CN110569200A - 计算机平台资源共享控制器和关联的资源共享方法 - Google Patents
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Abstract
本发明涉及计算机平台资源共享控制器及关联的资源共享方法。资源共享控制器(5)适于在计算机平台(1)中操作，计算机平台(1)进一步包括数据存储介质(4)及包括对所述存储介质的访问命令的软件应用(2)，适于根据所述存储介质的最大访问容量的分配给每个应用的相应部分，根据每个应用的对存储介质的访问的接下来的命令的列表(Z1)及进一步根据所述命令的理论最长执行时间，来针对每个应用和访问所述存储介质的下一时间周期选择要实施的接下来的命令，及在所述下一时间周期期间，将所述访问依次分配给每个应用以实施所选命令。
Description
【技术领域】
本发明涉及计算机平台领域，该计算机平台包括至少一个处理器、数据存储介质、软件应用，该软件应用适于在处理器上执行并且包括对存储介质的访问命令。
【背景技术】
大容量存储器(mass memory)是大容量的存储介质(通常大于8GB或者大于256GB或更多)，是非易失性的，并且可以由在处理器上执行的应用读取和写入。这些大容量存储器的介质可以是各种类型，例如，磁带、硬盘驱动器、固态驱动器(SSD)、SD(安全数字)卡、光盘(CD、DVD、蓝光)、磁光驱动器、闪速存储器等，并且包括单位存储单元和存储控制器，该存储控制器适于根据接收到的命令对这些单元进行操作并适于传递或记录来源于这些操作的数据。
由应用之间共享的大容量存储技术产生的性能以及所处理的数据量与在短时间内(例如，小于100ms)执行在这些存储器上进行的操作不兼容。这些操作通常是创建、读取、写入、删除、命名、分类、归档操作，具体地，由应用控制，应用于可变大小的存储区域，并且它们经由文件管理器在大容量存储器上进行。
在航空电子等行业中，随着航空电子功能的数目增加和复杂度增长，制造商将多个软件应用一起聚集在同一高性能计算机处理平台上。为了响应于这种新环境，已经开发了所谓的综合模块化航电(IMA)指令(directives)，根据这些指令，计算机处理平台必须能够在应用之间提供稳健的时间和空间划分，允许它们共享同一平台及其资源，具体包括数据存储介质，也称为大容量存储器。
作为例示，在航空电子中，“合成视觉系统(SVS)”、“飞行管理系统(FMS)”和“地形回避告警系统(TAWS)”所有三个应用都使用共享的地面和地势地图定义数据，因此必然涉及共享访问，与此关联，应用可以进一步存储注释、日志文件等，所有这些都存储在16GB至256GB的大容量存储器中。
因此，在实时处理环境中，越来越需要保证共享文件的多个应用之间的稳健划分，该文件可能是共享的或者特定于同一大容量存储器内的每个应用。
【发明内容】
为此，根据第一方面，本发明提出一种资源共享控制器，该资源共享控制器适于在计算机平台中操作，该计算机平台至少进一步包括：
处理器，
数据存储介质，
软件应用，该软件应用适于在处理器上执行并且包括对存储介质的访问命令，
所述资源共享控制器的特征在于，它适于，根据存储介质的最大访问容量(capacity)的、分配给每个应用的相应预定部分，根据源自于每个应用的、要执行对存储介质的访问的接下来的命令的列表，以及进一步根据所述命令的理论最长执行时间，来在第一选择阶段，针对每个应用和访问存储介质的下一时间周期，选择要实施的接下来的命令，并且在所述下一时间周期期间，将对所述介质的访问依次分配给每个应用以实施所选命令。
本发明可以保证应用之间对数据存储介质的访问的可控共享，从而限制从一个应用溢出到另一应用的风险，这对应于大容量存储器的特殊性。这种共享使得可以提供应用访问大容量存储资源的独立性。
本发明可以为每个应用分配时隙和存储器。相对于带宽或数据量，使用时隙具有以下优点：根据大小以及顺序或随机访问类型，来与大容量存储技术的性能的巨大可变性拉开距离。本发明可以使使用相同资源的应用之间完全独立，以便实现多个应用在同一模块上的集成，同时满足操作安全需求以及开发效率需求。
本发明进一步有助于减少计算机的数目(在多个应用之间共享平台)并且减少认证工作，例如，欧洲ETSO(“欧洲技术标准规定”)。在实施例中，根据本发明的资源共享控制器进一步包括以下特征中的一个或多个：
最大访问容量是来自访问存储介质的最长时间周期时间、存储介质的最大带宽和与存储介质交换的最大数据量中的元素；
当在第一选择阶段期间针对所述应用(2)的正在进行的时间周期选择的命令的执行完成时，资源共享控制器适于在第二选择阶段，根据正在进行的时间周期到期之前剩余的时间、指派给每个应用的权重，以及执行所述命令的理论最长时间，来从剩余的要针对每个应用实施的接下来的命令之中选择附加命令；
