（计算机软件与理论专业论文）san存储资源管理系统的研究备份恢复模块的设计与实现.pdf

西北_ e 业大学 硕士论文 摘要 备份恢复管理是s a n ( s t o r a g e a r e a n e t w o r k ) 存储资 源管理系统的核心组成 部分， 它主要用于s a n存储体 系中 存储子系 统的数据备 份， 数据恢复， 协同状 态监视模块对存储子系统构成变化和状态变化进行监视，保证存储子系统中数 据的安全性和一致性。 本文的主要工作包括构筑数据备份恢复系统模块的整体框架，协同 存储资 源管理系统内状态监视模块与存 储子系统的通信代理以 及客户通信代理的 通信 接口，设计并实现对数据的备份 功能和针对大型数据库的原子中断备份功能， 采用了 动态的共享内 存技术和消息队列控制机制， 优化了该系统的性能， 最终 完成备份恢复系统模块的设计。 在系 统的研究和实现过程中，主要取得以 下成 果: 1 . 研究了 存储管理系统软件所要实现的功能及其模块的 划分，特别是备份 恢复管理与整个存储管理系统的关系。 2 . 分析并设计了针对大型数据库备份的原子中断备份功能。 3 . 完成了优先级消息队列机制的设计，优化了系统的性能。 4 . 分析了 进程间 通讯的 共享内 存技术， 指出其 运用在该系统中 存在的问 题， 并在此基础上提出了一 种动态和静态相结合的共享内存技术， 减轻了系统 的负担，优化了系统的性能。 5 对新的存储备份技术快照技术进行了初步的研究。 系统的实现利用标准c开发， 基本符合 p o s i x规范。 同一份源代码经不同 平台编译后可运行于wi n d o w s , s o l a r i s , l i n u x等操作系统。 基于上述技术开发的产品已投入市场，得到了用户的好评并取得了较好的 经济效验。 关键字:存储区域网络、存储资源管理系统、原子中断组、快照 两北_ 业大学硕十论文 r e p l i c a t i o n a n d r e s t o r a t i o n m a n a g e me n t s y s t e m , w h i c h c ol l a b o r a t i o n mo n i t o r mo d u l e ab s t r a c t m a n a g e r i s k e y c o m p o n e n t o f s a ns t i s u s e d t o r e p l i c a t e d a t a , r e s t o r e r a g e u 过 t a , r e s o u r c e a n d i t s c a n m o n i t o r t h e a r c h i t e c t u r e c h a n g i n g o f s o rt a g e s u b s y s t e m a s w e l l a s s t a t u s c h a n g i n g , t h e r e f o r e t o e n s u r e d a t a s e c u r i t y a n d d a t a c o n s i s t a n t i n s t o r a g e s u b s y s t e m. t h e p r i m a ry w o r k o f t h i s p a p e r i n c l u d e s c o n s t r u c t i n g t h e f r a m e o f t h e r e p l ic a t e a n d r e s t o r e s y s t e m, c o mm u n i c a t i o n p r o x y b e t w e e n s t a t u s mo n i t o r m o d u l e a n d s t o r a g e s u b s y s t e m a s w e l l a s t h e i n t e r f a c e o f c l i e n t c o mm u t a t i o n p r o x y i n t h e c o l l a b o r a t i o n s t o r a g e r e s o u r c e ma n a g e me n t s y s t e m. i n a d d i t i o n , i t d e s i g n s a n d r e a l i z e s t h e d a t a r e p l i c a t e f u n c t i o n a n d a t o m i c b r e a k r e p l i c a t e f u n c t i o n f o r l a r g e d a t a b a s e . a n d i n i t , p e r f o r m a n c e c a n b e o p t i m i z e d u s i n g d y n a m ic s h a r e