CN1704910A - 一种磁盘阵列结构中的写处理方法 - Google Patents

Abstract

一种磁盘阵列结构中的写处理方法，主机写请求到来时，如果Cache未满，直接将数据写入Cache，同时进行预回写，将Cache中写请求所在的分条以及其后的若干个分条预取满；当Cache满时，主机写请求进行等待，从已完成预回写的区域中选取其中的若干个区域进行回写；当有某区域回写完成后，从主机写请求等待队列中取出一个，重新尝试进行主机写。本发明减少了空洞，以提高合并的可能，减少了写请求数量，进一步提高了存储***中Cache的回写效率。而且分条上没有了空洞，即满分条，也可简化错误处理难度，提高校验数据产生速度。

Description

一种磁盘阵列结构中的写处理方法

技术领域

本发明涉及数据的存储技术，尤其涉及一种磁盘阵列结构中的写处理方法。

背景技术

随着计算机应用领域的不断拓宽，用户对于存储***的容量要求越来越大，对其可靠性、可用性要求越来越高，速度要求也越来越快。微处理器的处理速度提高很快，但是作为主要外存的磁盘由于机械运动的限制其速度改善不大(存取时间停留在毫秒级)，这样就大大限制了存储***的整体性能。解决这个瓶颈的带Cache(缓存)的磁盘阵列结构(RAID)以其高效快速、大容量、高可靠性和灵活、价廉的优点在高性能计算机存储中占主导地位。

磁盘阵列技术将普通硬盘组成一个磁盘阵列，在主机写入数据时，RAID控制器把主机要写入的数据分解为多个数据块，然后并行写入磁盘阵列；主机读取数据时，RAID控制器并行读取分散在磁盘阵列中各个硬盘上的数据，把它们重新组合后提供给主机。由于采用并行读写操作，从而提高了存储***的存取程度。此外，RAID磁盘阵列还可以采用镜像、奇偶校验等措施，来提高***的容错能力，保证数据的可靠性。

回写是将Cache中写数据写入磁盘的过程，回写时间＝磁头定位时间(寻道时间和旋转延迟)+数据传输时间，相对来说磁头定位时间是很长的(毫秒级别)，而数据传输时间跟写数据的大小有关，因此要提高回写效率，主要是减少磁头定位时间。目前在带Cache的磁盘阵列结构中普遍采用快速写技术(Fast Write)：当写请求到来时，数据块写进Cache后即发响应完成信号，实际回写操作在后台异步实现，减少了写请求响应时间。

如图1所示，HDS(日立数据***公司)的专利US6327673“STORAGE UNIT SUBSYSTEM”中提出了一种写处理方法：主机写请求到达时，判断新的写数据需要生成新校验数据的信息是否在Cache中，如果不全在，则从磁盘读入(包括旧数据、旧校验数据)，并生成校验数据写入Cache，Cache选定时间采用一定的回写策略将数据写入磁盘。其中，主机写请求写入Cache后就返回，向主机报告写完成，以上校验数据相关过程和主机读写过程独立。该专利提高了写性能，相对于常规的RAID5快速写算法而言，在下发写请求给磁盘前，已事先将校验数据生成，并保存在Cache中，减少了回写的时延。此外，由于每次写请求时，都将写请求所在的磁道预取满，提高了读写请求在Cache中的命中率，同时，也因大大增加了回写时满写的数量，提高了回写的性能。对应图中的各步骤说明如下：

(1)如果写数据在Cache中没命中，即新的写数据需要生成新校验数据的信息不全在Cache中，则从目标数据块到它所在磁道结尾的数据被从数据盘(Data Disk)读取到Cache的Old Data(旧数据)中；

(2)需要写的新数据在Old Data数据建立过程中写到Cache的Write Data(写数据)中；

(3)生成请求数据的校验信息时需要检查数据是否命中，如果没有命中，旧的校验数据被读取到Cache的Old Parity(旧校验数据)中；

(4)如果产生新校验数据所需的所有数据都已经就绪，这些数据被传送到磁盘适配器(disk adapter，DKA)的数据恢复及再生(DataRecovery and Regeneration，DRR)电路中；

(5)当新的校验数据产生完毕，DRR将其传递到Cache A和CacheB的New Parity(新校验数据)中(New Parity和主机要写的新数据的处理方式是一样的)。