资源共享控制器适于定义与数据大小相对应且与存储介质的单位访问容量相关联的单位元素，针对每个应用来确定与已经指派给它的预定相应部分相对应的单位容量的数目，所述控制器进一步适于针对每个访问命令来确定与所述访问命令相对应的单位元素的数目，使得访问命令与数据块有关，如果该块的大小小于或等于单位元素的大小，则单位元素的数目将是1，并且如果该块的大小等于单位元素的大小的n倍，则单位元素的数目将是n，控制器适于针对所述应用选择要在第一选择阶段实施的接下来的命令作为最大连续命令，使得与所述命令相对应的单位元素的总和小于与指派给它的预定相应部分相对应的单位容量的数目；
列表的命令源自于数据存储介质的维护操作，该维护操作包括来自以下中的至少一个维护操作：通过分配磨损而释放的数据存储介质块的均衡、合并块或页面以优化非对齐随机访问，以及移动块以减少数据滞留问题。
根据第二方面，本发明提出了一种计算机平台，该计算机平台包括至少一个处理器、数据存储介质、能够在处理器上执行并且包括对存储介质的访问命令的软件应用以及根据本发明的第一方面的资源共享控制器。
根据第三方面，本发明提出了一种计算机平台中的资源共享方法，该计算机平台包括资源共享控制器、至少一个处理器、数据存储介质、软件应用，该软件应用能够在处理器上执行并且包括对存储介质的访问命令。
所述方法的特征在于，它包括以下步骤，以下步骤由资源共享控制器实施并且包含：
根据存储介质的最大访问容量的分配给每个应用的相应预定部分，根据源自于每个应用的要执行的对存储介质的接下来的访问命令的列表，以及进一步根据所述命令的理论最长执行时间，来在第一选择阶段，针对每个应用和访问存储介质的下一时间周期，选择要实施的接下来的命令，以及
在所述下一时间周期期间，将对所述介质的访问依次分配给每个应用以实施所述所选命令。
根据另一方面，本发明提出一种计算机程序，该计算机程序包括指令，该指令在程序由计算机执行时使计算机执行根据本发明的第三方面的方法。
根据另一方面，本发明提出一种记录根据本发明的先前方面的计算机程序的计算机可读介质。
【附图说明】
本发明的这些特征和优点将在阅读以下描述时显现出来，以下描述仅被作为示例提供并且参照附图完成，其中：
图1示出本发明的一个实施例中的处理平台的视图；
图2是本发明的一个实施例中的工作周期THW的视图；
图3是图示本发明的一个实施例中的应用之间的操作的时间划分的示意图；
图4是图示本发明的一个实施例中的应用之间的操作的时间划分的示意图；
图5是在本发明的一个实施例中实施的步骤的流程图；
图6图示根据所讨论的数据大小的对大容量存储器的最长访问时间的示例。
【具体实施方式】
图1示出本发明的一个实施例中的计算机处理平台1的视图，例如，在航空电子领域。
正如所知，该平台1包括一个或多个处理器10、软件应用集合2、文件管理系统3和大容量存储器(MM)4，在组件2的软件应用之间共享该大容量存储器4的使用。
根据本发明，平台1进一步包括资源共享控制器5，该资源共享控制器5设置在文件管理系统3与大容量存储器4之间并且其作用是在软件应用之间提供该大容量存储器4的使用的共享，防止一个应用的操作被另一应用的操作扰乱。这里描述的划分是时间和空间上的，但是在其它实施例中，它可以仅是空间上的或者仅是时间上的。
软件应用集合2包括能够在处理器10上执行的n(n是大于或等于2的整数)个软件应用A1、A2、...An。这些应用例如包括SVS和FMS应用。另外，MM 4例如包括地面数据库，该地面数据库包括地势。
在此处考虑的实施例的ARINC 653计算机资源的时间和空间划分的环境中，软件应用可以造成该应用的多个分区(ARINC，报告651，RTCA DO-255)。
分区是程序，该程序可加载到集成模块，此处为平台1，中的唯一寻址空间中。平台1(经由其操作系统，未示出)适于控制分区对处理时间、对大容量存储器4和对其它资源的使用，使得每个分区与共享平台1的其它分区隔离。
基于由操作系统维护的工作时间周期来整合(pace)分区。
分区包括一个或多个编程单元，称为进程，它们共享同一寻址空间，可以并行操作并且动态地组合以提供与分区相关联的功能。
因此，当执行一分区时，实施该分区的某些进程，进而导致经由文件管理系统3执行对大容量存储器的数据的访问命令，以在文件管理系统3与大容量存储器MM 4之间进行创建、读取、写入、删除、命名、分类、数据归档操作，这由资源共享控制器5根据本发明来控制。
在参照图1考虑的情况下，应用A1例如包括3个分区(第i分区，i＝1至3)。第1分区包括2个进程(第j进程，j＝1至2)。第2分区包括进程：第3进程。第3进程包括进程：第4进程。应用A2包括一分区(第4分区)，其包括3个进程(第k进程，k＝5至7)等。
