一種基于固態(tài)盤的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護方法
【專利摘要】本發(fā)明公開了一種基于固態(tài)盤的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護方法，包括：在內(nèi)存中創(chuàng)建一個空的寫請求隊列緩存，用于緩存來自用戶的寫請求，在固態(tài)盤的FTL層初始化一個內(nèi)存空間CDP_store，用來記錄FTL映射表的歷史記錄CDP_entry，接收來自于用戶的請求，并判斷該請求是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求還是恢復(fù)請求，如果是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求則判斷該請求是讀請求還是寫請求，如果是寫請求，則判斷寫請求隊列緩存中是否有剩余的緩存空間，如果沒有則將寫請求隊列緩存中的內(nèi)容寫回固態(tài)盤上。本發(fā)明結(jié)合固態(tài)盤本身的特性，利用固態(tài)盤內(nèi)在的“異地更新”產(chǎn)生的“被覆蓋”歷史數(shù)據(jù)遺留在固態(tài)盤中的特征，來實現(xiàn)將固態(tài)盤回滾恢復(fù)至之前的歷史時間點狀態(tài)，從而實現(xiàn)基于SSD的連續(xù)數(shù)據(jù)保護的功能。
【專利說明】一種基于固態(tài)盤的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護方法
【技術(shù)領(lǐng)域】
[0001]本發(fā)明屬于計算機數(shù)據(jù)存儲和備份領(lǐng)域，更具體地，涉及一種基于固態(tài)盤的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護方法。
【背景技術(shù)】
[0002]連續(xù)數(shù)據(jù)保護技術(shù)是一種有效的數(shù)據(jù)災(zāi)備技術(shù)，它的提出就是為了解決傳統(tǒng)備份技術(shù)需要停機進行備份、災(zāi)難發(fā)生時數(shù)據(jù)丟失量大等缺點。全球網(wǎng)絡(luò)存儲工業(yè)協(xié)會(Storage Networking Industry Association,簡稱 SNIA)給連續(xù)數(shù)據(jù)保護(ContinuousData Protection，簡稱⑶P)的定義是:連續(xù)數(shù)據(jù)保護是一套方法，它可以捕獲或跟蹤數(shù)據(jù)的變化，并將其在生產(chǎn)數(shù)據(jù)之外獨立存放，以確保數(shù)據(jù)可以恢復(fù)到過去的任意時間點。連續(xù)數(shù)據(jù)保護就是持續(xù)地對存儲系統(tǒng)進行安全保護，而不需要專門地對系統(tǒng)進行停機操作。它持續(xù)地跟蹤和保存存儲系統(tǒng)發(fā)生的狀態(tài)變化，即它具有存儲狀態(tài)任意時間點的映像版本。因此與備份技術(shù)相比，它能夠?qū)⒋鎯ο到y(tǒng)狀態(tài)恢復(fù)到與災(zāi)難發(fā)生點無限接近的時刻，而不只是有限個的備份時間點，數(shù)據(jù)丟失量大大減少。因此，企業(yè)通常采用備份與連續(xù)數(shù)據(jù)技術(shù)相結(jié)合的方式來保證數(shù)據(jù)可靠安全，即對數(shù)據(jù)進行周期的備份作為數(shù)據(jù)參照版本，而在兩次備份點之間則采用連續(xù)數(shù)據(jù)保護技術(shù)以減少災(zāi)難發(fā)生時的數(shù)據(jù)丟失量。
[0003]固態(tài)盤內(nèi)部具有一個重要的閃存轉(zhuǎn)換層(File translation layer,簡稱FTL)中間軟件，F(xiàn)TL內(nèi)部有個邏輯地址到物理頁面的映射表，它表示當前時刻固態(tài)盤的邏輯地址與物理頁面之間的對應(yīng)關(guān)系。隨著邏輯地址被寫入新的內(nèi)容，與邏輯地址對應(yīng)的物理頁面也會隨之而改變。由于FTL的存在，系統(tǒng)對同一邏輯地址進行寫操作時，不需要先將頁面擦除，而只需要將數(shù)據(jù)直接寫到新分配的空閑頁面，然后修改FTL映射表使得該邏輯地址對應(yīng)數(shù)據(jù)寫入的新地址。避免了擦除操作對寫操作性能的影響。從上層的角度來看，SSD所呈現(xiàn)的存儲狀態(tài)是完全由FTL當前映射表的內(nèi)容決定的，而與當前SSD磁盤的實際物理狀態(tài)無關(guān)。對于同一磁盤的物理狀態(tài)，F(xiàn)TL映射表的內(nèi)容不同，則SSD的對外的狀態(tài)也不同。這就是固態(tài)盤內(nèi)在的“異地更新”產(chǎn)生的“被覆蓋”歷史數(shù)據(jù)遺留在固態(tài)盤中的特征，
[0004]然而，傳統(tǒng)的連續(xù)數(shù)據(jù)保護技術(shù)實現(xiàn)都是基于硬盤驅(qū)動器(Hard disk drive,簡稱HDD)而提出的，它具有兩方面的缺陷。首先，需要對每次數(shù)據(jù)寫操作進行跟蹤并保存數(shù)據(jù)，對系統(tǒng)具有持續(xù)性的影響，而且這種影響往往很大。其次，為了保證最小的影響，往往需要在當前的系統(tǒng)中預(yù)留一部分存儲空間來存儲捕獲的數(shù)據(jù)，因而減少了運行系統(tǒng)的可用存儲空間。

【發(fā)明內(nèi)容】

[0005]針對現(xiàn)有技術(shù)的以上缺陷或改進需求，本發(fā)明提供了一種基于固態(tài)盤的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護方法和系統(tǒng)，其目的在于結(jié)合固態(tài)盤本身的特性，利用固態(tài)盤內(nèi)在的“異地更新”產(chǎn)生的“被覆蓋”歷史數(shù)據(jù)遺留在固態(tài)盤中的特征，來實現(xiàn)將固態(tài)盤回滾恢復(fù)至之前的歷史時間點狀態(tài)，從而實現(xiàn)基于固態(tài)盤存儲系統(tǒng)上的連續(xù)數(shù)據(jù)保護的功能。[0006]為實現(xiàn)上述目的，按照本發(fā)明的一個方面，提供了基于固態(tài)盤的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護方法，包括以下步驟:
