CN1096639C - 具有镜象存储盘的替换延迟更新的数字存储系统和方法 - Google Patents

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Abstract

一种容错镜象盘子系统，它具有改善的写盘方案以使为随机写盘提供高吞吐量，并保证读盘的高性能。要写到盘上的数据块或页暂时按一定次序(或调度)积累并分类(或调度)，以便有效地写到盘上，在最佳实施例中这对应于每块写到盘上的物理地址。一般情况下这也对应于在物理扫描磁盘时写磁头所用的顺序。镜象对的两个盘彼此反相运行，使它们一个处于读状态而另一个处于写状态。

Description

具有镜象存储盘的替换 延迟更新的数字存储系统和方法
本发明一般涉及到容错数字存储盘系统，更具体地涉及到镜象盘类型的数字存储盘系统，其中数字信息一式两份地存储在两个单独的存储盘上，以保证可靠性。
随着对于在线数据库事务处理(OLTP)的要求的增长，以每秒数千事务计的高事务率必须由OLTP系统支持。此外，这些应用程序要求高度可靠性和容错能力。在诸如OLTP那样的应用程序中，大部分请求是对数据的随机访问。由于大部分数据存放在盘上，所以盘子系统必须支持高的随机访问率，它高达每秒数千次随机访问的数量级。还有，盘应能有容错能力，以满足OLTP对可靠性的要求。
当对盘实行随机访问时，一般情况下盘需要转动至新方位，使所需数据位于盘臂之下，而该盘臂上的读/写头也必须沿该臂移动至新的径向位置，以使所需数据位于读/写头之下。遗憾的是，这种物理操作的技术性能，并且因而随机盘输入/输出(I/O)技术性能不像其它系统参量如CPU MIPS改善得那么快。因此，对于那些随机访问数据操作处于主导地位的应用程序，例如OLTP，本因素有着限制作用，这在本门技术中称为受盘臂所限。在受盘臂所限系统中，盘成本在整个系统成本中所占比例变得愈来愈大。因此，需要一种盘子系统，它能比常规盘系统支持更高的每秒随机访问率，并有更好的性能价格比特性。
镜象盘系统和RAID盘系统(独立盘的冗余阵列，即RedundantArray of Independent Disks)两者都曾为OLTP提供容错盘系统。在镜象盘系统中，每个盘的信息在第二个(也即冗余)盘上有备份。在RAID阵列中，几个盘上相对应的块地址上的信息用来在另一个盘上建立一个奇偶校验块。当发生故障时，RAID阵列中任一盘可依靠阵列中其他盘进行重建。RAID体系对于特定存储容量讲，所用盘数较少，但镜象盘一般性能较好。1990年5月在科罗拉多的博尔德举行的计算机系统的测量和建模SIGMETRICS会议的论文集74-85页上的论文“使用Amdahl 5890的盘冗余阵列的估价”中P.Chen等人证明了，当随机写操作占主导地位时，镜象盘比RAID-5盘阵列更好(就是说，当随机读/写操作占主导地位时，镜象盘体系的平均读/写时间比RAID-5体系的时间短些)。例如，1988年6月在伊利诺伊的芝加哥举行的数据管理的ACM SIGMOD国际会议的论文集109-116页上的论文“价格低廉盘冗余阵列的一例”中D.Patterson等人介绍了RAID-5体系。然而，镜象盘要求每一个数据都应写到镜象盘对的两个盘上。因此，一般认为，为了保证容错性，镜象盘存储系统会增加性能代价。