资源共享控制器5包括MLBX交换块51和处理块52，处理块52适于根据特定算法(允许带宽的共享)执行存储在MLBX交换块51的提交队列Zk(k＝1至3)中的命令，以解释每个命令，以便将其发送给大容量存储器4，将部件的老化考虑进来，以便随时间流逝仍保持数据可用。
时间划分
与由航空电子应用处理的文件大小(例如，1MB)联接的硬件资源4的带宽(例如，小于100MB/s)，即，在给定时间期间可以访问的数据的总体大小，不适于实时处理，通常与1与15赫兹之间的频率等相对应，如同针对在文件打开OPEN_FILE()或目录打开OPEN_DIRECTORY()操作期间，在文件管理系统与MM硬件资源4之间划分的通信。此外，读取或写入操作所需的时间是不确定的。
根据本发明的资源共享控制器5对应于附加层，相对于传统的计算机平台架构，该附加层设置在文件管理系统3与MM硬件资源4之间，并且适于将来自应用并旨在用于该大容量存储器MM 4的并行请求排序，同时根据在考虑最差情况的执行时间时分派给各个分区的最大访问容量的比率，来提供大容量存储器的该最大访问容量的分配。该“最差情况的执行时间”特性考虑大容量存储器的性能的巨大可变性以及由大容量存储器的优化其寿命和数据滞留的内部算法而引起的可变性。
资源共享控制器5适于根据以下特性来处理分区所需的正在进行的操作：
即使另一分区然后处于在处理器10上工作的进程中；
同时考虑预定优先级。
资源共享控制器5适于以两个步骤在工作周期中工作。它首先将已经分配给它的对大容量存储器4的访问比率(因此对应于带宽、时间值)或数据量分配给每个分区，这取决于所考虑的对大容量存储器的访问容量的描绘，这些描绘是相当的；然后，如果命令执行之后，即在每个分区被授权根据分配给它的访问比率和每个命令的最差情况的理论执行来执行，在工作周期结束之前存在剩余时间，则重新分配相当于剩余时间的带宽。
考虑应用集合A包括三个分区A、B、C，并且已经指派了以下带宽：
分区A：1MB/s；
分区B：1.5MB/s；
分区C：500KB/s；
在第一示例中，在大容量存储器在最差执行时间中的整体性能等于8MB/s的场景中，所提供的对大容量存储器4的整体访问容量未被消耗，并且资源共享控制器5将剩余的数据量(或带宽或时间)重新分配给分区以便提高处理时间；
在另一示例中，在大容量存储器在最差执行时间中的整体性能等于3MB/s的场景中，如果实际性能比最差处理时间的性能好，则资源共享控制器5将未被消耗的所有带宽重新分配给分区以提高处理时间。
在所考虑的实施例中，属于软件域的应用组件2和文件管理系统3，通过NVMHCI(非易失性存储器主机控制器接口)类型的接口，也称为NVMe，与资源共享控制器5和大容量存储器4所属的硬件域通信。在另一实施例中，资源共享控制器5的实施可以由另一接口技术制成，例如，SATA(串行高级技术附件)。
负责经由资源共享控制器5与大容量存储器4通信的文件管理系统3的最后一层适于向资源共享控制器5发布来自正在进行的进程的读取、写入或清除(即，清空存储单元)命令。
这样发布的每个新命令都存储在提交队列中，该提交队列位于资源共享控制器5的MLBX交换块51中：针对每个分区中的每个进程，MLBX交换块51包括仅专用于它的提交队列Z1(其中，放置了由文件管理系统3发布的命令和尚未完成的执行)、仅专用于它的性能队列Z2(其中，放置了命令的执行状态)以及仅专用于它的数据区Z3(其中，放置了与读取或写入相关联的数据)，如图1所示。
可以相对于在执行应用之后实施的并且包括对资源的一个或多个访问的指令或指令集合，基于“最差情况的执行时间”和/或基于“中间执行时间”，来表征应用对资源的使用。通常，这种指令例如对应于资源中的至少一个读取、写入、删除、时间归档命令的执行。对于传统资源，“最差情况的执行时间”和“中间执行时间”两个值之间的差异通常较小(不超过因数2)，但是这对于大容量存储器来说完全不同，其中，性能可以乘以10或更多：例如，从NAND闪存单元消除块的操作可以花费1.5毫秒(ms)至15ms。
资源共享控制器5适于在不同的活动分区之间分配对大容量存储器MM4的访问容量，同时考虑对分别分派给这些应用的对大容量存储器的理论访问容量分派。在一个实施例中，资源共享控制器5适于在这些不同的应用分区与大容量存储器4上的维护操作之间，分配对大容量存储器MM 4的访问容量。
因此，BWMM＝BW第一分区+BW第二分区+...+BW第p分区(+BW维护)；
其中：BWMM指定MM4的带宽，即，在给定时间期间可以访问的存储器MM 4的数据大小；
