可能的实现方式， 或第三方面的 第四种可能的实现方式， 在第三方面的第五种可能的实现方式中， 所述未被 重构的数据是根据已存储的元数据确定出的。

结合第三方面的第二种可能的实现方式， 或第三方面的第三种可能的实 现方式， 或第三方面的第四种可能的实现方式， 或第三方面的第五种可能的 实现方式， 在第三方面的第六种可能的实现方式中， 所述未通过有效性校验 的数据占用至少一个第一 chunk;所述对所述未被重构的数据中未通过有效性 校验的数据进行重构具体包括： 每检测出一个第一 chunk, 即针对检测出的第 一 chunk所存储的数据进行重构； 或者， 在所述未被重构的数据所占用的全 部 chunk均校验完成后，针对检测出的所有第一 chunk所存储的数据分别进行 重构。

结合第三方面的第二种可能的实现方式， 或第三方面的第三种可能的实 现方式， 或第三方面的第四种可能的实现方式， 或第三方面的第五种可能的 实现方式， 或第三方面的第六种可能的实现方式， 在第三方面的第七种可能 的实现方式中， 所述通过有效性校验的数据占用至少一个第二 chunk; 所述对 所述未被重构的数据中通过有效性校验的数据恢复可用具体包括： 每检测出 一个第二 chunk,即对检测出的该第二 chunk上所存储的数据恢复可用；或者， 在所述未被重构的数据所占用的全部 chunk 均校验完成后， 对检测出的所有 第二 chunk上所存储的数据恢复可用。

根据本实用新型实施例的第四方面， 结合上述第二方面或第二方面的任 一种可能的实现方式， 提供一种存储系统， 包括至少两个存储介质和上述数 据恢复装置。

根据本实用新型实施例的第五方面， 结合上述第三方面或第三方面的任 一种可能的实现方式， 提供一种存储系统， 包括至少两个存储介质和上述控 制器。

可见， 在本发明实施例中， 当新接入的存储介质与正在执行的全存储介 质重构所针对的退出的存储介质为同一个时， 将停止全存储介质重构， 对新 接入的存储介质中未被重构的数据的有效性进行校验， 并对通过有效性校验 的数据恢复可用， 从而避免了通过有效性校验的数据重构至其他存储介质上， 与现有技术相比， 节省了通过有效性校验的数据的重构时间， 从而减少了数 据恢复所需时间， 同时， 也减少了对其他存储介质存储空间的占用。

附图说明 为了更清楚地说明本发明实施例或现有技术中的技术方案， 下面将对实 施例或现有技术描述中所需要使用的附图作简单地介绍， 显而易见地， 下面 描述中的附图仅仅是本发明的一些实施例， 对于本领域普通技术人员来讲， 在不付出创造性劳动的前提下， 还可以根据这些附图获得其他的附图。

图 la为本发明实施例提供的硬件 RAID示意图；

图 lb为本发明实施例提供的 RAID组组成示意图；

图 2为本发明实施例提供的数据恢复方法流程图；

图 3为本发明实施例提供的分条组成示意图；

图 4为本发明实施例提供的 Diskl未被拔出前的情况示意图；

图 5为本发明实施例提供的按照现有处理方式最终结果示意图； 图 6 为本发明实施例提供的按照本发明实施例所提供的数据恢复方法进 行处理的最终结果示意图；

图 7为本发明实施例提供的数据恢复装置结构示意图；

图 8a和图 8b为本发明实施例提供的控制器结构示意图；

图 9为本发明实施例提供的存储系统结构示意图；

图 10为本发明实施例提供的存储系统另一结构示意图。 具体实施方式 为了引用和清楚起见， 下文中使用的技术名词、 简写或缩写总结解释如 下：

RAID: Redundant Arrays of Inexpensive Disks, 独立磁盘冗余阵列； chunk: 缩写为 CK, 是存储介质按照指定粒度分割成的小段连续空间； SCSI: Small Computer System Interface, 小型计算机系统接口。 一种用于 计算机和智能设备（硬盘、 软驱、 光驱、 打印机、 扫描仪等）之间系统级接 口的独立处理器标准。 SCSI是一种智能的通用接口标准。它是各种计算机与 外部设备之间的接口标准；

iSCSI: Internet Small Computer System Interface , 互联网小型计算机系统 接口；

FC, Fiber Channel, 光乡千信道；

SSD: solid state disk, 固态硬盘；

IDE: Integrated-Drive-Electronics , 电子集成驱动器。 IDE是现在普遍使 用的外部接口， 主要接硬盘和光驱；

ID: IDentity, 身份标识号码； PCI： Peripheral Component Interconnect , 夕卜设组件互连标准；

SATA: Serial Advanced Technology Attachment, 串行高级技术附件， 一种 基于行业标准的串行硬件驱动器接口， 是由 Intel、 IBM, Dell、 APT, Maxtor 和 Seagate公司共同提出的硬盘接口规范。

下面将结合本发明实施例中的附图， 对本发明实施例中的技术方案进行 清楚、 完整地描述， 显然， 所描述的实施例仅仅是本发明一部分实施例， 而 不是全部的实施例。 基于本发明中的实施例， 本领域普通技术人员在没有做 出创造性劳动前提下所获得的所有其他实施例， 都属于本发明保护的范围。

