以下转载于《计算机世界》3月26日之《网络存储》赠刊。
深入分析各种raid模式
中国航信研发中心 冬瓜头
本文从低层原理上，深入透析了目前存在的7种raid模式的组成原理，结构，并深刻分析了各种级别相对于单盘IO速率的变化。
Raid0
Raid0是这样一种模式：我们拿5块盘的raid0为例子。
上图中5个竖条，分别代表5个磁盘上的一个extent，也就是竖条的意思，每个磁盘被逻辑的划分为N个这种extent。然后再在磁盘相同偏移的extent上，横向逻辑分割，形成strip，一个strip横跨过的extent个数，称为strip lenth，而一个strip和一个extent交叉带，称为一个segment，一个segment中所包含的data block个数，称为strip depth。Data block，可以是N倍个扇区大小的容量，应该可以调节，或者不可调，随控制器而定。
Raid0便是将一系列连续编号的data block，分布到多个物理磁盘上，扩散IO，提高性能。其分布的方式，如图所示：这个例子中，条带深度为4，则0、1、2、3号data block，被放置到第一个条带的第一个segment中，然后4、5、6、7号block，放置到第一个条带的第二个segment中，依此类推，条带1放满后，继续放条带2。这种特性，称为“局部连续”，因为block只有在一个segment中是物理连续的，逻辑连续，就需要跨物理磁盘了。
对外来说，参与形成raid0的各个物理盘，会组成一个逻辑上连续，物理上也连续的虚拟磁盘。磁盘控制器对这个虚拟磁盘发出的指令，都被raid控制器截获，分析，根据block映射关系公式，转换成对组成raid0的各个物理盘的真实物理IO请求指令，收集或写入数据之后，再提交给主机磁盘控制器。
Rai0还有另一种非条带化模式，即写满其中一块物理磁盘之后，再接着写另一块，直到所有组成磁盘全部写满。这种模式，对IO写没有任何优化，但是对IO读，能提高一定的并发IO读几率。
在进一步讲述raid0和其他raid级别之前，我们先来看一下IO的种类。IO按照可以分为：读/写IO，大/小块IO，连续/随机IO，顺序/并发IO。下面我们来分别介绍每一种IO。
读/写IO，这个就不用多说了，读IO，就是发指令，从磁盘读取某段扇区的内容。指令一般是通知磁盘开始扇区位置，然后给出需要从这个初始扇区往后读取的连续扇区个数，同时给出动作是读，还是写。磁盘收到这条指令，就会按照指令的要求，读或者写数据。控制器发出的这种指令＋数据，就是一次IO，读或者写。
大/小块IO，指控制器的指令中给出的连续读取扇区数目的多少，如果数目很大，比如128，64等等，就应该算是大块IO，如果很小，比如1，4，8等等，就应该算是小块IO，大块和小块之间，没有明确的界限。
连续/随机IO，连续和随机，是指本次IO给出的初始扇区地址，和上一次IO的结束扇区地址，是不是完全连续的，或者相隔不多的，如果是，则本次IO应该算是一个连续IO，如果相差太大，则算一次随机IO。连续IO，因为本次初始扇区和上次结束扇区相隔很近，则磁头几乎不用换道或换道时间极短；如果相差太大，则磁头需要很长的换道时间，如果随机IO很多，导致磁头不停换道，效率大大降底。
顺序/并发IO，这个的意思是，磁盘控制器每一次对磁盘组发出的指令套（指完成一个事物所需要的指令或者数据），是一条还是多条。如果是一条，则控制器缓存中的IO队列，只能一个一个的来，此时是顺序IO；如果控制器可以同时对磁盘组中的多块磁盘，同时发出指令套，则每次就可以执行多个IO，此时就是并发IO模式。并发IO模式提高了效率和速度。
说完了4种IO模式，我们再来说2个概念：
IO并发几率。单盘，IO并发几率为0，因为一块磁盘同时只可以进行一次IO。对于raid0，2块盘情况下，条带深度比较大的时候（条带太小不能并发IO，下面会讲到），并发2个IO的几率为1/2。其他情况请自行运算。
IOPS。一个IO所用的时间＝寻道时间＋数据传输时间。IOPS＝IO并发系数/（寻道时间＋数据传输时间），由于寻道时间相对传输时间，大几个数量级，所以影响IOPS的关键因素，就是降底寻道时间，而在连续IO的情况下，寻道时间很短，仅在换磁道时候需要寻道。在这个前提下，传输时间越少，IOPS就越高。
每秒IO吞吐量。显然，每秒IO吞吐量＝IOPS乘以平均IO SIZE。Io size越大，IOPS越高，每秒IO吞吐量就越高。设磁头每秒读写数据速度为V，V为定值。则IOPS＝IO并发系数/（寻道时间＋IO SIZE/V），代入，得每秒IO吞吐量＝IO并发系数乘IO SIZE乘V/（V乘寻道时间＋IO SIZE）。我们可以看出影响每秒IO吞吐量的最大因素，就是IO SIZE和寻道时间，IO SIZE越大，寻道时间越小，吞吐量越高。相比能显著影响IOPS的因素，只有一个，就是寻道时间。