BW第i分区，i＝1至p指定在所述给定时间内可由分区i访问的存储器MM 4的该总带宽中授予给分区i的带宽，并且BW维护指定分配给维护操作的带宽，平台包括n个应用A1、...、An，这些应用的分区的总数等于p。
例如，指派给每个分区的部分是根据由最小应用需求导致的分派给它的预算所完成的分配的结果，例如，由集成商考虑。
在下面详细描述的一个实施例中，大容量存储器MM 4适于根据具有持续时间THW的工作周期，与控制器5一起操作，该工作周期可以或可以不与处理器10的、用于整合分区的操作的、具有持续时间THW的处理周期同步。
因此，参照图2和图5，资源共享控制器5适于在初始步骤100中获取指派给每个分区的对大容量存储器的最大访问容量的比率。
然后，在称为配额(quota)步骤的步骤101中，针对每个分区，考虑该分区的提交列表Z1，资源共享控制器5在步骤101中确定，如果这些命令中的每一个的执行时间都是这些命令的最差执行时间，则在指派给该分区的对大容量存储器的访问容量的比率中，可以处理该列表Z1中发布的哪些命令(从存在于该列表中的最早发布的命令开始)。
因此，在一个实施例中，根据指派给每个分区的相应带宽比率(或时间或数据量)来确定其具有持续时间THW的下一周期的、指派给该分区的时间区间部分。
因此，应用组件2包括总共p个分区(在图2的例示中，p＝3)，理论上指派给第i分区的理论时间区间部分Tti(i＝1至p)计算如下：
Tti＝THW x BWMM÷BW第i分区。
此外，先前已经在方法的准备步骤中，例如，使用测试和测量，估计了由分区执行的每个命令的最差执行时间。
针对每个分区，考虑该分区的提交列表Z1，在这些命令中的每一个的执行时间都是这些命令的最差执行时间的场景中，资源共享控制器5确定在针对该分区计算的理论时间区间部分中，可以处理在该列表Z1中发布的哪些命令(从存在于该列表中的最早发布的命令开始)：它是从最早的命令开始考虑的连续命令的最大值，使得它们的最差执行时间的总和小于与计算得到的分派给该分区的理论时间区间部分相对应的持续时间。所确定的这些命令是针对所谓的配额步骤处理步骤101所选择的命令。
执行针对分区选择的命令。
在步骤101的一个特定实施例中，首先定义单位数据元素，具体地，使得可以简化步骤101的执行，如在下文中参照图6和以下所描述的：
首先，通过以下的测量值来表征对大容量存储器(即，对存储器4的控制器和对闪存NAND)的读取访问：
(顺序和随机)读取512个字节(在所考虑的情况下与控制器交换的最小大小)的时间；
(顺序和随机)读取1kB的时间；
(顺序和随机)读取2kB的时间；
......
(顺序和随机)读取16kB的时间；
(顺序和随机)读取32kB的时间；
......
(顺序和随机)读取512kB的时间。
要注意的是，此处考虑的页面大小、控制器数目等信息仅用作示例。
因此，用于在大容量存储器4中读取的性能“最差情况”(对于写入，以相同的方式完成测试和做图(graph))，在一个示例中，如图6所示，可用在x轴上的对大容量存储器4的块的访问时间根据在y轴上示出的块的大小来映射。θ1指定部分[512个字节；8个字节]并对应于页面的恢复时间，θ2指定部分[8个字节；128个字节]并对应于并行的16个信道(1个信道＝1个控制器+1个闪速NAND)上的页面的恢复时间，并且θ3指定部分[128个字节；256个字节]并对应于并行的16个信道上的两个页面的恢复时间。
在全局范围内，可以看到，在特定的考虑情况下，针对1个字节与128kB之间的任何数据大小，它基本上始终是相同的最差时间。
然后选择大小16kB作为单位元素大小(也可选择考虑范围内的另一大小，但是通过多次测试确定该大小优化处理效率)。
通过使用存储器访问时间等于400μs的假设，因此，从1个字节到128kB，对应的带宽值是：
针对512个字节：1.22MB/s
针对16kB：39MB/s
针对64kB：156MB/s
针对128kB：312MB/s
低于16kB的所有访问都将从16kB开始计数。16kB以上的访问将被计数为16kB的倍数。
因此，平滑(smoothing)一秒，在分区之间共享39MB/s。
然后为了确定每个工作周期每个分区的单位元素的数目，在步骤101中，在带宽的一半被指派给第1分区并且一个工作周期持续100ms的情况下，存在多种操作方式(无论是考虑带宽或时间或数据量，实际上都相当于计算相同数目的单位元素)：
根据第一示例，考虑带宽：39MB/s/1s10个周期→3.9MB/单位元素的大小→总共250个单位元素/1/2→为第1分区保留125个单位元素；
根据第二示例，考虑时间：1s/400μs(400μs是作为示例选择的值，其给出与读取闪存NAND的页面相关联的最差情况的性能)→2500/1s中的10个周期→总共250个单位元素→为第1分区保留的125个元素。