m e m o ry t e c h n o l o g y a n d m e s s a g e q u e u e c o n t r o l m e c h a n i s m . a l l o f a b o v e a r e t h e w h o l e d e s i g n o f r e p l i c a t e a n d r e s t o r e s y s t e m mo d u l e . d u r i n g t h e r e s e a r c h a n d d e v e l o p m e n t o f t h i s s y s t e m , t h e a u t h o r a c h i e v e s a s f o l l o w s : 1 . d o r e s e a r c h . o n t h e m a i n f u n c t i o n a n d m o d u l e d i v i s i o n o f t h e s t o r a g e m a n a g e m e n t s y s t e m s o f t w a r e , e s p e c i a l l y i n t h e r e l a t i o n s h i p b e t w e e n t h e r e p l i c a t e , r e s t o r e m a n a g e a n d t h e w h o l e s t o r a g e m a n a g e m e n t s y s t e m. 2 . a n a l y z e a n d d e s i g n t h e a t o m r e p l i c a t e f u n c t i o n f o r l a r g e d a t a b a s e b a c k u p . 3 . d e s i g n t h e p r i o r i t y m e s s a g e q u e u e m e c h a n i s m a n d o p t i m i z e t h e p e r f o r m a n c e a t t h e s a me t i me 4 . a n a l y z e t h e s h a r e me mo ry t e c h n o l o g y o f i p c a n d s h o w t h e p r o b l e m s u s i n g i n t h i s s y s t e m . i n s t e a d , p r o v i d e a n e w s h a r i n g m e m o r y t e c h n o l o g y c o m b i n i n g d y n a m i c a n d s t a t ic . t h e n e w o n e c a n r e d u c e t h e s y s t e m o v e r l o a d a n d o p t i miz e t h e p e r f o r m a n c e . 5 . a n a l y z e t h e n e w s t o r a g e t e c h n i q u e ( s n a p s h o t t e c h n iq u e ) t h e s y s t e m i s i m p l e m e n t e d i n a n s i c , a c c o r d i n g w i t h p o s i x s p e c i fi c a t i o n . a ft e r t h e s o u r c e c o d e i s c o mp i l e d i n e a c h p l a t f o r m , i t c a n b e u s e d i n wi n d o w s , s o l a r i s a n d l i n u x p l a t f o r m . k e y w o r d . s a n( s t o r a g e a r e a n e t w o r k ) . s r ms ( s t o r a g e r e s o u r c e ma n a g e r s y s t e m) , a t g ( at o m i c b r e a k g r o u p )、s na p s ho t 凶北工业人学硕十论文 第一章 引 言 内容提要: 本章主要说明存储系统的研究背景、 研究工作的主要内 容、 所遇到 的技术问题以 及论文的 组织安 排。 1 .1 研究背景 计算机问 世五十多年来，尤其是上 个世纪八十年代个人计算机的出 现和迅 速普及，使得计算机的应用领域不断扩展，从传统的数值计算，到现代的非数 值信息处理，从工业控制到商业、金融领域， 计算机作为一种工具和文化象征， 己经渗透到人们生产、生活的各个方面。