需要特别说明的是， 本发明实施例中， 存储介质可包括逻辑硬盘（例如 将一台存储设备上的卷虚拟为逻辑硬盘）、 物理硬盘、 SSD和光盘中的至少一 种。

当存储系统中有存储介质退出时， 可针对退出的存储介质进行全存储介 质重构。 进行全存储介质重构的时机， 可以是有存储介质退出时立即进行全 存储介质重构，也可以设定一时间阈值（也即前述延迟时间），如果到了阈值， 退出的存储介质还没有重新接入， 则进行全存储介质重构。 显然， 全存储介 质重构可以使用存储系统中余下的所有存储介质所存储的数据， 也可以使用 存储系统中余下的存储介质中的一部分存储介质所存储的数据， 只要能恢复 出退出的存储介质的数据即可。 本发明实施例中全存储介质重构所针对的存 储介质就是退出的存储介质， 其数量可以是一个也可以是多个。

本发明实施例中， 存储介质的退出是指存储介质无法被正常使用， 例如 由多块硬盘组成的存储系统中， 某一块硬盘被拔出存储系统或者断电。 此外， 本发明实施例可以应用于基于 RAID进行数据保护的存储系统， 也可以应用 于基于其他数据保护的存储系统， 只要能够利用存储系统中余下的全部或部 分存储介质， 对退出的存储介质进行数据恢复即可， 为了更易于理解， 后文 将以 RAID为例进行介绍。

为便于理解本发明所提供的技术方案， 先对 RAID进行简单介绍。

RAID分为软件 RAID和硬件 RAID两大类。

其中， 软件 RAID是通过计算机的操作系统（如 Windows, Netware及 Linux ) 自身提供的磁盘管理功能， 将与计算机连接的多块存储介质配置成 RAID组。 软件 RAID中的所有操作皆由计算机的中央处理器负责。 而硬件 RAID主要包括存储控制器方式： 参见图 la, 存储控制器 101通 过接口卡（SCSI、 iSCSK FC )与计算机 102相连接， 同时， 存储控制器 101 与多个存储介质 103相连接。

计算机 +存储介质 (软件 RAID )或者存储控制器 +存储介质 (硬件 RAID ) 可以配置出 RAID组， 其实现方式是： 计算机处理器或存储控制器将各存储 介质的存储空间按照指定粒度分割成小段连续空间 -chunk (也可叫做分区）， 然后按照 raid级别的要求， 从存储介质中随机选出一定数量的存储介质， 并 在选出的每个存储介质上随机各选取一个 chunk组成 RAID组。

例如， 参见图 lb, 物理硬盘 Diskl- Disk5为选出的存储介质， 其中每一 物理硬盘被划分为 4个 chunk ( chunk l-chunk4 )， 这 4个 chunk被分配到 4个 RAID组 ( RAIDGroupl至 RAIDGroup 4 ) 中。

在现有的 RAID组中， 当某一存储介质因故障或被拔出等原因而退出时， 常见的处理方式是延迟一段时间 （具体的延迟时间可为数十秒到数分钟不 等）, 如果在延迟时间内该退出的存储介质又重新接入， 则不会启动全存储介 质重构， 而是根据日志或者其他方式的记录， 对存储介质中被改写过的数据 进行恢复；

而如果超过延迟时间， 则针对退出的存储介质启动全存储介质重构， 也 即， 依据 RAID组其他存储介质所存储的数据计算出退出的存储介质上所存 储的全部或部分数据，并写入到 RAID组其他存储介质上的 chunk上， 以达到 恢复该退出的存储介质上的数据的目的。

然而， 在实施本发明创造的过程中， 发明人发现， 在进行全存储介质重 构过程中， 如退出的存储介质再重新接入 RAID组， 该存储介质将被识别为 新存储介质， 其上的数据也将被认为不可用。 也即， 即使退出的存储介质再 重新接入， 全存储介质重构仍将继续进行。 而全存储介质重构又需要占用较 长的时间， 进而造成数据恢复所需时间较长。 以典型的 2TB容量 SATA盘为 例， 其进行全存储介质重构所需要时间约为 2小时。

为解决上述问题， 本发明实施例提供一种数据恢复方法， 参见图 2, 其至 少包括如下步骤：

Sl、 当有存储介质退出时， 针对退出的存储介质进行全存储介质重构； 在本发明其他实施例中， 步骤 S1可具体包括： 当存储介质退出时立即针 对退出的存储介质进行全存储介质重构；

而在本发明另一实施例中， 步骤 S1则可具体包括： 设定一时间阈值， 如 果到了阈值， 退出的存储介质还没有重新接入， 则进行全存储介质重构。

52、 在进行全存储介质重构时， 检测是否有新的存储介质接入；

53、 当有新的存储介质接入时， 检测新接入的存储介质与正在执行的全 存储介质重构所针对的存储介质是否为同一个， 得出检测结果；

54、 当检测结果为是时， 停止正在执行的全存储介质重构；

55、 校验新接入的存储介质中未被重构的数据的有效性；

校验的目的是为了确定未被重构的数据中是否有数据被改写， 被改写的 数据不具有有效性将无法通过有效性校验， 而未被改写的数据则具有有效性 可通过有效性校验。

需要说明的是， 在本发明中， 上述新接入 (并被识别出与正在执行的全存 储介质重构所针对的存储介质为同一个)的存储介质所存储的数据中， 已经被 重构至其他存储介质上的数据为 "已被重构的数据"， 而未被重构至其他存储 介质上的数据为 "未被重构的数据"。