在步骤101中，针对每个命令，控制器5根据由命令处理的数据大小对与命令相对应的单位元素的数目进行计数(即，如果大小小于或等于16kB，则为1个单位元素，并且如果该大小是16kB的n倍，则为n个单位元素)。并且在配额步骤101中选择的分区1的命令是列表的连续命令，使得它们的单位元素的累积总和小于为分区1保留的单位元素的数目。
例如，在一命令对应于5个单位元素的情况下，在选择命令之后将因此仍为第1分区保留的120个元素以选择接下来的命令。
然而，为第1分区保留的单位元素的数目具体对应于执行连续的1个单位元素的命令的情况。
然而，由执行5个单位元素(80kB)的命令实际消耗的时间实际上与执行1个单位元素(80kB)的命令消耗的时间相同，因此，可以重新分配可用时间，如下面在步骤103中概述的(5个1个单位元素的命令＝5x400μs；一个5个单位元素的命令＝500μs<<5个1个单位元素的命令)。
针对每个分区，具有指派给第1至p＝3分区的部分Tti，i＝1至p＝3的图Ct指示处理在配额步骤101中选择的命令所需的理论最长时间。资源共享控制器5因此适于保证一旦已经执行针对分区i选择的命令，就将针对每个分区执行在该配额步骤101中选择的命令，进而执行针对分区i+1选择的命令，直到i+1＝p。
针对每个分区，具有执行第1至p＝3分区的命令所占用的实际时间部分的图Cr指示处理在配额步骤中选择的命令的实际时间。
然后，在称为裕量(margin)步骤的步骤102中，在至少执行所选命令Tri，i＝1至p的实际时间小于理论时间Tti，i＝1的情况下，资源共享控制器5计算在其当前工作周期结束之前剩余的时间。
如果时间剩余，即，如果Tt1+Tt2+...+Ttp-Tr1-Tr2-...-Trp大于0，则资源共享控制器5在分区之间分配其当前周期结束之前剩余的时间，以处理提交列表中的一个或多个命令。在一个实施例中，根据指派给每个提交队列的权重系数P来完成分区之间的这种重新分配。权重系数例如对应于存在于与分区相关联的提交队列Z1中的命令数目。因此，如果权重系数不同于0，如果随后选择的附加命令的累积最差执行时间小于剩余时间，则可以根据剩余时间来执行一个或多个命令。资源共享控制器5可以支持通过降低权重系数的阶数来选择关联命令。权重系数在为与它们分别相关联的分配选择命令的过程中递减。
如果在占用剩余时间执行所选命令结束时，在当前周期到期之前时间仍然剩余，则重复步骤102。
在图2中，在第一工作周期期间，第1、2、3分区的实际时间、在步骤102的末尾处的实际时间表示为Tr11、Tr21、Tr31和剩余时间Tm1。在第二工作周期期间，第1、2、3分区的实际时间、在步骤102的末尾处的实际时间表示为Tr12、Tr22、Tr32和剩余时间Tm2。
图3图示了当应用集合A包括p＝2个分区时共享对大容量存储器4的访问的示例：第1分区包括第1分区的进程Proc1和Proc2，并且第2分区包括第2分区的进程Proc1。图3上部的时间图例示了3个进程在连续周期Ti-Ti+1期间经由文件管理系统3生成命令，示出了其持续时间THW和时刻T1至T6。文件管理系统3将由每个进程生成的命令发布在相应的提交队列中：提交队列Z1_PR11包括源自于第1分区的进程Proc1的命令，提交队列Z1_PR12包括源自于第1分区的进程Proc2的命令，并且提交队列Z1_PR21包括源自于第2分区的进程Proc1的命令。
将图3上部的时间图中指示的进程与提交队列的命令相连接的箭头和大括号标识在进程的哪些工作周期期间发布哪些命令。因此，在工作周期[T1-T2]期间将源自于第1分区的进程Proc1的命令Cmd1-1-0、Cmd1-1-1和Cmd1-1-2发布在队列Z1_PR11中。
图3的下部中的时间图Cr图示监测由资源共享控制器5完成的资源共享。它根据也具有持续时间THW的持续时间周期来将进程的命令的处理排序，例如，该持续时间THW相对于调整进程的工作的周期以时间Δ不同步。
因此，如上面参照图5所描述的，在配额步骤中，资源共享控制器5已经选择了分区即第1分区的进程Proc1的命令Cmd1-1-0、Cmd1-1-1、Cmd1-1-2，进程Proc2的Cmd1-2-0、Cmd1-2-1、Cmd1-2-2、Cmd1-2-3以及第2分区的进程Proc1的Cmd 2-1-0，并且将其发布在当前工作周期THW中。这些命令的处理在时间Tq中完成，剩余时间Tm，在时间Tm期间，资源共享控制器5可执行至少一个裕量步骤，使得可以在所考虑的工作周期结束之前处理附加命令。然后，新的工作周期开始于具有持续时间Tq’的配额步骤和具有持续时间Tm’的裕量步骤。