因特网的出现和电子商务数据的爆炸 性增长， 产生了对高速处理和海量存储的巨大需求。 存储是进 一 步处理的前提， 又是处 理后的结果的最终存在方式。这些都需要 一 个革命性的全新存储体 系结 构来支撑。在当今网络时代，存储技术正在发生 着革 命性的变化。 数字 化和互 联网时代要求数据处于2 4 * 7 的随时就绪和可用状态。 数据是信息的再现和发展，它是使产品与企业产生价值的所在。随着企业 信息化的不断发展，信息技术己成为决定企业兴衰的关键。对来自各种渠道的 海量信息进行快速、 准确的处理， 并及时做出决策是信息技术的核心要求之一。 总之，信息生产力已经成为衡量一个国家综合国力的重要指标之一。数据就其 本质而言，应该是一种共享资源，它应该是跨系统、 跨部门，甚至是全球性的。 数据的存取只应受到安全机制的管理，而不应受到地域的限制和约束。 上世纪九十年代中后期， 存储区域网 s a n技术的出现， 为解决土述问题提 供了 全新的 架构。 s a n能 够提供存 储和服务器的统 一 ，以 及不受干扰的备 份。 与传统技术相比，s a n人大改善了应用的性能，同时也消除了传统技术的跄离 限制。 数据备份是所有存储管理架构的核心。备份就是所定义的数据和应用在某 一时刻的副本。备份副本应与营运资料分 几 存放甚至在异地储存，以便在意外 或灾害发产 时能够进行数据的恢义和业务的继续，将损失降到最小。在终完 整的基 t s a n千 自 存储解决方案中，如h f 确保企 i 数扔 : 能够得y ll n h r _ 而 r 5 a 6 l f 盯 : 川 i : 起 a 命令- ;1 1 西北_ t 一 业大学硕 卜 论文 位 p a i r ”的当前状态的影响。 p a i : 关系可以 看成是备份 树中的 边， v o l u m e ( m v或r v ) 可看成是树中的结 点。边和边之间以及边和结点之间存在着相互影响。 理论 上说，只要 边或结点的状态不与其相邻的 边或结点的状态 产生矛盾， 这种状态就是允许的。但实际上，还要考虑到性能及硬件限制的影响。 麟豁 m y -rj r v j 熬碧 .z ._ itg tm v 1r v 3 - r g 7y r v l 17 i 1 内容不作 差分反映完成 ， 进入m- 期状态。这时对m 怕勺 更 新 能 被 反 映 到 r y ,! _ rv i s e p a r a te 命 嘴 、 s e 四 e x e c r es 坦 21 用户不能访问r v 扭- - - - - - - - 4 - 1 1 p a i r 状态迁移图 上图4 - 1 1 是简化的 p a i r 状态迁移图。 下面对p a i r 的状态迁移进行详细解释: 4 .6 . 1 约定 为了便于描述，在状态迁移图1 1 ， 使用了如 卜 约定: a c t in g ( 现在分词) 或a c t / e x e c 一表示“ 执行中” a c t e d ( 过去分词 ) 或a c t / s y n c 表示 “ 执行 完了” a c t/ s u s p e n d e d 表j _执 行了s u s p e n d 命 令 后 而“ 川常 ) 士 起” a c t / a b n o r m a l s u s p e n d e d k r 囚发， f y . 贝 障i l fll 异 常拄起”fl 划i 个命令或动作执行过程中山 j i4 .t i 而 r 5 a 6 l f 盯 : 川 i : 起 a 命令- ;1 1 西北 i 业大学硕十沦文 作的执行。只有当消除引起故障的原因后，再次执行该命令或动作，才 能继续被中断的工作。 a c t / f a u l t 表示因硬件故障而“。 。 障害分离” a c t / c a n c e l e d 表示 “ 。 强制分离”，一般指一个命令或动作执行过程 中，用户向 硬件发行 “ f o r c e d s e p a r a t e ( 强制分离 ) ” 命令而强行中 止当 前命令或动作的执行，并将mv和 r v分离。用户必须再次执行该命令/ 动作，才能继续先前的工作。 4 . 6 . 2 p a i r 可能的状态列表 现将 p a i r 可能出现的状态和此种状态的说明列表如下，参照表 4 - 1 表4 1 p a i r 状态列表 s e p a r a te d ( f 常 分 离 状 态 ) 此时mv和r v可以分别单独操作，对任一方的 史新操作都不向另一方反映 s e p l c a n c e le d ( 强制分离状态) 执行了强制分离命令后而进入的 一 种非正常分 离状态 s e p / f a u lt ( 障害分离状态) 发生故障后. 