CN104281499B - 基于奇偶校验的raid条带镜像数据分布方法 - Google Patents

基于奇偶校验的raid条带镜像数据分布方法 Download PDF

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Abstract

本发明公开了一种基于奇偶校验的RAID条带镜像数据分布方法，包括：将RAID中的每个磁盘分为主区和副区；将条带化的数据分割成若干大小相等的数据块，并分别存储于不同磁盘的主区中，并根据磁盘数量和数据块的序列号以二维坐标进行定位；将数据块以顺时针或逆时针旋转的方式复制于除数据块所在磁盘以外的其他磁盘的副区中，形成镜像块，并对镜像块的二维坐标进行定位，确定数据块与对应的镜像块的位置关系；每一条带化的数据分别与一奇偶校验块关联，定位奇偶校验块。

Description

基于奇偶校验的RAID条带镜像数据分布方法
技术领域
本发明涉及数据处理技术领域，特别涉及一种基于奇偶校验的RAID条带镜像数据分布方法。
背景技术
RAID(Redundant Arrays of Inexpensive Disks，独立磁盘冗余阵列)是I/O系统的子系统，它将多个独立小磁盘合并为相当大型逻辑磁盘来改善I/O系统的性能。由于一些小的独立磁盘可以满足输入输出的需求，磁盘阵列就能够为数据的访问提供更高效的带宽。而且由于冗余信息的存在，磁盘故障也不会影响磁盘阵列。这样一来，就可以提供更高的可靠性以及数据可用性。RAID技术有效地弥补了处理器的速度和磁盘访问速度之间的不足。
RAID包括多种分类，本申请主要针对于基于镜像的RAID架构：基于镜像的RAID架构尽管具有很高的冗余水平，但是它无法确定错误或丢失的数据块在阵列中的实际位置，同时它也不能为磁盘阵列提供足够的可靠性。尽管在磁盘阵列中有许多磁盘，基于数据镜像的RAID架构不能为RAID系统提供一个适当的数据传输率。尽管在阵列中有许多磁盘，RAID控制器不能在幸存磁盘之间平衡由于磁盘故障而增加的负载。
发明内容
本发明针对现有技术存在的上述不足，提供了一种基于奇偶校验的RAID条带镜像数据分布方法。本发明通过以下技术方案实现：
一种基于奇偶校验的RAID条带镜像数据分布方法，包括：
将RAID中的每个磁盘分为主区和副区；
将条带化的数据分割成若干大小相等的数据块，并分别存储于不同磁盘的主区中，并以二维坐标B(i1,j1)进行定位，横坐标为纵坐标为其中0≤i1≤m/2-1，0≤j1≤n-1，n为RAID中所有磁盘的总数，m为每个磁盘上的数据块的数目，N为数据块的序列号；
将数据块以顺时针或逆时针旋转的方式复制于除数据块所在磁盘以外的其他磁盘的副区中，形成镜像块，并对镜像块的二维坐标进行定位，确定数据块与对应的镜像块的位置关系；
每一条带化的数据分别与一奇偶校验块关联，并对奇偶校验块的二维坐标进行定位，确定奇偶校验块的位置。
较佳的，主区和副区的大小相同。
较佳的，数据块以顺时针旋转的方式复制于除数据块所在磁盘以外的其他磁盘的副区中，形成镜像块，镜像块的坐标为其中，m/2≤i2≤m-1，0≤j2≤n-1。
较佳的，确定数据块与对应的镜像块的位置关系包括：
将和代入镜像块的坐标，得到
通过反转，得到丢失镜像块对应的数据块的位置
在本发明中，每个分条将产生一个奇偶校验块，从而缓解了可靠性问题。当RAID检测到一个数据块错误，它可以利用奇偶校验块来确定错误数据块在阵列中的位置；通过跨阵列将数据分条，通过正确选择分条单元的大小就可以显著改善RAID系统的输入输出性能。磁盘故障增加的负载将在幸存磁盘之间被有效平衡。此外，提出的数据分布算法能使架构承受更多的磁盘故障并减小错误数据的速率。