下面我们来具体分析一个从上到下访问raid0磁盘的过程。假如某一时刻，主机控制器发出指令：读取初始扇区10000
长度128。Raid控制器接受到这个指令之后，立即进行计算，根据对应公式（这个公式是raid控制器在做逻辑条带化的时候制定的）算出10000号扇区所对应的物理磁盘的扇区号，然后依次计算出逻辑上连续的下128个扇区所在物理磁盘的扇区号，之后，分别向对应这些扇区的磁盘，再次发出指令，这次是真实的读取数据了，磁盘接受到指令，各自将数据提交给raid控制器，经过控制器在cache种的组合，再提交给主机控制器。
分析以上过程，我们发现，如果这128个扇区，都落在同一个segment中的话，也就是说条带深度容量大于128个扇区的容量（64K），则这次IO就只能真实的从这一块物理盘上读取，性能和单盘相比会减慢，因为没有任何优化，反而还增加了raid控制器额外的计算开销。所以要提升性能，让一个IO尽量扩散到多块物理盘上，就要减小条带深度，磁盘数量不变的条件下，也就是减小条带大小strip size。让这个IO的数据被控制器分割，同时放满第一个segment、第二块物理磁盘上的第二个segment。。。。。。。依此类推，这样就能极大的占用多块物理盘。在这里大家可能存在一个误区，就是总是以为控制器是先放满第一个segment，再放满第二个segment，其实是同时进行的，因为控制器把每块盘要写入或者读取的数据都计算好了，是同时进行的。所以，raid0要提升性能，条带做的越小越好。但是这里又一个矛盾出现了，就是条带太小，导致并发IO几率降底，因为如果条带太小，则每次IO一定会占用大部分物理盘，而队列中的IO就只能等待这次IO结束后才能使用物理盘。而条带太大，又不能充分提高传输速度，这两个是一对矛盾，按照需求来采用不同的方式。
我们接着分析raid0相对于单盘的性能变化。根据以上总结出来的公式，可以推得以下表格：
RAID0 IOPS | 读 | 写 | ||||||
并发IO | 顺序IO | 并发IO | 顺序IO | |||||
随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | |
Io size/strip size较大 | 不支持 | 不支持 | 提升极小 | 提升了N乘系数倍 | 不支持 | 不支持 | 提升极小 | 提升了N乘系数倍 |
Io size/strip size较小 | 提升了（1＋并发系数）倍 | 提升了（1＋并发系数＋系数）系数倍 | 提升极小 | 提升了系数倍 | 提升了（1＋并发系数）倍 | 提升了（1＋并发系数＋系数）倍 | 提升极小 | 提升了系数倍 |
[size=10.5pt]Raid1
[size=10.5pt]Raid1是这样一种模式，我们拿[size=10.5pt]2块盘的例子来说明：[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]Raid1和[size=10.5pt]raid0不同，[size=10.5pt]raid0对数据没有任何保护措施，每个[size=10.5pt]block都没有备份或者校验保护措施。[size=10.5pt]Raid对虚拟逻辑盘上的每个物理[size=10.5pt]block，都在物理盘上有一份镜像备份。也就是说数据有两份。对于[size=10.5pt]raid1的写[size=10.5pt]IO，速度不但没有提升，而且有所下降，因为数据要同时向多块物理盘写，时间以最慢的你个为准，因为是同步的。而对于[size=10.5pt]raid1的读[size=10.5pt]IO请求，不但可以并发，而且就算顺序[size=10.5pt]IO的时候，控制器也可以象[size=10.5pt]raid0一样，从两块物理盘上同时读数据，提升速度。[size=10.5pt]Raid1没有[size=10.5pt]srip的概念。同样我们总结出一个表格：[size=10.5pt]
RAID1 IOPS | 读 | 写 | ||||||
并发IO | 顺序IO | 并发IO | 顺序IO | |||||
随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | |
提升N或者并发系数倍 | 提升N倍或者并发系数 | 提升极小 | 提升了N倍 | 不支持 | 事物性IO可并发，提升并发系数倍 | 没有提升 | 没有提升 | |
[size=10.5pt]
