KR19980047273A

KR19980047273A - 레이드 레벨 5 시스템에서 캐쉬 관리 방법

Info

Publication number: KR19980047273A
Application number: KR1019960065749A
Authority: KR
Inventors: 이상민; 김중배; 김진표; 안대영
Original assignee: 양승택; 한국전자통신연구원
Priority date: 1996-12-14
Filing date: 1996-12-14
Publication date: 1998-09-15

Abstract

본 발명은 RAID 레벨 5 시스템에서 쓰기 요구시 수반되는 패리티 연산으로 인한 오버헤드를 줄이기 위한 효율적인 캐쉬 관리와 디스크 오류 복구시 잘못된 데이터의 복구를 방지하고 보다 빠른 디스크 오류 복구로 입출력 성능을 향상시킬 수 있는 RAID 레벨 5 시스템에서 캐쉬 관리 방법이 제시된다.

Description

레이드 레벨 5 시스템에서 캐쉬 관리 방법

본 발명은 레이드(Redundant Array of Inexpensive Disks:이하 RAID라 함) 레벨 5 시스템에 관한 것으로, 특히 RAID 레벨 5 시스템에서 성능 향상을 위해 이용하는 캐쉬의 관리 방법에 관한 것이다.

일반적으로 RAID 레벨 5 시스템은 여러 디스크들로 데이터를 분산 저장하고, 동시에 여러 디스크로의 접근이 가능하게 함으로써 성능을 향상시키고, 보조 정보로 패리티를 제공하여 데이터의 신뢰성을 향상시키는 기술이다.

종래의 RAID 레벨 5 시스템의 문제점을 도 1 및 도 2를 참조하여 설명하면 다음과 같다.

도 1은 일반적인 RAID 시스템의 구성도이다. 어레이 제어기(array processor)(12)는 디스크들(14)과 연결되어 호스트 시스템(11)의 입출력 요구를 처리하는 것으로 호스트로 전송되는 모든 데이터는 캐쉬(13)를 통함으로써 입출력 성능을 향상시킨다.

도 2는 일반적인 RAID 레벨 5에서의 데이터 및 패리티 저장 방식을 설명하기 위한 블록도이다. N+1개의 디스크로 구성되는 RAID 레벨 5 시스템의 각 스트라입(stripe)은 N개의 데이터 블록과 하나의 패리티 블록을 포함하고, 각 블록은 전체 디스크들로 분산 저장된다. 예를 들어 도 2에서 스트라입(stripe) 0는 D0, D1, D2, D3, 그리고 P0로 구성되고, 스트라입(stripe) 1은 D4, D5, D6, D7, 그리고 P1으로 구성된다. 그리고 각 블록은 디스크 0부터 4까지 분산 저장된다.

RAID 레벨 5는 여러 디스크들로 동시에 접근이 가능하기 때문에 적은 양의 데이터 읽는 요구를 동시에 여러 개 수행할 수 있어 읽기 성능을 향상시킨다. 그러나 쓰기의 경우에는 매번 패리티 연산이 수반되는데 패리티는(이전 데이터 XOR 새로운 데이터 XOR 이전 패리티)로 계산되기 때문에 이를 수행하기 위해서는 모두 네번의 디스크 접근이 필요하다. 즉, (1) 이전 데이터 읽기, (2) 이전 패리티 읽기, (3) 새로운 데이터 쓰기, (4) 새로운 패리티 쓰기. 따라서 잦은 디스크 접근으로 쓰기 성능은 오히려 저하되기 때문에 도 1과 같이 디스크를 제어하는 제어기에 캐쉬를 구성한다.

일반적으로 캐쉬를 이용하는 RAID 시스템에서는 디스크에 오류가 발생하면 캐쉬의 모든 데이터를 디스크로 써준 후 디스크 복구 작업을 수행하기 때문에 캐쉬의 데이터를 디스크로 쓰는 동안과 디스크 복구를 위해 전체 디스크를 읽어 오류 디스크를 재생성하여 여분의 디스크에 쓰는 동안에는 호스트의 입출력 요구는 중단되어야만 한다.

