专利名称：一种raid的数据并行重构方法
技术领域：
本发明属于阵列数据重构技术领域，特别是涉及一种支持并行数据重构的方法。
背景技术：
磁盘失效将使得存储系统工作在降级模式下，系统工作在该模式下将导致的整体 性能下降问题，因此为了保证系统的性能和可靠性，必须对失效磁盘的数据进行重构。如何 能在数据重构期间保证系统的性能的同时又加快重构速度是数据重构需要考虑的两个方 面，由此涉及到了许多数据重构技术，目前数据重构针对重构时间和用户平局响应时间两 个指标，主要从数据或校验块分布和数据流分析两个方面做优化改进，以此提高系统性能。数据重构的第一种方式主要是利用数据或校验块的分布来提高重构的性能。有 研究提出了分散热备份盘的(Distributed sparing)方法，该方式提高了热备份spare盘 的空间利用率在一定程度上加快重构的速度，该方法主要将阵列中平时不工作的spare 盘也应用到阵列RAID的数据分布中，在阵列中的每个磁盘中都保留部分空闲区域用 作spare盘使用，出现数据失效时同一条带的数据经过校验后写入同一条带中的空闲区 域，该方法有效避免了传统spare盘的写瓶颈问题，缩短了数据重构时间，但由于需要大 量读操作用以完成数据恢复操作，对单盘的读操作依然是一个瓶颈。而校验数据分散 ParityDeclustering方法则均衡了数据重构时间和用户平均响应时间两方面的，其校验 数据分布方式与传统RAID分布(特别是RAID5)的主要区别在于，校验数据分散度比传统 RAID 5方式要小，即数据与其校验数据分布的磁盘数目比RAID 5方式要少，这种特点也使 得在磁盘失效后，系统既能完成数据重构同时也可以利用没有参与重构的磁盘响应前台的 用户请求。采用这种分布方式的数据重构性能相对于传统的重构性能差不多，只是其在用 户平均响应时间性能指标上要好于前者。利用数据流特点，对存储分布进行优化是目前数 据重构的另一种方式。而基于指令流的数据重构(Pipelined Reconstruction)方法主要针 对流媒体类(Continuous-media Servers)应用提出的，该应用场合对系统的可靠性要求较 高，如果出现磁盘失效状况必须保证对前台用户请求的响应没有影响或者影响不大，因此 该方法的磁盘重构充分利用了媒体数据的顺序性特点，进行重构的读操作以磁道为单元， 并将多余的数据存入缓存以备下次重构操作使用。除此之外利用数据流特点的还有基于热 点数据的重构算法(Popularity-based multithreaded Reconstruction Optimization) 等。尽管上述方法在重构时间和平均响应时间上都有或多或少的改进或提升，但重构时间 依然很长，这也对系统的可靠性构成了威胁。
发明内容
本发明提出一种RAID的数据并行重构方法，成倍减小了磁盘重构时间，有效平衡 重构时间和用户平均响应时间，提高了系统的可靠性。一种RAID的数据并行重构方法，涉及两个以上的数据盘和至少一个热备份盘，将 各数据盘划分为相同数量的区块，利用各区块构建子阵列，使得任何一个数据盘的各区块分属于不同的子阵列且只属于一个子阵列；单个数据盘的数据重构按照如下方式进行对于该数据盘中的每一个区块，分别 同时寻找与其构成同一子阵列的其它区块，依据其它区块的数据对该区块的数据进行重 构，并将重构结果保存到热备份盘或没有参与此次重构的数据盘。作为优化，对于任意两个子阵列，其中一个子阵列最多只有一个区块与另一个子 阵列的一个区块同属于一个数据盘。所述数据盘采用RAID 1 6数据存储级别，所述子阵列按照如下方式构造(11)将数据盘均分为c组，第1到第c组数据盘Hic^m1.....Hic^1的区块分别构成
第1、2.....c组区块分布矩阵，若数据盘不能均分为c组，则通过添加与数据盘相同区块划