上述技术方案虽在一定程度上提高了回写效率，但由于它是“从目标数据块到它所在磁道结尾的数据被读取到Old Data中”，这样如果写入的新数据本身不足一个分条单元，按照这种预取方式，新数据所在的分条将形成一个“空洞”，即Cache中既没有“脏数据”(脏数据指Cache中与磁盘不一致的数据，即主机写入Cache的数据，但该数据尚未同步到磁盘)，也没有“旧数据”(旧数据指Cache中与磁盘一致的数据，即已将主机写入的Cache数据同步到磁盘的数据，或从磁盘读到Cache的数据)，也就是说，该分条中某数据块从未被主机写过，或从未被磁盘数据覆盖过，即存在“空洞”。

由于下发给磁盘的一个请求必须是连续的，比如写磁盘物理地址从10到100的一块区域。如果要写10～50，60～100这么两个区域，就只能分别下发10～50和60～100两个请求，而无法按照一个请求下发，因为50～60这个区间即所谓空洞，不允许写。

如图2所示，由于现有技术按照磁道进行预回写，预取是从目标数据块到它所在磁道结尾，因而使分条0的SU00、分条1的SU12、分条2的SU20、分条3的SU32都或多或少存在一些空洞，图中A为Cache中的空洞，B为Cache中的脏数据，C为Cache中已有的旧数据，D为Cache中预取得到的旧数据，E为磁道1的结束位置，F为磁道2的结束位置(假定磁道1、2地址连续，那么磁道1从SU00左边界到箭头E所指位置，磁道2从磁道1结束位置到下一个箭头F所指位置)。

由于下发给磁盘的请求必须连续，分条单元SU20在Cache中存在“空洞”，因此，回写时SU00、SU10、SU20、SU30将无法合并成一个写请求，而不得不拆分两个写请求(SU00～SU10，SU20～SU30)。同理，SU02、SU12、SU22、SU32也不得不拆成两个请求。

由于Cache总容量是有限的，按照这种回写方法，由于每次写请求都要读取从目标数据块到它所在磁道结尾的数据，虽然简化了回写方法，但却难以更好地利用Cache有限的空间。这样，当Cache回写时，存在“空洞”的分条中的数据将不得不拆分成多个写请求下发，从而增加了写请求的次数，降低了回写的效率。

发明内容

本发明所要解决的技术问题是：克服现有的写处理过程中，存在空洞的分条中的数据不得不拆分成多个写请求下发，从而增加了写请求的次数，降低了回写效率的不足，提供一种磁盘阵列结构中的写处理方法，减少写请求的次数，提高存储***中Cache的回写效率。

本发明为解决上述技术问题所采用的技术方案为：

这种磁盘阵列结构中的写处理方法，Cache中数据写入磁盘的回写过程包括以下步骤：

a、预回写，所述的预回写以分条为基本单位，将Cache中写请求所在的分条以及其后的若干个分条预取满，使这些分条变成满分条；

b、写阶段，从已完成所述预回写的区域中选取其中的若干个区域写入磁盘。

所述预回写是一个读盘过程，从磁盘阵列将分条所在的地址范围的旧数据都读入Cache，同时用该分条中的新数据替换读出的旧数据。

进一步对Cache是否满进行判断，包括以下步骤：

A、主机写请求到来时，如果Cache未满，直接将数据写入Cache，同时进行预回写；

B、当Cache满时，主机写请求进行等待，从已完成预回写的区域中选取其中的若干个区域开始回写中的写阶段；

C、当有某区域回写完成后，从主机写请求等待队列中取出一个，返回步骤A。

所述的步骤A中，当主机写请求写入Cache后，返回主机写成功，判断写请求是否命中Cache，即Cache中是否存在与当前主机写请求相同起始和结束地址的一块数据；如果命中，再判断该写请求所在分条之后的若干个分条是否进行了预回写，如果没有预回写，则下发预回写请求，将该写请求所在分条之后的若干个分条进行预回写；如果未命中，则下发预回写请求，将写请求所在的分条以及其后的若干个分条进行预回写；所述写请求所在分条之后的分条数量根据磁盘容忍的单次最大读大小，以及Cache剩余空间动态调整。如果Cache剩余空间小于给定阈值，则写请求所在分条之后的分条数量取为0。

