ПОВЫШЕНИЕ ОТКАЗОУСТОЙЧИВОСТИ ДИСКОВОЙ ПОДСИСТЕМЫ

Одной из целей концепции RAID была возможность обнаружения и коррекции ошибок, возникающих при отказах дисков или в результате сбоев. Достигается это за счет избыточного дискового пространства, которое задействуется для хранения дополнительной информации, позволяющей восстановить искаженные или уте­рянные данные. В RAID предусмотрены три вида такой информации:

- дублирование;

- код Хэмминга;

- биты паритета.

Первый из вариантов заключается в дублировании всех данных, при условии, что экземпляры одних и тех же данных расположены на разных дисках массива. Это позволяет при отказе одного из дисков воспользоваться соответствующей ин­формацией, хранящейся на исправных МД. В принципе распределение информа­ции по дискам массива может быть произвольным, но для сокращения издержек, связанных с поиском копии, обычно применяется разбиение массива на пары МД, где в каждой паре дисков информация идентична и одинаково расположена. При та­ком дублировании для управления парой дисков может использоваться общий или раздельные контроллеры. Избыточность дискового массива здесь составляет 100%.

Второй способ формирования корректирующей информации основан на вы­числении кода Хэмминга для каждой группы полос, одинаково расположенных на всех дисках массива (пояса). Корректирующие биты хранятся на специально вы­деленных для этой цели дополнительных дисках (по одному диску на каждый бит). Так, для массива из десяти МД требуются четыре таких дополнительных диска, и избыточность в данном случае близка к 30%.

В третьем случае вместо кода Хэмминга для каждого набора полос, располо­женных в идентичной позиции на всех дисках массива, вычисляется контрольная полоса, состоящая из битов паритета. В ней значение отдельного бита формирует­ся как сумма по модулю два для одноименных битов во всех контролируемых полосах. Для хранения полос паритета требуется только один дополнительный диск В случае отказа какого-либо из дисков массива производится обращение к диску паритета, и данные восстанавливаются по битам паритета и данным от остальных дисков массива. Реконструкция данных достаточно проста.

Рассмотрим массив и пяти дисковых ЗУ, где диски X0-X3содержат данные, а X4 — это диск паритета. Паритет для i-го бита вычисляется как

Предположим, что дисковод X1 отказал. Если мы добавим к обеим частям предыдущего выражения, то получим:

Таким образом, содержимое каждой полосы данных на любом диске массива может быть восстановлено по содержимому соответствующих полос на остальных дисках массива. Избыточность при таком способе в среднем близка к 20%.

RAID УРОВНЯ 0

RAID уровня 0, строго говоря, не является полноценным членом семейства RAID, поскольку данная схема не содержит избыточности и нацелена только на повыше­ние производительности в ущерб надежности.

В основе RAID 0 лежит расслоение данных. Полосы распределены по всем дис­кам массива дисковых ЗУ по циклической схеме.

Рис.3.4 – RAID уровня 0.

 

Преимущество такого распределения в том, что если требуется записать или прочитать логически по­следовательные полосы, то несколько таких полос (вплоть до n)могут обрабаты­ваться параллельно, за счет чего существенно снижается общее время ввода/вы­вода. Ширина полос в RAID 0 варьируется в зависимости от применения, но в любом случае она не менее размера физического сектора МД.

RAID 0 обеспечивает наиболее эффективное использование дискового про­странства и максимальную производительность дисковой подсистемы при мини­мальных затратах и простоте реализации. Недостатком является незащищенность данных — отказ одного из дисков ведет к разрушению целостности данных во всем массиве. Тем не менее существует ряд приложений, где производительность и емкость дисковой системы намного важнее возможного снижения надежности. К та­ким можно отнести задачи, оперирующие большими файлами данных, в основном режиме считывания информации (библиотеки изображений, большие таблицы и т.п.), и где загрузка информации в основную память должна производиться как можно быстрее. Учитывая отсутствие в RAID 0 средств по защите данных, желательно хранить дубликаты файлов на другом, более надежном носителе информа­ции, например на магнитной ленте.

RAID УРОВНЯ 1

В RAID 1 избыточность достигается с помощью дублирования данных. В принци­пе исходные данные и их копии могут размещаться по дисковому массиву произ­вольно, главное чтобы они находились на разных дисках. В плане быстродействия и простоты реализации выгоднее, когда данные и копии располагаются идентично на одинаковых дисках.

Рис 3.5 – RAID уровня 1.

 

Рисунок 2 показывает, что, как и в RAID 0, здесь имеет место разбиение данных на полосы. Однако в этом случае каждая логическая по­лоса отображается на два отдельных физических диска, так что каждый диск в мас­сиве имеет так называемый «зеркальный» диск, содержащий идентичные данные. Для управления каждой парой дисков может быть использован общий контрол­лер, тогда данные сначала записываются на основной диск, а затем — на «зеркаль­ный» («зеркалирование»). Более эффективно применение самостоятельных кон­троллеров для каждого диска, что позволяет производить одновременную запись на оба диска.