附图说明
图1所示的是本发明的状态转换图；
图2-5所示的分别是磁盘数量为20、30、40、50时的重建故障磁盘的概率示意图；
图6所示的是小型读取请求下各种架构的最大带宽示意图；
图7所示的是小型写入请求下各种架构的最大带宽示意图；
图8所示的是大型读取请求下各种架构的最大带宽示意图；
图9所示的是大型写入请求下各种架构的最大带宽示意图；
图10所示的是小型读取请求下各种架构读和写操作的I/O速率示意图；
图11所示的是小型写入请求下各种架构读和写操作的I/O速率示意图；
图12所示的是大型读取请求下各种架构读和写操作的I/O速率示意图；
图13所示的是大型写入请求下各种架构读和写操作的I/O速率示意图。
具体实施方式
以下将结合本发明的附图，对本发明实施例中的技术方案进行清楚、完整的描述和讨论，显然，这里所描述的仅仅是本发明的一部分实例，并不是全部的实例，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的前提下所获得的所有其他实施例，都属于本发明的保护范围。
为了便于对本发明实施例的理解，下面将结合附图以具体实施例为例作进一步的解释说明，且各个实施例不构成对本发明实施例的限定。
本发明针对基于复制的RAID(独立磁盘冗余阵列)架构的数据分布方法，所引起的负载增加问题、可靠性问题和接入带宽等减少问题，提出了一种基于奇偶校验的RAID条带镜像数据分布方法，简称RAID-P。将条带化的数据分为若干大小相等的数据块，该方案在其他磁盘中复制数据块形成镜像块，然后将每个条带与一个奇偶校验块相关联，并通过将读取请求引导到合适的镜像备份数据来进行访问，从而提高了阵列的可靠性和接入带宽，并且具备RAID磁盘阵列所必须的故障单元定位功能。
本发明提出的数据分布算法能使RAID控制器比现有的镜像架构服务更多的磁盘请求，在幸存磁盘之间平衡由于磁盘故障而增加的负载。同时，当阵列控制器检索故障磁盘或丢失的数据块时，这种数据分析算法能使所有的幸存磁盘仍可用于处理磁盘请求，从而极大地提高阵列的输入输出性能。在下文中，通过以下方法来描述数据分布算法：定义两个函数(方程1)和(方程2)，将数据块的序列号映射到数据块地址，反之亦然(方程6)；定义两个函数，将数据块的地址映射到他们的镜像块，如方程4所示，反之亦然(方程5)；方程7定义一个函数，对奇偶数据块进行定位。在这个数据分布方法中，为了实现更高的接入带宽，奇偶校验块和数据块跨磁盘阵列分布。
在提出的磁盘阵列中，每个磁盘被划分为主区和副区，举例来说，可以将磁盘分平均为上下两部分，上半部分为主区，下半部分为副区。数据也被分为两组不同的模块：数据块(或称主要数据块)和镜像块。令B(i1,j1)表示位于整体磁盘主区的数据块，其中0≤i1≤m/2-1且0≤j1≤n-1；M(i2,j2)表示位于较副区的镜像块，其中m/2≤i2≤m-1且0≤j2≤n-1。在提出的数据分布算法中，磁盘阵列控制器通过执行以下步骤，完成在阵列中分配修改后的数据块，以便实现小型或大型的写请求。
第一步：数据条块化
每个数据最初都被看做是区域交叉的、独立的小磁盘。也就是说，整体数据被逻辑地分割成大小相等的数据块，每个数据块的大小与独立磁盘的大小一样。
第二步：定位主要数据块
在所有磁盘的主要区域内，区域交叉的数据条可以被视为一个个条块，因此一个用二维地址表示的，数据块的主区的水平坐标可被定义为：
其中0≤i1≤m/2-1，且n表示群集中总的磁盘数量，N为每一个块交叉数据的序列号。纵坐标被定为：
