SMR磁盘学习2---瓦记录磁盘的研究现状

 

在上一篇中我给出了整个SMR学习部分的思惟导图，说的比较抽象，这一部分仍然是从总体上来学SMR部分；下面的部分都是总结的，更加精练的话，能够去看论文《叠瓦式磁记录磁盘的研究进展》，这篇论文是咱们写的有关SMR磁盘的一个综述；

 

接下来的部分相对于论文中提到的会更加的详细，针对其中的一些部分，我会在后面更加详细的分析；

 

本文属于原创，转载请私信我，并指明出处！

　　　　　　Shingled magnetic recording 研究现状调查分析

摘要

Shingled magnetic Recording做为下一代被用于增长硬盘单位面积内的存储容量的技术，在未来的一段时间内，将会使得磁盘容量的井喷式的爆发增加。文中与传统磁盘相对比介绍SMR磁盘的组织结构和特色，得出SMR磁盘的种类。根据是否有STL层，区分为host-managed SMR磁盘和drive-managed SMR磁盘。本文中将介绍drive-managed磁盘上有关数据布局，映射方式以及碎片处理的研究方法和研究现状，同时还会介绍host-managed磁盘中band固定时的三种不一样应用，分别是SMRDB，HISMRFS，以及strict append。还会介绍磁盘band不固定时的另外一种应用，caveat scriptor。以上应用从不一样的方面改进了SMR的不足之处，发挥了SMR磁盘的容量以及性能特色。以上总体说明了SMR现有的研究现状。

 

1引文

 

随着数据密度快速增长到超顺磁限定的极限密度[1],从制造工艺上来讲，进一步的减少每比特的大小来增长单位密度的存储容量变得不可能了。此外，随着大数据时代的到来，减小单位存储容量的代价这一需求变得愈来愈迫切。新的存储技术，好比热辅助磁存储技术（HAMR）[2]和比特模式磁存储(BPMR)[3]正处于火热的研究之中，可是在这两种技术商业化以前还有一些工程上的重大挑战须要克服。因此这两种方法目前并不可取。

 

相对于其余新的存储技术，Shingled magnetic Recording （SMR）彷佛是目前提升存储容量最好的办法。SMR磁盘在不少方面都可以代替传统的磁盘[4] [5] [6] [7] [8] [9],这是由于生产商的制造工艺只须要作出细小的改变就可以生产制造出来[6],与传统磁盘是相互兼容的。下面来详细介绍Shingled magnetic Recording （SMR）。

 

1.1 Shingled magnetic Recording （SMR）

 

SMR磁盘是如何提供可观的更高的存储密度的呢，这是由于磁盘采用了瓦片式的结构[11]，将连续的tracks部分的覆盖放置，以此来达到存放更多的数据的效果。传统磁盘和SMR磁盘的组织结构以下图所示。

           

 

 

传统磁盘是一个个单独的track被小的间隔隔开来防止track之间的写影响，因为现代工业条件的限制，不可能再缩短track之间的距离来达到增长容量的目的。与此同时，研究发如今磁盘的读写中，对写磁头和读磁头长度需求是能够不同的。写磁头的长度要大于读磁头的长度，所以Shingled magnetic Recording磁盘问世了。

Shingled magnetic Recording磁盘容量增长是以牺牲随机写操做的能力为代价的。当对上游的数据进行写操做的时候，会由于覆盖会对下游的数据进行覆盖，所以随机写操做会受到很大的影响。可是相应的，在单位面积内，可用的track更多，容量也就更大了。Shingled magnetic Recording磁盘是将必定数量的track组成固定大小的band。Band之间由gap隔开，避免写相互影响。

 

1.2 两种主要的SMR结构

 

       为了知足SMR磁盘与现有的系统相互兼容的目的，在SMR设备和host之间，提出了 Shingle Translation Layer(STL)。STL能够将随机写转换成顺序写，而且对于主机来讲提供标准的接口。这使得SMR设备可以在传统的HDDs上获得应用，实现与现有的磁盘系统很好的兼容的目的。这种方式下就提出了第一种SMR结构，drive-managed SMR。其总体结构以下图所示。