56、 对未被重构的数据中通过有效性校验的数据恢复可用 （通过有效性 校验的数据是未被改写的， 是直接可用的， 因此对其采用了 "恢复可用" 的 方式）；

57、 对未被重构的数据中未通过有效性校验的数据进行重构。

可见， 在本实施例中， 当新接入的存储介质与正在执行的全存储介质重 构所针对的存储介质为同一个时， 将停止全存储介质重构， 对未被重构的数 据进行校验， 并对通过有效性校验的数据恢复可用， 从而避免了通过有效性 校验的数据重构至其他存储介质上。 由于数据校验操作只有读请求而没有写 请求， 所以其执行速度远高于重构速度， 因此， 与现有技术相比， 通过有效 性校验的数据在未被重构的数据中所占的比例越大， 本实施例所提供的方法 在数据恢复上的时间优势也就越大。

同时， 由于重构需要计算出退出的存储介质上所存储的数据并写入到其 他存储介质上， 而在本实施例中， "通过有效性校验的数据" 可直接恢复可用 而不必写入到其他存储介质上， 从而也减少了对其他存储介质存储空间的占 用。 下面， 将进行更为详细的介绍。

在本发明其他实施例中， 上述实施例中的每个存储介质都有唯一的标识， 称为 WWN。 标识可为序列号。 因而， 上述步骤 S3中 "检测新接入的存储介 质与正在执行的全存储介质重构所针对的存储介质是否为同一个， 得出检测 结果" 可通过如下方式实现： 存储介质的序列号是否相同， 如果相同， 检测结果为是， 如果不相同， 检测 结果为否。

更具体的， 至少在退出的存储介质上的数据未全部恢复之前， 保留 （记 录）正在执行的全存储介质重构所针对的存储介质的序列号， 该序列号可记 录在计算机 /存储控制器的緩存上， 或者记录在某一 /某些存储介质上， 这样， 当新存储介质接入时， 比较新接入的存储介质的序列号与所记录的序列号是 否相同， 即可得到检测结果。 而在退出的存储介质上的数据全部恢复后， 可 删除所记录的序列号， 也可不删除。

在本发明其他实施例中， 上述所有实施例中每一存储介质的已分配空间 信息 （可称为元数据）可记录在计算机 /存储控制器的緩存上， 或者记录在某 一 /些存储介质上。 本领域技术人员可以理解的是， 存储介质上的未分配空间 所存储的数据无需要被重构或恢复可用。 这样， 当新接入的存储介质与正在 执行的全存储介质重构所针对的存储介质为同一个时， 控制器可根据已存储 的元数据来确定出新接入的存储介质中未执行重构的区域， 从而确定出未被 重构的数据， 本文下述将对其进行详细描述。

前已述及， 存储介质的存储空间被按照指定粒度分割成 chunk, 因此， 存 储介质的已分配空间也至少包括一个 chunk, 相应的， 上述存储介质的已分配 空间信息 （即元数据）也与 chunk有关。

更具体的， 上述元数据与存储介质的序列号以及 chunk ID有关。

仍以前述物理硬盘 Diskl- Disk5为例。 假定， Diskl- Disk5中的每一物理 硬盘被划分为 4个 chunk ( chunkl -chunk4 )。在配置 RAID组时，可根据 RAID 级别决定构成一个 RAID组所需要的 chunk的个数。 在这里， 假设构成一个 RAID组需要 4个 chunk。 那么， 可配置由 Diskl- Disk4中的 4个 chunkl构成 RAIDGroupl , 由 Diskl - Disk4中的 4个 chunk2构成 RAIDGroup2, 由 Diskl- Disk4中的 4个 chunk3构成 RAIDGroup3，以及由 Diskl - Disk4中的 4个 chunk4 构成 RAIDGroup4。 例如， 在上述元数据中， 就记载了 RAIDGroupl由 Diskl的 chunkl、 Disk2的 chunk 1、 Disk3的 chunk 1以及 Disk4的 chunk 1构成。

全存储介质重构可根据元数据的记载执行： 在存储介质退出后， 通过查 找元数据， 可找出记载元数据中的、 属于退出的存储介质的 chunk ID, 从而 可依据 RAID 组其他存储介质所存储的数据计算出上述 chunk ID 所对应 的 chunk所存储的数据。

而在退出的存储介质重新接入后， 通过查找元数据， 可找出记载在元数 据中的、 属于新接入的存储介质的 chunk ID。 这些属于新接入存储介质的 chunk ID所标识的 chunk即为上述未执行重构的区域， 未执行重构的区域上 所存储的数据未被重构至其他存储介质， 也即， 元数据中属于新接入的存储 介质的 chunk ID所标识的 chunk上所存储的数据， 即为未被重构的数据。

现举例说明， 假定 Diskl退出后， 启动针对 Diskl的全存储介质重构。 再 假定在全存储介质重构的过程中，已计算出退出的 Diskl的 chunkl上的数据， 并将其写入到 Disk5的 chunkl上。 此时， Diskl又重新接入。

那么， 在 Diskl未退出前， 在元数据中， 记载了 RAIDGroupl由 Diskl的 chunkl、 Disk2的 chunkl、 Disk3的 chunkl 以及 Disk4的 chunkl构成， 而在 Diskl重新接入时，在元数据的记载中， RAIDGroupl就变成由 Disk2的 chunkl、 Disk3 的 chunkl、 Disk4 的 chunkl 以及 Disk5 的 chunkl 构成了。 但除 RAIDGroupl夕卜的其他 RAID组， 比如 RAIDGroup2, 仍由 Diskl的 chimk2、 Disk2的 chimk2、 Disk3的 chimk2以及 Disk4的 chimk2构成， RAIDGroup3 仍由 Diskl的 chimk3、 Disk2的 chimk3、 Disk3的 chunk3以及 Disk4的 chunk3 构成， RAIDGroup4仍由 Diskl的 chimk4、 Disk2的 chimk4、 Disk3的 chimk4 以及 Disk4的 chunk4构成。通过查找元数据，可找出 Diskl的 chunk2的 chunk ID、 Diskl的 chimk3的 chunk ID以及 Diskl的 chimk4的 chunk ID仍"^己载在 元数据中，从而可确定出， Diskl上的 chunk2-chunk4所存储的数据为未被重 构的数据。