따라서, 본 발명은 RAID 레벨 5 시스템의 주 응용 분야인 온 라인 트랜잭션처리(On-Line Transaction Processing:이하 OLTP라 함) 환경에서 쓰기 수행시 수반되는 패리티 연산으로 인한 성능상 오버헤드 문제를 해결하고, 디스크에 발생한 오류로부터 데이터를 복구하는 과정동안 입출력 요구의 처리가 중단되는 것을 방지하여 입출력 성능을 향상시키며 그 과정에서 발생할 수 있는 잘못된 데이터의 복구를 방지하여 신뢰성을 높이는데 그 목적이 있다.

상술한 목적을 달성하기 위한 본 발명은 호스트에서 입출력 요구를 수신하여 캐쉬의 플래그 상태가 잠김 상태인지를 검사하는 단계와, 상기 플래그의 상태 검사 결과 잠김 상태일 경우 재생성 과정이 완료될 때까지 대기하는 단계와, 상기 대기 상태에서 재생성 과정이 완료되어 플래그의 상태가 풀림 상태로 될 경우 요구된 데이터가 캐쉬에 존재하는지를 검사하는 단계와, 상기 요구된 데이터가 캐쉬에 존재하는지의 검사 결과 현재 캐쉬에 존재하지 않을 경우 새로운 데이터를 저장할 블록을 할당받는 단계와, 상기 요구된 데이터가 캐쉬에 존재하는지의 검사 결과 캐쉬에 존재하지 않고 캐쉬에 저장할 빈 블록이 없을 경우 교체 블록을 선정하여 교체한 후 할당하는 단계와, 상기 선택된 교체 블록의 상태가 더티 상태일 경우 패리티에 반영 여부를 나타내는 플래그의 값을 확인하는 단계와, 상기 플래그 값의 확인 결과 플래그 값이 1일 경우 디스크로 쓴 후 블록을 할당하는 단계와, 상기 플래그 값의 확인 결과 플래그 값이 0일 경우 바로 패리티 연산을 수행하는 단계로 이루어진 것을 특징으로 한다.

도 1은 일반적인 RAID 시스템의 구성도.

도 2는 일반적인 RAID 레벨 5의 데이터 및 패리티 저장 방식을 설명하기 위한 블록도.

도 3은 본 발명에 따른 캐쉬로 구성된 RAID 레벨 5 시스템의 구성도.

도 4는 본 발명에 따른 별도로 관리되는 데이터 및 패리티 캐쉬 관리 블록도.

도 5a 및 도 5b는 본 발명에 따른 하나의 요구가 캐쉬를 통해 처리되는 과정을 설명하기 위해 도시한 흐름도.

도 6은 본 발명에 따른 오류 데이터 복구 과정을 설명하기 위해 도시한 흐름도.

*도면의 주요 부분에 대한 부호의 설명*

21:호스트 시스템22:어레이 제어기

23:패리티 캐쉬24:데이터 캐쉬

25:캐쉬 관리 회로26:디스크

첨부된 도면을 참조하여 본 발명을 상세히 설명하기로 한다.

도 3은 본 발명에 따른 RAID 5 시스템의 구성도이다. 캐쉬는 데이터를 저장하는 데이터 캐쉬(24)와 패리티를 저장하는 패리티 캐쉬(23)를 별도로 구성하여 서로 독립적으로 관리한다. 호스트(21)의 모든 요구는 캐쉬를 관리하는 캐쉬 관리 회로(Control logic)(25)를 통해 수행된다. 어레이 제어기(array processor)(22)는 디스크들(26)과 연결되어 호스트 시스템(21)의 입출력 요구를 처리하는 것으로 호스트로 전송되는 모든 데이터는 캐쉬를 통함으로써 입출력 기능을 향상시킨다.

도 4는 본 발명에 따른 별도로 구성된 데이터 및 패리티 캐쉬의 관리 구조의 블록도이다. 스트라입 소자 주소(Stripe element address)는 호스트가 요구되는 데이터의 블록 주소이고, 이 주소는 그 데이터가 구성하는 패리티의 디스크와 블록 번호를 산출하는데 이용된다. 태그(Tag) 값은 데이터 및 패리티 캐쉬의 해쉬 테이블을 검색하여 해당 블록의 캐쉬내 존재 여부를 확인하는데 이용되며 해쉬 테이블의 각 엔트리는 최소로 최근에 사용된(Least Recently Used:이하 LRU라 함) 스택을 가리킨다. LRU 스택은 실제 캐쉬에 저장된 블록들에 대응되며 블록 교체시 교체할 블록을 선정하는데 이용된다.