在读、并发[size=10.5pt]IO的模式下，由于可以并发[size=10.5pt]N个[size=10.5pt]IO，每个[size=10.5pt]IO占用一个物理盘，这就相当于提升了[size=10.5pt]N倍的[size=10.5pt]IOPS。由于每个[size=10.5pt]IO只独占了一个物理盘，所以速度相对于单盘并没有改变，所以不管是随机还是顺序[size=10.5pt]IO，相对单盘都不变。[size=10.5pt]
在读、顺序[size=10.5pt]IO、随机[size=10.5pt]IO模式下，由于[size=10.5pt]IO不能并发，所以此时一个[size=10.5pt]IO可以同时读取[size=10.5pt]N个盘上的内容，但是是在随机[size=10.5pt]IO模式下，那么寻道时间影响很大，纵使同时分块读取多个磁盘的内容，也架不住寻道时间的抵消，所以性能提升极小[size=10.5pt]
在读、顺序[size=10.5pt]IO、连续[size=10.5pt]IO模式下，寻道时间影响到了最低，此时传输速率为主要矛盾，同时读取多块磁盘的数据，时间减少为[size=10.5pt]1/N，所以性能提升了[size=10.5pt]N倍。[size=10.5pt]
写[size=10.5pt]IO的时候和读[size=10.5pt]IO情况相同，就不做分析了。写[size=10.5pt]IO因为要同时向每块磁盘写入备份数据，所以不能并发[size=10.5pt]IO，也不能分块并行。但是如果控制器把优化算法做到极至的话，还是可以并发[size=10.5pt]IO的，比如控制器从[size=10.5pt]IO队列中提取连续的多个[size=10.5pt]IO，可以将这些[size=10.5pt]IO合并，并发写入磁盘。前提这几个[size=10.5pt]IO必须是事物性的，也就是说[size=10.5pt]LBA必须连续，不然不能作为一个大的合并[size=10.5pt]IO，而且和文件系统也有关系，文件系统碎片越少，并发几率越高。[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]Raid2
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]raid2是一种比较特殊的[size=10.5pt]raid模式，他是一种专用[size=10.5pt]raid，现在早已被淘汰。他的基本思想是，[size=10.5pt]IO到来之后，控制器将数据分割开，在每块物理磁盘读或者写[size=10.5pt]1bit。这里有个疑问，磁盘的最小[size=10.5pt]IO单位是扇区，[size=10.5pt]512字节，如何写入[size=10.5pt]1bit呢？其实这个写入[size=10.5pt]1bit，并非只写入[size=10.5pt]1bit。我们知道上层[size=10.5pt]IO，可以先经过文件系统，然后才通过磁盘控制器驱动来向磁盘发出[size=10.5pt]IO，最终的[size=10.5pt]IO大小，都是[size=10.5pt]N倍的扇区，也就是[size=10.5pt]Nx512字节，[size=10.5pt]N大于等于[size=10.5pt]1，不可能发生[size=10.5pt]N小于[size=10.5pt]1的情况，即使你需要的数据只有几个字节，那么也同样要读出或者写入整个扇区，也就是[size=10.5pt]512字节。明白这个原则之后，我们再来看一下[size=10.5pt]raid2中所谓的“每个磁盘写[size=10.5pt]1bit”是个什么概念。[size=10.5pt]IO最小单位为扇区，[size=10.5pt]512字节，我们就拿一个[size=10.5pt]4块数据盘＋[size=10.5pt]3块校验盘的[size=10.5pt]raid2系统给大家来说明一下。这个环境中，[size=10.5pt]raid2的一个条带大小是[size=10.5pt]4bit（[size=10.5pt]1bit乘[size=10.5pt]4块数据盘），而[size=10.5pt]IO最小单位是一个扇区，那么如果分别向每块盘写[size=10.5pt]1bit，就需要分别向每块盘写一个扇区，每个扇区只包含[size=10.5pt]1bit有效数据，这显然是不好的，因为太浪费空间，没有意义。因为[size=10.5pt]IO数据到来时，我们拿以下[size=10.5pt]IO请求为例：写入初始扇区10000