未被重构的数据占用至少一个 chunk。 相应的， 上述步骤 S5中 "校验新 接入的存储介质中未被重构的数据" 亦可具体包括： 逐 chunk校验未被重构 的数据所占用的每一 chunk。 也即， 对新接入的存储介质中的未被重构的数据 逐 chunk进行校验。

在本发明其他实施例中， 每一 chunk又可被划分为至少一个分块。 例如， 参见图 3 ,物理硬盘 Diskl- Disk5中的 chimkl均被划分为 4个分块（ A1-A4 ), 各 Chunkl相同位置上的分块构成分条（ stripe )。 由图 3可见： 五个分块 A1 共同构成分条 1 ( stripel ), 五个分块 A2共同构成分条 2 ( stripe2 ), 等等。 结 合图 lb, 可知每一 RAID组包括一个或多个分条。

以五个分块 A1共同构成分条 1为例， 在五个分块 A1中， 其中一个分块 A1可作为校验块存储校验数据， 而其他四个分块 A1可作为四个数据块存储 数据。 通过对四个数据块上的数据进行异或运算可生成校验数据， 当然， 也 可通过其他运算生成校验数据。 这样， 当某一数据块退出分条 1 时， 可通过 校验块所存储的校验数据， 以及分条 1 中其他数据块所存储的数据计算获得 退出的数据块上的数据，并将计算结果写入到 RAID组其他存储介质的 chunk 上。 或者， 当校验块退出分条 1 时， 也可根据数据块所存储的数据重新生成 退出的校验块上所存储的校验数据， 并将计算结果写入到 RAID组其他存储 介质的 chunk上。

基于分条 /分块， 在本发明其他实施例中， 上述全存储介质重构可根据元 数据的记载逐 chunk逐分条（分块）执行， 也即， 假定 diskl退出， 根据元数 据， 可按从 chunkl- chunk4的顺序， 按分条计算出 diskl每一 chunk上每一分 块所存储的数据， 并将计算结果写入到 RAID组其他存储介质的 chunk上。

需要注意的是， 当退出的存储介质重新接入后， 可能存在下述情况： 退 出又重新接入的存储介质的某一 chunk上的一部分分块所存储的数据已通过 计算被重构至其他存储介质上， 但还剩余一部分分块所存储的数据未被重构 至其他存储介质上。 举例来讲， 假设 Diskl退出又再重新接入后， 已计算出 Diskl的 chunkl上的 A1和 A2所存储的数据， 并将计算结果保存在 Disk5的 chunkl上， 但还未计算 Diskl的 chunkl上的 A3和 A4所存储的数据。

在上述情况下， 会将全存储介质重构当前所针对的 chunk上的数据重构 完毕后， 再根据元数据确定未被重构的数据。 也即， 会将 Diskl的 chunkl上 的 A3和 A4重构至 Disk5的 chunkl上后再根据元数据确定未被重构的数据。 因此， 在本发明某些实施例中， 上述 "停止全存储介质重构" 可具体包 括： 将全存储介质重构当前所针对的 chunk上的数据重构完毕后， 停止全存 储介质重构。

基于分块， 前述的 "检验未被重构的数据所占用的每一 chunk" 可进一步 细化包括： 按分块校验未被重构的数据所占用的每一 chunk。

一般情况下， 一个 chunk可包括不止一个分块， 因此， 在按分块进行校 验时， 至少可按照下述两种方式进行：

第一种方式是： 逐分块校验未被重构的数据所占用的每一 chunk。 也即， 如果一个 chuck中包括 8个分块，在校验时，将依次对这 8个分块所存储的数 据进行校验。 在第一种方式下， 必须 8 个分块所存储的数据均通过校验， 整 个 chunk所存储的数据才通过有效性校验。 如 8个分块中有任意一个分块所 存储的数据未通过校验， 则整个 chunk所存储的数据均未通过有效性校验。

第二种方式是： 校验未被重构的数据所占用的每一 chunk中的选定分块。 仍假设一个 chuck中包括 8个分块，可选择校验这 8个分块中的任意一个或几 个分块。 在第二种方式下， 选定的分块所存储的数据必须均通过校验， 整个 chunk所存储的数据才通过有效性校验。如选定的分块中有任意一个分块所存 储的数据未通过校验， 则整个 chunk所存储的数据均未通过有效性校验。 与 第一种方式相比， 第二种方式因为读取和校验的数据量更少， 从而可以达到 更快恢复数据的目的。

需要说明的是， 无论是哪种方式， 针对某一分块所进行的校验可参照现 有的分条校验技术， 在此不作贅述。 分条校验可验证分条中的数据块所存储 的数据是否被改写。 如未被改写， 则数据块所存储的数据有效， 否则， 数据 块所存储的数据无效。

为称呼方便， 可将未通过有效性校验的数据所占用的每一 chunk称为第 一 chunk, 也即， 未通过有效性校验的数据占用至少一个 "第一 chunk" ; 并将 通过有效性校验的数据占用的每一 chunk称为第二 chunk, 也即， 通过有效性 校验的数据占用至少一个 "第二 chunk"。