도 5a 및 도 5b는 본 발명에 따른 호스트의 요구가 캐쉬를 통해 처리되는 과정을 설명하기 위해 도시한 흐름도이다. 호스트로부터 입출력 요구가 오면 우선 캐쉬의 현재 상태를 검사한다(501). 캐쉬를 통해 재생성 과정(reconstruction)의 수행 여부를 나타내는 플래그의 상태가 LOCK이라면 재생성 과정이 완료될 때까지 기다린다(502). 재생성 과정이 완료되어 플래그의 상태가 UNLOCK이 되면 우선 요구된 데이터 블록 주소를 태그로 데이터 캐쉬의 해쉬 테이블을 검색하여 요구된 데이터 블록(Dreq)이 캐쉬에 존재하는지를 확인한다(503). 확인 결과 요구된 데이터 블록이 캐쉬에 존재하면 캐쉬에 새로운 데이터를 쓰고(504) 새로운 데이터의 플래그 값을 1로 설정한다(505). 확인 결과 요구된 데이터가 캐쉬에 존재하지 않는다면 데이터 캐쉬가 가득찬 상태인지를 검사한다(506). 검사 결과 데이터 캐쉬가 가득찬 상태가 아닐 경우 단계(504) 및 (505)의 과정을 수행한다. 검사 결과 데이터 캐쉬가 가득찬 상태에서 캐쉬에 저장할 빈 블록이 없다면 LRU 스택을 검색하여 교체 블록(Drep)을 선정하여 교체한 후 할당한다. 그 후 교체된 블록이 DIRTY 상태인지를 검사한다(507). DIRTY 상태가 아닐 경우는 단계(504) 및 (505)를 수행하고, 선택된 교체 블록의 상태가 DIRTY 상태라면 교체하기에 앞서 패리티에 반영 여부를 나타내는 플래그의 값을 확인한다(508). 플래그 값이 1(=PW_DONE)이라면 디스크 오류인지를 검사하여(509) 디스크 오류일 경우 교체 블록을 여분의 디스크에 쓰기한 후 종료한다(510). 디스크 오류가 아닐 경우 교체 블록을 디스크에 쓰기한 후(511) 단계(504) 및 (505)를 수행한다. 단계(508)의 검사 결과 플래그 값이 0(=PW_NEED)이라면 아직 패리티에 반영되지 않은 것으로 바로 패리티 연산으로 들어간다.

패리티 연산은 앞서 설명한 바와 같이 이전 데이터 및 이전 패리티가 필요하기 때문에 우선 데이터 블록 주소를 이용하여 그 데이터가 구성하는 패리티 블록의 디스크 및 블록 번호(Preq)를 산출하여 패리티 캐쉬에 존재하는지를 확인한다(512). 블록이 캐쉬에 존재하면 M을 캐쉬에 존재하는 하나의 스트라입에 속하는 블록들중 블록 더티 상태의 수로 설정하고(513) N을 (스트라입의 크기-1)로 설정한 후(514) M과 N의 크기를 비교한다(515). M과 N의 크기가 같을 경우 모든 더티 데이터 블록들을 XOR하여 새로운 패리티 블록을 산출하고(516) 교체 블록의 패리티 반영 여부를 나타내는 플래그 값을 1로 설정한 후(517) 캐쉬에 새로운 블록을 쓰기한다(518). 단계(515)의 비교 결과 M이 N보다 작을 경우 더티 블록들 중 이전 데이터가 캐쉬에 존재하지 않는 블록들을 디스크로부터 읽기 위하여 해당 블록이 저장된 디스크가 오류인지를 검사한다(519). 검사 결과 디스크 오류일 경우 이전 데이터 블록은 재생성 과정을 수행하여(520) 이전 패리티(Pold)를 읽은 후 새로운 패리티를 계산하고 나서(521) 단계(518)을 수행한다. 디스크 오류가 아닐 경우 캐쉬에 존재하지 않는 모든 이전의 데이터를 읽어(522) 단계(521) 및 단계(518)을 수행한다. 단계(512)의 검사 결과 캐쉬에 블록 번호가 존재하지 않으면 패리티 캐쉬가 가득찬 상태인지를 검사하여(523) 가득찬 상태가 아닐 경우 이전의 패리티를 읽어와(524) 단계(521) 및 (518)을 수행한다. 캐쉬가 가득찬 상태일 경우 블록이 DIRTY인지를 검사하여(525) DIRTY가 아닐 경우 단계(524),(521) 및 (518)을 수행한다. DIRTY일 경우 디스크 오류인지를 검사하여(526) 디스크 오류일 경우 여분의 디스크에 교체 블록을 쓰기한 후(527) 단계(524),(521) 및 (518)을 수행한다. 디스크 오류가 아닐 경우 교체 블록을 디스크에 쓰기한 후(528) 단계(524),(521) 및 (518)을 수행한다.