[0007](I)在內(nèi)存中創(chuàng)建一個空的寫請求隊列緩存，用于緩存來自用戶的寫請求，在固態(tài)盤的FTL層初始化一個內(nèi)存空間raP_store，用來記錄FTL映射表的歷史記錄raP_entry ；
[0008](2)接收來自于用戶的請求，并判斷該請求是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求還是恢復(fù)請求，如果是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求則轉(zhuǎn)入步驟(3)，如果是恢復(fù)請求則轉(zhuǎn)入步驟(12);
[0009](3)判斷該請求是讀請求還是寫請求，如果是讀請求，則進入步驟(4)，如果是寫請求，則進入步驟(7)；
[0010](4)檢查寫請求隊列緩存中是否存在該讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的寫請求記錄，如果存在則進入步驟(5)，否則進入步驟(6)；
[0011](5)將讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的寫請求記錄返回給用戶，然后過程結(jié)束；
[0012](6)在固態(tài)盤的FTL映射表中查找該讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的物理頁面，并讀取該物理頁面，然后過程結(jié)束；
[0013](7)判斷寫請求隊列緩存中是否有剩余的緩存空間，如果有則進入步驟(8)，否則進入步驟(9)；
[0014](8)直接將寫請求添加到寫請求隊列緩存中，然后過程結(jié)束；
[0015](9 )將寫請求隊列緩存中的內(nèi)容寫回固態(tài)盤上，更新固態(tài)盤的FTL映射表以及FTL映射表的歷史記錄CDP_entry,并將該寫請求添加到寫請求隊列緩存中；
[0016](10)判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否低于預(yù)先設(shè)定的最小可用閾值LOWgc,若低于L0We。，則轉(zhuǎn)步驟(11)，否則過程結(jié)束；
[0017](11)啟動垃圾回收進程，并將固態(tài)盤的保護窗口向前滑動時間At，回收那些時間戳落在滑動過程經(jīng)過的窗口中的物理頁面，判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否高于預(yù)先設(shè)定的垃圾回收進程停止閾值HIGHe。，如果高于則垃圾回收結(jié)束，否則繼續(xù)將保護窗口向前滑動時間At ;
[0018](12)判斷該恢復(fù)請求的恢復(fù)時間點是否落在固態(tài)盤的保護窗口內(nèi)，若落在保護窗口內(nèi)，則轉(zhuǎn)步驟(13)，否則轉(zhuǎn)入步驟(18)；
[0019](13)順序地掃描內(nèi)存空間raP_Store中與每個邏輯頁面對應(yīng)的數(shù)組元素為表頭的鏈表；
[0020](14)判斷鏈表中時間點是等于或者最大小于(maximum less than)恢復(fù)時間點，還是大于恢復(fù)時間點，如果是等于或者最大小于，則獲得該鏈表中該時間點對應(yīng)的CDP_entry中記錄的物理頁面地址，然后轉(zhuǎn)入步驟(15)，如果是大于恢復(fù)時間點，則說明該頁面在恢復(fù)后的狀態(tài)中是不可見的，轉(zhuǎn)入步驟(16)；
[0021](15)將固態(tài)盤的FTL映射表中邏輯頁面對應(yīng)的映射項中的物理頁面地址更新為該物理頁面地址，然后過程結(jié)束；
[0022](16)將該鏈表中該時間點對應(yīng)的raP_entry的邏輯頁面對應(yīng)的映射項置為空；
[0023](17)重復(fù)上述步驟(14)至(16)，直至檢查完所有的邏輯頁面對應(yīng)的物理頁面地址為止，由此完成了恢復(fù)操作，然后過程結(jié)束；
[0024](18)向用戶提示數(shù)據(jù)恢復(fù)出錯，然后過程結(jié)束。
[0025]優(yōu)選地，步驟(11)具體包括以下子步驟:[0026](11-1)啟動垃圾回收進程，并將固態(tài)盤的保護窗口向前滑動時間Λ t，以增加固態(tài)盤的可用磁盤空間；
[0027](11-2)順序掃描所有的FTL映射表的歷史記錄raP_entry，將那些時間戳落在滑動過程經(jīng)過的窗口中的CDP_entry標識位置零，根據(jù)標識出的無效物理頁面去回收相應(yīng)的物理頁面，更新系統(tǒng)中的狀態(tài)信息；
[0028]( 11-3 )判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否高于預(yù)先設(shè)定的垃圾回收進程停止閾值HIGHc。，如果高于則過程結(jié)束，否則返回步驟(11-1)；
[0029]優(yōu)選地，垃圾回收進程停止閾值HIGHec的取值范圍是30%至70%，并且大于最小可用閾值L0We。。[0030]按照本發(fā)明的另一方面，提供了一種基于固態(tài)盤的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護系統(tǒng)，包括:
[0031]第一模塊，在內(nèi)存中創(chuàng)建一個空的寫請求隊列緩存(Write request queuebuffer，簡稱WRQB)，用于緩存來自用戶的寫請求，在固態(tài)盤的FTL層初始化一個內(nèi)存空間Q)P_store,用來記錄FTL映射表的歷史記錄Q)P_entry ；
[0032]第二模塊，接收來自于用戶的請求，并判斷該請求是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求還是恢復(fù)請求，如果是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求則轉(zhuǎn)入第三模塊，如果是恢復(fù)請求則轉(zhuǎn)入第十二模塊；