6 k 件白动进入的种 卜正i i, 分离状 态 s e p / e x e c ( 分离 执行中) 已经执行了分离操作，但 my 和 r v 间的n s e p a r a t e 命令发行前w 积的 差分 还没有反 映完毕 r p l / e x e c ( 备 份执行 中) 正在执行从mv到 r iv的数据备份操作，目mv 和 r v 间的在 r e p l ic a t e命令发行前( 即处十 s e p a r a t e d状态 时) 累积的差分还没有完全反映到 r 、 中 r p l/ s u s p e n d e d ( 各份 挂起) 在复制过程中发1 f s u s p e n d 命令，备 份操作将被 挂起 r p l / a b n o r m a l s u s p e n d e d ( 爷份异:i+ 挂起) 在恢复过f l, 中发生拷贝故障,备份操作将被挂起 西北 i 业大学硕十沦文 作的执行。只有当消除引起故障的原因后，再次执行该命令或动作，才 能继续被中断的工作。 a c t / f a u l t 表示因硬件故障而“。 。 障害分离” a c t / c a n c e l e d 表示 “ 。 强制分离”，一般指一个命令或动作执行过程 中，用户向 硬件发行 “ f o r c e d s e p a r a t e ( 强制分离 ) ” 命令而强行中 止当 前命令或动作的执行，并将mv和 r v分离。用户必须再次执行该命令/ 动作，才能继续先前的工作。 4 . 6 . 2 p a i r 可能的状态列表 现将 p a i r 可能出现的状态和此种状态的说明列表如下，参照表 4 - 1 表4 1 p a i r 状态列表 s e p a r a te d ( f 常 分 离 状 态 ) 此时mv和r v可以分别单独操作，对任一方的 史新操作都不向另一方反映 s e p l c a n c e le d ( 强制分离状态) 执行了强制分离命令后而进入的 一 种非正常分 离状态 s e p / f a u lt ( 障害分离状态) 发生故障后. 6 k 件白动进入的种 卜正i i, 分离状 态 s e p / e x e c ( 分离 执行中) 已经执行了分离操作，但 my 和 r v 间的n s e p a r a t e 命令发行前w 积的 差分 还没有反 映完毕 r p l / e x e c ( 备 份执行 中) 正在执行从mv到 r iv的数据备份操作，目mv 和 r v 间的在 r e p l ic a t e命令发行前( 即处十 s e p a r a t e d状态 时) 累积的差分还没有完全反映到 r 、 中 r p l/ s u s p e n d e d ( 各份 挂起) 在复制过程中发1 f s u s p e n d 命令，备 份操作将被 挂起 r p l / a b n o r m a l s u s p e n d e d ( 爷份异:i+ 挂起) 在恢复过f l, 中发生拷贝故障,备份操作将被挂起 西北 i = 业大学硕士论文 ( i 一定的范it l 之内 r s t/ e x e c ( 恢复执行中) 下八执行从 r v到 mv的数据恢复操作，f l mv 和 r v 间的在 r e s t o r e命令发行前1 即处 于 s e p a ra t e d状态时) 累 积的差分还没有完全反 映到 mv中 r s t / s u s p e n d e d ( 恢 复挂起) 在恢复过程中发行s u s p e n d 命令， 恢复 操作 将彼 挂起 r s t / a b n o r m a l s u s p e n d e d ( 恢复异常挂起) 在恢复过程中发生拷贝故g#,恢复操作将被挂起 r s t / s y n c ( 恢复同期 状态) 正在执行从 r v到 mv的数据恢复操作，几mv 和 r v 间的在 r e s to r e命令发行前( 即处于 s e p a r a t e d状态时) 累积的差分已经完全反映到 mv中， 进入了同期状态。 在这种状态下，若p a ir 的c o p y m o d e ( 拷贝 模式) 是i, d 步方 式，则m v和 r v 间将不再有差分的累积;否则，二者间还是 会有一定的差分累积，但这o t 差分在累积到一定 阐值后，会被反映到 r v中去，因此总是使差分 保持在一定的范ic i之内 注: 有时为了描 述问 题的方便， 也使用如一 术语表示状态集合 . s e p a r a t e状态 表示如下状态之一: s e p a r a t e d , s e p / e x e c , s e p / c a n c e l e d , s e p / f a u l t . r e p l i c a t e状态 表 示 如 下 状 态 之一 : r p l/e x e c , r p l /s y n c , r p l/ s u s p e n d e d , r p l/ a b n o r m a l s u s p e n d e d . r e s t o r e状态 表示如下状态之一:r s t / e x e c , r s t / s y n c , r s t / s u s p e n d e d , r s t / a b n o r m a l s u s p e n d e d . s u s p e n d e d状态 表示如 卜 状态之一:r p l / s u s p e n d e d , r s t / s u s p e n d e d . a b n o r ma ls l 下 s p e n d e d状态 表 示1w f 状态之 :r p l / a b n o r m a l s u s p e n d e d , r s t / a b n o r m a l s u s p e n d e d 西北 l 业大学硕十论文 4 . 