分的虚拟盘或减少数据盘满足均分要求，c大于2 ；(12)初始化第一区块分布矩阵中的各区块编号，第i+Ι组分布矩阵的第j行元素 由第i组矩阵的第j行元素循环右移或左移j_l位，i = 1，. . .，c-1，j = 1，. . .，η，η为数 据盘被划分的区块数；(13)选取各数据盘具有相同编号的区块构成一个子阵列。所述数据盘采用RAID 10数据存储级别，数据盘数为不小于4的偶数，所述子阵列 按照如下方式构造(21)将数据盘均分为两组，第一，二组数据盘叫、Hi1的区块分别构成第一、二组区 块分布矩阵；(22)对第一组区块分布矩阵的第χ行各区块进行形如χ. y形式的初始化编号，χ =0,1,..., m/2-1, y = 0，1，. . .，m/2_l，第二组区块分布矩阵的第χ行各区块编号由第一 组分布矩阵的第X行各区块编号循环右移或左移X位；(23)从各数据盘中选取具有相同编号的区块构成一个子阵列。本发明的技术效果体现在通过并行重构算法对磁盘进行分区，然后根据分区表 选择合适的RAID级别将磁盘组成多个子RAID，当阵列中有磁盘失效时，这种分布方式区别 于传统阵列重构，其对磁盘的重构将不会产生读写磁盘冲突，因此重构速度将会成倍提高， 同时在重构过程中，不参与重构的磁盘还可以响应前台用户请求，本发明可以有效平衡重 构时间和用户平均响应时间，从而提高了系统的性能。
图1为16个磁盘的矩阵分布图； 图2为10个磁盘的矩阵分布图； 图3为10个磁盘的矩阵分布优化结构图； 图4为并行重构RAID 5数据重构结构图；
图5为并行重构RAID 5的逻辑映射图6为并行重构RAID 5重构流程图；图7为并行重构RAID 5热备份盘优化策略图 图8为并行重构RAID 10数据重构流程图； 图9为测试系统结构 图10为并行重构重构时间测试图(单位秒)
图11为并行重构用户平均响应时间测试图(单位毫秒)
具体实施例方式1、理论基础本发明主要实现的是RAID的并行重构，传统的RAID数据分布形式不足以实现的 真正意义上的并行重构，例如标准的RAID 5分布形式在系统进入降级模式后将启动数据 重构，但因为这一过程中存在数据的读写冲突，因此整个数据重构的时间将会非常漫长；特 别是对于在线重构，其在重构的同时还要相应前台用户请求，这将进一步增加了重构的时 间。而本发明的提出主要是针对这一问题，通过采用并行重构数据块分布策略并组建标准 的RAID结构，通过将磁盘分成若干区块并以区块为单位组成RAID，这种RAID方式本发明称 之为子阵列(也可以称为subRAID)，这种RAID组织方式可以实现并行的数据重构，且这一 重构过程中不存在读写冲突，从而可以成倍的缩短重构时间；表1符号定义
符号描述N子阵列所需磁盘区块数M全区块表的分布方式Di数据盘数目描述符，D1表示第i个磁盘
Ini表示子区块表的分布方式，Jfi1表示编号 为1的子区块表的分布方式PiJ区块分布描述符，Py表示编号为1的子 区块表中的第J行的分布方式SHkX )循环平移函数,紐丨(^)表示将编号为ι 的子区块表的j行的分布方式向右平移k 位首先以标准RAID 5构成方式来介绍并行重构的分布，我们进行如下定义。下面将就D = 9，N = 3的情况对并行重构数据块分布做一个描述。首先将初始分 布表划分为3组子区块表，每组3个磁盘，将第一组标记为3X3列的矩阵形式，用Hitl表示 第一组子区块表，并对Hltl进行初始化编号，具体分布方式如下所示
5O12、
m0345，Pthl =(3 4 5), P0j2 =(6 7 8)I678V 上式中Hitl分布矩阵中的元素编号表示的是子阵列的区块编号，构造分布矩阵Hi1, Hl2采用)函数可以最终确定第i + Ι个分布矩阵的第j行即Pi,」的分布方式，即通过对 第i个分布矩阵的第j行通过循环移位操作得到第i+Ι个分布矩阵第j行的分布形式，依 次类推从而可以构造出完整的分布表。这里的循环移位函数)将根据Pi,j的不同移位
位数有所不同，且移位方向必须统-循环右移操作生成。
-，可以为循环左移或循环右移，本实例中的％，Hl2采用
^0 (Po,of广012I
Jfll =SH1r (Ρο, )-534,shHAuLV786JrSH0r (A，Q)、ro12I
rn2 =SH1r (Α,ι)-453、风2(P^) JI867J
iSH^p0 SH2r (p,,] SH^p02
-般情况下若已知初始分布矩阵Hltl的分布方式，则编号为i的矩阵的分布方式为 M1 =
SH^p1 SH1r (Ρι_γ