在每个提交队列下指示的权重值P是例如在队列的创建期间定义的队列的优先级值。
在提交队列中，资源共享控制器5在裕量步骤类型的当前步骤期间为执行所处理的命令以斜体表示，将在接下来的步骤中处理以执行的那些命令被加下划线，而在配额步骤类型的当前步骤期间处理以执行的那些命令用“标准”字符表示，即，不用斜体或下划线。
在下文中参照图4，描述当应用调用READ-FILE()功能时的操作排序。ActA表示应用级的活动，ActS表示在软件中开发的文件系统级的活动，特别是文件管理系统级的活动，并且ActH表示硬件级的活动，具体地，资源共享控制器5和大容量存储器级的活动。
简单的READ-FILE()：
E1：进程Proc3调用读取文件功能READ-FILE()。
E2：文件系统根据文件系统的类型(FAT 32、RAW、NTFS等)接管将读取命令转换为低级命令，它执行某些文件管理任务，然后它生成对应于该读取文件功能并且旨在用于大容量存储器4的读取命令；它将这些命令发布在与分区P2的进程Prcs3相关联并且在资源共享控制器5的MLBX交换块51中发现的提交队列中。
E3：选择该提交队列中的命令，将读取数据发布在与进程Prcs3相关联并且在资源共享控制器5的MLBX交换块51中发现的性能队列中。
E4：处理器10上再次将进程Prcs3排序(通过操作系统)，这允许文件系统服务3在完成正在进行的处理之前继续这些任务。
E5：文件管理系统通过检查执行队列检测到读取请求已经执行并且在MLBX交换块51中可用。然后它将数据遣返到处理器10的RAM存储器(RAM CPU)中。没有附加数据，它完成了READ-FILE()功能的处理，并且它将控制返回给调用进程。
复杂的READ-FILE()，即，在多个工作周期上划分读取操作(而在上述的“简单”情况下，它是在当前周期上完成的)。
E6：进程Prcs3调用读取文件功能READ-FILE()。
E7：文件管理系统3执行某些任务，然后它生成对应于称为读取文件功能READ-FILE()的该功能并旨在用于大容量存储器4的读取命令；它接下来将这些命令发布在与进程Prcs3相关联的提交队列中。
E8：执行在提交队列中针对配额步骤选择的命令，将读取数据发布在与进程Prcs3相关联并且在资源共享控制器5的MLBX交换块51中发现的执行队列中。
E9：再次对进程Prcs3排序，并且在完成正在进行的处理之前它仍然处于文件系统3的环境中。
E10：文件管理系统通过检查执行队列检测到数据在MLBX交换块51中可用，并且它将该数据复制到处理器10的RAM存储器(RAM CPU)中。
E11：在完成正在进行的处理之前，在文件系统的环境中再多次对进程Prcs3排序。
E12：多次对文件管理系统排序。没有来自资源共享控制器5的可用数据，它会将控制交给其它进程。
E13：资源共享控制器5已经在配额步骤中将所有时间部分分配给分区，然后它在裕量步骤中将控制交回处理器Prcs3。
E14：资源共享控制器5根据指派给分区P2的部分来处理存在于提交队列中的新命令。
E15：文件管理系统通过检查执行队列检测到数据在MLBX交换块51中可用，并且它将该数据复制到处理器10的RAM存储器(RAM CPU)中。没有附加数据，它完成READ-FILE()功能的处理，并且它将控制返回给调用进程。
在一个实施例中，资源共享控制器5将维护任务处理为集合A的应用分区：将带宽指派给它们，通过这些确定理论时间区间；然后选择命令，如在图5的步骤100、101、102中所指示的，以便执行维护操作，诸如：
-均衡(leveling)通过分配磨损而释放的大容量存储器4的新块(“磨损均衡wearleveling”)；
-合并通过非对齐随机访问而产生的块或页面以优化性能；
-移动块以防止数据滞留问题(接近循环冗余控制(CRC)对最大校正能力的限制)；
-……
大容量存储器的一个困难是访问时间不是确定的(即，相同数据量的访问时间之间存在差异)。具体地，在存储控制器和闪存NAND类型的大容量存储器的情况下观察到，尽管在读取或随机模式下的顺序访问是非常确定的(最小和最大带宽非常接近)，但是这对于写入模式下的顺序或随机访问来说不是正确的。此外，某些存储控制器(具体地，通常为COTS(商用现货)存储控制器)在运输中实施写入操作以利用缓存效果以便提高性能。存储控制器实际上可以将关于同一块或同一页面的写入操作聚集在一起。可以将读取命令聚集在一起，但是与针对写入不同，不可能等待将数据发送给用户，，对这种操作的响应包含读取数据。读取操作以单一方式考虑。然而，如果下一读取数据与已经缓存的页面或块相关，则可以从缓存效果中受益。因此，即使写入操作仍在处理，存储控制器也可以将其宣布为已完成。一个可能的结果是一个或多个写入操作可以影响接下来的操作。上述实施例中的时间划分机制基于最差情况的执行时间内的访问，这是考虑到分区对大容量存储器的使用情况而计算的。