Запрос на чтение может быть обслужен тем из двух дисков, которому в данный момент требуется меньшее время поиска и меньшая задержка вращения. Запрос на запись требует, чтобы были обновлены обе соответствующие полосы, но это выполнимо и параллельно, причем задержка определяется тем диском, которому нужны большие время поиска и задержка вращения. В то же время у RAID 1 нет Дополнительных затрат времени на вычисление вспомогательной корректирую­щей информации. Когда одно дисковое ЗУ отказывает, данные могут быть просто взяты со второго.

Принципиальный изъян RAID 1 — высокая стоимость: требуется вдвое больше физического дискового пространства. По этой причине использование RAID 1 обычно ограничивают хранением загрузочных разделов, системного программного обеспечения и данных, а также других особенно критичных файлов: RAID 1 обеспечивает резервное копирование всех данных, так что в случае отказа диска критическая информация доступна практически немедленно.

RAID УРОВНЯ 2

В системах RAID 2 используется техника параллельного доступа, где в выполнении каждого запроса на ввод/вывод одновременно участвуют все диски. Обычно шпин­дели всех дисков синхронизированы так, что головки каждого ЗУ в каждый мо­мент времени находятся в одинаковых позициях. Данные разбиваются на полосы длиной в 1 бит и распределены по дискам массива таким образом, что полное машинное слово представляется поясом, то есть число дисков равно длине машинного слова в битах. Для каждого слова вычисляется корректирующий код (обычно это код Хэмминга, способный корректировать одиночные и обнаруживать двойные ошиб­ки), который, также побитово, хранится на дополнительных дисках.

Рис 3.6 – RAID уровня 2.

 

На­пример, для массива, ориентированного на 32-разрядные слова (32 основных диска) требуется семь дополнительных дисковых ЗУ (корректирующий код состоит из 7 разрядов).

При записи вычисляется корректирующий код, который заносится на отведен­ные для него диски. При каждом чтении производится доступ ко всем дискам мас­сива, включая дополнительные. Считанные данные вместе с корректирующим кодом подаются на контроллер дискового массива, где происходит повторное вы­числение корректирующего кода и его сравнение с хранившимся на избыточных дисках. Если присутствует одиночная ошибка, контроллер способен ее мгновенно распознать и исправить, так что время считывания не увеличивается.

RAID 2 позволяет достичь высокой скорости ввода/вывода при работе с большими последовательными записями, но становится неэффективным при обслуживании записей небольшой длины. Основное преимущество RAID 2 состоит в высокой степени защиты информации, однако предлагаемый в этой схеме метод коррекции уже встроен в каждое из современных дисковых ЗУ.

Корректирующие разряды вычисляются для каждого сектора диска и хранятся в соответствующем поле этих секторов. В таких условиях использование нескольких избыточных дисков представляется неэффективным, и массивы уровня RAID 2 в настоящее время не производятся.

RAID УРОВНЯ 3

RAID 3 организован сходно с RAID2. Отличие в том, что RAID 3 требует только одного дополнительного диска — диска паритета, вне зависимости от того, насколько велик массив дисков.

 

Рис 3.7 – RAID уровня 3.

 

В RAID 3 используется параллель­ный доступ к данным, разбитым на полосы длиной в бит или байт. Все диски массива синхронизированы. Вместо кода Хэмминга для набора полос идентич­ной позиции на всех дисках массива (пояса) вычисляется полоса, состоящая из битов паритета. В случае отказа дискового ЗУ производится обращение к диску паритета, и данные восстанавливаются по битам паритета и данным от остальных дисков массива.

Так как данные разбиты на очень маленькие полосы, RAID 3 позволяет дости­гать очень высоких скоростей передачи данных. Каждый запрос на ввод/вывод приводит к параллельной передаче данных со всех дисков. Для приложений, свя­занных с большими пересылками данных, это обстоятельство очень существенно. С другой стороны, параллельное обслуживание одиночных запросов невозможно, и производительность дисковой подсистемы в этом случае падает.

Ввиду того что для хранения избыточной информации нужен всего один диск, причем независимо от их числа в массиве, именно уровню RAID 3 отдается пред­почтение перед RAID 2.

RAID УРОВНЯ 4

По своей идее и технике формирования избыточной информации RAID 4 иденти­чен RAID 3, только размер полос в RAID 4 значительно больше (обычно один-два физических блока на диске). Главное отличие состоит в том, что в RAID 4 исполь­зуется техника независимого доступа, когда каждое ЗУ массива в состоянии функ­ционировать независимо, так, что отдельные запросы на ввод/вывод могут удов­летворяться параллельно.

Рис 3.8 – RAID уровня 4.

 

Для RAID 4 характерны издержки, обусловленные независимостью дисков. Если в RAID 3 запись производилась одновременно для всех полос одного пояса, в RAID 4 осуществляется запись полос в разные пояса. Это различие ощущается особенно при записи данных малого размера.