[0033]第三模塊，判斷該請求是讀請求還是寫請求，如果是讀請求，則進入第四模塊，如果是寫請求，則進入第七模塊；
[0034]第四模塊，檢查寫請求隊列緩存中是否存在該讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的寫請求記錄，如果存在則進入第五模塊，否則進入第六模塊；
[0035]第五模塊，將讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的寫請求記錄返回給用戶，然后過程結(jié)束；
[0036]第六模塊，在固態(tài)盤的FTL映射表中查找該讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的物理頁面，并讀取該物理頁面，然后過程結(jié)束；
[0037]第七模塊，判斷寫請求隊列緩存中是否有剩余的緩存空間，如果有則進入第八模塊，否則進入第九模塊；
[0038]第八模塊，，直接將寫請求添加到寫請求隊列緩存中，然后過程結(jié)束；
[0039]第九模塊，將寫請求隊列緩存中的內(nèi)容寫回固態(tài)盤上，更新固態(tài)盤的FTL映射表以及FTL映射表的歷史記錄CDP_entry,并將該寫請求添加到寫請求隊列緩存中。
[0040]第十模塊，判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否低于預(yù)先設(shè)定的最小可用閾值L0We。，若低于L0We。，則轉(zhuǎn)第十一模塊，否則過程結(jié)束；
[0041]第十一模塊，啟動垃圾回收進程，并將固態(tài)盤的保護窗口向前滑動時間At，回收那些時間戳落在滑動過程經(jīng)過的窗口中的物理頁面，判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否高于預(yù)先設(shè)定的垃圾回收進程停止閾值HIGHe。，如果高于則垃圾回收結(jié)束，否則繼續(xù)將保護窗口向前滑動時間Λ t ；
[0042]第十二模塊，判斷該恢復(fù)請求的恢復(fù)時間點是否落在固態(tài)盤的保護窗口內(nèi)，若落在保護窗口內(nèi)，則轉(zhuǎn)入第十三模塊，否則轉(zhuǎn)入第十八模塊；
[0043]第十三模塊，順序地掃描內(nèi)存空間rap_store中與每個邏輯頁面對應(yīng)的數(shù)組元素為表頭的鏈表；[0044]第十四模塊,判斷鏈表中時間點是等于或者最大小于(maximum less than)恢復(fù)時間點，還是大于恢復(fù)時間點，如果是等于或者最大小于，則獲得該鏈表中該時間點對應(yīng)的raP_entry中記錄的物理頁面地址，然后轉(zhuǎn)入第十五模塊，如果是大于恢復(fù)時間點，則說明該頁面在恢復(fù)后的狀態(tài)中是不可見的，轉(zhuǎn)入第十六模塊；
[0045]第十五模塊，將固態(tài)盤的FTL映射表中邏輯頁面對應(yīng)的映射項中的物理頁面地址更新為該物理頁面地址，然后過程結(jié)束。；
[0046]第十六模塊，將該鏈表中該時間點對應(yīng)的CDP_entry的邏輯頁面對應(yīng)的映射項置為空；
[0047]第十七模塊，重復(fù)進入上述模塊第十四至第十七，直至檢查完所有的邏輯頁面對應(yīng)的物理頁面地址為止，由此完成了恢復(fù)操作，然后過程結(jié)束；
[0048]第十八模塊，向用戶提示數(shù)據(jù)恢復(fù)出錯，然后過程結(jié)束。
[0049]總體而言，通過本發(fā)明所構(gòu)思的以上技術(shù)方案與現(xiàn)有技術(shù)相比，能夠取得下列有益效果:
[0050]1、由于采用了步驟(I)、步驟(7)和步驟(8)，在對不太硬盤寫入數(shù)據(jù)塊時不需要對每次數(shù)據(jù)寫操作進行跟蹤并保存數(shù)據(jù)，因此對系統(tǒng)沒有持續(xù)性的影響；
[0051]2、由于采用了步驟(11),保證了固態(tài)盤中可用空間一直高于預(yù)先設(shè)定的最低也用閾值，因此改進了運行系統(tǒng)的可用存儲空間；
[0052]3、由于采用了步驟(I)、步驟(7 )和步驟(8 )，引入一個WRQB來暫時緩存到達的寫請求，然后批量地刷新寫到固態(tài)盤上以減少有效頁面的分散程度。WRQB的緩存作用，使得“滑過窗口”期間的垃圾都比較集中地分散在了少量塊中，減少垃圾回收過程的開銷，同時也減小了直接寫入固態(tài)盤的次數(shù)，延長了固態(tài)盤的有效壽命；
[0053]4、由于采用了步驟(I)、步驟(13)、步驟(14)和步驟(15)，充分利用了固態(tài)盤內(nèi)在的“異地更新”產(chǎn)生的“被覆蓋”歷史數(shù)據(jù)遺留在固態(tài)盤中的特性實現(xiàn)將固態(tài)盤回滾恢復(fù)至之前的歷史時間點狀態(tài)。實施連續(xù)數(shù)據(jù)保護功能以及進行恢復(fù)時只需要將FTL映射表的狀態(tài)恢復(fù)到所請求的恢復(fù)時間點時刻的狀態(tài)即可，都只涉及了 FTL映射表項的拷貝、存儲操作，而沒有涉及任何數(shù)據(jù)內(nèi)容的讀寫操作。由于映射表項的大小要大大少于數(shù)據(jù)內(nèi)容的大小，因此本發(fā)明引起的額外開銷要比傳統(tǒng)的連續(xù)數(shù)據(jù)保護方法小得多。
【專利附圖】

【附圖說明】
[0054]圖1是本發(fā)明基于固態(tài)盤的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護方法的流程圖。
[0055]圖2是普通SSD的結(jié)構(gòu)示意圖和本發(fā)明基于固態(tài)盤的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護系統(tǒng)的結(jié)構(gòu)對比示意圖。
[0056]圖3示出raP_entry結(jié)構(gòu)對應(yīng)的字段。
[0057]圖4是CDP_entry的存儲組織結(jié)構(gòu)。
[0058]圖5是本發(fā)明中滑動窗口和保護窗口。