在转让给本专利申请的同一受让人的未决专利申请系列号8-036636(1993年3月24日递交)，名为“在保留盘上物理群集的情况下用于将随机写操作转换为顺序写操作的盘存储方法和装置”的申请中，本发明的一些发明人公开了一种用于改善单个盘或RAID阵列的性能的方法。这是通过以下操作实现的：在内存中建立写盘操作的分类运行数据，将它们写入运行记录盘，再将运行记录盘的分类运行数据加以合并，依靠大的成批写操作将它们一次地施加到数据盘上。本方法的优点是将大量的随机写操作转换成顺序写操作。本方法的问题是，当随机读盘操作中断了成批写操作时，将增加以下代价：如成批写操作继续进行，则盘的读请求被延迟，导致读盘响应时间增大的代价；或如成批写操作被读盘所中断，结果大量损失写操作(当然也是总的)吞吐量。只要是成批写操作时经常需要读盘，则以上两种情况中任何一种都会降低总的性能，以致建立分类运行数据的优点被大量抵消掉。
镜象盘系统中的常规恢复方法是将镜象盘对中保存完好的盘的数据复制到空闲的备份盘上。典型做法是对保存完好盘的数据加以扫描，并将在此过程中插进来的写操作运用于两个盘。这个方法的问题是在恢复过程中盘系统性能将显著地下降。
当需要将每个写盘操作一式两份地使用到镜象盘对的两个盘上时，正常情况下会增加代价。相应地，本发明的目的是通过大量地消除该代价，因而改善镜象盘系统的性能。
本发明的另一个目的是提供一种镜象盘子系统，它通过将随机盘I/O写操作转换成近似于顺序I/O的方法来改善随机盘I/O的性能。
本发明的又一个目的是不增加读响应时间的代价而改善镜象盘吞吐量。
本发明还有一个目的是在从故障盘恢复的过程中，在保留快速恢复性能的同时，保证恢复过程中的读盘和写盘性能，因而改善了性能。
这些和更多的目的和优点可由本发明提供的镜象盘类的容错盘存储子系统所得到，在该子系统中将盘的更新(即要写的数据块)积累起来并调度成连续的成批更新操作，该调度可以产生一种顺序，从而能有效地写到镜象盘上。虽非必要，但更新数据最好积累在盘控制器的内存中；虽非必要，但最好由镜象盘的盘控制器进行调度。内存最好是非易失性或是容错的。
在最佳实施例中，调度是按照镜象盘的更新数据的起始地址将更新数据分类而完成的(也即按照更新数据将写到盘上的地址)。这种顺序也对应于对盘的扫描。
每个镜象盘对的盘就运行于彼此不同的相位。一个在读状态，而另一个在写状态。按照调度顺序，每一次成批写操作都有效地施加于写状态下的盘。因为更新数据是按照盘上的物理顺序复制到镜象盘对的每一个盘，所以写操作时性能良好。
因此随机写操作转换成大量的顺序写盘操作，并且数据群集保留在盘上。应用这种方法写一个块的平均时间通常不到随机写一个块到盘上的时间的一半，因此大大地消除了不得不将一个块向镜象盘对写两次的问题。
这时候，读请求是通过从内存读取数据或从处于读状态下的盘读出而得到处理的。因此，也能得到所保证的读请求的性能。当成批更新数据应用到镜象盘对中的一个盘时(就是处于写状态的那个)，各盘就变换运行状态。也可能会出现一段时间，在这两个运行状态中间，两个盘都处于读状态。也会出现这样的时刻，这时镜象盘对的两个盘都处于写状态，例如在装载或其他大量复制操作时。
在处理镜象盘对中一个故障盘的恢复时，引用了一对备用镜象盘。后者用替换镜象方案进行操作。在恢复过程中，新的写操作加到备用盘对上。读操作或从保存完好的盘或从替换镜象备用盘对加以处理。在后台，在备用周期内，对保存完好盘的数据加以扫描并复制到备用替换镜象对上。本方法提供快速恢复，并在恢复过程中保证读和写请求两者的性能。
通过下列对最佳实施例的详细描述和附图，本发明的这些和更多的目的、优点、和特征将更加清楚。
图1是本发明最佳实施例的总框图；
图2描述了I/O处理器的非易失存储器的数据的最佳组织；
图3是一幅流程图，用于显示正常操作时处理写请求的步骤；
图4是一幅流程图，用于显示正常操作时对盘进行成批写操作的过程的步骤；
图5是一幅时序图，显示对两个镜象盘进行成批写操作的两个过程之间的时序关系；
图6是一幅流程图，显示正常操作时处理读请求的步骤；
图7示意性图示故障盘恢复时的配置；
图8是一幅流程图，显示恢复过程中处理读请求的步骤；
图9是一幅流程图，显示后台进程对保存完好的盘扫描的步骤。
