文中提出了一类称为(n,k,f)-SRC(Simple Regenerating Codes) 的再生码，下面通过简述其编解码原理和分析其性能来看看SRC 是如何欺世盗名、利用再生码（RC）在Infocomm12 博取上位的。

一、(n,k,f)-SRC 核心思想

先将数据通过(k,n)-MDS 编码，使其满足(n,k) 性质：即n 个节点中任意k 个节点可以恢复出原始数据；然后通过简单的(f+1,f)-XOR 编码使得满足编码后数据的精确恢复。

二、(4,2,2)-SRC 编码的一个例子

下面以(4,2,2)-SRC 编码为例，来看看SRC 是如何编码的：

1. 首先文件F ，大小为M，等分为分为四份f1 、f2 、f3 和f4，每一份大小为M/2 ；
2. 接着对四份数据两两进行(4,2)-MDS 编码（通过乘以一个2×4 的生成矩阵G 实现的），得到的结果分别为x1、x2、x3、x4 和y1、y2、y3、y4。
3. 对4f 对数据进行异或，得到s_i = x_i+y_i  。
4. 将数据按照每个节点 的方法放置数据。最后两步可以看做是一种垂直编码。

 

三、(4,2,2)-SRC 编码修复一个节点

 

 

假设第一个节点失效，对应的x1，y2，x3+y3 三块数据失效。三块数据都是由对应的另外两块数据恢复得到，比如：

修复的带宽放大倍数和磁盘写放大为2 。（后面我们将知道这个放大倍数即为f ）。当失效其他节点也同样处理。

 

 

 

 

 

 

四、(n,k,2)-SRC 编码

通过将(4,2)-MDS 编码一般化为(n,k)-MDS 编码，可以将节点个数一般化为n 个，而不只限制为4 个。此时f=2。将文件分为两份，每一份数据都是k 的整数大小（可以看做是一个k 大小的数据向量），分别通过(n,k)-MDS 编码为x 和y 数据向量，大小为n 。并计算S= X + Y 。共计得到3n 块数据。按照上节方法放置于n 个节点上，如下图：

 

五、(n,k,f)-SRC 编码

更一般化SRC 编码，将不指定f 的大小，下面我们将知道f 对应着每个节点存储数据块的个数。每个节点会保存f 个数据块和一个XOR 校验块。编码过程如下：

1. 将文件F 分为f 份f1 、f2、…ff ，每份数据大小为k 的整数倍。
2. 将每份文件做(n,k)-MDS 编码，编码后的结果为x⁽¹⁾，x⁽²⁾，…，x^(f) 。
3. 
4. 将第二、第三步产生的(f + 1)n 块数据存储在n 个节点上。存储放置规则和最后结果如下图：

            

从上图可以看出最后两步的编码效率为f/(f+1) ，f 块数据块产生一块校验块s 。而MDS 编码效率为k/n ，所以(n,k,f)-SRC 编码效率为k·f/n·(f+1) 。

(n,k,f)-SRC 修复一个节点就不细说了，基本思想就是将失去的数据块所在的对角线上的f 个剩余数据块下载下来，然后通过异或计算得到原始的数据块（不难发现对角线上实际上是一个RAID 5 ）。

 

六、为什么说(n,k,f)-SRC 不是再生码

前面已经有一些文章介绍再生码了，再生码是通过组合数据块达到存储高效和修复带宽高效的一类编码。SRC 的确是对数据块进行了编码组合，但在高效的修复带宽面前走的太远了，修复一个数据块需要f 倍的数据是不能接受的，在f > k 的情况下，其修复带宽比MDS 还要差，这是SRC 不是再生码的一个主要表现。

第二看作者自己拿出来进行比较的一个参数磁盘访问Disk Access，这是修复一个数据节点所访问磁盘容量和节点容量的比值，(n,k)-MDS 的磁盘访问为k，则修复一个节点（容量为M/k）需要访问k×M/k = M 大小的磁盘；(n,k,f)-SRC 修复一个节点需要访问2(f+1)M/k 磁盘，当2f>n-1 时，SRC 在磁盘访问上要差于再生码。下面是文中列出来的一个SRC 和其他编码的性能比较。

SRC 宣称自己打破了exact repair 中码率小于等于1/2 的限制，可以达到任意高码率。但估计看完文章的人都会发现这只是一个噱头，SRC 偷换了exact repair 的概念，对MDS 之后的编码块进行了exact repair。实现任意高的码率在理论上是可以的因为MDS 的码率是可以任意高的。

还有一个很重要否定了SRC 是再生码的因素就是既然SRC 不是最小存储再生码MSR，也不是最小带宽再生码MBR，也没有达到其他再生码存储和修复带宽的均衡，怎么能说是再生码呢？

综上所述，SRC 只是一个想披着再生码皮的普通网络编码。