WYKŁAD 6. Pojemność dysków twardych

Transkrypt

1 WYKŁAD 6 Magnetyczne dyski twarde pojemność głowice odczyt danych bariery pojemności Optyczne dyski twarde Solid State Disks Rozwój wymiennych pamięci masowych Wzloty i upadki pamięci masowych Wymienne karty pamięci Dyski magnetooptyczne, standardy Dyski CD i DVD cz. I Dyski CD i CDROM Dyski CD-R i CD-RW Dyski DVD cz. I Dyski DVD-RAM i DVD+RW Porównanie własności pamięci masowych Blu-Ray i HD DVD 1 Pojemność dysków twardych W trybie CHS (Cylinder/Head/Sector) moŝna zaadresować maksymalnie cylindrów, 16 głowic i 255 sektorów. Przy 512 bajtach na sektor daje to teoretycznie maksymalną pojemność dysku twardego 136,9 GB. W trybie LBA (Large Block Address) adres ma rozmiar 28 bitów i pozwala zaadresować dysk o maksymalnej pojemności 137,4 GB. Dane na powierzchni talerzy zapisane są na koncentrycznych ścieŝkach (tracks). KaŜda ścieŝka podzielona jest na sektory, które ułatwiają wyszukiwanie danych w jej obrębie. Na typowym, 3,5-calowym talerzu, wewnętrzna (najkrótsza) ścieŝka ma ok. 60 sektorów, zaś zewnętrzna (najdłuŝsza) sektorów. Zazwyczaj sektor mieści 512 bajtów danych plus dodatkowe bajty adresujące. ŚcieŜki na wszystkich talerzach w dysku twardym, odpowiadające określonemu połoŝeniu wszystkich głowic, tworzą tzw. cylindry. Pojemność dysku twardego zaleŝy od tzw. powierzchniowej gęstości zapisu (areal density), czyli liczby bitów, jaka mieści się w calu kwadratowym na powierzchni pojedynczego talerza. Wartość ta określona jest jednostką BPSI (Bits Per Square Inch). Otrzymuje się ją przez pomnoŝenie liczby bitów, mieszczących się w calu ścieŝki (BPI - Bits Per Inch) przez liczbę ścieŝek przypadających na cal (TPI - Tracks Per Inch). 1

2 2 Głowice dysków twardych Na początku wykorzystywano głowice ferrytowe. Zastąpiły je głowice kompozytowe, które przede wszystkim składały się z materiału niemagnetycznego, w który wtopiony był mały fragment ferrytowy. Następnie pojawiły się głowice typu MIG (Metal-In-Gap). W niewielkiej szczelinie miały kilka bardzo cienkich warstw metalu, co bardzo polepszało ich właściwości magnetyczne. Do niedawna bardzo popularne były głowice cienkowarstwowe (thin film inductive - TFI), wytwarzane metodami stosowanymi przy produkcji układów scalonych. Kluczowym czynnikiem, mającym wpływ na powierzchniową gęstość zapisu, są głowice czytająco-zapisujące. Współczesne głowice MR zbudowane są z 2 elementów: elementem odczytującym jest w nich pasek ze specjalnego stopu niklowo- Ŝelazowego, którego opór zmienia się w zaleŝności od natęŝenia pola magnetycznego. Przez pasek ten przepuszczany jest prąd, a następnie badany jest na nim zaleŝny od oporu spadek napięcia. Do zapisu w głowicach MR słuŝy zwykły indukcyjny element cienkowarstwowy. Obecnie przewaŝają napędy z głowicami magnetorezystywnymi. Głowice magnetorezystywne (MR), zwane teŝ anizotropowymi głowicami magnetorezystywnymi (AMR - Anisotropic MR), umoŝliwiają osiągnięcie gęstości zapisu rzędu kilku miliardów BPSI. Odczyt 3 danych z dysków Głowica czytająco-zapisująca umieszczona jest na ruchomym ramieniu. Im precyzyjniej ramię to jest przemieszczane, tym większą ilość TPI moŝna uzyskać. W pierwszych dyskach twardych mechanizm przemieszczający ramię głowicy oparty był na silniku krokowym. Impuls prądu powodował dyskretną (skokową) pracę silnika. Ten typ mechanizmu umoŝliwiał stosunkowo prostą, lecz wolną i mało precyzyjną zmianę ścieŝki na sąsiednią. Nowe dyski stosują serwomechanizm zwany voice coil. Głowica umieszczona jest na obrotowo zawieszonym ramieniu, poruszanym cewką - jak wskazówka miernika Podczas operacji odczytu zmiany kierunku strumienia magnetycznego przy przejściu nad róŝnie namagnesowanymi obszarami (flux changes) powodują wygenerowanie w głowicy czytającej analogowej fali sinusoidalnej. Ta przesyłana jest do specjalnego kanału czytającego, który analizuje sygnał i wszystkie maksima (wartości szczytowe) zamienia na bity informacji. Najnowsze napędy HDD stosują tzw. kanały odczytu PRML (Partial Response, Maximum Likehood). Będący częścią układu odczytującego, procesor sygnałowy (DSP) próbkuje sygnał analogowy, dzięki czemu uzyskiwana jest informacja o kształcie całego sygnału, a nie tylko o jego maksimach. UmoŜliwia to zwiększenie pewności odczytu nawet przy bardzo duŝych gęstościach zapisu. 2