-1,2 ,
SHriP1-
或叫=
SH^pl., SH^pl.,
i e [1,N-1] 公式 1 N = 3,M =
■I,N )1 {Pi-\,N t公式1中)函数参数r和1分别表示为右循环和左循环，从而得到最终的矩 阵分布表为 M= (m0, Iii1, ... ,。则9个磁盘的并行重构分布方式为， "0 1 2 0 1 2 0 1 2" 345534453 公式 2 678786867对于子阵列的构成则是通过选取每个分布矩阵m中的相同区块编号构成即选取 最终生成的矩阵分布表M中的相同编号组子阵列，公式2中生成的矩阵分布表M可以构成 9个子阵列，对这9个子阵列可以采用类似subRAID 0, subRAID 1，. . .，subRAID 8来表示。2、理论证明本发明可以从理论上证明，理论上假定构成子阵列的数据盘数目(也可以理解 为区块数)N为质数，则可以通过平移方式构造出具有并行重构特性的阵列分布形式。例 如采用9个磁盘构成的阵列，每3个磁盘构成一组，其并行分布的集合方式可以表示为将每个磁盘看作一列，每一列的编号表示为该磁盘的区块号，比如％ =
(0 \ 2\ 3 4 5 6 7 8
，矩阵
mO =
mQ表示阵列初始分布，其中设集合Utl,C1, uoa, %2分别表示Hitl初始分布矩阵的的三列，则 f0 \
3 4 5的集合表示为Utl = (u0j0, uoa, u0j2)，同理Hi1, m2的集合表示为U1 = (ulj0, U1,
、6 7 8 J
!,Uu2),^ = (W-Uu，!!”)。H^m2的矩阵分布方式如上述所示；若要实现并行重构则必须 满足条件组间Ui, j η Uj, i = {e}且组内W,，y η Wu =0，i, j，k e
，即组间列有且 只有一个相同元素，组内列元素没有交集。 下面将就上述的集合表达方式进行证明，为了方便证明此时的矩阵下标从1开 始，而不是上述的0。设符号Ip表示第i个子矩阵的第ρ列，m“表示第j个子矩阵的第q
列，若已知Hii,D的第ρ列表示为W
up
aIP aR’P
ι m“的第q列表示为W
JA
h
h
2,<
b
3’<
K
bl 和
31
j分别表示分布矩阵Hli的第i行第j列，由于相同行是通过循环平移操作完成的，所以我们 可以使用II^p来表示IIlj, ^。 b^ q = au q, b2j q = a2, (q+J-i) χ N bEj q = aR, [q+2x o-i)]%N' · · · ' bE, [q+(R-i) χ (j-i)]% n，艮口有下 面的式子成立。 m
JA
b
U
2,q
K
αΛ
a2,(q+j-i)%N a3,[(q+2)x(j-i)%N]
aR,[q+(R-\)x(j-i)]%N
R e [l，N]且 R e I 我们知道任意的W2/』^mj q Φ 0，则可知mi p和mj (i同一行中有相同的元素c
~αι,Ρ~a2,Pa2,(q+j-i)%N
a3,Pa3lq+2x(j-i)]%NP _aRlq+(R-l)x(j-i)]%N 假设存在两行元素相同，分别设为m和n，且m兴n，则有条
件
\[q + mx (j - i)]%N = ρ \[q + nx{j-i)f/oN = p
成立，即[(m-n) X (j-i)] % N = 0,由于
7 Φ ,τηΦη
Γι λΠ H y i ^ , τ，则可以得出N—定不是质数，这与假设N为质数矛盾故假
设不成立，因此和Hli, p和Hlj, q的交集只有一个相同元素，得证，故该分布方式可以实现无冲 突的并行重构。3、其他情况说明由上面证明可知，若要实现最优的并行重构性能，构成子阵列所需区块数N必须 为质数，且由构成并行重构分布矩阵的过程可以得出需要的数据盘数为N2，这也将无形中 增加系统的成本，因此本发明也提出了一种针对数据盘数不足的情况下仍能进行高性能并 行重构的的权衡方案，若要构成并行重构阵列，可以采用两种策略实现，即减小构成子阵列 的区块或者磁盘划分区块数两种方式。