6 . 3 状态 迁移规律 replicaterd/eac s e p a r a t e 故 阻 厂 r ， - j 巨 万 同期 ; 完了; v ( rpv sync ) re s u me r p t a b n o r m a l s u s p e n d e d s u s p e n d 认r p v s u s p e n d e d 、 、 _ _ _ _ _ _ “ _ 一厂 :一. 故瘴消除 图4 - 1 2 p a i r 状态迁移规律示意图 p a i r 的 状态迁移规律如上图4 - 1 2 所示， 本图中的 初始状态是 s e p a r a t e d 状 态，即刚刚用 p a i r 命令将两个 v o l u m e 设置成 p a i r 时所处的状态。 当p a i r 处于s e p a r a t e d 状态 时， 向其发r e p l i c a t e 或r e s t o r e 命令， 它会分 别进入r p l / e x e c 或r s t / e x e c 状态。 对处于r p l / e x e c 状态的p a i r 而言 ， 当差分反i映 完毕后, p a i r 会转入r p l/ s y n c 状态。 对处于r s t / e x e c 状态的p a i r 而六， 当 差分反映完毕 后: 若 执行 的是 “ 普通 r e s t o r e 命令 ， 则p a i r 会转入r s t / s ,m c 状态; 若 执行的足 r v n y r e s t o r e 命令 ，则p a i r 会自 动分离并 进入s e p a r a t e d 状态 ( ( i 一 r p l / e x e c 或r s t ! e x e c - ti c 态ii , r .发 i : f 硬t i ，片 义 j沛， ) iii p a i r 会 分i 1 1 进入 西北 ! _ 业大学硕十论文 r p l/ a b n o rm a l s u s p e n d e d 或r s t/ a b n o r m a l s u s p e n d e d 状 态。 5 . 对 r p l/e x e c 或 r s t/ e x e c 状 态的p a ir 发 行 “ s u s p e n d ” 命 令 ， 会分 别 进入 r p l / s u s p e n d e d 或r s t / s u s p e n d e d 状态: 当 对r p l / s u s p e n d e d 或r s t/ s u s p e n d e d 状态的p a i r 发行“ r e s u m e 命令 ， 会回到原来的r p l / e x e c 或r s t / e x e c 状态。 6 .若在r p l/ e x e c 或r s t/ e x e c 状态时， 用户发行了 “ f o r c e d s e p a r a t e ( 强制分 离 ) ” 命令，则p a i r 会进入s e p / c a n c e l e d 状态。 7 . 若 在r p l/ e x e c 或r s t/e x e c 状态 时 ， 用 户 发 行了 s e p a r a t e ( 分离 ) ” 命 令 ， 则 p a i r 会 进入s e p / e x e c 状态， p a i : 的差分量在分离执行过程中会逐渐减少; 当p a i : 的差分量变为。 时，分离操作完成， p a i : 进入s e p a r a t e d 状态。 8 .对处于s e p / e x e c 状态的p a i r 而一 q 若在分离过程中 发生硬件故障，则转 入s e p / f a u l t 状态。 9 . 对处于s e p / f a u l t 状态的p a i r 而言，当 引起拷贝 错误的故障消除后，会自 动进入s e p a r a t e d 状态。 t o 对处 于s e p / c a n c e l e d 状态 的p a i r 而 言 ， 只 有当 用 户 再 次 执 行r e p lic a t e 或 r e s t o r e 命令后，才会离开s e p / c a n c e l e d 状态， 进入r p l / e x e c 或r s t / e x e c 状态。 4 .7通信机制设针 4 .7 . 1 通信方式 在s r ms s e r v e r 中，同一机器上的进程间使用u n i x域协议s o c k e t 通信， 以 提高 效率，只有不同 机器上的 进程间 通信刁使用a f i n e t域协议 s o c k e t 进 行通信。