 

 

 

可是，随着数据量的变大，STL上的垃圾回收策略，映射方式策略使得STL变得愈来愈复杂，严重的影响了磁盘的总体性能。所以又提出了第二种SMR结构系统，host-managed SMR。这种方式将STL所作的工做所有都交给SMR-aware 文件系统，各类针对SMR磁盘的性能优化都放在host中实现。其总体的结构以下图所示。

 

 

1.3 ZAC,ZBC标准

       为了使得SMR磁盘可以在市场上获得普遍的应用，标准组织针对SMR提出了Zoned Block Commands (ZBC)和Zoned-device ATA Commands (ZAC)标准[13]。为区域块设备设立标准通讯协议，人们提出了新的标准化方法。ZBC是为了知足SCSI设备的需求。这些标准是由T10组织设立的，而ZAC则是为了知足ATA设备的需求，由T13组织设立。

      ZAC和ZBC命令标准既包含了drive-managed设备，也包含了host-managed设备。SMR设备是在最近几年最有可能代替传统的HDD市场的设备。若是没有ZAC和ZBC标准的支持，则SMR磁盘不能与传统的文件系统相互兼容。这会极大的影响SMR磁盘的应用和推广。

接下来，本文的第二部分将介绍基于host-managed SMR磁盘上固定band大小的应用。包括SMR-aware 文件系统SMRDB，HiSMRfs，以及相似于日志文件系统的strict-append文件系统。在本文的第三部分将介绍基于host-managed SMR磁盘上不固定大小的磁盘应用——caveat scriptor。而在本文的第四部分介绍和对比分析基于drive-managed SMR磁盘上的STL策略。最后总述SMR磁盘的现阶段成果和研究状态，分析SMR磁盘系统可能的研究方向。

 

 

2 Host-managed固定band 的SMR磁盘应用

 

2.1 SMRDB

 

SMR磁盘相对于传统磁盘而言，有相同的读性能。可是随机写和原地址数据更新却没有传统磁盘的性能好了。鉴于SMR磁盘在写行为上的改变，做者认为最好的利用SMR的方式并非想传统磁盘那样去使用它，而是充分利用该磁盘顺序写的特性。于是开发了SMRDB这种key-value的数据存储方式[10]。代表SMR磁盘可以在众多应用上高效的代替传统磁盘。

 

SMRDB 是应用在SMR磁盘上的key-value数据库引擎。SMRDB可以对传统磁盘兼容，而且可以提供更好的性能。它设计部署在host-managed SMR磁盘上，而且并不依赖文件系统，而是直接运行在磁盘上。SMRDB消除了对block-level 驱动管理的的SMR磁盘的解决办法和新的SMR文件系统的依赖。

 

SMRDB被设计成数据库引擎，拥有本身的数据读取方式和存储管理。直接运行在host-managed SMR磁盘上而不须要任何的磁盘重映射方式。SMRDB能够被用做单独的数据库引擎，或者已存在的文件系统在SMR磁盘上可以使用它来存储固定大小的键值对。

 

 

 

2.1.1 数据的读取与管理

SMRDB不须要磁盘固件提供任何的数据管理，只是将磁盘band分红小的随机读取空间和固定大小的瓦band。随机读取区域被用于读取高层的瓦片band信息。而不是具体的key元数据。KV对和相关联的元数据都存储在瓦片类型的band中。

2.1.2 数据读取操做

SMRDB提供了本身的GET/PUT/DELETE/SCAN操做。Put操做是首先把数据以字典形式存放到mentable中。当数据量达到必定阈值以后，一块儿flush到空白的瓦片band中去。Delete操做是对于要删除的数据插入一个tombstone 词条，这样使得数据无效化，一段时间后后台执行清理操做释放空间。Get操做首先在内存里面检查关键字，若是没有再在band上查找key值。Scan操做直接查找index值，找到对应的关键字，再定位对于的值。