所述的步骤B中，当Cache满时，将写请求***等待队列，然后判断是否存在已完成预回写的区域，如果不存在，则等待某区域预回写完成；如果存在，则选择其中若干个区域进行回写，回写区域数量的取值根据磁盘容忍的单次最大写大小，以及配置的回写区域大小动态调整。所述的Cache满是指Cache的有效数据大小超过用户预先设定的大小。

本发明的有益效果为：本发明将回写区域的回写分成两个阶段：预回写阶段和写阶段。通过预回写，将Cache中即将回写的部分所存在的空洞降到最低，以提高回写第二个阶段的效率。另外，由于把回写分为两个独立的阶段，前一个阶段专心于读，后一个阶段专心于写，而不会出现常规回写算法那种写中有读的情况(因为常规回写算法是在回写时才开始生成校验数据)，增加了请求间合并的可能。本发明在Cache中，每次选择一个区域进行回写，每次回写(含预回写)时，都固定选择1到N个连续地址的区域，并且确保同一时间内一个RAID组中只有一个区域在回写，以保证在这一段时间内每个磁盘磁头的移动固定在一个区域中，有效减少了回写中磁头定位时间，从而极大地提高磁盘读写效率。

现有技术由于主机写请求的最小单位不确定，导致Cache中回写分条中的脏数据可能极不连续，而RAID对于这种极不连续的分条的回写将下发BLOCK级别的磁盘读写请求，导致效率低下。而本发明在Cache中帮助RAID屏蔽掉BLOCK的概念(BLOCK即数据决，是磁盘操作的最小数据单元，一般是512Byte)，Cache提供给RAID的最小单位是分条，保证了RAID发送给IO的读写请求都是分条单元级别的，而且本发明的预取量是动态调整的，即M取值是根据当前Cache剩余空间等因素动态生成的，而不是固定不变的，通过动态调整每次的预取量来更好地利用Cache空间，从而提高了磁盘读写效率。

本发明减少了空洞，以提高合并的可能，减少了写请求数量，进一步提高了存储***中Cache的回写效率。且分条上没有了空洞，即满分条，也可简化错误处理难度，提高校验数据产生速度。

附图说明

图1为现有技术的一种写处理流程示意图；

图2为现有技术按磁道预回写时存在空洞的结构示意图；

图3为本发明按分条预回写时不存在空洞的结构示意图；

图4为本发明写处理流程图。

具体实施方式

下面根据附图和实施例对本发明作进一步详细说明：

在RAID中，将对磁盘阵列的写请求，根据分条中需要写盘的分条单元数量X，分为大写(X＞＝组成该分条的分条单元数量Y/2，假设分条大小＝Y*分条单元大小)、小写(X＜组成该分条的分条单元数量Y/2)和满写。在上述三种写中，以满写效率最高。本发明主要目的是如何提高写盘效率。分条的非满写(大写和小写)步骤包括先下发旧数据的子读请求，等待返回，再做异或后下发新数据的子写请求。如果将工作集中所有分条的读作为一个阶段按磁盘集中下发给磁盘处理程序，写作为另一个阶段也按磁盘集中下发，磁盘处理程序就能够对该磁盘的请求进行有效的合并和调度，进而提高回写效率。

因为两个请求合并的前提是请求类型相同(或都是读，或都是写)，且请求间地址连续。本发明将回写区域的回写分成两个阶段：读阶段(称为预回写阶段)和写阶段。通过预回写，将Cache中即将回写的部分所存在的空洞降到最低，以提高回写第二个阶段的效率。另外，由于把回写分为两个独立的阶段，前一个阶段专心于读，后一个阶段专心于写，而不会出现常规回写算法那种写中有读的情况(常规回写算法是在回写时才开始生成校验数据)，这样，由于回写流程将读写分别独立处理，使某个时间内，要不读请求相对集中，要不写请求相对集中，于是磁盘驱动程序或是RAID程序，才可能将本来离散的独立的请求合并成一个，增加了请求间合并的可能。

本发明预回写时，以分条为基本单位，而不是采用现有技术中的以磁道为基本单位的方法，从而确保Cache中，只要是主机曾经写过的分条，将不存在任何“空洞”，尽可能地增加批量回写时满写的数量。如图3所示，本发明由于按照分条进行预取，这样，不论怎样，只要进行过预取的分条必然是满分条，而不会出现任何空洞。由于分条0～3中所有分条单元都不存在任何“空洞”，于是回写时可将四个分条合并成3个大块写，同时下发，从而可以减少写请求的数量，提高写性能。