因为r r系统模块与 s r ms s e r v e r 外部的交互是通过 g u i 客厂 通信代 理模块和磁盘阵列通信代理( a g e n t ) 模块进行的， 所以 r r 系统模块只 使用到 a f i n e t 域协议s o c k e t , 且都是 流式s o c k e t ( t c p s o c k e t ) . 流式 s o c k e t s 定义了 一 种可靠的a向连接的服务， 可实现无差错、 无重义的 顺序数据传输。h l 此在通信过程中，十 妾 收到的都足正确的数据，不必进了 r 额外 的数抓验i d - 作。 v - 1 为要处i iii 多个 s o c k e t 通f ，il 以 r r系统模j i ll f1t 川ii i m i , 挂 1 1- 1; 1 l t式异步 西北 ! _ 业大学硕十论文 r p l/ a b n o rm a l s u s p e n d e d 或r s t/ a b n o r m a l s u s p e n d e d 状 态。 5 . 对 r p l/e x e c 或 r s t/ e x e c 状 态的p a ir 发 行 “ s u s p e n d ” 命 令 ， 会分 别 进入 r p l / s u s p e n d e d 或r s t / s u s p e n d e d 状态: 当 对r p l / s u s p e n d e d 或r s t/ s u s p e n d e d 状态的p a i r 发行“ r e s u m e 命令 ， 会回到原来的r p l / e x e c 或r s t / e x e c 状态。 6 .若在r p l/ e x e c 或r s t/ e x e c 状态时， 用户发行了 “ f o r c e d s e p a r a t e ( 强制分 离 ) ” 命令，则p a i r 会进入s e p / c a n c e l e d 状态。 7 . 若 在r p l/ e x e c 或r s t/e x e c 状态 时 ， 用 户 发 行了 s e p a r a t e ( 分离 ) ” 命 令 ， 则 p a i r 会 进入s e p / e x e c 状态， p a i : 的差分量在分离执行过程中会逐渐减少; 当p a i : 的差分量变为。 时，分离操作完成， p a i : 进入s e p a r a t e d 状态。 8 .对处于s e p / e x e c 状态的p a i r 而一 q 若在分离过程中 发生硬件故障，则转 入s e p / f a u l t 状态。 9 . 对处于s e p / f a u l t 状态的p a i r 而言，当 引起拷贝 错误的故障消除后，会自 动进入s e p a r a t e d 状态。 t o 对处 于s e p / c a n c e l e d 状态 的p a i r 而 言 ， 只 有当 用 户 再 次 执 行r e p lic a t e 或 r e s t o r e 命令后，才会离开s e p / c a n c e l e d 状态， 进入r p l / e x e c 或r s t / e x e c 状态。 4 .7通信机制设针 4 .7 . 1 通信方式 在s r ms s e r v e r 中，同一机器上的进程间使用u n i x域协议s o c k e t 通信， 以 提高 效率，只有不同 机器上的 进程间 通信刁使用a f i n e t域协议 s o c k e t 进 行通信。因为r r系统模块与 s r ms s e r v e r 外部的交互是通过 g u i 客厂 通信代 理模块和磁盘阵列通信代理( a g e n t ) 模块进行的， 所以 r r 系统模块只 使用到 a f i n e t 域协议s o c k e t , 且都是 流式s o c k e t ( t c p s o c k e t ) . 流式 s o c k e t s 定义了 一 种可靠的a向连接的服务， 可实现无差错、 无重义的 顺序数据传输。h l 此在通信过程中，十 妾 收到的都足正确的数据，不必进了 r 额外 的数抓验i d - 作。 v - 1 为要处i iii 多个 s o c k e t 通f ，il 以 r r系统模j i ll f1t 川ii i m i , 挂 1 1- 1; 1 l t式异步 西北 ! _ 业大学硕十论文 r p l/ a b n o rm a l s u s p e n d e d 或r s t/ a b n o r m a l s u s p e n d e d 状 态。 5 . 对 r p l/e x e c 或 r s t/ e x e c 状 态的p a ir 发 行 “ s u s p e n d ” 命 令 ， 会分 别 进入 r p l / s u s p e n d e d 或r s t / s u s p e n d e d 状态: 当 对r p l / s u s p e n d e d 或r s t/ s u s p e n d e d 状态的p a i r 发行“ r e s u m e 命令 ， 会回到原来的r p l / e x e c 或r s t / e x e c 状态。 