这就是为什么在实施例中，资源共享控制器包括分立的资源共享子块，这些分立的资源共享子块负责处理不同类型的命令中的每一种，例如，一个资源共享子块只处理仅与读取相关的命令，并且另一子块处理与读取/写入相关的命令。每个子块还适于，在不同的分区之间，对应于最差情况的执行并且包括每个分区的特定队列Z1、Z2、Z3，分配大容量存储器的带宽。
在一个实施例中，例如，在“专有”存储控制器的情况下，如果实际上已完成了命令的执行(没有运输效应)，则资源共享控制器5会将命令仅集成到其执行队列Z2中。
上面描述了资源共享控制器5在被每个分区指派一部分带宽的分区处完成的处理操作随着时间的分布。在其它实施例中，在A653环境外，给每个应用指派一带宽部分的应用处或者给每个进程指派一带宽部分的进程处完成该分配。
空间划分
考虑到大容量存储器的空间划分需要分析和监测具体地由架构和技术造成的干扰信道。在大多数大容量存储器解决方案中，诸如SD或SSD卡，架构基于存储控制器和非易失性存储器，通常为称为NAND的闪速存储单元，并且NAND技术可以导致应用之间的这些以下划分干扰：
读取或写入干扰；逻辑块地址(LBA)处的读取或写入操作导致存储在一个或多个相邻LBA处的内容意外损坏；
备用块共享：使用太多次的存储块被声明为此后不可用；然而，在应用之间共享这些备用块，如果不可控的应用要执行太多写入操作，则它会消耗所有块，然后这些块无法再用于其它应用。
通过已知方式，通过在应用集合2(具有用于在RAM CPU的应用级读取和写入数据的缓冲存储器)以及文件管理系统(RAM CPU中的缓存存储器、文件识别存储器等)、资源共享控制器5(易失性RAM存储器中的物理分离并且具有在分区之间禁止的访问的数据、提交队列Z1、执行Z2和数据区Z3)和大容量存储器4(仅专用于每个分区的(多个)读取/写入量)处同时指派专用于每个分区的特定存储区来提供平台1的空间分区。另外，功能通常由存储管理单元MMU执行的、处理器10的存储保护单元(MPU)锁定文件管理系统3对CPU上正在进行的分区的访问或者资源共享控制器5对大容量存储器4的访问。除了这些专用存储器之外，还提供共享空间存储器：文件管理系统3中的文件分配表、资源共享控制器5中的配置日志、大容量存储器4中的只读量。
在大容量存储器4中，保护仅专用于每个分区的读取/写入量不受除了仅由存储保护单元和相邻逻辑量中的命名空间(int he NMVe标准)中(即，在相邻LBA(逻辑块地址)中)的组织指派的分区之外的分区访问。
在一个实施例中，仅专用于大容量存储器4中的一个分区的存储量包括：
回收收集器，该回收收集器包括先前已用于数据存储的、已释放的并且可用于存储要经由未来的写入命令写入的数据的存储单元；和/或
备用组件，该备用组件包括旨在替换专用于所述分区的所述部分中的缺陷存储单元的备用存储单元；
其因此无法与另一分区共享。
在另一实施例中，例如在A653环境之外，这些元素不仅专用于每个分区，还专用于每个应用或每个进程。
在一个实施例中，以包括指令的计算机程序的形式制造资源共享控制器5，该指令导致控制器按照图5所描述的方法执行落入控制器的步骤。具体地，它可以存储在计算机可读介质上。
在另一实施例中，以诸如FPGA(现场可编程门阵列)等可编程逻辑部件的形式或者以诸如ASIC(专用集成电路)等专用集成电路的形式制造资源共享控制器5。
Claims (10)
1.一种资源共享控制器(5)，适于在计算机平台(1)中操作，所述计算机平台(1)至少进一步包括：
处理器(10)，
数据存储介质(4)，
第1至第p软件应用(2)，适于在所述处理器上执行并且包括对所述存储介质的访问命令，
所述资源共享控制器的特征在于，它适于，根据所述存储介质的最大访问容量的、分配给每个应用的相应预定部分，根据源自每个应用的、要执行的对所述存储介质的访问的接下来的命令的列表(Z1)，以及进一步根据所述命令的理论最长执行时间，来在第一选择阶段，针对每个应用和访问所述存储介质的下一时间周期，选择要实施的所述接下来的命令，并且适于，在所述下一时间周期期间，将对所述介质的访问依次分配给每个应用以实施所选命令，一旦已经执行第p应用的所选命令，就将该对所述介质的访问分配给第p+1应用。
2.根据权利要求1所述的资源共享控制器(5)，其中，所述最大访问容量是来自访问所述存储介质的最长时间周期时间、所述存储介质的最大带宽和与所述存储介质交换的最大数据量中的元素。