图1是一幅具有镜象存储盘的盘存储子系统的计算机系统的最佳实施例的框图，该镜象存储盘用积累的更新数据以成批方式替换地进行更新，而该积累的更新数据曾按照本发明加以分类，以得到有效写操作(以后有时称为AMDU，即替换延迟更新的镜象盘)。该系统包括一个控制器或I/O处理器(IOP)200，多个的镜象盘对300-1至300-N，至少一对备用盘400，和一个中央处理单元(CPU)100。控制器200接至CPU100，并有处理器210和非易失存储器220。为简单起见，假设非易失存储器分区220-1区至220-N区，其中每一区对应于一个镜象对。
熟悉技术的人能容易地理解，存储器和控制器不一定要如描述那样组成单独的物理子系统，而作为代替，可由主计算机系统中所运行的软件来实现。还有，为了得到本发明的有用优点，存储器不一定必须是非易失性的，而在很多环境下也可以是容错的(例如通过应用三重冗余和表决机构)。存储器也不必是分区的，可以有不止一对备用盘。正常情况下不使用备用盘对，它们只在镜象盘出故障的情况下使用。
每一对镜象盘包括盘对300-1的标号为300-a1和300-b1的两个盘(相应地盘对300-N包括300-aN和300-bN)。每个镜象盘对中的两个盘基本上包括相同的数据。然而，将如在下面描述中理解得那样，对每个镜象盘对的更新操作并不像常规镜象盘哪样同时进行。根据本发明，作为代替，更新数据积累在非易失存储器220中并分类为成批更新数据，后者并不同时送到一对盘中的两个，而是先送到一个盘，再送到另一个盘。另外，当同样的更新数据实质上送到一对盘中的每一个盘时(除了由于更新数据在送到两个盘之前已在非易失存储器220中进一步更新过，因而已经过时之外)，由于它们在不同时间送到这两个盘，并且盘对中的每一个盘的单独批量中包括更新些的数据块，所以一般情况下单独送到每个盘的成批更新数据是不相同的。
图2更详细地显示了非易失存储器220-i的一个区。该区具有标号为221-1至221-K的数据块。对应于每个数据块的是两个标号为222-1和223-1的标记(用于221-1块)至222-K和223-K的标记(用于221-K块)。每个数据块的两个标记对应于镜象盘对中的两个盘，它们用于指出所对应的盘是否仍须写该数据块。
在非易失存储器的每一区中还有一组标号为225-1至225-L的指针。每个指针指向非易失存储器中某区的一个数据块。该组中指针顺序标志着为了提高效率，应写到盘上的块的顺序。
非易失存储器用作写到盘上的数据块的高速缓存。熟悉技术的人将容易理解，这类高速缓存可以像任何其它高速缓存一样加以管理，例如使用散列表(用于确定高速缓存中有哪些块)和自由表(将自由块链接起来)。图2中未示出散列表和自由表。
根据本发明的最佳子系统中，正常操作时产生四个进程。第一个进程用于处理写请求并示于图3，当提出写请求时(块510)，控制器的非易失存储器接受检查，以确定是否存在着该块的旧版本(图3中块520)。如果用于相应盘对的非易失存储器中早已有该块的先前版本，则存储器中的该先前版本即被改写(块530)，同时对应于该块的两个标记都打开(块560)，以指出两个盘都应安装该块的新版本。
如果在非易失存储器中没有发现要写的块的旧版本，则控制器在它的非易失存储器中寻找自由空间，以便暂时存放要写的块(块540)。如果存在着自由空间可供该块使用，则由写请求指定的数据块就写入该自由空间，同时在指针表中插入一个指针，该新指针指向新块(块550)，而它在指针表中的位置(相对于表中的其他指针)是如此安排，以便在把指针所指向的数据块写到盘上时，指针表提供了有效的调度。相应的两个标记都打开，以指出两个盘都应执行新数据块的写操作(块560)。