6 .若在r p l/ e x e c 或r s t/ e x e c 状态时， 用户发行了 “ f o r c e d s e p a r a t e ( 强制分 离 ) ” 命令，则p a i r 会进入s e p / c a n c e l e d 状态。 7 . 若 在r p l/ e x e c 或r s t/e x e c 状态 时 ， 用 户 发 行了 s e p a r a t e ( 分离 ) ” 命 令 ， 则 p a i r 会 进入s e p / e x e c 状态， p a i : 的差分量在分离执行过程中会逐渐减少; 当p a i : 的差分量变为。 时，分离操作完成， p a i : 进入s e p a r a t e d 状态。 8 .对处于s e p / e x e c 状态的p a i r 而一 q 若在分离过程中 发生硬件故障，则转 入s e p / f a u l t 状态。 9 . 对处于s e p / f a u l t 状态的p a i r 而言，当 引起拷贝 错误的故障消除后，会自 动进入s e p a r a t e d 状态。 t o 对处 于s e p / c a n c e l e d 状态 的p a i r 而 言 ， 只 有当 用 户 再 次 执 行r e p lic a t e 或 r e s t o r e 命令后，才会离开s e p / c a n c e l e d 状态， 进入r p l / e x e c 或r s t / e x e c 状态。 4 .7通信机制设针 4 .7 . 1 通信方式 在s r ms s e r v e r 中，同一机器上的进程间使用u n i x域协议s o c k e t 通信， 以 提高 效率，只有不同 机器上的 进程间 通信刁使用a f i n e t域协议 s o c k e t 进 行通信。因为r r系统模块与 s r ms s e r v e r 外部的交互是通过 g u i 客厂 通信代 理模块和磁盘阵列通信代理( a g e n t ) 模块进行的， 所以 r r 系统模块只 使用到 a f i n e t 域协议s o c k e t , 且都是 流式s o c k e t ( t c p s o c k e t ) . 流式 s o c k e t s 定义了 一 种可靠的a向连接的服务， 可实现无差错、 无重义的 顺序数据传输。h l 此在通信过程中，十 妾 收到的都足正确的数据，不必进了 r 额外 的数抓验i d - 作。 v - 1 为要处i iii 多个 s o c k e t 通f ，il 以 r r系统模j i ll f1t 川ii i m i , 挂 1 1- 1; 1 l t式异步 西北 1 _ 业人学硕十论文 模式的 s o c k e t ，且通过 s e l e c t 库函数同时等待多个s o c k e t . 对于 r r隋报管理子进程而 言，它只从 r r主进程接收客户请求电文或事件通 知， 而后向a g e n t 模块发行命令并等待命令的 执行结果。 这一过程是顺 序进 行 的， 不需要 特殊控 制。 r r主进程需要同时与客户通信代理模块、 m c进程以 及 r r情报管理子进程等多个进程或模块通信， 因此需要定义各模块或进程间的通 信电文格式，并设置合适的电文处理优先级。现简单介绍如下: r r系统模块需 要和多个 进程 通讯，根据命 令请求及通讯对象的不同 ， 需要使 用不同的电文格式。但是为了统一标识s r ms系统的通信电文， s r ms s e r v e r 和g u i b r o w s e r 间以及s r ms s e r v e r 内 部各模块/ 进程间 通信时， 每个电 文都带 有一个或多 个长度为4 8 字节的公共电文头 ( s r m s _ c o m m o n _ h e a d e r ) ， 其格 式如下图4 - 1 3 所示: 0 ma g i c 4 电文 人小 i 8 rf u 1 2 i陨号总帧数 1 6 电文种别 2 0 电文版本号发送方进程种别 i d接收方进程种别 i d e n d ia n 2 4 发送方进程的p i d 2 8发送时间 3 2c l ie n t i d 3 6 r e q u e s t i d 4 0 r fu 4 4 m e 4 - 1 3 s rms 统公共i li 文头格式 f 0对 表中的某i f l 域的含义进行简要的说明: ma g ic 域 ) ! f 1 识通洁的软件系统，c i : s r h 1 s 系统， ， r % 域i 发来119 通知，进行) = 7 =- 1 1 f 的f r t 成和更p i . 1 i 一 向 r r 进不 ， 返il i l 命令的执行结% i: 西北 ! 业人学硕 卜 论文 z .电文种别域 表示电文的功能或类别。 