本发明的写请求处理流程如图4所示，先介绍几个概念：

Cache满：指Cache的有效数据(脏数据和旧数据)大小超过用户设定的大小，一般是Cache总大小的80％左右。

脏数据：指Cache中与磁盘不一致的数据，即用户写到Cache，但尚未回写到磁盘的数据。

旧数据：指Cache中与磁盘一致的数据，即已将用户写到Cache的数据回写到磁盘的数据。

主机可以认为是某客户终端，比如一台安装有Win98的计算机；Cache为存储***的一块内存空间；磁盘为存储***所带的RAID磁盘阵列。

预回写：即读阶段，用于完成将写请求所在的分条以及该分条之后的M个分条预取“满”，使这些分条变成满分条，以使这些分条在Cache中都不存在任何“空洞”。预回写是一个读盘过程，即从磁盘阵列将分条所在的地址范围的旧数据都读入Cache，同时用该分条中的新数据替换读出的旧数据。通过下发预取请求，将一个或多个分条变成满分条，即预取满。对RAID5，当预取满后，还需将这些分条的校验数据计算出来，这样就完成了该分条的预回写。M的取值是根据磁盘容忍的单次最大读大小、当前Cache剩余空间等因素动态生成的，而不是固定不变的，如果剩余空间小于某给定阈值，比如5％，则M可取为0，M最大值必须满足预回写所属分条都在同一个区域内。比如用户有个从10写到20的请求，该请求所在的分条起始地址是5，结束地址是25，则从磁盘将5～25的数据读出，再与用户的10～20新数据合成，形成5～10，10～20，20～25这样一块数据，即抛弃从磁盘读出的10～20部分的数据，而改做用户数据。这样，用户请求所在的分条即被预取满。

如图4所示，当主机写请求到来时：

1、判断Cache是否“满”

如果未“满”，则将主机需要写入的数据直接写到Cache中，同时返回主机写成功；

如果“满”，则让主机请求“等待”，如***主机写请求等待队列中。

只有当Cache空间未满，来自于主机的写请求才可能写入Cache。否则主机写请求只能等待Cache通过回写释放出部分空间。

2、对Cache“满”这种情况，将对磁盘的写请求***等待队列，然后判断是否存在已完成预回写的区域(一个区域由整数个分条组成，比如T个，那么N个区域就有T×N个分条，区域大小取决于RAID类型以及分条深度等因素)。

如果“没有”，则等待某区域预回写完成；

如果“有”，则选择其中N个区域进行回写，N的取值决定于磁盘容忍的单次最大写大小，以及配置的回写区域大小(大于1M)，也是动态调整的。

当Cache空间的利用率达到一定数量后，则选择1个或多个区域进行回写中第二个阶段，即写阶段。Cache满不等于Cache空间全部被耗尽，当Cache剩余空间与总空间之比小于给定值P(比如5％)时，即开始回写。如果始终进行回写，Cache的作用就没有体现，写Cache所花费的时间肯定远远小于写磁盘的时间。回写策略需要确定N值，对一个用户事先创建的某RAID类型的RAID组而言，区域大小是固定的，如果RAID组大小是X，区域大小是Y，那么该RAID组则存在X/Y个连续地址的区域。N的取值根据磁盘容忍的单次最大写大小，以及配置的回写区域大小进行选取。

3、当有某区域回写完成时，则从主机写请求等待队列中取出一个，重新尝试完成主机写。其实由于回写之后，Cache必已腾出一部分空间，写请求一般都可以直接写入Cache了，除非该主机写请求所需写入的数据大于了Cache腾出的空间(≤区域大小)，不过主机写请求一般在64K以下，所以很难出现这种情况。

4、对Cache“未满”这种情况，则将主机写请求写入Cache，当某写请求写入Cache后，则判断写请求是否“命中”Cache，即Cache中是否存在与当前主机写请求相同起始和结束地址的一块数据。

如果“命中”，表明写请求所在分条的数据已全部在Cache中，无需再下发针对该分条的预取请求。那么，再判断该写请求所在分条之后的M个分条是否进行了预回写(M的取值决定于磁盘容忍的单次最大读大小，以及Cache剩余空间，如果剩余空间小于某给定阈值，比如5％，则M可取为0，M最大值必须满足预回写所属分条都在同一个区域内)，如果没有预回写，则下发预回写命令。