Каждый раз для выполнения записи программное обеспечение дискового мас­сива должно обновить не только данные пользователя, но и соответствующие биты паритета. Рассмотрим массив из пяти дисковых ЗУ, где ЗУ X0...X3содержат дан­ные, а X4— диск паритета. Положим, что производится запись, охватывающая толь­ко полосу на диске X1. Первоначально для каждого бита iмы имеем следующее соотношение:

После обновления для потенциально измененных битов, обозначаемых с по­мощью апострофа, получаем:

Для вычисления новой полосы паритета программное обеспечение управления массивом должно прочитать старую полосу пользователя и старую полосу паритета. Затем оно может заменить эти две полосы новой полосой данных и новой вычис­ленной полосой паритета. Таким образом, запись каждой полосы связана с двумя операциями чтения и двумя операциями записи.

В случае записи большого объема информации, охватывающего полосы на всех дисках, паритет вычисляется достаточно легко путем расчета, в котором участвуют только новые биты данных, то есть содержимое диска паритета может быть об­новлено параллельно с дисками данных и не требует дополнительных операций чтения и записи.

Массивы RAID 4 наиболее подходят для приложений, требующих поддержки высокого темпа поступления запросов ввода/вывода, и уступает RAID 3 там, где приоритетен большой объем пересылок данных.

RAID УРОВНЯ 5

RAID 5имеет структуру, напоминающую RAID 4. Различие заключается в том, что RAID 5 не содержит отдельного диска для хранения полос паритета, а разно­сит их по всем дискам. Типичное распределение осуществляется по циклической схеме, как это показано на рис.6.

Рис 3.9 – RAID уровня 5.

 

В n-дисковом массиве полоса паритета вычис­ляется для полос n-1 дисков, расположенных в одном поясе, и хранится в том же поясе, но на диске, который не учитывался при вычислении паритета. При перехо­де от одного пояса к другому эта схема циклически повторяется.

Распределение полос паритета по всем дискам предотвращает возникновение проблемы, упоминавшейся для RAID 4.

RAID УРОВНЯ 6

RAID 6 очень похож на RAID 5. Данные также разбиваются на полосы размером в блок и распределяются по всем дискам массива. Аналогично, полосы паритета распределены по разным дискам. Доступ к полосам независимый и асинхронный. Различие состоит в том, что на каждом диске хранится не одна, а две полосы пари­тета. Первая из них, как и в RAID 5, содержит контрольную информацию для по­лос, расположенных на горизонтальном срезе массива (за исключением диска, где эта полоса паритета хранится). В дополнение формируется и записывается вторая полоса паритета, контролирующая все полосы какого-то одного диска массива (вер­тикальный срез массива), но только не того, где хранится полоса паритета.

Рис 3.10 – RAID уровня 6.

 

Такая схема массива позволяет восстановить информацию при отказе сразу двух дисков. С другой стороны, увеличивается время на вычисление и запись паритет­ной информации и требуется дополнительное дисковое пространство. Кроме того, реализация данной схемы связана с усложнением контроллера дискового массива. В силу этих причин схема среди выпускаемых RAID-систем встречается крайне редко.

RAID УРОВНЯ 7

Схема RAID 7, запатентованная Storage Computer Corporation, объединяет массив асинхронно работающих дисков и кэш-память, управляемые встроенной в контроллер массива операционной системой реального времени.

Рис 3.11 – RAID уровня 7.

 

Данные биты на полосы размером в блок и распределены по дискам массива. Полосы паритета хранятся на специально выделенных для этой цели одном или несколь­ких дисках.

Схема некритична к виду решаемых задач и при работе с большими файлами не уступает по производительности RAID 3. Вместе с тем RAID 7 может так же эффективно, как и RAID 5, производить одновременно несколько операций чтения и записи для небольших объемов данных. Все это обеспечивается использова­нием кэш-памяти и собственной операционной системой.

RAID УРОВНЯ 10

Данная схема совпадает с RAID 0, но в отличие от нее роль отдельных дисков вы­полняют дисковые массивы, построенные по схеме RAID 1.

Рис 3.12 – RAID уровня 10.

 

Таким образом, в RAID 10 сочетаются расслоение и дублирование. Это позво­ляет добиться высокой производительности, характерной для RAID 0 при уровне отказоустойчивости RAID 1. Основной недостаток схемы — высокая стоимость ее реализации. Кроме того, необходимость синхронизации всех дисков приводит к усложнению контроллера.

RAID УРОВНЯ 53

В этом уровне сочетаются технологии RAID 0 и RAID 3, поэтому его правильнее было бы назвать RAID 30. В целом данная схема соответствует RAID 0, где роль отдельных дисков выполняют дисковые массивы, организованные по схеме RAID 3. Естественно, что в RAID 53 сочетаются все достоинства RAID 0 и RAID 3. Недо­статки схемы такие же, что и у RAID 10.