2.1.3 后台操做

SMRDB后台的操做主要包括如下几个方面的内容。Band的组织形式，数据的compaction方式，level0/level1层的band选择，还有冷热数据的分离方式。SMRDB的数据组织结构是两层的，每层都容许有重复的key值。第一层存放的是从内存中memtable dump下来的数据。第二层则是存放的基本有序的数据。当第一层的数据量达到必定的阈值以后，会存放到第二层，在此期间执行compaction操做。是的第二层存放的数据是基本有序且不重复。Compaction操做是将有重叠部分的band进行分解，获得多个band，再根据本身定义的顺序度量标准存放。第一层数据用于compaction操做，进行重复数据的删除，第二层数据选择的准则是尽可能减小数据移动操做。最后一个冷热数据的分离，SMRDB采用延时cleaning的方法，上层保留热数据，下层保留冷数据。

2.2 HiSMRfs

       HiSMRfs是在SMRfs的基础之上，为了进一步的提升SMRfs的性能而提出的一些改进的方法[12]。与SMRfs的主要区别是，HiSMRfs实现了基于内存的元数据树结构和hash表，目的是为了加速在目录上的元数据的查找。而SMRfs则是使用传统文件系统中的链式文件来存储元数据。除此以外，SMRFS须要一个临时的文件系统做为读写的缓冲区，当文件被打开，整个文件都须要背拷贝到临时文件系统，而HISMRfs则是采用文件命令队列和调度器实现的，这样可以大大的提升系统性能表现。除此以外，由于元数据比较小，并且读写比较频繁，这样HiSMRfs的针对SMRFS的设计显然会有比较好的性能优化。

HiSMRfs是一种运行在SMR磁盘上的文件系统，可以在没有重映射层的状况下管理SMR磁盘和支持随机写操做。为了达到比较好的性能，HiSMRfs分离了元数据和文件数据，而且分开管理它们。

HiSMRfs提供给应用程序标准的可移植操做系统接口。使用元数据管理模块和文件数据管理块经过设备的读写接口直接分别在磁盘的unshingled部分和shingled部分管理元数据和文件数据。而且使用File Caching and Placement 模块依据文件大小和读取频次来辨别和分离热数据和冷数据而且将数据存放在不一样类型的磁盘上。使用树结构的元数据管理模块，而且使用哈希表来加快文件的查询。在文件数据管理模块中实现了四个主要的模块，分别是文件数据分配模块，垃圾回收模块，需求队列调度模块以及band layout模块。HiSMRfs中的RAID 模块则是实如今文件系统层面的，而且提供了良好的容错性能。

 

2.2.1 HISMRfs的组织结构

从图中容易看出HiSMRfs由6个部分组成，分别是应用接口，元数据管理模块，文件数据管理模块，文件缓存，规约模块，RAID模块以及设备接口。元数据管理模块采用树型结构，每一个节点存储元数据信息，各节点之间采用父指针，孩子指针以及邻居指针相链接，最重要的是，管理模块才用了hash表的结构，加快了在文件目录中目标数据的查找速度。另外对于元数据的操做都会被时间戳记录在日志文件中，而且存储在非瓦片磁盘上。文件数据的管理模块又分红四个部分，分别是文件数据分配模块，垃圾回收模块，需求队列调度模块以及band/zone布局模块。文件数据分配模块决定数据写的位置。需求队列调度模块高效的调度文件的读写需求以获取更高的文件系统利用率和性能表现。垃圾回收模块则负责回收被释放的空间，在HiSMRfs中，提供了两种垃圾回收方式，一种是基于文件的，一种是基于band的。基于文件的是在空余的地方顺序写，而释放原文件空间。基于band的则是将有用数据从新写在新的band中，释放原来的band。

2.2.2 RAID模块。

相对于传统的RAID系统是在block层面实现的，HiSMRfs则是在文件层实现RAID的功能的。于是HISMRfs可以工做在一系列SMR存储设备上。一次同时，它还提供了很好的容错性。经过文件系统信息的反馈，HISMRfs可以进一步的在错误发生和设备出错方面有更好的性能表现。RAID总体结构以下图所示。

 

 