[0059]圖6是固態(tài)盤中垃圾回收開銷示意圖，其中上圖表示回收時有效頁面較均勻地分布在被選塊中，下圖表示有效頁面較有序地分布在被選塊中。
[0060]圖7是本發(fā)明實現(xiàn)的系統(tǒng)運行過程中FTL映射表和raP_store內(nèi)容變化以及恢復(fù)操作示意圖。【具體實施方式】
[0061]為了使本發(fā)明的目的、技術(shù)方案及優(yōu)點更加清楚明白，以下結(jié)合附圖及實施例，對本發(fā)明進行進一步詳細說明。應(yīng)當理解，此處所描述的具體實施例僅僅用以解釋本發(fā)明，并不用于限定本發(fā)明。此外，下面所描述的本發(fā)明各個實施方式中所涉及到的技術(shù)特征只要彼此之間未構(gòu)成沖突就可以相互組合。
[0062]以下首先對本發(fā)明中的技術(shù)術(shù)語進行解釋和說明。
[0063]連續(xù)數(shù)據(jù)保護(O)P) Continuous Data Protection,是一套方法,它可以捕獲或跟蹤數(shù)據(jù)的變化，并將其在生產(chǎn)數(shù)據(jù)之外獨立存放，以確保數(shù)據(jù)可以恢復(fù)到過去的任意時間點；
[0064]閃存轉(zhuǎn)換層(FTL):在固態(tài)盤內(nèi)部一個重要的中間軟件，F(xiàn)TL內(nèi)部有個邏輯地址到物理頁面的映射表，它表示當前時刻固態(tài)盤的邏輯地址與物理頁面之間的對應(yīng)關(guān)系；
[0065]raP_store:用來記錄FTL映射表的歷史狀態(tài)的部件，可以用一個數(shù)據(jù)庫實現(xiàn)，raP_store還提供相應(yīng)的管理和檢索接口來管理FTL映射表的歷史；
[0066]Q)P_entry:用來表示每個存儲到Q)P_store表項，Q)P_entry表項由FTL映射表項與FTL映射表項被覆蓋時刻構(gòu)成；
[0067]保護窗口 -Protection Window,系統(tǒng)能夠正確恢復(fù)到的任意時間點狀態(tài)所對應(yīng)的時間長度；
[0068]垃圾回收(GC):固態(tài)盤內(nèi)部運行的一項重要活動，它將那些“被覆蓋”了的物理頁面進行擦除操作(erase)，使其變成空閑頁面以備將來再次使用；
[0069]寫請求隊列緩存(WRQB) =WRQB是一個具有可配置大小的緩存區(qū)，它可以緩存一定數(shù)量寫頁面請求；
[0070]異地更新:由于FTL的存在，系統(tǒng)對同一邏輯地址進行寫操作時，不需要先將頁面擦除，而只需要將數(shù)據(jù)直接寫到新分配的空閑頁面，然后修改FTL映射表使得該邏輯地址對應(yīng)數(shù)據(jù)寫入的新地址，避免了擦除操作對寫操作性能的影響。
[0071]下面將結(jié)合本發(fā)明實施實例中的附圖，對本發(fā)明實例中的技術(shù)方案進行清楚、完整的描述，顯然，所描述的實施例是本發(fā)明的一部分實例，而不是全部的實施例?；诒景l(fā)明的實施例，本領(lǐng)域普通技術(shù)人員在沒有做出創(chuàng)造性勞動前提下所獲得的所有其他實施例，都屬于本發(fā)明保護的范圍。
[0072]本發(fā)明的總體思路是在原固態(tài)盤的FTL層增加了一個raP_store用來記錄歷史FTL映射表的歷史狀態(tài)，如圖2所示，其余組織部件都與原固態(tài)盤的相同。raP_Store是一個具有存儲數(shù)據(jù)記錄功能的存儲引擎，它可以用數(shù)據(jù)庫(DB2，MySQL等)實現(xiàn)，也可以用專門設(shè)計的邏輯結(jié)構(gòu)實現(xiàn)。CDP_store所存儲的記錄可以完全存儲在固態(tài)盤內(nèi)部的RAM中，以提高訪問速度，也可以先寫入到緩存區(qū)中然后寫入到固態(tài)盤上指定的區(qū)域。在完成寫操作后更新FTL映射表時，將與寫邏輯地址對應(yīng)的映射表項以及當前的時間組成一個記錄項存儲到raP_store中?；謴?fù)時，調(diào)用raP_store模塊提供的恢復(fù)接口，并給定需要恢復(fù)到的歷史時間點，CDP_store檢索出所有邏輯地址在請求的恢復(fù)時間點所對應(yīng)的映射關(guān)系，并將其作為當前有效的FTL映射表。本發(fā)明還設(shè)計了快照接口用來一次性釋放更多的空間。做一次快照操作相當于對系統(tǒng)做一次全量備份，快照的內(nèi)容可以看作是系統(tǒng)的起始狀態(tài)。快照操作后，快照時間點之前所有的歷史數(shù)據(jù)都將被釋放，因此系統(tǒng)不能再恢復(fù)到快照時間點之前的任何狀態(tài)，即快照時間點對應(yīng)的數(shù)據(jù)保護窗口長度為O。圖4中每個數(shù)組元素的數(shù)據(jù)類型中包含了一個64位時間(first_written_time)。該時間戳對應(yīng)系統(tǒng)啟動時間點或者系統(tǒng)執(zhí)行快照后頁面快照狀態(tài)所對應(yīng)的最后修改時間點。
[0073]如圖1所示，本發(fā)明基于固態(tài)盤的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護方法包括以下步驟:
[0074](I)在內(nèi)存中創(chuàng)建一個空的寫請求隊列緩存(Write request queue buffer,簡稱WRQB)，用于緩存來自用戶的寫請求，在固態(tài)盤的FTL層初始化一個內(nèi)存空間raP_Store，用來記錄FTL映射表的歷史記錄raP_entry ;如圖3所示。具體而言，內(nèi)存空間raP_store是一個具有存儲數(shù)據(jù)記錄功能的存儲引擎，它可以用數(shù)據(jù)庫(諸如DB2，MySQL等)實現(xiàn)，也可以用專門設(shè)計的邏輯結(jié)構(gòu)實現(xiàn)。內(nèi)存空間CDP_store所存儲的記錄可以完全存儲在固態(tài)盤內(nèi)部的RAM中，以提高訪問速度，也可以先寫入到緩存區(qū)中然后寫入到固態(tài)盤上指定的區(qū)域。CTP_entry是用來表示每個存儲到⑶P_store中的FTL映射表的歷史記錄，CTP_entry的構(gòu)成如圖3所示，raP_entry表是由FTL映射表與FTL映射表被覆蓋的時刻構(gòu)成。