相应的， 在本发明其他实施例中， 上述步骤 S7可具体包括：

每检测出一个 "第一 chunk" , 即针对检测出的 "第一 chunk" 所存储的 数据进行重构， 也即， 根据元数据确定检测出的 "第一 chunk" 所属的 RAID 组以及该 RAID组所包括的其他 chunk,根据其他 chunk上存储的数据计算检 测出的 "第一 chunk" 上的数据， 从而得到计算结果， 并将计算结果写入到其 他存储介质的 chunk上；

或者，

在未被重构的数据所占用的全部 chunk均校验完成后， 针对检测出的所 有 "第一 chunk" 分别进行重构。

针对每一 "第一 chunk" 所进行的重构， 是根据元数据确定每一 "第一 chunk" 所属的 RAID组以及该 RAID组所包括的其他 chunk, 根据每一 "第 一 chunk" 所属 RAID组中其他 chunk上存储的数据计算每一 "第一 chunk" 上的数据， 并将计算结果写入到其他存储介质的 chunk上。

与之相对应， 上述步骤 S6也可具体包括：

每检测出一个 "第二 chunk" , 即对检测出的 "第二 chunk"上所存储的数 据恢复可用；

或者，

在未被重构的数据所占用的全部 chunk均校验完成后， 对检测出的所有 "第二 chunk" 上所存储的数据恢复可用。

在具体实施时， 本领域技术人员可进行灵活组合， 例如， 可每检测出一 个 "第二 chunk" , 即对检测出的 "第二 chunk"上的数据恢复可用， 但是在未 被重构的数据所占用的全部 chunk均校验完成后， 再对检测出的所有 "第一 chunk" 进行重构； 也可以在未被重构的数据所占用的全部 chunk均校验完成 后， 对检测出的所有 "第二 chunk" 所存储的数据恢复可用， 而对检测出的所 有 "第一 chunk" 进行重构； 也可每检测出一个 "第二 chunk" , 即对检测出的 "第二 chunk"所存储的数据恢复可用， 而每检测出一个 "第一 chunk" , 即对 其进行重构， 等等， 在此不作贅述。

无论哪种组合， 参见图 4-6, 以每一物理硬盘分为 4个 chunk为例， 假设 Diskl的 4个 chunk ( chunkl-4 )分属于 4个 RAID组， 在 Diskl被拔出后（图 4示出的是 Diskl未被拔出前的情况）， 按照现有的处理的方式， 通过全存储 介质重构， Diskl 上的所有 chunk ( chunkl-4 ) 均会被重构到其他硬盘上， 最 终结果可参见图 5。

而按照本发明实施例所提供的技术方案， 当 Diskl在被拔出后又插入时， 全存储介质重构停止。假设此时已对 Diskl中的 chunkl和 chunk2进行了重构 , 则对 Diskl上剩余的 Chunk3和 chunk4进行分条校验， 如 Diskl上的 Chunk3 和 chunk4均通过有效性校 3全，则对 Diskl上的 Chunk3和 chunk4恢复可用（参 见图 6 ), 通过对比图 5和 6可看出， 依照本发明实施例所提供的技术方案， 最终被重构的数据大大少于现有技术方案， 从而快速实现了全部数据的恢复。

并且，如在对 Diskl进行全存储介质重构的期间，上述 RAID组中的其他 存储介质因故障或被拔出而退出， 则可能造成双盘失效、 用户数据丟失， 其 风险比较大； 并且随着存储介质技术的发展， 存储介质的容量会越来越大， 而容量越大， 全存储介质重构所占用的时间也就越长， 从而造成数据丟失的 风险也随之增大。

而采用本发明实施例所提供的技术方案， 如在全存储介质重构过程中， Diskl再次接入， 可对未被重构的数据采用校验的方式， 通过有效性校验的数 据可避免写操作， 从而可以节约未被重构的数据中通过有效性校验的数据的 重构时间。 由于重构时间的缩短， 全存储介质重构过程中双盘失效的风险也 随之大大降低，并可避免相关存储介质的重构写操作对主机 10 ( Input/Output ) 的影响， 保证了性能。

此外， 按照现有的处理方式， 退出再重新接入的存储介质将被识别为新 存储介质， 因此会为该重新接入的存储介质分配新的逻辑信息。 如果某一存 储介质频繁退出和接入， 可造成针对同一存储介质的逻辑信息记录频繁重复， 甚至可能耗尽相关资源 （例如运行过程中占用的内存空间， 及持久化保存占 用的其它存储空间）。 而本发明实施例所提供的技术方案， 会去检测新接入的 存储介质与正在执行的全存储介质重构所针对的存储介质是否为同一个， 当 二者为同一个时， 则不会为重新新入的存储介质分配新的逻辑信息， 从而可 避免针对同一存储介质的逻辑信息记录频繁重复， 甚至相关资源耗尽相关资 源的问题的出现。

需要说明的是， 假设在完成上述步骤 S1-S7后， 退出又重新接入的存储 介质 （Diskl ) 中所存储的一部分数据被重构至 RAID组的其他存储介质上， 另一部分数据被恢复可用，比如 Diskl的 chunk3和 chunk4上所存储的数据被 恢复可用。 此时， 如果 Diskl 又再次退出， 只需要根据元数据针对 Diskl 的 chunk3和 chunk4执行全存储介质重构。 也即， 依据 RAID组其他存储介质所 存储的数据计算出退出的存储介质上所存储的部分数据， 并写入到 RAID组 其他存储介质上的 chunk上。 如果在执行全存储介质重构时， Diskl又再次接 入， 可执行上述步骤 S3至 S7, 以此类推， 在此不作贅述。