3 . “ 发送 方进程种别i d ” 域和 “ 接收方进程种别i d 域。 为了区别互相通信的各 个模块， s r m s s e rv e r 对所有的 模块进行了 编号， 为每一个模块赋予了一个唯一的i d 号。例如:r r 模块的i d 为1 0 ，状态监视 进程模块的i d 为7 ,等等。 4 . e n d i a n 域 表示电文的字节顺序，是网络还是主机字节顺序。 5 .发送方进程的p i d 域 指示本电文的源发送方进程的进程号。 6 . c l i e n t l d 域 每一个g u i b r o w s e r 在与 s r m s s e rv e r 建立连接后， 客户代理模块会为 它 分配一个唯一的标识号i d ，以区别于当前连接的所有其它g u i b r o ws e r . 7 . r e q u e s t i d 域 r r 系统模块为来 自 g u i b r o w s e r 的每一个命令请求赋予一个不同的 “ 命 令请求i d ，以便能够区分一个命令是新的请求还是客户端重发的旧清求。 4 . 7 . 2 通信设计 r r主进程和 r r情报管理子进程之间有两种通信方式，一种是通过u ni x 域s o c k e t 进行的r r 模块内部通信， 一种是通过共享内 存来 进行磁盘阵列状态 信息的共享。 r r 系统模块与 其它 模块间的 通信属于外部通信。 所有 这些 通信都 遵循约定的电文格式。 其中，r r主进程负责和 mc模块进程/ 客户代理/ 状态监视迸程等通信，维 护一个等待表，向 r r情报管理 子 进程发送电文， 门 客户通信代理模块返回信息 等。 r r情报份理 户 进程负责通过通信代理模块向磁盘阵列发行硬件命令， 处理 状态监视模1 ) ; 发来119 通知，进行) = 7 =- 1 1 f 的f r t 成和更p i . 1 i 一 向 r r 进不 ， 返il i l 命令的执行结% i: 西j 匕 业大学硕十论文 r r主进程只对共享内存 作读 操作， 而r r情报管理子进程则可以 读写共享 内存。共享内存中存储的是磁盘阵列的状态情报，将在文章后面介绍。 4 . 8 本章小结 本章详细介 绍了 r r系统模块的设计依据， 介绍了 作者研究得存储子系统 磁盘阵列的基础知识，接着对该模块所用的数据备份模型，数据拷贝模式，备 份恢复操作， 操作中的p a i r 状态的转移规律进行了 详细的 介绍， 最后说明了 模 块的通信和工作方式。 西j 匕 业大学硕十论文 r r主进程只对共享内存 作读 操作， 而r r情报管理子进程则可以 读写共享 内存。共享内存中存储的是磁盘阵列的状态情报，将在文章后面介绍。 4 . 8 本章小结 本章详细介 绍了 r r系统模块的设计依据， 介绍了 作者研究得存储子系统 磁盘阵列的基础知识，接着对该模块所用的数据备份模型，数据拷贝模式，备 份恢复操作， 操作中的p a i r 状态的转移规律进行了 详细的 介绍， 最后说明了 模 块的通信和工作方式。 西北 业人学硕 卡论文 第五章 原子中断功能的设计与实现 内容提要:本 章介绍了 在 双 系 统模块基本功能的基础上， 针对大型数 据库的 备份需要， 而引入的a t g ( a t o m i c b r e a k g r o u p ， 原子中断组 ) 的功能。 详细的介 绍 a t g功能的设计原理，实现机制、方法和 a t g的状态转移等。 5 . 1引入背景 r r系统模块现有的备份功能只适合小型数 据库( 这种数据库分布在一个盘 上) 的 备份，但当用于大型数据库时，由于s a n在物理块级上实现了数据复制 和共享，被广泛应用于直接访问原始物理磁盘的数据库系统中。大型数据库系 统一般出于性能优化的目 的， 绕过操作系统的 文件系统，直接使用自己 的 1 / o 例程对原始数据块进行操作。 在这些数 据库中， 可能同 时使用多 个磁盘， 或者使用 不同的磁盘来存放不同的信 息。备 份功能是以v o l u m e 为单位实现备份和恢复 功能的， 在使用多个 v o l u m e的数 据库系统中 ， 很难保证复制数据的完整性和一 致性。因此，需要有一种可以解决上面问题的备份功能。 5 . 2问题分析 在大型的数据库备份时，存在着两个问题: 1 .以磁盘 为单位的复制中， 数据更新的顺序无法保证，如下图5 - 1 所示: 图5 一 1人明数据厅备份示怠m 西北 业人学硕 卡论文 第五章 原子中断功能的设计与实现 内容提要:本 章介绍了 在 双 系 统模块基本功能的基础上， 针对大型数 据库的 备份需要， 而引入的a t g ( a t o m i c b r e a k g r o u p ， 原子中断组 ) 的功能。 详细的介 绍 a t g功能的设计原理，实现机制、方法和 a t g的状态转移等。 5 . 1引入背景 r r系统模块现有的备份功能只适合小型数 据库( 这种数据库分布在一个盘 上) 的 备份，但当用于大型数据库时，由于s a n在物理块级上实现了数据复制 和共享，被广泛应用于直接访问原始物理磁盘的数据库系统中。大型数据库系 统一般出于性能优化的目 的， 绕过操