[0075]本步驟的優(yōu)點在于，引入一個WRQB來暫時緩存到達的寫請求，然后批量地刷新寫到固態(tài)盤上以減少有效頁面的分散程度。WRQB的緩存作用，使得“滑過窗口”期間的垃圾都比較集中地分散在了少量塊中，減少垃圾回收過程的開銷。
[0076](2)接收來自于用戶的請求，并判斷該請求是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求還是恢復(fù)請求，如果是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求則轉(zhuǎn)入步驟(3)，如果是恢復(fù)請求則轉(zhuǎn)入步驟(12);具體而言，如果是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求，則該請求中包括讀寫操作的邏輯地址，如果是對數(shù)據(jù)塊的恢復(fù)請求,則該請求中包括請求恢復(fù)到的時間；
[0077](3)判斷該請求是讀請求還是寫請求，如果是讀請求，則進入步驟(4)，如果是寫請求，則進入步驟(7)；
[0078](4)檢查寫請求隊列緩存中是否存在該讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的寫請求記錄，如果存在則進入步驟(5)，否則進入步驟(6)；
[0079](5)將讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的寫請求記錄返回給用戶，然后過程結(jié)束；
[0080](6)在固態(tài)盤的FTL映射表中查找該讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的物理頁面，并讀取該物理頁面，然后過程結(jié)束；
[0081](7)判斷寫請求隊列緩存中是否有剩余的緩存空間，如果有則進入步驟(8)，否則進入步驟(9);具體而言，如圖7所示，圖中上半部分表示FTL映射表分別在T0、T1和T2時刻的存儲狀態(tài)，下半部分表示CDP_store的內(nèi)容。每個寫操作用一個包含邏輯頁面(LP)、物理頁面(PP)、寫操作發(fā)生時刻的三元組來表示。比如，三元組(0，9，Tl)表示邏輯頁面在Tl時刻被修改，并且新內(nèi)容被寫到了物理頁面9上。圖中頂部是用三元組表示到達固態(tài)盤的寫請求序列。
[0082](8)直接將寫請求添加到寫請求隊列緩存中，然后過程結(jié)束；
[0083](9 )將寫請求隊列緩存中的內(nèi)容寫回固態(tài)盤上，更新固態(tài)盤的FTL映射表以及FTL映射表的歷史記錄CDP_entry，并將該寫請求添加到寫請求隊列緩存中。具體而言，如圖7所示，在Tl時刻到達4個寫請求，其中(0，9，Tl)和(I, 16，Tl)兩個寫操作是對邏輯頁面O和I的覆蓋寫操作，而(3，20，Tl)和(4，8，Tl)是分別對邏輯頁面3和4的首次寫入。完成這四個寫操作會產(chǎn)生(2，T0)和(7，T0)兩個raP_entry，并且分別將他們插入到頁面O和I的鏈表中。與此類似，完成了 T2時刻到達的3個寫請求會產(chǎn)生另外三個CDP_entry，將分別插入到對應(yīng)的邏輯頁面鏈表中。
[0084](10)判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否低于預(yù)先設(shè)定的最小可用閾值LOWee，若低于LOWee，則轉(zhuǎn)步驟(11 )，否則過程結(jié)束；最小可用閾值LOWee的取值范圍是30%-70%，取值越小，則垃圾回收進程的頻率會更高，則會消耗系統(tǒng)的CPU利用率，取值越大，則垃圾回收進程的頻率會越低，會改進系統(tǒng)的CPU利用率；
[0085]本步驟的優(yōu)點在于，設(shè)置更小的垃圾回收進程控制閾值(啟動閾值LOWe。和停止閾值HIGHec),以盡可能地延長“被覆蓋”的歷史數(shù)據(jù)在固態(tài)盤中存留時間，達到延長保護窗口目的。在固態(tài)盤中，當剩余空閑頁面數(shù)量低于某個預(yù)設(shè)閾值時，垃圾回收進程就會啟動以釋放空間。在普通的固態(tài)盤中，這個閾值通常是以單個芯片為單位，即若閾值設(shè)定為20%，當某個芯片內(nèi)的空閑頁面率小于該閾值時，垃圾回收進程會啟動并釋放該芯片內(nèi)的“被覆蓋”的歷史頁面，因此，即使其它芯片仍有很多空閑頁面(比如空閑頁面小于閾值的那個芯片可能在過去某段時間里對應(yīng)應(yīng)用的熱點數(shù)據(jù)區(qū)，而其它頁面對應(yīng)冷數(shù)據(jù)區(qū)，則會導(dǎo)致對應(yīng)熱點數(shù)據(jù)區(qū)芯片中的剩余空閑頁面很少，而對應(yīng)冷點數(shù)據(jù)區(qū)芯片中的剩余空閑頁面很多)，該芯片上的歷史數(shù)據(jù)也會被回收，因而無法提供恢復(fù)回滾功能。在本發(fā)明中，該閾值被設(shè)定為具有全局意義的數(shù)值，即只有當固態(tài)盤內(nèi)總的剩余空閑頁面占固態(tài)盤總頁面數(shù)的比例低于閾值時，垃圾回收進程才會啟動，這就避免了因局部芯片過度消耗而啟動垃圾回收進程將歷史數(shù)據(jù)提前擦除了，從而延長了保護窗口。
[0086](11)啟動垃圾回收進程，并將固態(tài)盤的保護窗口向前滑動時間At，回收那些時間戳落在滑動過程經(jīng)過的窗口中的物理頁面，判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否高于預(yù)先設(shè)定的垃圾回收進程停止閾值HIGHe。，如果高于則垃圾回收結(jié)束，否則繼續(xù)將保護窗口向前滑動時間Λ t ;本步驟具體包括以下子步驟:
[0087](11-1)啟動垃圾回收進程，并將固態(tài)盤的保護窗口向前滑動時間Λ t，以增加固態(tài)盤的可用磁盤空間，如圖5所示，Λ t的取值是由寫操作所消耗的磁盤空間決定；
[0088](11-2)順序掃描所有的FTL映射表的歷史記錄raP_entry，將那些時間戳落在滑動過程經(jīng)過的窗口中的raP_entry標識位置零，表示其對應(yīng)的物理頁面可以被回收。根據(jù)標識出的無效物理頁面去回收相應(yīng)的物理頁面，更新系統(tǒng)中的狀態(tài)信息；