如果存储介质频繁退出、 接入达到预设条件， 可对该存储介质进行屏蔽， 被屏蔽后的存储介质无论实际上处于退出的状态还是处于接入的状态， 均被 当作退出。 本领域技术人员可根据实际情况设置上述预设条件， 比如， 可将 预设条件设置为 1 小时内的退出次数大于等于阈值， 阈值的取值可为任意自 然数。

需要注意的是， 上述所有实施例中要求保护的数据恢复方法的执行主体 可为前述的计算机处理器或存储控制器， 计算机处理器或存储控制器可作为 数据恢复装置， 参见图 7, 该数据恢复装置可包括：

全存储介质重构单元 700, 用于当有存储介质退出时，针对退出的存储介 质进行全存储介质重构；

检测单元 701 , 用于在进行全存储介质重构时，检测是否有新的存储介质 接入；

识别单元 702, 用于当有新的存储介质接入时，检测新接入的存储介质与 正在执行的全存储介质重构所针对的存储介质是否为同一个， 得出检测结果； 全存储介质重构控制单元 703 , 用于当所述检测结果为是时，停止全存储 介质重构 （也即， 当所述检测结果为是时， 全存储介质重构控制单元 703控 制全存储介质重构单元 700停止全存储介质重构操作 );

校验单元 704, 用于校验上述接入的存储介质中未被重构的数据的有效 性；

第一数据恢复单元 705,用于对未被重构的数据中通过有效性校验的数据 恢复可用；

第二数据恢复单元 706,用于对未被重构的数据中未通过有效性校验的数 据进行重构。

上述各单元所执行的功能分别与前述方法中的步骤 S1-S7相对应， 具体 细节可参见本文前述记载， 在此不作贅述。

另外， 前述的计算机处理器或存储控制器也可统称为控制器， 参见图 8a 和图 8b, 控制器 800在硬件上可包括 CPU81和存储器 82, 其中， CPU81通过 通信接口 811与存储介质 83通信， 并通过运行存储在存储器 82内的软件程 序 821以及调用存储在存储器 82内的数据， 可执行如下步骤：

当有存储介质退出时， 针对退出的存储介质进行全存储介质重构； 在进行全存储介质重构时， 检测是否有新的存储介质接入；

当有新的存储介质接入时， 检测新接入的存储介质与正在执行的全存储 介质重构所针对的存储介质是否为同一个， 得出检测结果；

当检测结果为是时， 停止全存储介质重构；

校验所述存储介质中未被重构的数据的有效性；

对上述未被重构的数据中通过有效性校验的数据恢复可用；

对上述未被重构的数据中未通过有效性校验的数据进行重构。

如上步骤的具体细节可参见本文前述记载， 在此不作贅述。

针对计算机处理器， 上述存储器 82具体可为 SSD, SSD可主要包括程序 存储区和数据存储区， 其中， 程序存储区可存储操作系统， 以及至少一个功 能所需的应用程序 (例如上述软件程序 821 )等； 数据存储区可存储根据 CPU 的执行情况而最终产生的数据，至于 CPU在执行上述步骤所产生的中间数据， 则存储在内存中。

而上述存储控制器可具体包括 CPU、 主板、 内存、 存储器、 电源、 电池、 风扇， 其中， 存储器可以包括高速随机存取存储器， 还可以包括非易失性存 储器， 例如至少一个磁盘存储器件、 闪存器件、 或其他易失性固态存储器件。

类似于上述 SSD, 存储控制器中的存储器也可包括程序存储区和数据存 储区， 其中， 程序存储区可存储操作系统、 至少一个功能所需的应用程序等 等，而数据存储区可存储根据 CPU的执行情况而最终产生的数据。并且， CPU 在执行上述步骤时所产生的中间数据， 也可存储在存储控制器的内存中。

在本发明其他实施例中还要求保护存储系统。

图 9示出了本发明实施例欲保护的存储系统的一种结构： 包括数据恢复 装置 91和至少两个存储介质 92。 数据恢复装置 91通过通信接口与存储介质 92通信。 数据恢复装置的结构请参见图 7所示， 在此不作贅述。

图 10示出了本发明欲保护的存储系统的另一种结构： 包括控制器 800和 至少两个存储介质 83 ; 控制器 800的具体结构可参见图 8a和图 8b: 其可包 括 CPU81和存储器 82, CPU81通过通信接口 811与存储介质 83通信， 并通 过运行存储在所述存储器内的软件程序以及调用存储在所述存储器内的数 据， 执行如下步骤：

当有存储介质退出时， 针对退出的存储介质进行全存储介质重构； 在进行全存储介质重构时， 检测是否有新的存储介质接入；

当有新的存储介质接入时， 检测新接入的存储介质与正在执行的全存储 介质重构所针对的存储介质是否为同一个， 得出检测结果；

当检测结果为是时， 停止全存储介质重构；

校验新接入的存储介质中未被重构的数据的有效性；

对未被重构的数据中通过有效性校验的数据恢复可用；

对未被重构的数据中未通过有效性校验的数据进行重构。

如上步骤的具体细节可参见本文前述记载， 在此不作贅述。

本说明书中各个实施例采用递进的方式描述， 每个实施例重点说明的都 是与其他实施例的不同之处， 各个实施例之间相同相似部分互相参见即可。 对于实施例提供的装置而言， 由于其与实施例提供的方法相对应， 所以描述 的比较简单， 相关之处参见方法部分说明即可。