下面举例说明减小构成子阵列的区块策略，若此时系统中的数据盘为16个，由于 所需数据盘数16介于32和52之间，在这种情况下，这16个数据盘的分布方式可以采用25 个数据盘的分布方式，即添加9个虚拟盘帮助构建分布矩阵，最后只需要将25个磁盘的矩 阵分布表的前16列作为16个数据盘的分布。具体见附图1所示，25块磁盘被分成5组， 通过对Hi0的初始化，并通过循环移位操作生成Hi1, m2, m3, m4矩阵分布表。由于目前只有16 个磁盘，此时则采用前16列分布形式作为已有16个磁盘的分布形式。图中一共有25个 subRAID，但此时构成subRAID的区块数则没有上述要求的必须为质数，例如图中subRAID 0由4个编号为0的区块构成，而subRAIDl由3个编号为1的区块构成，采用这种方式本质 上是采用减小子阵列区块数方式实现并行重构。一般地情况下若此时系统中数据盘数为m，若m e (a2,b2],a,b为大于2的质数且 a2和b2个磁盘的并行重构分布分别为Ma和Mb，构成方式由公式1得到，则此时m个磁盘的 分布形式采用b2个磁盘的分布Mb的前m列构成。但这种分布方式也不是适合每一种m的 情况，比如m= 10的情况，此时满足10 e (32，52]，若仍取52个磁盘分布的前10列则不能 构成子阵列，如图2所示，因为每一个子阵列都有要求的最低区块数，就如传统的RAID 5至 少需要3块磁盘一样，为了解决m= 10这一特殊情况，本发明给出了 42个磁盘的并行重构 分布形式，生成方式仍然采用公式1生成，但为了实现无冲突的最优并行重构这里采取了 减小磁盘划分区块数和子阵列区块数相结合的方法，即将42的分布方式第三行编号去除， 此时每个磁盘被划分为三个区块，此时取这一分布的前10列构成m = 10的分布形式，如图 3 所示，subRAID 0、subRAID 1、subRAID 6、subRAID 7、subRAID 14 和 subRAID 15 均由三 个区块构成，而其他subRAID则不能构成标准RAID结构，因此这些区块编号构不成子整列， 10块磁盘只构成了 6个子阵列，空间利用率只占到了一半，这种构成方式不推荐，可以采用 32的分布来解决这一问题，但仅鉴于m = 10的情况如此。本发明的子阵列的数据组织方式除了常用的RAID 2 6结构外，本发明也给出了 RAID 10的并行重构分布方式，该方式要求数据盘数m为不小于4的偶数，其不像其他常用 RAID级别如RAID 5对构造并行重构磁盘阵列要求较苛刻，而对于RAID 10的并行重构分 布则没有这样的要求，且其并行倍数仅与组成该分布阵列磁盘数有关，为其一半。下面将就 RAID 10分布方式的区块表构造过程做详细说明。以8个磁盘构成子阵列为例，每个子阵列采用RAID 10级别，则为了实现最大的 并行倍数，需要将磁盘区块数划分为总磁盘数的一半即4，同时将所有主盘逻辑上划分为一组，镜像盘划分为另一组，并对区块进行标号< 主盘组的区块分布矩阵表示方式为叫=
'0.00.10.20.3、1.01.11.21.32.02.12.22.3v3.03.13.23.3y
，其中该矩阵的每-
列表示磁盘所划分的区块，即划分为0. 0，1. 0，2. 0和3. 0四个区块，形如X. y形式中的X表 示子阵列的编号，y表示构成χ子阵列的区块编号，0.0表示构成子阵列0的第一个区块，可 以理解为构成传统磁盘阵列的第一个磁盘，0. 1,0. 2，0. 3类似。镜像组的区块分布矩阵表示 根据主盘组中构成子阵列的区块号进行同样通过公式1方式得到。
这里的盘组分布矩阵本发明中称之为初始区块表，若对实例中初始区块表矩阵Hi1 采用循环右移方式构成的镜像组分布方式为 Ο.Ο' 0.1' 0.2' 0.3'、 1.3' 1.0' 1.1' 1.2' 2.2' 2.3' 2.0' 2.1' 3.1' 3.2' 3.3' 3.0'
πι =
，这里形如χ. ι'表示为区块编号χ. y的镜像，则8个
磁盘构成的并行重构 RAID 10分布结构为'0.00.10.20.30.0'0.1'0.21.01.11.21.31.3'1.0'1.1
M =2.02.12.22.32.2'2.3'2.0,3.03.13.23.33.1'3.2'3.3
，该表可以实现4倍速的并行数