[0089]( 11-3 )判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否高于預(yù)先設(shè)定的垃圾回收進程停止閾值HIGHe。，如果高于則過程結(jié)束，否則返回步驟(11-1);垃圾回收進程停止閾值HIGHgc的取值范圍是30%至70%，并且大于最小可用閾值L0Wec。
[0090]本步驟的優(yōu)點在于，垃圾回收進程只能回收那些被覆蓋時刻落在“滑過窗口”中的歷史物理頁面。計算塊內(nèi)頁面利用率時需要同時包括當前正被FTL映射表映射項指向的物理頁面和塊內(nèi)那些還沒有被“滑過”的物理頁面?！氨桓采w”的歷史數(shù)據(jù)是否仍有效在對應(yīng)的CDP_entry中有相應(yīng)標識位標記，這樣盡可能地延長“被覆蓋”的歷史數(shù)據(jù)在固態(tài)盤中存留時間。
[0091](12)判斷該恢復(fù)請求的恢復(fù)時間點是否落在固態(tài)盤的保護窗口內(nèi)，若落在保護窗口內(nèi)，則轉(zhuǎn)步驟(13)，否則轉(zhuǎn)入步驟(18)；
[0092](13)順序地掃描內(nèi)存空間raP_store中與每個邏輯頁面對應(yīng)的數(shù)組元素為表頭的鏈表；[0093](14)判斷鏈表中時間點是等于或者最大小于(maximum less than)恢復(fù)時間點，還是大于恢復(fù)時間點，如果是等于或者最大小于，則獲得該鏈表中該時間點對應(yīng)的CDP_entry中記錄的物理頁面地址，然后轉(zhuǎn)入步驟(15)，如果是大于恢復(fù)時間點，則說明該頁面在恢復(fù)后的狀態(tài)中是不可見的，轉(zhuǎn)入步驟(16);如圖7所示，假設(shè)在T時刻(T0，T2)，用戶請求將固態(tài)盤的狀態(tài)恢復(fù)到之前的某時間點T’(T0CT〈Tl)?？梢栽谶壿嬳撁?，1和6的鏈表中分別找到符合條件(Τ0是鏈表中最大小于Τ’的時間點)的CDP_entry。它們分別是(2, T0), (7，T0)和(11，T0)。而對于從來沒有被寫過的邏輯頁面(頁面5和頁面7)，則直接跳過，將其對應(yīng)映射表項設(shè)為空；對于只被寫過一次且其鏈表為空的邏輯頁面，則判斷其初始時間是否小于或等于所請求的恢復(fù)時間點(T’)；
[0094](15)將固態(tài)盤的FTL映射表中邏輯頁面對應(yīng)的映射項中的物理頁面地址更新為該物理頁面地址，然后過程結(jié)束。如圖7所示，若小于等于T’，則該邏輯頁面恢復(fù)后的狀態(tài)應(yīng)為所記錄的初始狀態(tài)；
[0095]本步驟的優(yōu)點在于，充分利用了固態(tài)盤內(nèi)在的“異地更新”產(chǎn)生的“被覆蓋”歷史數(shù)據(jù)遺留在固態(tài)盤中的特性實現(xiàn)將固態(tài)盤回滾恢復(fù)至之前的歷史時間點狀態(tài)。實施連續(xù)數(shù)據(jù)保護功能以及進行恢復(fù)時只需要將FTL映射表的狀態(tài)恢復(fù)到所請求的恢復(fù)時間點時刻的狀態(tài)即可，都只涉及了 FTL映射表項的拷貝、存儲操作，而沒有涉及任何數(shù)據(jù)內(nèi)容的讀寫操作。由于映射表項的大小要大大少于數(shù)據(jù)內(nèi)容的大小，因此本發(fā)明引起的額外開銷要比傳統(tǒng)的連續(xù)數(shù)據(jù)保護方法小得多。本發(fā)明的恢復(fù)操作只需要將FTL映射表的狀態(tài)恢復(fù)到所請求的恢復(fù)時間點時刻的狀態(tài)即可。
[0096](16)將該鏈表中該時間點對應(yīng)的raP_entry的邏輯頁面對應(yīng)的映射項置為空；
[0097](17)重復(fù)上述步驟(14)至(16)，直至檢查完所有的邏輯頁面對應(yīng)的物理頁面地址為止，由此完成了恢復(fù)操作，然后過程結(jié)束。如圖7所示，恢復(fù)后邏輯頁面2對應(yīng)的物理頁面為5 (因為其初始時刻TO小于恢復(fù)時間點T’)，而邏輯頁面4的映射項為空(因為其初始時刻Tl大于恢復(fù)時間點T’)。綜合起來，恢復(fù)后邏輯頁面的映射表狀態(tài)為(0，2),(1, 7)，(2,5), (6，11)；
[0098](18)向用戶提示數(shù)據(jù)恢復(fù)出錯，然后過程結(jié)束。
[0099]本發(fā)明基于固態(tài)盤的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護系統(tǒng)包括:
[0100]第一模塊，在內(nèi)存中創(chuàng)建一個空的寫請求隊列緩存(Write request queuebuffer，簡稱WRQB)，用于緩存來自用戶的寫請求，在固態(tài)盤的FTL層初始化一個內(nèi)存空間Q)P_store,用來記錄FTL映射表的歷史記錄Q)P_entry ；
[0101]第二模塊，接收來自于用戶的請求，并判斷該請求是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求還是恢復(fù)請求，如果是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求則轉(zhuǎn)入第三模塊，如果是恢復(fù)請求則轉(zhuǎn)入第十二模塊；
[0102]第三模塊，判斷該請求是讀請求還是寫請求，如果是讀請求，則進入第四模塊，如果是寫請求，則進入第七模塊；
[0103]第四模塊，檢查寫請求隊列緩存中是否存在該讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的寫請求記錄，如果存在則進入第五模塊，否則進入第六模塊；
[0104]第五模塊，將讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的寫請求記錄返回給用戶，然后過程結(jié)束；
[0105]第六模塊，在固態(tài)盤的FTL映射表中查找該讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的物理頁面，并讀取該物理頁面，然后過程結(jié)束；