还需要说明的是， 在本文中， 诸如第一和第二等之类的关系术语仅仅用 来将一个实体或者操作与另一个实体或操作区分开来， 而不一定要求或者暗 示这些实体或操作之间存在任何这种实际的关系或者顺序。 而且， 术语 "包 括"、 "包含" 或者其任何其他变体意在涵盖非排他性的包含， 从而使得包括 一系列要素的过程、 方法、 物品或者设备不仅包括那些要素， 而且还包括没 有明确列出的其他要素， 或者是还包括为这种过程、 方法、 物品或者设备所 固有的要素。 在没有更多限制的情况下， 由语句 "包括一个 ... ... " 限定的要 素， 并不排除在包括所述要素的过程、 方法、 物品或者设备中还存在另外的 相同要素。

通过以上的实施方式的描述， 所属领域的技术人员可以清楚地了解到本 发明可借助软件加必需的通用硬件的方式来实现， 通用硬件包括通用集成电 路、 通用 CPU、 通用存储器、 通用元器件等， 当然也可以通过专用硬件包括 专用集成电路、 专用 CPU、 专用存储器、 专用元器件等来实现， 但艮多情况 下前者是更佳的实施方式。 基于这样的理解， 本发明的技术方案本质上或者 说对现有技术做出贡献的部分可以以软件产品的形式体现出来， 该计算机软 件产品可以存储在可读取的存储介质中， 如 u盘、 移动存储介质、 只读存储 器（ROM, Read-Only Memory ), 随机存取存储器（RAM, Random Access Memory ), 磁碟或者光盘等各种可以存储软件程序代码的介质， 包括若干指 令用以使得一台计算机设备（可以是个人计算机， 服务器， 或者网络设备等） 执行本发明各个实施例的方法。

对所提供的实施例的上述说明， 使本领域专业技术人员能够实现或使用 本发明。 对这些实施例的多种修改对本领域的专业技术人员来说将是显而易 见的， 本文中所定义的一般原理可以在不脱离本发明的精神或范围的情况下， 在其它实施例中实现。 因此， 本发明将不会被限制于本文所示的这些实施例， 而是要符合与本文所提供的原理和新颖特点相一致的最宽的范围。

Claims (1)

1. 权利要求 书

   1、 一种数据恢复方法， 其特征在于， 包括：

   当有存储介质退出时， 针对退出的存储介质进行全存储介质重构； 在进行全存储介质重构时， 检测是否有新的存储介质接入；

   当有新的存储介质接入时， 检测新接入的存储介质与正在执行的全存储 介质重构所针对的存储介质是否为同一个， 得出检测结果；

   当检测结果为是时， 停止所述全存储介质重构；

   校验所述新接入的存储介质中未被重构的数据的有效性；

   对所述未被重构的数据中通过有效性校验的数据恢复可用；

   对所述未被重构的数据中未通过有效性校验的数据进行重构。

   2、 如权利要求 1所述的方法， 其特征在于， 所述检测新接入的存储介质 与正在执行的全存储介质重构所针对的存储介质是否为同一个具体包括： 对的存储介质的序列号是否相同， 如果相同， 检测结果为是， 如果不相同， 检测结果为否。

   3、 如权利要求 1或 2所述的方法， 其特征在于：

   所述未被重构的数据占用至少一个 chunk;

   所述校验所述新接入的存储介质中未被重构的数据具体包括： 逐 chunk 检验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk。

   4、 如权利要求 3所述的方法， 其特征在于：

   每个所述 chunk包括至少一个分块；

   所述检验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk具体包括： 按分块校 验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk。

   5、 如权利要求 4所述的方法， 其特征在于：

   所述按分块校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk具体包括： 逐分块校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk; 或者，

   校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk中的选定分块。

   6、 如权利要求 1 - 5任一项所述的方法， 其特征在于， 所述未被重构的 数据是根据已存储的元数据确定出的。

   7、 如权利要求 3 - 6任一项所述的方法， 其特征在于：

   所述未通过有效性校验的数据占用至少一个第一 chunk;

   所述对所述未被重构的数据中未通过有效性校验的数据进行重构具体包 括：

   每检测出一个第一 chunk, 即针对检测出的第一 chunk所存储的数据进行 重构； 或者，

   在所述未被重构的数据所占用的全部 chunk均校验完成后， 针对检测出 的所有第一 chunk所存储的数据分别进行重构。

   8、 如权利要求 3 - 7任一项所述的方法， 其特征在于：

   所述通过有效性校验的数据占用至少一个第二 chunk;

   所述对所述未被重构的数据中通过有效性校验的数据恢复可用具体包 括：

   每检测出一个第二 chunk, 即对检测出的第二 chunk上所存储的数据恢复 可用；

   或者，

   在所述未被重构的数据所占用的全部 chunk均校验完成后， 对检测出的 所有第二 chunk上所存储的数据恢复可用。

   9、 一种数据恢复装置， 其特征在于， 包括：

   全存储介质重构单元， 用于当有存储介质退出时， 针对退出的存储介质 进行全存储介质重构；

   检测单元， 用于在进行全存储介质重构时， 检测是否有新的存储介质接 入； 识别单元， 用于当有新的存储介质接入时， 检测新接入的存储介质与正 在执行的全存储介质重构所针对的存储介质是否为同一个， 得出检测结果； 全存储介质重构控制单元， 用于当所述检测结果为是时， 停止所述全存 储介质重构；