如果非易失存储器中没有要写的数据块，而又没有可用的自由块空间，则该新块就同步地写到两个盘上(块570)，如果非易失存储器足够大，可以容纳写操作的大量负荷，则正常时不会出现这种情况(除非可能有装载和其他很大量的复制操作)，但无论如何应明确规定在遇到写请求而非易失存储器中没有自由空间的事件下应采取的行动。
指针表225确定由该表包含的数据块(在非易失存储器内的)的次序或调度。这种次序或调度是最优地建立起来，以使得如果盘按这种次序访问块时，访问所有块(以及将它们写到盘上)的总时间将是最短的，作为一次近似，可以按柱面进行安排，这样一来，对整个盘扫描一次(巡视)即能够在一遍内完成所有更新操作。在进入下一个柱面前，特定柱面的所有块都能写完。还可以有更精心的方案，将一个柱面内的块加以安排，以使柱面的旋转执行时间最小。更完善的方案能将寻找时间和旋转延迟结合起来加以考虑。这种方案在1990年1月于Washington，D.C.召开的Winter1990 USENIX会议论文集中313至323页上的M.Seltzer等人写的“重新访问的盘调度”中已有所描述。
有两个进程(每个盘一个)，它们周期地苏醒并将非易失存储器内等待的更新数据使用到相应的盘。使用更新数据的逻辑对两个进程是相同的，并示于图4。当进程苏醒时(块610)，它找到指针表的始端并走遍整个指针表，依次检查每一块。每一步它都检查看是否已抵达表尾(块620)。如果已到，它即进入睡眠状态(块680)，并在下一周期苏醒。如果指针表还有更多的块，它检查指针表中当前块的标记(块630)，如果对应于该进程的盘的标记是关闭的，该进程即移向表中的下一个指针(块670)。如果标记是打开的，则该进程将块写到盘上并将标记关闭(块640)。在关闭该标记后，它检查另一个标记(块650)。如果另一标记是打开的，该进程移至表中下一个指针(块670)。如果另一标记是关闭的，两个盘已经使用了更新数据，所以将该指针从表中去除(块660)，该块仍然有效(对该块的读操作仍将获得高速缓存命中)，但它是自由的，并会被下一次对任何块的写操作所重写。接着该进程移至表中下一个指针(块670)。
使用更新数据到两个盘上的两个进程具有相同的逻辑，并最好有相同的周期，也即，对于两个进程讲，进程的写阶段的两个连续的激活动作之间的时间最好是相同的。在所描述的实施例中这个周期称作T。这两个进程不必要同步，图5解释它们时相差180度。用于盘a的进程在时刻O、T、2T、3T等苏醒，并开始向盘a写成批更新数据，直至完成，然后切换到读状态，而用于盘b的进程在时刻T/2、T+T/2、2T+T/2、3T+T/2等苏醒，并开始向盘b写成批更新数据，直至完成，然后切换到读状态。图5使用时序图来对此解释，其中高值标志着相应盘的写进程为活动的时间周期。当写进程进入睡眠状态(非活动)时，相应的盘可处理随机读通信。
如图5所述，这导致3种不同的控制器状态，具体说：在控制器状态1下，盘a处于写状态而盘b处于读状态；在控制器状态2下，盘b处于写状态而盘a处于读状态；在控制器状态3下，盘a和盘b都处于读状态。正如和早先对图3块570的描述有关的那样，还存在着控制器状态4，其中盘a和盘b都处于写状态。只要成批写操作每次都在短于T/2的时间内完成，控制器状态4就不会出现。最好如此设计系统以极力避免出现两个盘同时都处于写状态的局面，要做到这点可以设计使成批写操作将在短于T/2的时间内完成。
将两个进程保持180度的相位差，可以保证：只要写操作能在短于一半周期的时间内完成，则总有一个盘臂可专用于处理随机读操作，这样做允许批量可取得很大(因而提高写操作效率)，而不致于损害读操作的响应时间。周期T是一个决定于系统的参量，主要决定于可用的存储器容量，因为周期T内累积的写操作的数据应能在存储器容纳得下。