其中0≤j1≤n-1。
第三步：定位冗余块
如前面提到的，在本文提出的RAID架构中冗余信息被分成两组不同的块：镜像块和奇偶校验块。因此，定义了两个冗余函数和以便分别定位镜像块和奇偶校验块。
第四步：定位镜像块
将第二步中位于阵列主要区域中的数据块，按照旋转的方式，在其他磁盘的次要区域之间进行复制，如公式3所示。该公式定义了镜像块和块序列号之间的一个映射关系，如下：
其中，m/2≤i2≤m-1且0≤j2≤n-1。公式3隐含了一个右侧旋转的技术，以便找到磁盘阵列中的数据和奇偶校验块。奇偶校验块能够让控制器发现丢失的块，并确定他们的实际位置。为了找到持有丢失块的冗余副本的块，主数据和镜像块的位置需要在彼此间直接确定，如公式4和5所示。为此将和代入公式3，可得：
上面的公式定义了冗余函数其定位了磁盘阵列中主要数据块的镜像块的位置(0≤i1≤m/2-1，0≤j1≤n-1)。通过反转以上公式，可以将丢失镜像块对应的主区的主要数据块的位置表示如下：
公式1和2的倒数反映出了主要数据块和其对应的块序列号的映射关系，如下所示：
N＝[i1×(n-1)+(j1-(i1 mod(n-1))] (6)
其中0≤i1≤m/2-1且0≤j1≤n-1。
第五步：定位奇偶校验快
在提出的RAID结构中，在每个条带化数据总有一个块被分配用于奇偶校验，冗余函数定义了磁盘主要数据块各条带分配的奇偶校验块的位置坐标信息。为了减少与写入瓶颈问题相关的，涉及单个奇偶检验磁盘的开销，RAID-P结构按照冗余函数在磁盘阵列范围内分布奇偶校验块。令表示与条带i相关的奇偶校验块，其中0≤i1≤m/2-1表示群集中奇偶校验块的水平坐标。与条带i相关的奇偶校验块的纵坐标表示为：
j1＝[i1+(n-1))]mod n (7)
其中，0≤j1≤n-1。
写请求可以分为小型和大型写操作。小型写请求是那种改写全部或部分数据块，其范围不超过给定块的磁盘操作。因此，这样的I/O操作可能同时影响相同或不同的条带的不同块。另一方面，大型写请求是那种同一或甚至不同条带上的若干块可能参与处理请求的磁盘操作。
将至少有一个块被重写的条带所对应的奇偶校验块，与重写过的条带数据块和其本身进行逻辑异或运算。该奇偶校验可由公式8和公式9分别计算主要数据块的条带和镜像块的条带得到。
其中，表示条带i1对应的奇偶校验块， 表示条带i1中修改的主要数据块。
其中，表示条带i1中修改数据的镜像副本。
如图1所示，为了分析本发明的可靠性，以下通过奇偶校验和一致性检测方法来检测丢失的数据。在前一种方法中，通过检查每个条带对应的奇偶校验块，可以容易地检测到丢失的块，而在后一种方法中，通过将主数据块与它的备份副本进行比较，可以检测到丢失的块。在检测到丢失的块后，它可由可用的数据副本重建，或通过与相同磁条中的其它数据和奇偶校验块进行逻辑异或重建，如公式(10)和公式(11)。令表示缺失的块，它可以由以下公式重构：
其中，0≤i1≤m/2-1。
其中，m/2≤i1≤m-1。
设n表示的磁盘阵列中的总数，TR和TW分别表示读取和写入一个数据块的平均时间。设TXOR表示通过异或运算重构丢失的数据块的平均时间。因此，从备份副本中恢复一个单一丢失块的平均时间(MTTR)可估计为：
MTTR＝TR+TW (12)
如果丢失块的备份副本不可用，或在相同的磁条中有一个以上的丢失块，恢复每个丢失块的时间来可计算为：
MTTR＝TXOR+TW (13)
如果丢失的数据涉及到同一条带上的两个或多个数据块(突发错误)，则丢失的块可以恢复为：
MTTR＝TR+TW (14)
如果突发错误的大小超出了一个磁条的大小，可由以下公式恢复：