   校验单元， 用于校验所述新接入的存储介质中未被重构的数据的有效性； 第一数据恢复单元， 用于对所述未被重构的数据中通过有效性校验的数 据恢复可用；

   第二数据恢复单元， 用于对所述未被重构的数据中未通过有效性校验的 数据进行重构。

   10、 如权利要求 9所述的装置， 其特征在于， 所述检测新接入的存储介 质与正在执行的全存储介质重构所针对的存储介质是否为同一个具体包括： 对的存储介质的序列号是否相同， 如果相同， 检测结果为是， 如果不相同， 检测结果为否。

   11、 如权利要求 9或 10所述的装置， 其特征在于：

   所述未被重构的数据占用至少一个 chunk;

   所述校验所述新接入的存储介质中未被重构的数据具体包括： 逐 chunk 检验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk。

   12、 如权利要求 11所述的装置， 其特征在于：

   每个所述 chunk包括至少一个分块；

   所述检验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk具体包括： 按分块校 验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk。

   13、 如权利要求 12所述的装置， 其特征在于：

   所述按分块校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk具体包括： 逐分块校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk;

   或者， 校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk中的选定分块。

   14、 如权利要求 9 - 13任一项所述的装置， 其特征在于， 所述未被重构 的数据是根据已存储的元数据确定出的。

   15、 如权利要求 11 - 14任一项所述的装置， 其特征在于：

   所述未通过有效性校验的数据占用至少一个第一 chunk;

   所述对所述未被重构的数据中未通过有效性校验的数据进行重构具体包 括：

   每检测出一个第一 chunk, 即针对检测出的第一 chunk所存储的数据进行 重构； 或者，

   在所述未被重构的数据所占用的全部 chunk均校验完成后， 针对检测出 的所有第一 chunk所存储的数据分别进行重构。

   16、 如权利要求 11 - 15任一项所述的装置， 其特征在于：

   所述通过有效性校验的数据占用至少一个第二 chunk;

   所述对所述未被重构的数据中通过有效性校验的数据恢复可用具体包 括：

   每检测出一个第二 chunk, 即对检测出的第二 chunk上所存储的数据恢复 可用；

   或者，

   在所述未被重构的数据所占用的全部 chunk均校验完成后， 对检测出的 所有第二 chunk上所存储的数据恢复可用。

   17、 一种控制器， 其特征在于， 包括 CPU和存储器， 所述 CPU通过通信 接口与存储介质通信， 并通过运行存储在所述存储器内的软件程序以及调用 存储在所述存储器内的数据， 执行如下步骤：

   当有存储介质退出时， 针对退出的存储介质进行全存储介质重构； 在进行全存储介质重构时， 检测是否有新的存储介质接入；

   当有新的存储介质接入时， 检测新接入的存储介质与正在执行的全存储 介质重构所针对的存储介质是否为同一个， 得出检测结果；

   当检测结果为是时， 停止所述全存储介质重构；

   校验所述新接入的存储介质中未被重构的数据的有效性；

   对所述未被重构的数据中通过有效性校验的数据恢复可用；

   对所述未被重构的数据中未通过有效性校验的数据进行重构。

   18、 如权利要求 17所述的控制器， 其特征在于， 所述检测新接入的存储 介质与正在执行的全存储介质重构所针对的存储介质是否为同一个具体包 括： 对的存储介质的序列号是否相同， 如果相同， 检测结果为是， 如果不相同， 检测结果为否。

   19、 如权利要求 17或 18所述的控制器， 其特征在于：

   所述未被重构的数据占用至少一个 chunk;

   所述校验所述新接入的存储介质中未被重构的数据具体包括： 逐 chunk 检验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk。

   20、 如权利要求 19所述的控制器， 其特征在于：

   每个所述 chunk包括至少一个分块；

   所述检验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk具体包括： 按分块校 验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk。

   21、 如权利要求 20所述的控制器， 其特征在于：

   所述按分块校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk具体包括： 逐分块校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk;

   或者，

   校验所述未被重构的数据所占用的每一 chunk中的选定分块。

   22、 如权利要求 17 - 21任一项所述的控制器， 其特征在于， 所述未被重 构的数据是根据已存储的元数据确定出的

   23、 如权利要求 19 - 22任一项所述的控制器， 其特征在于， 所述未通过 有效性校验的数据占用至少一个第一 chunk;

   所述对所述未被重构的数据中未通过有效性校验的数据进行重构具体包 括：

   每检测出一个第一 chunk, 即针对检测出的第一 chunk所存储的数据进行 重构； 或者，

   在所述未被重构的数据所占用的全部 chunk均校验完成后， 针对检测出 的所有第一 chunk所存储的数据分别进行重构。

   24、 如权利要求 19 - 23任一项所述的控制器， 其特征在于， 所述通过有 效性校验的数据占用至少一个第二 chunk;

   所述对所述未被重构的数据中通过有效性校验的数据恢复可用具体包 括：

   每检测出一个第二 chunk, 即对检测出的该第二 chunk上所存储的数据恢 复可用；

   或者，

   在所述未被重构的数据所占用的全部 chunk均校验完成后， 对检测出的 所有第二 chunk上所存储的数据恢复可用。

   25、 一种存储系统， 其特征在于， 包括至少两个存储介质和如权利要求 9-16任一项所述的数据恢复装置。

   26、 一种存储系统， 其特征在于， 包括至少两个存储介质和如权利要求 17-24任一项所述的控制器。