图6所示是处理读请求进程的逻辑。当读请求到达时(块810)，检查非易失存储器(块820)是否具有要读的块。如果存储器中有该块，它立即被返回(块830)。如果存储器中没有该块，则检查(块840)是否两个盘都正在处理读请求(也即，控制器是否处于控制器状态3)。如果不是，则由目前处于只读状态的盘处理该请求(块850)，也就是其中写进程未激活的那个盘。如两个盘都处于只读状态(也即控制器状态3)，任何一个盘都可处理该请求，但最好由磁头最靠近目标块的盘进行处理(块860)。
熟悉技术的人容易理解，需要某些同步子程序(如锁存)保持共享数据结构(如标记、指针表)的完整性，该共享数据结构由多个上述进程同时访问。还有，由于每个盘一般都向盘写入非易失存储器中所存储的不同子集，所以用于获得最小成批写操作时间的指针次序对于两个盘讲可能是不同的。
图7将描述和解释故障局面下的操作。假定镜象对300-g中300-bg盘出了故障。常规的恢复方案是使用一个替代盘，此时保存完好的盘300-ag的内容即复制到该替代盘，以代替丢失的镜象盘，因此镜象盘对即得到恢复。根据本发明的最佳恢复方案不是只用一个替代盘，而是用一对替代盘400a和400b。当恢复操作结束时，盘400内容是最新的，而保存完好的盘300-ag则退回给系统，另作他用。
在恢复期间，保存完好的盘一直处于只读状态。保存完好的盘并不参与对写请求的处理。熟悉技术的人容易理解，非易失存储器内所存的位映象(图7中标号230)能用于追踪了解：在恢复操作完成前，有哪些块等着从保存完好的盘加以恢复。位映象为每一盘块配备一位，而在恢复操作开始时所有位都清零。作为代替，位映象可存于系统的其他存储部件内。
总的说来，有五个进程用于恢复操作。两个进程(每个盘有一个)周期地苏醒并将高速缓存中等待的写操作使用于相应的盘。这些进程具有相同周期，并保持在相位上相差180度。这些进程的逻辑等同于图4所示正常操作所用逻辑。第三进程处理操作并示于图8。当提出读请求时(块910)，检查存储器(块920)以确定要读的块是否存在。如果存储器内有该块，它即被立即送回(块930)。如果非易失存储器内没有该块，它必须从盘读出。首先检查位映象以确定替代盘上是否有可用的块(块940)，如没有，则由保存完好的盘处理读请求(块960)。在从保存完好的盘读出该块后，进程去检查非易失存储器内是否有自由空间(块970)。如果没有，则进程结束。如非易失存储器内有自由空间，则该块也写入非易失存储器，新指针插入到表中，并将两个标记打开(块980)，以使两个盘在它们下一写阶段内将块写入，此外，位映象中对应于该块的那位设置为1，以指出不再需要从保存完好的盘中提取该块。
如果提出读请求时，非易失存储器内没有该块，同时位映象显示出在替代盘上有可用的块，则从替代盘中的一个盘读出该块。该进程最好检查一下此时有多少替代盘处于读状态(块950)。如只有一个替代盘处于读状态，则由该替代盘处理读请求(块954)。如两个替代盘都处于读状态，最好由盘臂最靠近请求块的那个盘去处理读请求(块952)。如果该块是从替代盘中读出的，就不必要更新位映象或将该块存入高速缓存。
第4个进程在恢复期间处理写操作，并且包括和图3所示完全相同的步骤。此外，在任何情况下，位映象中对应于所写块的那一位被设置(如它还没有设置)，以指出不再需要从保存完好的盘复制该块。