2.3 strict append

Strict append 是一种相似于日志文件系统的文件管理方式，其总体的结构以下图所示。 

在strict append中，SMR磁盘会被分红多个band，每一个band的大小都是固定的。此外，每一个band都有一个写指针用于新数据的尾部添加。若是band中没有任何的有用的数据，写指针就会重置到band的开头，用于接受新的数据写入。

Strict append SMRfs是基于用户空间的文件系统，整个文件系统的工做流程如上图所示[25]。分为地址隐藏层，地址解释层以及磁盘层。在地址隐藏层包括系统调用模块，buffercache，以及cleaner这三个部分。系统调用模块接受上层用户提交的命令，对相应的作出指导，能够直接更新磁盘层的文件元数据，也能够将命令传递给buffercache。全部的读写操做的文件对象都是放在大小为2GB的buffercache中，而后再将读写命令传递给地址解释层的 band meminfo 模块。Band meminfo模块保留有磁盘的信息，它决定数据写的磁盘位置。根据数据的不一样，存放到磁盘层的不一样位置，unshingled的部分存放的是文件的元数据，shingled部分则是存放的是实际的文件数据 。任何一个文件会依据band id号，band内的偏移量，以及文件的block号这三个量来惟一的肯定文件所处的位置。当数据量到达必定的阈值以后，则须要使用cleaning机制来对磁盘进行清理了。

当文件系统达到以前定义的容量阈值以后，会引起cleaning机制。垃圾回收线程会释放那些可能含有部分有效数据的band。Cleaning经过将须要清除的band中的有用数据移到新的band中，而且将该band的写指针从新指向band的开头部分，以此来达到清除band和释放band空间的效果。同时，垃圾回收线程还会根据新文件的地址更改inode的结构。Cleaning的效果会被不少的因素影响，不一样的cleaning策略也有不一样的cleaning代价。

 

 

3 Host-managed上不固定band SMR磁盘应用

3.1 caveat-scriptor

因为SMR磁盘记录会对下游的数据产生影响，这样虽然增长了单位空间内的磁盘容量，可是也形成了随机写的不方便。Caveat scriptor则是在利用了传统磁盘地址空间上提出了几个磁盘参数[23][24]，可以有效的避免上游数据的写操做对下有数据的影响，可以有效的实现SMR磁盘的随机写功能。

每个LBA都有两个明显的参数：No overlap range 和isolation distance。No overlap range是连续的不重复写的LBA的最小距离；isolation distance是可能存在重叠的LBA中的最大距离，以下图所示 

在给定的caveat scriptor模式中，全部的都有相同的DNOR和DID值，也就是caveat scriptor选择DNOR足够小，DID足够大以知足全部的磁盘。以下图所示

在上图中，DNOR的大小是7，DID的大小是34.咱们根据上述两个参数在磁盘上能够获得磁盘的随机写区域和顺序写区域。band的大小小于DNOR可以获得一个随机的写band，由于LBA都被DID LBAs充分的隔开了，任何在随机写band上的数据不会由于其余块数据的写而对原来写入的数据产生影响。而对于顺序写区域，在磁盘上，上下游都充分的被DID隔开的band可以做为顺序写的band，在这样的band中，没有LBA 会被不一样的band中的LBA重叠破坏。

      参数DID和DNOR知足这样的大小关系 0<=DNOR<=DID。当从区域i到j进行写操做的时候，从max（i+1+DNOR，j+1）到（j + DID）的区域可能被损害。而实际上损害的区域依赖于块的数量，track上写的位置以及track在磁盘上的布局。那么在SMR磁盘上是怎样利用caveat-scriptor实现随机写和顺序写的呢？使用不大于DNOR的块，在这些块的上下游都使用长度为DID的块隔开，这样在长度不大于DNOR的区域内能够执行随机写而不会对下游的数据产生影响。顺序写则是对于任意大小的块，在顺序写区域的上游和下游都放置DID大小的控制块，这样就不只能够实现顺序写，也能够不影响其余区域的随机写。

4 Driver manager of SMR

 