3.根据权利要求1或2所述的资源共享控制器(5)，适于，当在所述第一选择阶段期间针对所述应用(2)的正在进行的时间周期选择的命令的执行完成时，在第二选择阶段，根据正在进行的时间周期到期之前剩余的时间、指派给每个应用的权重，以及执行所述命令的理论最长时间，来从剩余的要针对每个应用实施的接下来的命令之中选择附加命令。
4.根据前述权利要求中任一项所述的资源共享控制器(5)，其中，所述资源共享控制器适于定义与数据大小相对应且与所述存储介质的单位访问容量相关联的单位元素，针对每个应用来确定与已经指派给它的预定相应部分相对应的单位容量的数目，所述控制器进一步适于针对每个访问命令来确定与所述访问命令相对应的单位元素的数目，使得所述访问命令与数据块有关，如果所述块的大小小于或等于所述单位元素的大小，则所述单位元素的数目将是1，并且如果所述块的大小等于所述单位元素的大小的n倍，则所述单位元素的数目将是n，所述控制器适于，针对所述应用，选择要在所述第一选择阶段实施的接下来的命令作为最大连续命令，使得与所述命令相对应的单位元素的总和小于与指派给它的预定相应部分相对应的单位容量的数目。
5.根据前述权利要求中任一项所述的资源共享控制器(5)，其中，所述列表的命令源自于所述数据存储介质(4)的维护操作，所述维护操作包括来自以下中的至少一个维护操作：
通过分配磨损而释放的数据存储介质块的均衡；
合并块或页面以优化非对齐随机访问；
移动块以减少数据滞留问题。
6.一种计算机平台(1)，包括：
处理器(10)，
数据存储介质(4)，
软件应用(2)，适于在所述处理器上执行并且包括对所述存储介质的访问命令，以及
根据前述权利要求中任一项的资源共享控制器(5)。
7.根据权利要求6所述的计算机平台(1)，其中，所述存储介质包括存储单元，并且所述计算机平台适于将所述数据存储介质的单独特定部分专用于单独应用，专用于一应用的部分的存储单元可由所述应用访问并且禁止其它应用访问，专用于一应用的部分包括来自回收收集器和备用组件中的至少一个元素，使得：
回收收集器包括存储单元，所述存储单元先前用于数据存储并且可用于存储要经由未来的写入命令写入的数据；
备用组件包括备用存储单元，所述备用存储单元旨在替换专用于所述应用的部分中的缺陷存储单元。
8.一种计算机平台(1)中的资源共享方法，所述计算机平台(1)包括资源共享控制器(5)、处理器(10)、数据存储介质(4)、第1至第p软件应用(2)，所述软件应用(2)能够在所述处理器上执行并且包括对所述存储介质的访问命令，
所述方法的特征在于，它包括以下步骤，所述以下步骤由所述资源共享控制器实施并且包含：
根据所述存储介质的最大访问容量的分配给每个应用的相应预定部分，根据源自于每个应用的、要执行对所述存储介质的访问的接下来的命令的列表(Z1)，以及进一步根据所述命令的理论最长执行时间，来在第一选择阶段，针对每个应用和访问所述存储介质的下一时间周期，选择要实施的接下来的命令，以及
在所述下一时间周期期间，将对所述介质的访问依次分配给每个应用以实施所选命令，其中，一旦已经执行第p应用的所选命令，就将该对所述介质的访问分配给第p+1应用。
9.根据权利要求8所述的计算机平台(1)中的资源共享方法，其中，所述最大访问容量是来自访问所述存储介质的最长时间周期时间、所述存储介质的最大带宽和与所述存储介质交换的最大数据量中的元素。
10.根据权利要求8或9所述的资源共享方法(5)，包括步骤：当在所述第一选择阶段期间，针对所述应用(2)的正在进行的时间周期选择的命令的执行完成时，在第二选择阶段，根据正在进行的时间周期到期之前剩余的时间、指派给每个应用的权重，以及执行所述命令的理论最长时间，来从剩余的要针对每个应用实施的接下来的命令中选择附加命令。
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| PB01 | Publication | ||
| PB01 | Publication | ||
| SE01 | Entry into force of request for substantive examination | ||
| SE01 | Entry into force of request for substantive examination | ||
| WD01 | Invention patent application deemed withdrawn after publication |
Application publication date: 20191213 |
|
| WD01 | Invention patent application deemed withdrawn after publication |