如果“未命中”，则下发预回写请求，将写请求所在的分条以及其后的M(M≥0)个分条预取满。

5、某区域预回写完成后，再判断一次Cache是否“满”(因为预回写过程中新的主机写请求依然在到来，且由于预取也会占用Cache的一部分空间)。如果“满”，则选择区域回写。当然由于某区域的预回写完成，因而此时肯定存在预回写完成的区域，

本发明将回写区域的回写分成两个阶段：读阶段(即预回写阶段)和写阶段。在Cache中，每次选择一个区域进行回写，每次回写(含预回写)时，都固定选择1到N个连续地址的区域，并且确保同一时间内一个RAID组中只有一个区域在回写，以保证在这一段时间内每个磁盘磁头的移动固定在一个区域中，有效减少了回写中磁头定位时间，从而极大地提高磁盘读写效率。本发明在Cache中帮助RAID屏蔽掉BLOCK的概念，Cache提供给RAID的最小单位是分条，保证了RAID发送给IO的读写请求都是分条单元级别的，而且本发明的预取量是动态调整的，即M取值是根据当前Cache剩余空间等因素动态生成的，而不是固定不变的，通过动态调整每次的预取量来更好地利用Cache空间，从而提高了磁盘读写效率。

本发明减少了空洞，以提高合并的可能，减少了写请求数量，进一步提高了存储***中Cache的回写效率。而且分条上没有了空洞，即满分条，也可简化错误处理难度，提高校验数据产生速度。

Claims (9)

1、一种磁盘阵列结构中的写处理方法，其特征在于，Cache中数据写入磁盘的回写过程包括以下步骤：

a、预回写，所述的预回写以分条为基本单位，将Cache中写请求所在的分条以及其后的若干个分条预取满，使这些分条变成满分条；

b、写阶段，从已完成所述预回写的区域中选取其中的若干个区域写入磁盘。

2、根据权利要求1所述的磁盘阵列结构中的写处理方法，其特征在于：所述预回写是一个读盘过程，从磁盘阵列将分条所在的地址范围的旧数据都读入Cache，同时用该分条中的新数据替换读出的旧数据。

3、根据权利要求1或2所述的磁盘阵列结构中的写处理方法，其特征在于，进一步对Cache是否满进行判断，包括以下步骤：

A、主机写请求到来时，如果Cache未满，直接将数据写入Cache，同时进行预回写；

B、当Cache满时，主机写请求进行等待，从已完成预回写的区域中选取其中的若干个区域开始回写中的写阶段；

C、当有某区域回写完成后，从主机写请求等待队列中取出一个，返回步骤A。

4、根据权利要求3所述的磁盘阵列结构中的写处理方法，其特征在于：所述的步骤A中，当主机写请求写入Cache后，返回主机写成功，判断写请求是否命中Cache，即Cache中是否存在与当前主机写请求相同起始和结束地址的一块数据；

如果命中，再判断该写请求所在分条之后的若干个分条是否进行了预回写，如果没有预回写，则下发预回写请求，将该写请求所在分条之后的若干个分条进行预回写；

如果未命中，则下发预回写请求，将写请求所在的分条以及其后的若干个分条进行预回写。

5、根据权利要求4所述的磁盘阵列结构中的写处理方法，其特征在于：所述写请求所在分条之后的分条数量根据磁盘容忍的单次最大读大小，以及Cache剩余空间动态调整。

6、根据权利要求5所述的磁盘阵列结构中的写处理方法，其特征在于：如果Cache剩余空间小于给定阈值，则写请求所在分条之后的分条数量取为0。

7、根据权利要求3所述的磁盘阵列结构中的写处理方法，其特征在于：所述的步骤B中，当Cache满时，将写请求***等待队列，然后判断是否存在已完成预回写的区域，如果不存在，则等待某区域预回写完成；如果存在，则选择其中若干个区域进行回写。

8、根据权利要求7所述的磁盘阵列结构中的写处理方法，其特征在于：所述回写区域数量的取值根据磁盘容忍的单次最大写大小，以及配置的回写区域大小动态调整。

9、根据权利要求7所述的磁盘阵列结构中的写处理方法，其特征在于：所述的Cache满是指Cache的有效数据大小超过用户预先设定的大小。

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