3 4 Bariery pojemności Pojemność dysków twardych ciągle rośnie, jednak komputery nie zawsze potrafią z tego skorzystać, ograniczone kolejnymi barierami pojemności, wynikającymi z metod dostępu do danych. Kolejne bariery to 528 MB, 2,1 GB, 4,2 GB i 8,4 GB. Pierwsze BIOSy płyt głównych potrafił zaadresować maksymalnie 1024 cylindry, 16 głowic i 64 sektory, co przy 512-bajtowych sektorach dawało maksymalną pojemność 528,4 MB. Stąd pierwsza bariera. Druga bariera to skutek starego systemu alokacji plików uŝytego w DOS-ie FAT (File Allocation Table), znanego dziś jako FAT16. FAT potrafi zaadresować maksymalnie klastrów na dysku twardym, kaŝdy po bajtów. Po pomnoŝeniu obu wartości otrzymujemy bajtów, stąd druga bariera - 2,1 GB. Tę barierę moŝna obejść, stosując inny system plików, np. FAT32, NTFS czy ext2. Zanim zaczęto stosować adresowanie LBA, aby umoŝliwić komputerom obsługę dysków większych od 528 MB, praktykowano konwersję adresu z przesunięciem bitu (Bit Shift Translation). Adres cylindra i głowicy poddawany był tłumaczeniu na taki adres, który nie przekraczał rozmiaru rejestrów interfejsu ATA. Niektóre systemy operacyjne przyporządkowują numerowi głowicy zaledwie 8-bitową wartość. Te systemy obsługują dyski o maksymalnej pojemności 4,2 GB. Ostatnią barierę tworzy adresowanie LBA. Maksymalne wartości w tym przypadku to: cylindry, 16 głowic i 64 sektory, co daje pojemność 8,456 GB. Rozwiązaniem jest zastosowano rozszerzone funkcje przerwania 13 (Int 13), odpowiedzialnego za adresowanie danych na dysku twardym. 5 Optyczne dyski twarde Przez zastosowanie wymienionych technologii teoretycznie moŝna jeszcze zwiększyć gęstość powierzchniową do setek miliardów bitów na cal kwadratowy. Jest jednak próg, którego wszyscy się obawiają - tzw. granica nadparamagnetyczna. Jest to punkt, w którym gęstość powierzchniową szacuje się na 20 do 40 Gb/cal2. Obszary magnetyczne odpowiedzialne za poszczególne bity znajdują się juŝ tak blisko siebie, Ŝe wpływają na polaryzację domen w obszarach sąsiednich. Następują niekontrolowane zmiany polaryzacji domen, a co za tym idzie, utrata danych zapisanych na talerzu. Podstawą OAW (Optically Assisted Winchester - dysk twardy wspomagany optycznie) jest sieć światłowodów, które oplatają ramiona z głowicami czytającozapisującymi. Na samym końcu ramion znajdują się maluteńkie lusterka o wielkości główki od szpilki. Odbijają one światło dostarczone światłowodem i kierują je do soczewek. Nachylenie lusterek sterowane jest elektrycznie. Prąd powoduje zmianę połoŝenia, a więc zmianę kąta odbicia światła. UmoŜliwia to skupienie światła w innym miejscu na nośniku bez jakiejkolwiek zmiany połoŝenia ramion z głowicami. Przewiduje się, Ŝe lusterka umoŝliwią uzyskanie gęstości nawet 100 tysięcy ścieŝek na cal (TPI), czyli np. czterysta ścieŝek na odcinku równym grubości kartki papieru. Specjalna konstrukcja talerzy, nazwanych przez RE-TM Media zawiera tworzywa sztucznego, np. poliwęglanu pokryte warstwą amorficznych metali przejściowych ziem rzadkich 3