[0106]第七模塊，判斷寫請求隊列緩存中是否有剩余的緩存空間，如果有則進入第八模塊，否則進入第九模塊；
[0107]第八模塊，，直接將寫請求添加到寫請求隊列緩存中，然后過程結(jié)束；
[0108]第九模塊，將寫請求隊列緩存中的內(nèi)容寫回固態(tài)盤上，更新固態(tài)盤的FTL映射表以及FTL映射表的歷史記錄CDP_entry,并將該寫請求添加到寫請求隊列緩存中。
[0109]第十模塊，判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否低于預(yù)先設(shè)定的最小可用閾值L0We。，若低于L0We。，則轉(zhuǎn)第十一模塊，否則過程結(jié)束；
[0110]第十一模塊，啟動垃圾回收進程，并將固態(tài)盤的保護窗口向前滑動時間At，回收那些時間戳落在滑動過程經(jīng)過的窗口中的物理頁面，判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否高于預(yù)先設(shè)定的垃圾回收進程停止閾值HIGHe。，如果高于則垃圾回收結(jié)束，否則繼續(xù)將保護窗口向前滑動時間Λ t ；
[0111]第十二模塊，判斷該恢復(fù)請求的恢復(fù)時間點是否落在固態(tài)盤的保護窗口內(nèi)，若落在保護窗口內(nèi)，則轉(zhuǎn)入第十三模塊，否則轉(zhuǎn)入第十八模塊；
[0112]第十三模塊，順序地掃描內(nèi)存空間rap_store中與每個邏輯頁面對應(yīng)的數(shù)組元素為表頭的鏈表；
[0113]第十四模塊,判斷鏈表中時間點是等于或者最大小于(maximum less than)恢復(fù)時間點，還是大于恢復(fù)時間點，如果是等于或者最大小于，則獲得該鏈表中該時間點對應(yīng)的raP_entry中記錄的物理頁面地址，然后轉(zhuǎn)入第十五模塊，如果是大于恢復(fù)時間點，則說明該頁面在恢復(fù)后的狀態(tài)中是不可見的，轉(zhuǎn)入第十六模塊；
[0114]第十五模塊，將固態(tài)盤的FTL映射表中邏輯頁面對應(yīng)的映射項中的物理頁面地址更新為該物理頁面地址，然后過程結(jié)束。；
[0115]第十六模塊，將該鏈表中該時間點對應(yīng)的CDP_entry的邏輯頁面對應(yīng)的映射項置為空；
[0116]第十七模塊，重復(fù)進入上述模塊第十四至第十七，直至檢查完所有的邏輯頁面對應(yīng)的物理頁面地址為止，由此完成了恢復(fù)操作，然后過程結(jié)束。
[0117]第十八模塊，向用戶提示數(shù)據(jù)恢復(fù)出錯，然后過程結(jié)束。
[0118]本領(lǐng)域的技術(shù)人員容易理解，以上所述僅為本發(fā)明的較佳實施例而已，并不用以限制本發(fā)明，凡在本發(fā)明的精神和原則之內(nèi)所作的任何修改、等同替換和改進等，均應(yīng)包含在本發(fā)明的保護范圍之內(nèi)。
【權(quán)利要求】
1.一種基于固態(tài)盤的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護方法，其特征在于，包括以下步驟: (1)在內(nèi)存中創(chuàng)建一個空的寫請求隊列緩存，用于緩存來自用戶的寫請求，在固態(tài)盤的FTL層初始化一個內(nèi)存空間CDP_store，用來記錄FTL映射表的歷史記錄CDP_entry ； (2)接收來自于用戶的請求，并判斷該請求是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求還是恢復(fù)請求，如果是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求則轉(zhuǎn)入步驟(3)，如果是恢復(fù)請求則轉(zhuǎn)入步驟(12); (3)判斷該請求是讀請求還是寫請求，如果是讀請求，則進入步驟(4)，如果是寫請求，則進入步驟(7); (4)檢查寫請求隊列緩存中是否存在該讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的寫請求記錄，如果存在則進入步驟(5)，否則進入步驟(6)； (5)將讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的寫請求記錄返回給用戶，然后過程結(jié)束； (6)在固態(tài)盤的FTL映射表中查找該讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的物理頁面，并讀取該物理頁面，然后過程結(jié)束； (7)判斷寫請求 隊列緩存中是否有剩余的緩存空間，如果有則進入步驟(8)，否則進入步驟(9)； (8)直接將寫請求添加到寫請求隊列緩存中，然后過程結(jié)束； (9 )將寫請求隊列緩存中的內(nèi)容寫回固態(tài)盤上，更新固態(tài)盤的FTL映射表以及FTL映射表的歷史記錄CDP_entry,并將該寫請求添加到寫請求隊列緩存中； (10)判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否低于預(yù)先設(shè)定的最小可用閾值LOWe。，若低于LOWe。，則轉(zhuǎn)步驟(11)，否則過程結(jié)束； (11)啟動垃圾回收進程，并將固態(tài)盤的保護窗口向前滑動時間At，回收那些時間戳落在滑動過程經(jīng)過的窗口中的物理頁面，判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否高于預(yù)先設(shè)定的垃圾回收進程停止閾值HIGHe。，如果高于則垃圾回收結(jié)束，否則繼續(xù)將保護窗口向前滑動時間Λ t ； (12)判斷該恢復(fù)請求的恢復(fù)時間點是否落在固態(tài)盤的保護窗口內(nèi)，若落在保護窗口內(nèi)，則轉(zhuǎn)步驟(13)，否則轉(zhuǎn)入步驟(18)； (13)順序地掃描內(nèi)存空間CDP_store中與每個邏輯頁面對應(yīng)的數(shù)組元素為表頭的鏈表; (14)判斷鏈表中時間點是等于或者最大小于(maximumless than)恢復(fù)時間點,還是大于恢復(fù)時間點，如果是等于或者最大小于，則獲得該鏈表中該時間點對應(yīng)的CDP_entry中記錄的物理頁面地址，然后轉(zhuǎn)入步驟(15)，如果是大于恢復(fù)時間點，則說明該頁面在恢復(fù)后的狀態(tài)中是不可見的，轉(zhuǎn)入步驟(16)； (15)將固態(tài)盤的FTL映射表中邏輯頁面對應(yīng)的映射項中的物理頁面地址更新為該物理頁面地址，然后過程結(jié)束； (16)將該鏈表中該時間點對應(yīng)的CDP_entry的邏輯頁面對應(yīng)的映射項置為空； (17)重復(fù)上述步驟(14)至(16)，直至檢查完所有的邏輯頁面對應(yīng)的物理頁面地址為止，由此完成了恢復(fù)操作，然后過程結(jié)束； (18)向用戶提示數(shù)據(jù)恢復(fù)出錯，然后過程結(jié)束。