第5个进程(示于图9)是一个后台进程，它将保存完好的盘加以扫描并找到该盘中尚未写到替代盘上的块。当系统进入恢复状态时，进程启动(块1000)，替代盘激活，进程一直等待直至保存完好的盘进入空闲状态(块1010)，也即，直至不再有等待处理的随机读请求。接着它检查是否还有未扫描块(块1020)，也即，位映象中尚未设置的那些位的块。如果所有块都已扫描过，恢复操作完成，进程结束(块1060)；保存完好的盘即退回系统，另作他用。如果还有未扫描块，进程检查非易失存储器内是否有自由空间(块1030)。如果没有，该进程在一段时间内进入睡眠状态(块1040)。如果非易失存储器中有自由空间，该进程将最靠近保存完好的盘的磁头的当前位置的未扫描块读出来(块1050)。位映象用于确定哪些未被扫描。所读出的块放置于非易失存储器内，同时两个标记都打开，以指出替代盘必须写该块。一个指针也插入指针表。此外，设置位映象中的相应位，这指出保存完好的盘不必再扫描该块。接着该进程重复以上步骤(至块1010)。如果有一个随机读请求，则该进程挂起(在块1010内)，一直等到读操作结束。
熟悉技术的人容易理解。保存完好的盘可以利用机会的策略，以加速恢复进程，例如，当保存完好的盘处理随机读请求时，在它等待盘转动至目标块的过程中，它也可以将正好经过其盘臂的任何未扫描块(即未复制过的块)读出来，此外，图9所示进程显然能够同时读出不止一块。

Claims (18)

1.一种用于存储数字信息数据块的容错盘存储子系统，它包括：
用于存储数字信息数据块的镜象盘对，所述数据块一式两份地存储在所述镜象对的两个盘上；和
一个用于所述镜象盘对的控制器，所述控制器具有一个存储器；
其特征在于：
所述控制器暂时将所述计算机系统所提供的数据块累积在所述存储器内，直至一式两份地存储在所述镜象对的两个盘上；
所述控制器按一定次序将所述存储器内积累的所述数据块加以调度，以便有效地写到所述镜象盘对；
所述控制器有第一运行状态和第二运行状态，在所述第一运行状态下所述镜象对的一个盘处于写状态，而所述镜象对的另一盘处于读状态；在所述第二运行状态下所述一个盘处于读状态，而所述另一盘处于写状态；
所述控制器在所述第一运行状态下按调度次序将尚未写到所述一个盘上的数据块从所述存储器复制到所述一个盘上，并在所述第二运行状态下按调度次序将尚未写到所述另一盘上的数据块从所述存储器复制到所述另一盘上；
所述控制器在相隔的时间周期内使所述镜象盘对运行在所述第一运行状态，同时在所述相隔的时间周期之间的至少一部分时间内使所述镜象盘对运行在所述第二运行状态；和
如果所述存储器内存在着所述所请求的数据块，则所述控制器从所述存储器中取出所请求的数据块，并提供给所述计算机系统；如果所述存储器内不存在所述所请求的数据块，则进行如下处理，即如果所述镜象盘对正运行在第一运行状态，则从所述另一盘取；如果所述镜象盘对正运行在所述第二运行状态，则从所述一个盘取；其中数据块按一定调度次序写到所述镜象盘对上，并且既不受干扰也不会干扰所述计算机系统所请求的数据块读操作。
2.权利要求1所定义的容错盘存储子系统，其特征在于：所述控制器由所述计算机系统中软件所实现，所述控制器的所述存储器是所述计算机系统的一般存储资源的一部分。
3.权利要求1所定义的容错盘存储子系统，其特征在于所述控制器和存储器用专门的硬件所实现。
4.权利要求1所定义的容错盘存储子系统，其特征在于所述存储器是非易失性的。
5.权利要求1所定义的容错盘存储子系统，其特征在于所述存储器是容错的。
6.权利要求1所定义的容错盘存储子系统，其特征在于所述第一运行状态被调度为周期性启动的。
7.权利要求1所定义的容错盘存储子系统，其特征在于所述数据块以对应于整个盘的物理扫描次序被调整。
8.权利要求1所定义的容错盘存储子系统，其特征在于：在变换状态前在所述第一运行状态期间，所述控制器按调度次序对所积累的数据进行单次扫描。
9.权利要求1所定义的容错盘存储子系统，其特征在于：所述控制器还有一个第三运行状态，在所述第三运行状态下所述镜象对的两个所述盘都处于读状态，同时当所请求的数据块不在所述存储器内的情况下，可从所述镜象对的任一个所述盘检索所述所请求数据块。