4 7 Rozwój wymiennych PM Pierwszy napęd dysków wymiennych był skonstruowany w roku 1962 przez IBM W czasach pierwszych komputerów osobistych najpopularniejszą pamięcią masową był magnetofon kasetowy. Bogatsi posiadali stacje wymiennych dyskietek 5,25 cala o pojemności rzędu kb opracowanych w 1970 przez IBM Kolejnym standardem stały się dyskietki - najpierw pięciocalowe o pojemności najczęściej 360 kb lub 1,2 MB, a potem trzyipółcalowe 720 kb i 1,44 MB pomysłu SONY Pierwszymi wymiennymi dyskami dla komputerów osobistych były wprowadzone na przełomie lat osiemdziesiątych i dziewięćdziesiątych napędy Bernoulli i SyQuest, wykorzystujące technologie konwencjonalnych twardych dysków W tym samym czasie zaczęły zdobywać popularność napędy wymiennych dysków magnetooptycznych. Pierwsze pięciocalowe dyski MO miały pojemność 650 MB (dwie strony po 325 MB), Podczas rosnącej - kosztem wymiennych dysków magnetycznych - popularności technologii magnetooptycznej na rynek przebojem powróciła firma Iomega z napędami Zip i Jaz 8 Wzloty i upadki PM W międzyczasie firma Iomega próbowała wprowadzić na rynek zgodne z dyskietkami 3,5" napędy Floptical, które stosowały magnetyczną zasadę zapisu i laserowe pozycjonowanie głowicy. Na specjalnych dyskietkach Floptical mieściło się 21 MB danych. Mimo stosunkowo duŝej pojemności i zgodności ze standardem 1,44 MB - Flopticale nie przyjęły się na rynku Najwyraźniej nietrafionym pomysłem okazała się próba wypromowania przez Sony przeznaczonej do przechowywania danych odmiany zyskującego dziś coraz większe powodzenie napędu Mini-Disc - MD-Data. Mini-Disc jest de facto 2,5-calowym dyskiem magnetooptycznym o pojemności 140 MB, co pozwala zmieścić na nim godzinę skompresowanej muzyki o jakości CD. Nie wyjaśnioną tajemnicą pozostaje dla mnie fakt małej popularności napędów PD, opracowanych dobre kilka lat temu przez firmę Panasonic, jeszcze przed masowym upowszechnieniem technologii CD-R. Napędy PD (Phase change, Dual action) uŝywają wielokrotnie zapisywalnych (i kasowalnych) dysków optycznych o pojemności 650 MB, przy bezpośrednim (w przeciwieństwie do CD-R) dostępie napęd PD moŝe jednocześnie pełnić rolę czytnika CD. Obecnie firma Sony lansuje zgodny ze starymi, dobrymi dyskietkami 1,44 MB (nota bene, równieŝ wynalazkiem Sony) napęd HiFD, zdolny na specjalnych dyskietkach zapisywać do 200 MB danych. W porównaniu ze wspomnianym LS120 HiFD ma istotną zaletę - jest od niego o niebo szybszy. 4