其中L表示块中突发错误的大小。
提出的RAID架构中的数据分布方法，使阵列能够平衡由所有尚存磁盘故障引起的负载增加问题。因此，如果一个磁盘发生故障，丢失的块可以由分布在其他幸存磁盘中的备份副本得到恢复，或通过与所有其他数据块连同校验块一起，进行逻辑异或得到重建，如前所述。设m表示每个磁盘上的数据块的数目，每个大小为S。因此，在前者的情况下，恢复故障磁盘的平均时间可以被定义为：
且在后者情况下，恢复故障磁盘的平均时间可以被定义为：
MTTR＝m·(TXOR+TW) (17)
因此，我们得出这样的结论：恢复故障磁盘或丢失块的平均时间(MTTR)要比的平均时间故障(MTTF)短得多，每个磁盘的正常寿命被假定为超过数十万小时，而每个故障磁盘可以在仅仅一个小时内完全恢复。
为了分析提出的RAID构架的性能，在DiskSim(v.4.0)环境中进行了三组仿真实验(图2-5为第一组，图6-9为第二组，图10-13为第三组)。所有的仿真实验中，将提出的RAID架构在接入带宽、可靠性、和I/O速率方面，与RAID-5,RAID-C,and RAID-10进行了对比。在这些实验中，请求是按照大小和类型(例如读和写)两个方面进行分类的。大型写请求和大型读请求的大小都是20MB，小型写请求和小型读请求的大小设为32KB。在每个客户端，请求的达到时间是按照平均每秒0.2个请求呈现泊松分布。磁盘故障按照均匀随机分布，在整个阵列范围内产生。第一组实验分析的是提出的RAID构架，在磁盘故障恢复方面的可靠性和定位丢失块的概率。磁盘故障恢复速度意味着磁盘阵列能够恢复或重建故障磁盘的最大数量。当故障率在2和10之间变化的情况下，运行100次并测量和统计平均每个方法的故障恢复率，结果如图2-5所示。首先，磁盘的数量固定为20，当发生故障的磁盘数量在2到10之间变化时，测量其恢复速率，如图2所示。然后在阵列的磁盘数量分别为30,40,50时，重复相同的实验，结果如图3-5所示。显然，重建的概率正比于磁盘的数量。如图2-5所示，三种方法都能够容忍单一磁盘故障。显然提出的RAID架构表现明显优于其他架构。这是因为RAID-P将每个磁盘的副本(块级)均匀分布在其他磁盘中，从而减少每个磁盘故障后不可恢复的数据的总量。
第二组实验分析并对比了RAID-P，RAID-C，RAID-5和RAID-10的接入带宽。实验针对不同类型(读和写)和不同大小的I/O请求进行了仿真。随着并行的客户请求的数量从1到16变化，研究分析不同I/O传输速率对接入带宽的影响。运行了100次不同的仿真并将结果统计平均，小型数据的结果如图6和图7所示。对于小型读取请求，提出的模型相比其他方法明显有较好的表现。RAID-5排名低于提出的模型，但是其表现优于RAID-C。图8给出了大读写请求的仿真结果，从图中可以看出同图6一样，RAID-P在较大型用户数时扩展性更好，且RAID-10再次排在其他算法之后。这是因为，RAID-P和RAID-5在所有磁盘内将数据磁条化，而RAID-10只将一半的磁盘进行数据磁条化。比较图6和图8给出的结果，大读取操作的接入带宽和小读取操作的接入带宽非常接近。如图7和图9所示，对于小和大型写请求，RAID-10的性能都优于其他方法，RAID-P排在其后，RAID-C次之，RAID-5表现最差。显然，RAID-P和RAID-5接入带宽减少的原因，是因为这些架构在处理一个写请求之后，需要更新奇偶校验数块。更新奇偶校验数据会涉及到的磁盘包括修改的块和校验块。这会严重影响更新阶段期的可用带宽。