10.权利要求9所定义的容错盘存储子系统，其特征在于：任何时候在下一个调度好的所述第二运行状态开始之前所述第一运行状态就已结束时，和任何时候在下一个调度好的所述第一运行状态开始之前所述第二运行状态就已结束时，所述控制器都使所述镜象盘对运行在所述第三运行状态。
11.权利要求9所定义的容错盘存储子系统，其特征在于：在所述第三运行状态下，当所述计算机系统请求数据块而所述数据块不在所述存储器内时，将由所述控制器决定所述镜象对中哪一个盘能在最短时间内发送所述所请求的数据块并从所述决定的盘检索所述所请求的数据块。
12.权利要求1所定义的容错盘存储子系统，其特征在于：所述控制器还有第四运行状态，在此状态下所述镜象对的两个所述盘都运行于写状态。
13.权利要求9所定义的容错盘存储子系统，其特征在于：任何时候当所述第二运行状态被调度重新启动，而在所述第一运行状态启动时处于调度次序的数据块尚未全部写至所述一个盘上时，和任何时候当所述第一运行状态被调度重新启动，而所述第二运行状态启动时处于调度次序的数据块尚未全部写至所述另一盘上时，则所述控制器使所述镜象盘对运行于所述第四运行状态。
14.权利要求1所定义的容错盘存储子系统，其特征在于：所述子系统包括一对备用存储盘，并当所述镜象对中只有一个所述盘处于运行状态时，所述控制器在运行的恢复状态下为所述镜象对增添所述备用对。
15.权利要求14所定义的容错盘存储子系统，其特征在于：所述控制器在所述运行的恢复状态期间将保持运行的所述盘连续地置在读状态下，直至所述保持运行的盘上的所有块或已向所述存储器传送完，或已向所述备用对的一个或两个盘传送完，此时所述备用对代替了所述镜象对，而所述保持运行的盘改变为备用盘，并且所述运行的恢复状态结束。
16.一种把从计算机系统接收的数字信息数据块存入存储子系统的方法，所述存储子系统具有一对镜象存储盘，所述方法同时用于在所述计算机系统提出请求时从所述存储子系统检索出数据块，所述方法的特征在于包括以下步骤：
暂时将一组要存储的数据块加以积累；
将所述累积的数据块组以一种次序加以调度，以便有效地将它们写到所述镜象盘对上；
使所述镜象盘对运行于第一运行状态和第二运行状态，在所述第一运行状态下所述镜象对的一个盘处于写状态，而所述镜象对的另一盘处于读状态，在所述第二运行状态下所述一个盘处于读状态，而所述另一盘处于写状态；
在所述第一运行状态下将所述积累组内尚未写到所述一个盘上的排好序的数据块复制到所述一个盘上；
在所述第二运行状态下将所述积累组内尚未写到所述另一盘上的排好序的数据块复制到所述另一盘上；
在相隔的时间间隔内使所述镜象盘对运行在所述第一运行状态，同时在所述相隔的时间间隔之间的至少一部分时间内使所述镜象盘对运行在所述第二运行状态；和
如果所述积累组内存在着所述请求的数据块，则从所述积累组内检索所述计算机系统请求的数据块，如果所述积累组内不存在所述请求的数据块，则进行如下处理，即如所述镜象盘对正运行于所述第一运行状态，则从所述另一盘检索，如所述镜象盘对正运行于所述第二运行状态，则从所述一个盘检索。其中数据块按一定调度次序写到所述镜象盘对上，并且既不受干扰也不会干扰所述计算机系统所请求的数据块读操作。
17.权利要求16所定义的用于存储数据信息数据块的方法，其特征在于包括下一步骤：从所述积累组中栅除已写到所述镜象对的两个所述盘上的任何数据块。
18.权利要求17所定义的方法，其特征在于包括下一步骤：将第一和第二标志和所述组内的每个积累数据块相联，和任何特定数据组相联的所述第一标志用于指出所述特定数据组是否已复制到所述一个盘上，而和所述特定数据组相联的所述第二标志用于指出所述特定数据组是否已复制到所述另一盘上。
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