5 11 Dysk magnetyczny format cz. I Głowica jest względnie małym przyrządem umoŝliwiającym odczytywanie lub zapisywanie z części płyty obracającej się pod nią. To właśnie sprawiło, Ŝe organizacja danych na płycie ma postać koncentrycznego zespołu pierścieni, nazywanych ścieŝkami. KaŜda ścieŝka ma taką samą szerokość, jak głowica. Sąsiednie ścieŝki są oddzielone przerwami. Zapobiega to, a przynajmniej minimalizuje błędy spowodowane przez niewłaściwe ustawienie głowicy lub po prostu interferencję pola magnetycznego. W celu uproszczenia układów elektronicznych na kaŝdej ścieŝce jest przechowywana taka sama liczba bitów. Tak więc gęstość, wyraŝana w bitach na cm 2, wzrasta w miarę przesuwania się od ścieŝki zewnętrznej do wewnętrznej Dane są przenoszone na dysk i z dysku blokami. Zwykle blok jest mniejszy niŝ pojemność ścieŝki. Wobec tego dane są przechowywane w obszarach o rozmiarach odpowiadających blokom, zwanych sektorami (rys. 5.1). Na ścieŝkę przypada zwykle od 10 do 100 sektorów, mogą one przy tym mieć długość ustaloną lub zmienną. 12 Dysk magnetyczny format cz. II W celu identyfikacji pozycji sektora wewnątrz ścieŝki istnieje pewien punkt startowy na ścieŝce oraz sposób identyfikowania początku i końca kaŝdego sektora. Realizuje się za pomocą danych kontrolnych zapisanych na dysku. Dysk jest więc formatowany za pomocą dodatkowych danych wykorzystywanych tylko przez napęd dysku i niedostępnych dla uŝytkownika. Na rysunku kaŝda ścieŝka zawiera 30 sektorów o ustalonej długości, po 600 bajtów kaŝdy. KaŜdy sektor mieści 512 bajtów danych oraz informacje kontrolne wykorzystywane przez sterownik dysku. Pole ID jest unikatowym (jednoznacznym) identyfikatorem lub adresem wykorzystywanym do lokalizowania określonego sektora. Bajt SYNCH jest specjalnym wzorem bitowym wyznaczającym początek pola. Numer ścieŝki identyfikuje ścieŝkę na powierzchni. Numer głowicy identyfikuje głowicę, poniewaŝ dysk ma zwykle wiele powierzchni Zarówno pola ID, jak i pola danych zawierają kod słuŝący do wykrywania błędów. 5

6 13 Dysk magnetyczny - parametry W celu zapisu lub odczytu głowica musi być ustawiona nad poŝądaną ścieŝką i na początku poŝądanego sektora na tej ścieŝce. Wybór ścieŝki polega na przesunięciu głowicy w przypadku systemu z ruchomą głowicą lub na elektronicznym wyborze jednej głowicy w systemie z nieruchomymi głowicami. W systemie z ruchomą głowicą czas pozycjonowania głowicy nad ścieŝką nosi nazwę czasu przeszukiwania (ang. seek time). W kaŝdym przypadku po dokonaniu wyboru ścieŝki system czeka, aŝ odpowiedni sektor znajdzie się pod głowicą. Czas osiągnięcia głowicy przez sektor jest nazywany opóźnieniem obrotowym (ang. rotational latency). Suma czasu przeszukiwania, jeśli taki występuje, oraz opóźnienia obrotowego nazywa się czasem dostępu - czasem, który jest wymagany do osiągnięcia stanu umoŝliwiającego odczyt lub zapis. 14 Struktura RAID cz. I W przypadku uŝywania wielu dysków istnieje wiele sposobów organizowania danych i poprawy niezawodności przez wykorzystanie nadmiarowości (redundancji). Uzgodniono znormalizowany schemat projektowania baz danych dla pamięci wielodyskowych, znany jako redundancyjna tablica niezaleŝnych dysków - RAID (ang. Redundant Array of Independent Disks). Schemat RAID składa się z sześciu poziomów, od zerowego do piątego. Poziomy te nie implikują zaleŝności hierarchicznej, lecz wyznaczają róŝne architektury, które mają trzy cechy wspólne: RAID jest zespołem fizycznie istniejących napędów dyskowych widzianych przez system operacyjny jako pojedynczy napęd logiczny. Dane są rozproszone w tych napędach, tworzących tablicę. Redundancyjna pojemność dysków jest wykorzystywana do przechowywania informacji o parzystości, co gwarantuje odzyskiwanie danych w przypadku uszkodzenia dysku. 6