第三组仿真实验分析了各种架构读和写操作的I/O速率。在此实验中，用户的请求数量固定为16。磁盘数量(集群大小)在2到16间变化。每个客户请求从阵列读取500MB数据，写入亦500MB。这个实验的目的是比较不同方法的可扩展性。图10-12显示了提出方法的性能(I/O率)，并与RAID-10、RAID-C和RAID-5的结果做出了对比。从这些图中可以看出，对于所有的方法，其I/O率都会随着阵列大小型增加而增加。与先前的实验类似，如图10和图12所示，因为提出的RAID结构具有更高的I/O并行度，其对小和大型读取请求的表现要优于其他方法。和前面的实验一样，如图11和图13所示，RAID-10具有最高的I/O率，RAID-P次之，RAID-C在RAID-P之后，RAID-5最低。从以上结果得出结论：因为写请求需要更新奇偶校验块，基于奇偶校验的方法的I/O率是受限制的。
在本发明中，当一个磁盘发生故障或者主要副本不可用时，数据镜像方案通过将读取请求引导到数据的镜像块，来改善阵列的可靠性。而且奇偶校验数据使RAID控制器能够确定丢失块的实际位置。本文中提出的特殊数据分布算法也改善了阵列的接入带宽和数据可用性。通过仿真实验，在接入带宽、可靠性和I/O率等方面表现都优于其他架构。
以上所述，仅为本发明较佳的具体实施方式，但本发明的保护范围并不局限于此，任何熟悉本技术领域的技术人员在本发明揭露的技术范围内，可轻易想到的变化或替换，都应涵盖在本发明的保护范围之内。因此，本发明的保护范围应该以权利要求的保护范围为准。

Claims (1)

1.一种基于奇偶校验的RAID条带镜像数据分布方法，其特征在于，包括：
将RAID中的每个磁盘分为大小相同的主区和副区；
将条带化的数据分割成若干大小相等的数据块，并分别存储于不同磁盘的所述主区中，并以二维坐标B(i1,j1)进行定位，横坐标为纵坐标为其中0≤i1≤m/2-1，0≤j1≤n-1，n为RAID中所有磁盘的总数，m为每个磁盘上的数据块的数目，N为所述数据块的序列号；
将所述数据块以顺时针或逆时针旋转的方式复制于除所述数据块所在磁盘以外的其他磁盘的副区中，形成镜像块，镜像块的坐标为其中，m/2≤i2≤m-1，0≤j2≤n-1；
将和代入所述镜像块的坐标，得到
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通过反转，得到丢失镜像块对应的数据块的位置
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每一所述条带化的数据分别与一奇偶校验块关联，冗余函数定义为磁盘主要数据块各条带分配的奇偶校验块的位置坐标信息，RAID-P结构按照冗余函数在磁盘阵列范围内分布奇偶校验块：令表示与条带i相关的奇偶校验块，其中0≤i1≤m/2-1表示群集中奇偶校验块的水平坐标；与条带i相关的奇偶校验块的纵坐标表示为：
j1＝[i1+(n-1))]mod n，
其中，0≤j1≤n-1；
将至少有一个块被重写的条带所对应的奇偶校验块，与重写过的条带数据块和其本身进行逻辑异或运算，进而得到
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其中，表示条带i1对应的奇偶校验块，表示条带i1中修改的主要数据块，0≤i1≤m/2-1且0≤j1≤n-1；
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其中，表示条带i1中修改数据的镜像副本，m/2≤i1≤m-1且0≤j1≤n-1。
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