0.3'、 1.2' 2.1'
v3.0',
据重构，该RAID 10结构由四个子阵列0 4构成，条带跨度为4，且对磁盘的重构访问不存 在冲突，这里磁盘的分区块数也可以划分为小于4，此时的区块表只需要在4倍速的区块表 基础上选择其中的相应行重新构成新的区块分布表即可，但此时的并行重构速度将降低。 一般地，对于有N(N为不小于4的偶数)个磁盘的并行重构的RAID 10区块分布表构成形 式为，
广 Pq ’o^oa ■■■ ^o,(、初
始
表
W0 =
>,(JV/2)-l
P,
1,0
P,
1,1
P,
HNnyi
ρP
X^1 (Α /2)-1,0 1 (Α /2)-1,1
Pr
表 像 镜
(Α /2)-1,(Α /2Η
m,-
f SH:⑷ SHlr{Pl)
SHfUj
P0表示初始表的第一行元素，P0- · · P(NZ2)-I类似，
表示-
SH: {P)
个平移函数，即将初始表中的(i+Ι)行元素循环右移η位，其中r也可以替换为1表示循环左移。4、实现过程(1)首先系统根据现有数据盘选择合适的并行重构方式，可以采用RAID 10或者 RAID 2 6方式，本实现过程以9个磁盘的RAID 5进行实施。如图4所示，图中的9个磁盘
9的区块编号按照公式2所示进行分布，每个磁盘被分成三个区块，每三个区块构成一个子 阵列，一共有9个子阵列，形如χ. y的形式表示为组成子阵列χ的编号为y的区块。subRAID 6分别由磁盘D0，D5和D7中的6. 0、6. 1和6. 2区块构成，同理subRAID 7和subRAID 8同 样有三个区块构成，这里的子阵列(subRAID)采用标准RAID 5的数据组织方式，本发明的 子阵列也可以采用其他数据组织方式。(2)所有这些RAID的逻辑映射表如图5，图中有9个RAID的映射表信息，这里我 们假设每个RAID的映射表大小为K个数据单元，为了达到数据分布均衡的目的，我们对每 个数据单元进行了图中所示的分布，这里每个数据单元中存储着对应的每个RAID相应的 磁盘地址信息，这种映射方式可以保证每个磁盘的负载均衡。(3)当并行重构RAID配置完成后，其在正常模式下的响应方式相对于传统RAID 存在差别，由上一步映射过程可以知道，相对于传统RAID，并行重构方式的条带跨度比传统 RAID窄，这种结构对于读写操作性能有一定的提高，特别是在RAID处于降级或者重构模式 时，具体相应过程和传统RAID —样，具体过程不做介绍。(4)当RAID中出现磁盘失效时，系统将进入降级模式，随后将进行数据重构操作， 系统将根据逻辑映射关系读取相应磁盘进行重构，由于采用本发明提出的并行重构分布， 使得重构进程对失效磁盘的数据重构操作不存在读写冲突。这一过程仍将以9个磁盘组成 的RAID 5结构为例进行说明，DO D9是这9个磁盘的编号，SDO SD2是系统所需的备 用磁盘，如图6所示，图中类似a. b的编号，a表示subRAID的标号，因为有9个RAID，这里 我们称之为subRAID a, b表示子RAID的第(b+Ι)个逻辑盘。图中磁盘D4失效，这将导致 subRAID UsubRAID 3,subRAID 6的失效，分别涉及到区块1. 1、3. 1和8. 1。对区块1. 1的 重构，系统将读取磁盘Dl上的1. 0区块和磁盘D7上的1. 2区块数据信息，然后将通过异或 操作将结果写回到备用盘SD1，这一过程一直持续到整个区块1. 1的数据都被重构完成为 止，与此同时，另外两个重构进程将分别完成对区块3. 1和8. 1的重构，并将重构分别写回 到备用盘SDO和SD2。(5)重构过程完成后，SDO SD2三个盘存储的磁盘D4的信息，系统将在空闲期间 将三个备用盘的信息导回到替换D4的盘中，同时修改相关的映射信息。(6)鉴于这种并行重构结构需要的备用盘过多的问题，本发明也提出了解决方案， 注意到图6中的磁盘D3和D5在重构过程中没有参与重构操作，因此可以在并行重构磁盘 的再分出一个区块用于存储重构的信息，结构如图7所示，此时可以将对区块1. 1的重构数 据写入到磁盘D3中，将区块3. 1的数据重构写入到D5中，区块8. 