SMR磁盘的稳定随机写性能和更新在磁盘的应用上显得十分重要，为了更好地让SMR取代现存的磁盘并获得普遍应用，不得不从它们出发进行考虑和设计。

4.１传统磁盘SMR的tracks排布

对SMR来讲，在磁盘的盘片上的磁道以瓦片的排布方式被组织[14]，使得它的存储密度增长，可是写磁头定位到一个磁道上比其余标准磁盘显得很大，也就是说写磁头横跨的磁道数目由标准磁盘的一个变成多个，当在一个磁道上进行写操做时，可能会影响相邻磁道上的数据。以下图

对bands进行设计，bands由在同一盘片上的连续tracks组成[15]，即一个band包含几个连续的tracks。磁盘上的全部数据都存储在bands上，相邻的bands之间有k（k的大小由写磁头的宽度决定）个空tracks，做为两个bands的安全间隙。Bands的组成不采用同一柱面的tracks，是由于同一柱面的tracks之间的切换，通过盘片间的切换后，磁头还须要寻找到相应磁道，这样会增长磁盘系统的开销，使得其性能下降。

4.２维持稳定的随机写算法

为了解决SMR随机写的问题，David Hall等人开发了一个数据处理算法[16] 即SMR短块算法（short-block SMR algorithm），该算法涉及到了两个布局:I-region和E-region；主要的存储数据安排I-region上， 在I-region中包含额外tracks，这些额外的tracks一部分用做refresh buffer，用来缓冲旧的数据；另外一部分做为相邻两个I-region的guard tracks，如图2所示。 E-region用来接收从主机来的写请求操做，经过对这两个region分别进行合理的组织安排，可以使得SMR可以维持稳定的随机写性能。首先将请求的写操做暂存在E-region中，给E-region一个合适的清理速率，目的是为E-region接收新的写操做提供充足的空间，使之持续稳定的接收写操做，在对E-region执行清理机制操做时，会引起后台的刷新操做，在I-region相关联的位置开始进行读操做，old data被读到I-region的buffer tracks当中；读操做完成后，把从E-region读出来的写操做写入到I-region的相应位置中，并将old data重写到原来的位置，在I-region的tracks上写的方式是顺序的，当数据更新完成后，E-region中对应的写操做将被清除。

当写块大小小于4时使用这种算法的稳定随机写性能比标准HDD好，超过了这个值性能就开始降低。

为了下降随机写形成的写操做次数，延长写块的长度，又提出了一个贪婪算发：给任意初始状态和一个逻辑track去更新k,选择一个使得写数目最小的做为终态，若是这样的终态不止一个，选择最集中的一个。通常说来，这个值接近N/2。

下图为给定的原始状态图，假定有三个状态,，tracks个数为4，写磁头的宽度为2，各个状态到达每一个终态的写操做次数如图所示。状态1指向状态2，在外侧线上的1/2表明从第一个状态的第一个逻辑track到达终态2须要两次写操做，等等。

 

 

假设3个状态

使用贪婪算法，能够将上图简化成下图，以此达到减小平均写次数提升系统性能的目的。

该算法可以有效地下降随机写的平均次数。

4.３ SMR的数据更新的实现布局

实现数据更新的布局设计，数据更新有两种类型update out-of-place，update in-place。

在SMR中不多采用update out-of-place这种模式，update out-of-place采用了两个region（I-region和E-region），在此以前已经提到，这里不作详细说明。I-region和E-region构成了一个迂回系统[17]，在执行更新操做时，将数据更新到新的地址块，原始的地址块变为无效；虽然能够避免写放大，可是E-region和I-region不得不执行垃圾收集（GC，Garbage Collection）操做来回收无效块和形成的碎片；因为将更新的数据更新到新的位置，逻辑块地址到物理块地址的映射表（LBA-to-PBA mapping table）也所以变得更加复杂。

