【摘要】：存儲系統(tǒng)性能增長速度遠(yuǎn)遠(yuǎn)低于處理器性能增長速度,CPU(Central Processing Unit)和存儲系統(tǒng)之間的性能差距嚴(yán)重影響了系統(tǒng)的整體性能。Cache技術(shù)和預(yù)取技術(shù)可以有效提升存儲系統(tǒng)的性能。預(yù)取技術(shù)是國際上較為熱門的研究方向,國內(nèi)外科研機(jī)構(gòu)提出的預(yù)取策略大致分為三類:基于信息提示的預(yù)取、順序預(yù)取、基于存取模式的預(yù)取。 順序預(yù)取策略具有良好的可擴(kuò)展性、較高的預(yù)取準(zhǔn)確率并且易于實現(xiàn)。絕大多數(shù)預(yù)取策略將預(yù)取數(shù)據(jù)和熱點(diǎn)數(shù)據(jù)緩存在統(tǒng)一的Cache中。將這兩類數(shù)據(jù)緩存在單獨(dú)設(shè)計的Cache中增加了各自的靈活性。順序性檢測邏輯一般實現(xiàn)在Cache中,一旦Cache塊被替換,記錄其上的信息一同丟失。將順序檢測模塊實現(xiàn)于單獨(dú)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中可以更加靈活地記錄和利用I/O訪問信息。哈希表可以大大提高在多應(yīng)用環(huán)境下順序I/O的檢測速度和準(zhǔn)確性,多級哈希表通過共享和替換可以在有限空間下映射更多的地址并且降低哈希函數(shù)的碰撞率。由不同容量子Cache組成的Cache池來緩存預(yù)取數(shù)據(jù)可以在Cache總?cè)萘恳欢ǖ臈l件下,針對不同量的預(yù)取使用相適應(yīng)的子Cache,提高了Cache空間的利用率。傳統(tǒng)的LRU(Least Recently Used Algorithm)替換算法不能完全適應(yīng)預(yù)取Cache的替換要求,通過改進(jìn)的LRAU(Least Recently Actively Used Algorithm)替換策略使Cache的替換更加利于Cache的有效使用和I/O性能的提升。 iSCSI技術(shù)和磁盤陣列技術(shù)是當(dāng)今較熱門的存儲技術(shù),基于iSCSI的磁盤陣列已經(jīng)被廣泛應(yīng)用。iSCSI Enterprise Target是目前較為流行的開源iSCSI存儲系統(tǒng)目標(biāo)端軟件,該軟件并無Cache和預(yù)取模塊。將預(yù)取策略實現(xiàn)于該軟件的塊I/O層,測試結(jié)果顯示,該預(yù)取算法可以從多應(yīng)用環(huán)境下混合的I/O模式中較準(zhǔn)確識別順序I/O,并自適應(yīng)預(yù)取,有效提升混合I/O中順序部分的性能。
【學(xué)位授予單位】：華中科技大學(xué)
【學(xué)位級別】：碩士
【學(xué)位授予年份】：2011
【分類號】：TP333
【圖文】：

到數(shù)據(jù)后與磁盤的地址空間映射起來。本文設(shè)計的 Cache 單元間預(yù)取，考慮到用戶層發(fā)送到磁盤的 I/O 請求是并發(fā)的，而且 I/是隨機(jī)的，因此要想同時滿足多個順序地址空間上的預(yù)取，就本文設(shè)計的就是一個由多個 Cache 組成的 Cache 池，這個 Cach上是預(yù)取策略的 Cache。整個 Cache 池的容量才是預(yù)取 Cache 的的數(shù)目也就是可以并發(fā)執(zhí)行預(yù)取的 I/O 數(shù)目。e 的命中率固然重要，同時也不可忽視 Cache 的有效利用率，用率不高，那么未利用的 Cache 容量就浪費(fèi)了。自適應(yīng)預(yù)取策同的情況進(jìn)行分析后有針對性的進(jìn)行預(yù)取，預(yù)取容量會隨著具中 Cache 單元容量如果固定的話，那么針對小量的預(yù)取 Cache ，而針對大量的預(yù)取 Cache 的空間又顯得不夠。因此在 Cache ，將Cache單元的容量進(jìn)行分類設(shè)置可以有效利用Cache空間，小的預(yù)取，大容量的 Cache 用于大量的預(yù)取，這樣整個 Cache 池了。

ct tio {u32 pg_cnt;pgoff_t idx;u32 offset;u32 size;struct page **pvec;atomic_t count;構(gòu)中 pg_cnt 為 I/O 請求地址的跨頁長度（每頁按照 4KB 計算），始地址，offset 為請求地址在首頁中的起始偏移量，size 為按字節(jié)pvec 為 I/O 請求的數(shù)據(jù)存放地址，count 為引用計數(shù)。

圖 3.8 Cache 組織示意圖he 中拷貝數(shù)據(jù)O 請求命中 Cache 的時候，命中部分直接從 Cache 的純數(shù)據(jù)部分再下發(fā)到磁盤執(zhí)行�？截惖倪^程需要進(jìn)行地址的變換，具體來說，織的預(yù)取數(shù)據(jù)每頁存放的數(shù)據(jù)地址與 I/O 請求的每頁地址并不一 Cache 中按照磁盤的邏輯地址和 Cache 的元數(shù)據(jù)信息計算出命址，在內(nèi)存中按照內(nèi)存地址拷貝。I/O 請求 tio 中用 struct page *數(shù)據(jù)，如果是讀，那么 pvec 指向的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和 Cache 中 struct *構(gòu)是類似的。假定命中 Cache 部分的地址從 hit_start 開始到 hit_貝的時候首先計算 hit_start 到 hit_end 對應(yīng)的 pvec 中 struct page 偏移，然后通過 Cache 記錄的起始磁盤地址和 page 數(shù)目計算出對的編號的其實頁偏移。找到起始部分對應(yīng)的 struct page 和偏移_address 得出 struct page 結(jié)構(gòu)指向的內(nèi)存邏輯地址，加上偏移地命中部分起始的內(nèi)存邏輯地址，再通過 memcpy 函數(shù)進(jìn)行內(nèi)存數(shù)

【共引文獻(xiàn)】

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本文編號：2774424