1写入到备用盘SDO中， 这种分布方式同样可以实现并行重构，同时也减少了两个备用盘的使用。(7)这种并行重构方式的子RAID可以使用常见的RAID 1、RAID5、RAID6等，对于 RAID 10这种组合方式，图8给出了 RAIDlO并行重构的数据分布方式，分布方式同样采用移 位操作完成，图中实施的是对磁盘D2的重构操作，具体重构过程和RAID 5类似。(8)为了评估本发明这种并行重构的性能，主要依据两个指标即重构时间和用户 平均响应时间，图9为测试的结构图，采用客户端-服务器方式进行测试，通过ISCSI连 接，本发明主要应用在图中的并行RAID重构模块中，测试用例采用了三个标准测试用例 (Finl, Fin2, Web)，对比测试对象是Linux系统下常用的软RAID即MD(Multiple Device) (不需要中文)。
(9)图10表示重构时间测试，从图中可以看出并行重构RAID5相对于标准MD构成 的RAID 5，其不论哪个测试用例，并行重构RAID 5的重构时间有着几倍的提高；在用户平 均响应时间方面，从图11给出的结果可以看出，同样负载的情况下，并行重构RAID 5的用 户平均响应时间也有不同程度的降低。本发明采用循环平移法构建子阵列只是其中的一种优选方式，所在领域的技术人 员可采用其它方式构建，只要满足子阵列构建要求即可。
权利要求
一种RAID的数据并行重构方法，涉及两个以上的数据盘和至少一个热备份盘，将各数据盘划分为相同数量的区块，利用各区块构建子阵列，使得任何一个数据盘的各区块分属于不同的子阵列且只属于一个子阵列；单个数据盘的数据重构按照如下方式进行对于该数据盘中的每一个区块，分别同时寻找与其构成同一子阵列的其它区块，依据其它区块的数据对该区块的数据进行重构，并将重构结果保存到热备份盘或没有参与此次重构的数据盘。
2.根据权利要求1所述的数据并行重构方法，其特征在于，对于任意两个子阵列，其中 一个子阵列最多只有一个区块与另一个子阵列的一个区块同属于一个数据盘。
3.根据权利要求1或2所述的数据并行重构方法，其特征在于，所述数据盘采用RAID 1 6数据存储级别，所述子阵列按照如下方式构造(11)将数据盘均分为C组，第1到第C组数据盘Hi^m1.....!V1的区块分别构成第1、2.....c组区块分布矩阵，若数据盘不能均分为c组，则通过添加与数据盘相同区块划分的虚拟盘或减少数据盘满足均分要求，c大于2 ；(12)初始化第一区块分布矩阵中的各区块编号，第i+Ι组分布矩阵的第j行元素由第 i组矩阵的第j行元素循环右移或左移j_l位，i = 1，. . .，c-1，j = 1，. . .，η，η为数据盘 被划分的区块数；(13)选取各数据盘具有相同编号的区块构成一个子阵列。
4.根据权利要求1或2所述的数据并行重构方法，其特征在于，所述数据盘采用RAID 10数据存储级别，数据盘数为不小于4的偶数，所述子阵列按照如下方式构造(21)将数据盘均分为两组，第一，二组数据盘叫、Hi1的区块分别构成第一、二组区块分 布矩阵；(22)对第一组区块分布矩阵的第χ行各区块进行形如χ.y形式的初始化编号，χ = 0， 1，. . .，m/2-1, y = 0，1，. . .，m/2_l，第二组区块分布矩阵的第χ行各区块编号由第一组分 布矩阵的第χ行各区块编号循环右移或左移χ位；(23)从各数据盘中选取具有相同编号的区块构成一个子阵列。
全文摘要
本发明公开了一种RAID的数据并行重构方法，采用子阵列分布方式实现并行重构操作，子阵列由不同磁盘的区块构成，对于数据盘中的每一个区块，分别同时寻找与其构成同一子阵列的其它区块，依据其它区块的数据对该区块的数据进行重构。本发明成倍地缩短了数据重构过程，其所有重构操作不论是读或者写相关数据都是并行操作，且在重构过程中可以实时响应前台用户的请求，有效降低了用户平均响应时间，在提高系统可靠性的同时，增强了系统的性能。
文档编号G06F11/10GK101923496SQ20101024128
公开日2010年12月22日 申请日期2010年7月30日 优先权日2010年7月30日
发明者万继光, 杨寅, 王继彬, 谢长生, 谭志虎 申请人:华中科技大学