7 15 RAID poziom 0 cz. I RAID O nie powinien być zaliczany do rodziny RAID, poniewaŝ w celu poprawienia wydajności nie przewiduje on redundancji. W przypadku RAID O dane uŝytkownika i dane systemowe są rozproszone na wszystkich dyskach tablicy. Jeśli dwa róŝne Ŝądania wejścia-wyjścia dotyczą dwóch róŝnych bloków danych, istnieje duŝe prawdopodobieństwo, Ŝe potrzebne bloki znajdują się na róŝnych dyskach. Dzięki temu oba zapotrzebowania mogą być przetwarzane równolegle, co skraca oczekiwanie w kolejkach. 16 RAID poziom 0 cz. II W RAID 0 dane są układane w postaci pasków (ang. stripes) na dostępnych dyskach. Wszystkie dane uŝytkownika i systemowe mogą być postrzegane jako przechowywane na jednym dysku logicznym. Dysk jest podzielony na paski; paski te mogą być fizycznymi blokami, sektorami lub innymi jednostkami. Paski są odwzorowywane cyklicznie na kolejnych dyskach tablicy. W tablicy n-dyskowej pierwszych n logicznych pasków przechowuje się fizycznie jako pierwszy pasek na kaŝdym z n dysków, następnych n pasków mieści się fizycznie w postaci drugich pasków na kaŝdym dysku itd. Zaletą takiego rozkładu jest to, Ŝe jeśli pojedyncze zapotrzebowanie wejściawyjścia dotyczy wielu logicznie sąsiadujących pasków, to nawet n pasków dotyczących tego zapotrzebowania moŝe być obsługiwanych równolegle, co znacznie redukuje czas transferu wejścia-wyjścia. 7

8 17 RAID poziom 1 W przypadku RAID l redundancja jest osiągana po prostu przez duplikowanie wszystkich danych Wykorzystywane jest równieŝ paskowanie danych, podobnie jak w RAID 0. Jednak w tym przypadku kaŝdy pasek logiczny jest odwzorowywany na dwóch oddzielnych dyskach fizycznych, dzięki czemu kaŝdy dysk w tablicy ma swój dysk zwierciadlany zawierający te same dane. śądanie odczytu moŝe być obsługiwane przez ten spośród dwóch dysków zawierających potrzebne dane, który wymaga mniejszego czasu przeszukiwania plus opóźnienie obrotowe. śądanie zapisu wymaga aktualizacji obu odpowiednich pasków, jednak moŝe to być wykonywane równolegle. Wobec tego wydajność zapisu jest dyktowana przez wolniejszy z dwóch zapisów (tzn. ten, który zajmuje dłuŝszy czas przeszukiwania plus opóźnienie obrotowe). W razie awarii rozwiązanie jest proste. Gdy napęd ulega uszkodzeniu, dane mogą być uzyskane z drugiego napędu. 18 RAID poziom 2 i 3 RAID 2 i 3 wykorzystują metodę dostępu równoległego. W przypadku tablicy o dostępie równoległym wszystkie dyski uczestniczą w realizacji kaŝdego Ŝądania wejścia-wyjścia. Zwykle poszczególne napędy są synchronizowane tak, Ŝe w dowolnym momencie kaŝda głowica znajduje się w tej samej pozycji nad kaŝdym dyskiem. Podobnie jak w przypadku pozostałych schematów RAID, wykorzystywane jest paskowanie danych. W RAID 2 i 3 paski są bardzo małe, często równe jednemu bajtowi lub słowu. W RAID 2 kod korekcji błędów jest obliczany na podstawie odpowiednich bitów na kaŝdym dysku danych, a bity kodu są przechowywane w odpowiednich pozycjach bitowych zlokalizowanych na wielu dyskach parzystości. Zwykle jest wykorzystywany kod Hamminga, który umoŝliwia korygowanie błędów jednobitowych i wykrywanie dwubitowych. RAID 3 jest zorganizowany podobnie do RAID 2. RóŜnica polega na tym, Ŝe wymaga on tylko jednego dysku redundancyjnego, niezaleŝnie od wielkości matrycy dysków. Zamiast kodu korekcyjnego jest obliczany bit parzystości dla zespołu indywidualnych bitów znajdujących się w tej samej pozycji na wszystkich dyskach danych. 8