SMR的更新采用Update in-pace这种模式[18][19]，须要额外的预留空间用来缓冲数据，下图是SMR实现Update in-pace的布局图。

Physical Space Layout for In-place Update SMR

图的左侧是SMR的RAZ结构，相邻的RAZ track之间有k个空tracks（k的值由写磁头的大小决定），即把RAZ作成相似标准HDD的样式,不存在写放大问题。用于缓冲元数据。RAZ实现的两种策略分别为：①将非易失RAM（NVROM）附加到SMR做为一个专用ＲＡＺ②在SMR中，用单独的一个个bands组成专用region做为ＲＡＺ。在执行数据更新操做时，从mapping表中找到相关联的物理地址，把老数据读到缓冲区，再将老数据与新数据合并，最后在相应物理地址上写新数据，刷新老的数据。与update in-place 模式的不一样之处是不须要GC（Garbage Collection）操做，mapping表相对较为简单。

 

4.4 Mapping表的改进

 

经过前面的介绍，咱们可知update in-place模式在提升SMR的性能方面优越于update out-of-place模式，可是update in-place实现须要预留额外的空间，所以为了达到空间与性能平衡，对mapping进行改进设计。

 

逻辑块地址到物理块地址的映射表（LBA-to-PBA mapping table）的改进。逻辑块地址（LBA，Logical Block Address）到物理块地址(PBA，Physical Block Address)映射的设计也是SMR的重要部分。

 

经过前面的介绍，咱们可知update in-place模式在提升SMR的性能方面优越于update out-of-place模式，所以对mapping的改进设计也是基于update in-place模式。

 

假设普通磁盘和SMRs的tracks 组织方式同样，每一个band包含4个tracks，写磁头的宽度为2，band之间有一个空track做为安全隔离带，采用的映射机制依旧为传统的标准磁盘的映射机制，则有[1-100]对应第一个track，[101-200]对应第二个track， [201-300]对应第三个track等等。SMR磁盘的利用率为4/（4+1）=0.8，实际磁盘空间用SG表示，在SMR上执行一次更新可能会招致额外的读和写。如图所示（one band），更新a 会招致2次读，3次写，即写放大问题，写放大计算用WAR （Write Amplification Ratio）表示，SG和WAR的计算以下（N表明磁盘的band包含的tracks数目，W为写磁头的宽度，i的取值为0-（N-1）[20]。

   

 

 

若是改变tracks的使用顺序使得减小写放大问题变得可行，因而，就能够对逻辑块地址到物理块地址的映射表（LBA-to-PBA mapping table）进行改进，来实现tracks使用顺序的改变。

因而就有3种不一样的方案。

第一种方案，当SMR使用容量低于25%时，数据依次存储在磁盘的每一个band的第一个或第四个track上；随着磁盘的使用容量增长，低于50%是将增长的数据依次存储在磁盘的每一个band的第四个或第一个track；当磁盘使用容量增长低于75%时，增长的数据依次存储到磁盘的每一个band的第二个track；随着磁盘使用容量的继续增长，增长的数据存储到第三个track。表如今映射表中为：将磁盘上每一个band上的tracks进行分组（即first track，second track，third track，fourth track），首先连续映射所有的fourth track或者first track，其次连续映射first track或fourth track，接着连续映射second track，最后映射third track。该方案记做R(4123)或R(1423)

第二种方案，当SMR使用容量低于50%时，数据依次存储在磁盘的每一个band的第一个和第四个track上（即存储完第一个band的第一和第四tracks,再存储第二个band的第一和第四tracks，依次类推）；当磁盘使用容量增长低于75%时，增长的数据依次存储到磁盘的每一个band的第二个track；随着磁盘使用容量的继续增长，增长的数据存储到第三个track。表如今映射表中为：将磁盘上每一个band上的tracks进行分组（即first track and fourth track，second track，third track），首先将每一个band的第一和第四track依次排列进行连续映射，其次连续映射second track，最后映射third track。该方案记做14R(23)

第三种方案，当SMR使用容量低于75%时，数据依次存储在磁盘的每一个band的第一个、第二和第四个track上（即存储完第一个band的第1、第二和第四tracks,再存储第二个band的第1、第二和第四tracks，依次类推）；随着磁盘使用容量的继续增长，增长的数据存储到第三个track。表如今映射表中为：将磁盘上每一个band上的tracks进行分组（即first track and fourth track，second track，third track），首先将每一个band的第1、第二和第四track依次排列进行连续映射，其次连续映射second track，最后映射third track。该方案记做124R(3)