도 6은 본 발명에 따른 디스크에 오류 발생시 캐쉬를 통한 데이터 재생성 과정을 도시한 흐름도이다. S를 스트라입의 수로 설정하고(601), BMAP[]를 디스크 오류시 모든 스트라입의 데이터 재생성 완료 여부를 지시하는 비트 맵으로 설정한다(602), BMAP[]는 각 비트가 각 스트라입 소자 단위(stripe element unit)의 재생성 과정 완료 여부를 나타내는 플래그로 1이면 해당 스트라입 소자 단위(stripe element unit)에 속하는 블록들은 이미 재생성이 완료되어 여분의(Spare) 디스크에 저장되어 있음을 나타내고, 0이라면 재생성 과정이 수행되어야 함을 나타낸다.

데이터 블록 주소를 이용하여 그 블록의 스트라입 소자 단위(stripe element unit) 번호를 계산(S)하여 BMAP[S]의 비트 값을 확인한다(603). BMAP[S]=1이라면 여분의 디스크로부터 데이터를 읽은 후(604) 종료한다. 단계(603)의 검사 결과 BAMP[S]=0이라면 스트라입을 잠금(LOCK) 상태로 만든다(605). 그 후 패리티가 캐쉬에 존재하는지를 검사한다(606). 검사 결과 캐쉬에 존재하지 않을 경우 패리티를 읽어온 후(607) 단계(608)을 수행한다. 검사 결과 패리티가 존재하면 M을(데이터 블록의 수-2)로, N을 M개의 데이터 블록중 캐쉬에 존재하는 블록의 수로 설정한 후(608) M이 N보다 크거나 같은가를 검사한다(609). 검사 결과 M이 N보다 작을 경우 동일한 데이터 블록 주소를 이용하여 나머지 디스크들로부터 데이터들을 읽은 후 XOR하여(610) 오류 디스크에 저장된 데이터를 여분의 디스크에 옮겨쓴 후(611) BMAP[S]를 1로 설정하고(612) 스트라입을 풀림 상태로 만든 후 종료한다(613). 단계(609)의 검사 결과 M이 N보다 크거나 같을 경우 디스크로부터 데이터를 읽어온 후(614) 단계(610) 내지 단계(613)을 수행한다. 이렇게 함으로써 오류 디스크를 복구하는 동안 입출력 요구의 중단없이 병행하여 수행할 수 있다.

일반적으로 RAID 5 구조에서 쓰기 요구에 수반되는 패리티 연산은 성능상 많은 오버헤드가 된다. 이를 줄이기 위해 캐쉬를 이용하고, 패리티 연산을 매번 쓰기 요구 때마다 수행하지 않고 블록 교체시와 일정 시간에 한번씩 여러 블록을 쓰는 지연 쓰기만으로 제한함으로써 오버헤드를 줄일 수 있다. 그러나 이 경우 오류 데이터 재생성 과정이 수행되는 중에 다른 요구에 의해 이미 패리티에 반영된 데이터가 새로운 데이터로 갱신되면 새로운 데이터는 아직 패리티에 반영되지 못한 상태에서 그 값이 재생성 과정에 참여하게 되어 잘못된 데이터가 복구되는 문제가 발생한다.

이를 해결하기 위해 재생성 과정을 수행하는 동안에는 캐쉬의 상태를 LOCK으로 셋팅하여 현재 캐쉬의 블록들이 재생성 과정에 참여함을 나타내어 데이터 변경으로 인한 잘못된 데이터의 복구를 방지한다. 재생성 과정이 완료되면 캐쉬 상태를 UNLOCK하여 다른 요구들이 처리될 수 있도록 한다.