9 19 RAID 3 - redundancja W przypadku uszkodzenia napędu sięga się do napędu parzystości, po czym następuje rekonstrukcja danych na podstawie danych zawartych na pozostałych urządzeniach. Gdy uszkodzony dysk jest wymieniony, zaginione dane mogą być do niego wprowadzone, a przerwana operacja moŝe być podjęta na nowo. RozwaŜmy tablicę złoŝoną z pięciu napędów, w której dyski XO do X3 zawierają dane, natomiast X4 jest dyskiem parzystości. Rekonstrukcja (znak + oznacza operację EXOR) Parzystość i-tego bitu jest obliczana następująco: X4(i) = X3(i) + X2(i) + X1(i) + X0(i) ZałóŜmy, Ŝe został uszkodzony napęd X1. Jeśli dodamy X4(i) + X1(i) do obu stron powyŝszego równania, to otrzymamy X1(i) = X4(i) + X3(i) + X2(i) + X0(i) Wobec tego zawartość dowolnego paska danych na dowolnym dysku danych w tablicy moŝe być zregenerowana na podstawie zawartości odpowiednich pasków na pozostałych dyskach tablicy. Zasada ta jest prawdziwa dla poziomów RAID 3,4 i RAID poziom 4 W RAID 4 i 5 wykorzystuje się metodę dostępu niezaleŝnego. W tablicy o dostępie niezaleŝnym kaŝdy dysk działa niezaleŝnie, dzięki czemu oddzielne Ŝądania wejścia-wyjścia mogą być obsługiwane równolegle. Podobnie jak w przypadku pozostałych poziomów RAID, w RAID 4 wykorzystuje się paskowanie danych. Paski są tu stosunkowo duŝe. Pasek parzystości tworzony bit po bicie jest obliczany na podstawie odpowiednich pasków na kaŝ-dym dysku danych, a bity parzystości są przechowywane w odpowiednim pasku na dysku parzystości. W schemacie RAID 4 występuje pogorszenie wydajności zapisu, jeśli realizowane jest Ŝądanie zapisu małej ilości danych. Za kaŝdym razem, gdy następuje zapis, oprogramowanie zarządzania tablicą musi zaktualizować nie tylko dane uŝytkownika, ale równieŝ odpowiednie bity parzystości. 9

10 21 RAID 4 - redundancja RozwaŜmy tablicę złoŝoną z pięciu napędów, w której dyski XO do X3 zawierają dane, natomiast X4 jest dyskiem parzystości. ZałóŜmy, Ŝe dokonywany jest zapis obejmujący tylko pasek na dysku X1. Początkowo dla kaŝdego i-tego bitu zachodzi następująca zaleŝność: X4(i) = X3(i) + X2(i) + X1(i) + X0(i) Jeśli potencjalnie zmienione bity oznaczymy primem, to po aktualizacji zachodzi: X4'(i) = X3(i) + X2(i) + Xl (i) + X0(i) = = X3(i) + X2(i) + Xl (i) + X0(i) + X1(i) + X1(i) = = X4(i) + X1(i) + X1 (i) W celu obliczenia nowego bitu parzystości oprogramowanie zarządzania tablicą musi odczytać stary pasek uŝytkownika i stary pasek parzystości. Następnie musi ono zaktualizować te oba paski za pomocą nowych danych oraz na nowo obliczonej parzystości. Tak więc kaŝdy zapis paska powoduje dwa odczyty i dwa zapisy. 22 RAID poziom 5 i 6 RAID 5 jest zorganizowany podobnie jak RAID 4. RóŜnica polega na tym, Ŝe w przypadku RAID 5 paski parzystości są rozproszone na wszystkich dyskach. Typowo wykorzystuje się schemat cykliczny (ang. round-robin). W przypadku tablicy n-dyskowej pasek parzystości jest umieszczany na róŝnych dyskach w odniesieniu do pierwszych n pasków danych, po czym schemat ten jest powtarzany. Rozproszenie pasków parzystości na wszystkich napędach zapobiega ewentualnemu występowaniu wąskich gardeł obliczania parzystości, które występują wraid 4. RAID 6 jest zorganizowany podobnie jak RAID 5. RóŜnica polega na tym, Ŝe w przypadku RAID 6 zapisywane są po 2 paski parzystości i są one rozproszone na wszystkich dyskach. UmoŜliwia to odtworzenie danych w przypadku awarii dwóch dysków 10