2.根據(jù)權(quán)利要求1所述的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護方法，其特征在于，步驟(11)具體包括以下子步驟:(11-1)啟動垃圾回收進程，并將固態(tài)盤的保護窗口向前滑動時間At，以增加固態(tài)盤的可用磁盤空間； (11-2)順序掃描所有的FTL映射表的歷史記錄raP_entry，將那些時間戳落在滑動過程經(jīng)過的窗口中的CDP_entry標識位置零，根據(jù)標識出的無效物理頁面去回收相應(yīng)的物理頁面，更新系統(tǒng)中的狀態(tài)信息； (11-3)判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否高于預(yù)先設(shè)定的垃圾回收進程停止閾值HIGHc。，如果高于則過程結(jié)束，否則返回步驟(11-1 )。
3.根據(jù)權(quán)利要求2所述的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護方法，其特征在于，垃圾回收進程停止閾值HIGHee的取值范圍是30%至70%，并且大于最小可用閾值LOWec。
4.一種基于固態(tài)盤的塊級連續(xù)數(shù)據(jù)保護系統(tǒng)，其特征在于，包括: 第一模塊，在內(nèi)存中創(chuàng)建一個空的寫請求隊列緩存(Write request queue buffer,簡稱WRQB )，用于緩存來自用戶的寫請求，在固態(tài)盤的FTL層初始化一個內(nèi)存空間OTP_store，用來記錄FTL映射表的歷史記錄raP_entry ； 第二模塊，接收來自于用戶的請求，并判斷該請求是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求還是恢復(fù)請求，如果是對數(shù)據(jù)塊的讀寫請求則轉(zhuǎn)入第三模塊，如果是恢復(fù)請求則轉(zhuǎn)入第十二模塊； 第三模塊，判斷該請求是讀請求還是寫請求，如果是讀請求，則進入第四模塊，如果是寫請求，則進入第七模塊； 第四模塊，檢查寫請求隊列緩存中是否存在該讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的寫請求記錄，如果存在則進入第五模塊，否則進入第六模塊； 第五模塊，將讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的寫請求記錄返回給用戶，然后過程結(jié)束； 第六模塊，在固態(tài)盤的FTL映射表中查找該讀請求的邏輯頁面對應(yīng)的物理頁面，并讀取該物理頁面，然后過程結(jié)束； 第七模塊，判斷寫請求隊列緩存中是否有剩余的緩存空間，如果有則進入第八模塊，否則進入第九模塊； 第八模塊，，直接將寫請求添加到寫請求隊列緩存中，然后過程結(jié)束； 第九模塊，將寫請求隊列緩存中的內(nèi)容寫回固態(tài)盤上，更新固態(tài)盤的FTL映射表以及FTL映射表的歷史記錄CDP_entry,并將該寫請求添加到寫請求隊列緩存中。 第十模塊，判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否低于預(yù)先設(shè)定的最小可用閾值LOWgc,若低于L0We。，則轉(zhuǎn)第十一模塊，否則過程結(jié)束； 第十一模塊，啟動垃圾回收進程，并將固態(tài)盤的保護窗口向前滑動時間Λ t，回收那些時間戳落在滑動過程經(jīng)過的窗口中的物理頁面，判斷當前固態(tài)盤內(nèi)部可用的空閑頁面率是否高于預(yù)先設(shè)定的垃圾回收進程停止閾值HIGHe。，如果高于則垃圾回收結(jié)束，否則繼續(xù)將保護窗口向前滑動時間At ; 第十二模塊，判斷該恢復(fù)請求的恢復(fù)時間點是否落在固態(tài)盤的保護窗口內(nèi)，若落在保護窗口內(nèi)，則轉(zhuǎn)入第十三模塊，否則轉(zhuǎn)入第十八模塊； 第十三模塊，順序地掃描內(nèi)存空間rap_store中與每個邏輯頁面對應(yīng)的數(shù)組元素為表頭的鏈表； 第十四模塊，判斷鏈表中時間點是等于或者最大小于(maximum less than)恢復(fù)時間點，還是大于恢復(fù)時間點，如果是等于或者最大小于，則獲得該鏈表中該時間點對應(yīng)的CDP_entry中記錄的物理頁面地址，然后轉(zhuǎn)入第十五模塊，如果是大于恢復(fù)時間點，則說明該頁面在恢復(fù)后的狀態(tài)中是不可見的，轉(zhuǎn)入第十六模塊； 第十五模塊，將固態(tài)盤的FTL映射表中邏輯頁面對應(yīng)的映射項中的物理頁面地址更新為該物理頁面地址，然后過程結(jié)束。； 第十六模塊，將該鏈表中該時間點對應(yīng)的CDP_entry的邏輯頁面對應(yīng)的映射項置為空； 第十七模塊，重復(fù)進入上述模塊第十四至第十七，直至檢查完所有的邏輯頁面對應(yīng)的物理頁面地址為止，由此完成了恢復(fù)操作，然后過程結(jié)束； 第十八模塊，向用戶 提示數(shù)據(jù)恢復(fù)出錯，然后過程結(jié)束。
【文檔編號】G06F12/08GK103544110SQ201310463447
【公開日】2014年1月29日 申請日期:2013年10月8日 優(yōu)先權(quán)日:2013年10月8日
【發(fā)明者】李春花, 周可, 萬廣平, 黃平, 王樺 申請人:華中科技大學(xué)