상술한 바와 같이 본 발명에 의하면 일반적인 RAID 레벨 5 시스템의 주 응용 분야인 OLTP 환경에서 쓰기 수행시 수반되는 패리티 연산으로 인한 성능상 오버헤드 문제를 해결하고, 디스크에 발생한 오류로부터 데이터를 복구하는 과정에서 발생할 수 있는 잘못된 데이터의 복구를 방지한다. 또한 데이터 복구 과정에서 우선적으로 캐쉬 데이터를 이용함으로써 빠른 복구가 가능하며 입출력 요구의 처리와 데이터 복구가 병행되어 처리되기 때문에 입출력 성능을 향상시키는 훌륭한 효과가 있다.

Claims

호스트에서 입출력 요구를 수신하여 캐쉬의 플래그 상태가 잠김 상태인지를 검사하는 단계와,

상기 플래그의 상태 검사 결과 잠김 상태일 경우 재생성 과정이 완료될 때까지 대기하는 단계와,

상기 대기 상태에서 재생성 과정이 완료되어 플래그의 상태가 풀림 상태로 될 경우 요구된 데이터가 캐쉬에 존재하는지를 검사하는 단계와,

상기 요구된 데이터가 캐쉬에 존재하는지의 검사 결과 현재 캐쉬에 존재하지 않을 경우 새로운 데이터를 저장할 블록을 할당받는 단계와,

상기 요구된 데이터가 캐쉬에 존재하는지의 검사 결과 캐쉬에 존재하지 않고 캐쉬에 저장할 빈 블록이 없을 경우 교체 블록을 선정하여 교체한 후 할당하는 단계와,

상기 선택된 교체 블록의 상태가 더티 상태일 경우 패리티에 반영 여부를 나타내는 플래그의 값을 확인하는 단계와,

상기 플래그 값의 확인 결과 플래그 값이 1일 경우 디스크로 쓴 후 블록을 할당하는 단계와,

상기 플래그 값의 확인 결과 플래그 값이 0일 경우 바로 패리티 연산을 수행하는 단계로 이루어진 것을 특징으로 하는 레이드 레벨 5 시스템에서 캐쉬 관리 방법.
제1항에 있어서, 상기 패리티 연산을 수행하는 단계는 이전 데이터가 구성하는 패리티 블록의 디스크 및 블록 번호를 산출하는 단계와,

상기 산출된 블록 번호를 태그로 하여 해당 패리티가 캐쉬에 존재하는지를 검사하여 존재하지 않는 경우 디스크로부터 읽어오는 단계와,

상기 해당 패리티가 캐쉬에 존재하는지를 검사하여 패리티가 캐쉬에 존재하지 않고 패리티 캐쉬에 저장할 빈 블록이 없는 경우 교체 블록 선정 및 블록을 할당하는 단계와,

상기 블록을 할당한 후 이전 패리티를 읽어 그 패리티를 구성하는 모든 데이터들에 대한 캐쉬 검색을 수행하는 단계와,

상기 이전 패리티를 구성하는 모든 데이터가 캐쉬에 존재하며 블록의 상태도 더티일 경우 새로운 데이터들에 배타적 논리합을 수행하여 새로운 패리티 값을 산출하는 단계와,

상기 이전 패리티를 구성하는 데이터중 하나라도 더티 상태가 아닐 경우 디스크로부터 이전 데이터를 읽어온 후 일반적인 패리티 계산 방식에 따라 새로운 패리티 값을 산출하는 단계와,

상기 이전 데이터나 패리티를 읽는 과정 중 해당 디스크들 중 하나에 오류가 발생하면 재생성 과정을 통해 오류가 발생한 디스크에 저장된 데이터를 복구하는 단계로 이루어진 것을 특징으로 하는 레이드 레벨 5 시스템에서 캐쉬 관리 방법.
제2항에 있어서, 상기 재성장 과정은 각 비트가 각 스트라입 소자 단위의 재생성 과정 완료 여부를 나타내는 플래그를 검사하는 단계와,

상기 플래그의 검사 결과 1일 경우 여분의 디스크로부터 데이터를 읽는 단계와,

상기 플래그의 검사 결과 0일 경우 나머지 디스크들로부터 데이터들을 읽은 후 배타적 논리합을 수행하여 오류 디스크에 저장된 데이터를 복구하는 단계와,

상기 모든 데이터들이 캐쉬에 존재할 경우 캐쉬에 존재하는 데이터들에 배타적 논리합을 수행하여 오류 데이터를 복구하는 단계와,

상기 복구된 데이터를 여분의 디스크에 쓰기하는 단계로 이루어진 것을 특징으로 하는 레이드 레벨 5 시스템에서 캐쉬 관리 방법.