这样三种mapping方案，当磁盘使用容量低于50%方案一和方案二使得磁盘性能较好，总体来看第一种方案最好。

4.5.Band compaction的布局及改进算法

Band的清理机制，对于bands的清理机制的基本布局有两种[18][19]。第一种布局：每一个band都附有一个循环日志，经过从日志的尾部到日志的头部移动实时数据来回收自由空间；第二种布局：经过压缩一个或几个完整的bands，将数据存放到少数几个空的band，并将压缩的bands清空释放出来。

 

循环日志结构在band在中的组织安排以下图所示。循环日志包含日志头部和日志尾部日志头部和日志尾部之间有个安全隔离带，由k个空tracks组成（k由写磁头的宽度决定）为了防止在头部进行写操做破坏尾部数据。

Layout in a Band with Circular Log

为了使band的清理机制的效率更高，系统开销下降，使得系统的响应能力获得提升提出了一种数据分类算法[20]。

该算法基于清理机制的第二种布局提出来的，band的清理机制会产生数据的移动，为了下降执行band清理操做致使的数据移动，主要将数据分红三类[20][21]，即free blocks, cold blocks, hot blocks。这样分类的缘由是：cold blocks与hot blocks相比，选择精简压缩hot blocks越少，数据移动的量越少（压缩hot blocks的意义很小，这里不考虑对hot blocks的压缩）； cold blacks与 free blocks相比，cold blacks选择压缩的权重小于free blocks时进行压缩产生的数据移动量会减小。由此产生了cold-weight算法，算法推倒以下：

首先，%free + %cold + %hot = 1

当分别给hot blocks和cold blocks一个whot ，wcold则有：

%free + (wcold × %cold) + (whot × %hot)

将%hot替换掉，能够获得：

%free + (wcold × %cold) + (whot × (1 - %free - %cold))

最右面的式子展开

%free + (wcold × %cold) + whot - (whot × %free) - (whot ×%cold)

由以上分析将whot视做常量对待，忽略不计，合并相同的项。

%free × (1 - whot) + %cold× (wcold - whot)

除以（1 - whot）

%free + %cold × (wcold - whot)/(1 - whot )

将whot视做0，该公式变为：%free + %cold ×wcold

因而Cold-weight算法为当执行band compaction前，由公式计算出的每一个band的值，选出所规定数目的几个值最大的bands,进行清理压缩。

假设有三个数据段，如图，每次只清理压缩一个数据段，此时free blocks和cold blocks的权重相同（cold blocks没设权重），由公式可知选择的压缩的数据段为第一个数据段，不是指望的结果

若是将cold blocks的权重设为0.5，以下图所示。有公式计算可得，选择清理压缩的数据段是第三个数据段，是指望的结果。

 

所以该算法能够减小数据移动，使得band压缩效率更高，同时也提升了系统的响应能力。

 

5 总述SMR磁盘的现阶段成果和研究状态

整个SMR磁盘的研究方向主要是集中在两个方面，一个是在实现与传统系统的兼容的状况下，如何尽量的提升SMR磁盘随机写的性能表现。咱们在文中提到的各类 STL层的策略，包括数据的组织形式，映射方法以及对数据的清理策略都是围绕这一目的来设计和实现的。固然也包括各类host-managed上的各式各样的SMR-friendly文件系统的设计和改进等，也都是为了达到在固定大小的band状况下的良好的随机写性能表现。而另外一个方面则是一种比较新颖的方式，选择不固定大小的band，根据磁盘自身的布局特色，定义参数DID和DNOR来克服SMR磁盘自身会对下游数据写覆盖的缺点，实现SMR磁盘的良好的随机写性能。

现有的ZAC,ZBC已经开始定义和设计实现SMR磁盘的标准。将来可能的研究方向仍是集中在具体的不一样领域上使得SMR磁盘更好的知足在具体领域的使用。