长度1，这个IO目的是要向LBA10000写入一个扇区的数据，也就是512字节。Raid2控制器接受到这512字节的数据之后，先将其放入cache，然后计算需要写入的物理磁盘的信息，比如定位到物理扇区，分割数据成bit，然后一次性写入物理磁盘扇区。也就是说第一块物理盘，控制器会写入本次IO数据的第1、5、9、13、17、21。。。。。。。。。。。等等位，第二块物理盘会写入2、6、10、14、18、22。。。。。。。。。。等等位，其他两块物理盘同样方式写入。直到这样将数据写完。我们可以计算出来，这512字节的数据写完之后，此时每块物理盘只包含128字节的数据，也就是一个扇区的四分之一，那么这个扇区剩余的部分，就是空的。如果要利用起这部分空间，那么等下次IO到来之后，控制器对数据进行bit分割，将要填入这些空白区域的数据，控制器将首先读出原来的数据，然后和新数据合并之后，一并再写回这个扇区，这样做效率和速度都大打折扣。我们可以发现，其实raid2就是将原本连续的一个扇区的数据，以位为单位，分割存放到不连续的多块物理盘上，因为这样可以全组并行读写，提高性能。每个物理磁盘扇区其实是包含了N个扇区的“残体”。那么如果出现需要更新这个IO的4个扇区中某一个扇区的情况，怎么办？这种情况下，必须先读出原来的数据，和新数据合并，然后在一并写入。其实这种情况出现的非常少。我们知道上层IO的产生，一般是需要先经过os的文件系统，然后才到磁盘控制器这一层的。所以磁盘控制器产生的IO，一般都是事务性的，也就是这个IO中的所有扇区，很大几率上对于上层文件系统来说，是一个完整的事务，所以很少会发生只针对这个事务中某一个原子进行读写的情况。这样的话，每次IO很大几率都会包含入这些逻辑上连续的扇区的，所以不必担心经常会发生那种情况，即便发生了，控制器也只能按照那种低效率的做法来做，不过总体影响较小。但是如果随机IO比较多，那么这些IO初始LBA，很有可能就会命中在一个两个事务交接的扇区处，这种情况，就导致速度和效率大大降低了。连续IO出现这种情况的几率非常小了。
[size=10.5pt]Raid2因为每次读写都需要全组磁盘联动，所以为了最大化其性能，最好保证每块磁盘主轴同步，使得同一时刻每块磁盘磁头所处的扇区逻辑编号都一致，并存并取，达到最佳性能，如果不能同步，则会产生等待，影响速度。[size=10.5pt]
基于[size=10.5pt]raid2的并存并取的特点，[size=10.5pt]raid2不能实现并发[size=10.5pt]IO，因为每次[size=10.5pt]IO都占用了每块物理磁盘。[size=10.5pt]
[size=10.5pt]Raid2的校验盘对系统不产生瓶颈，但是产生延迟，因为多了计算校验的动作。校验位和数据位是一同并行写入或者读取的。[size=10.5pt]Raid2采用海明码来校验数据，这种码可以判断修复一位错误的数据，并且使用校验盘的数量太多，[size=10.5pt]4块数据盘需要[size=10.5pt]3块校验盘，但是随着数据盘数量的增多，校验盘所占的比例会显著减小。[size=10.5pt]
[size=10.5pt]Raid2和[size=10.5pt]raid0有些不同，[size=10.5pt]raid0不能保证每次[size=10.5pt]IO都是多磁盘并行，因为[size=10.5pt]raid0的分块相对[size=10.5pt]raid2以位为单位来说是太大了，而[size=10.5pt]raid2由于她每次[size=10.5pt]IO都保证是多磁盘并行，所以其数据传输率是单盘的[size=10.5pt]N倍，为了最好的利用这个特性，就需要将这个特性的主导地位体现出来，而根据IOPS＝IO并发系数/（寻道时间＋数据传输时间），寻道时间比数据传输时间大几个数量级，所以为了体现数据传输时间减少这个优点，就必须避免寻道时间的影响，而避免其影响的最佳做法就是：尽量产生连续IO而不是随机IO，所以，raid2最适合连续IO的情况。另外，根据每秒IO吞吐量＝IO并发系数乘IO SIZE乘V/（V乘寻道时间＋IO SIZE），如果将IO size也增大，则每秒IO吞吐量也将显著提高。所以，raid2最适合的应用，就是：产生连续IO，大块IO的情况，不言而喻，文件服务，视频流服务等等这些应用，适合raid2，不过，raid2的缺点太多，比如校验盘数量多，算法复杂等等，它逐渐的被raid3替代了。[size=10.5pt]
RAID2 IOPS | 读 | 写 | ||||
顺序IO | 顺序IO | |||||
非事务性随机IO | 事务性随机IO | 连续IO | 非事务性随机IO | 事务性随机IO | 连续IO | |
IO满足公式条件 | 提升极小 | 提升极小 | 提升N倍 | 性能降低 | 提升极小 | 提升N倍 |
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]Raid3
[size=10.5pt]
由于[size=10.5pt]raid2缺点比较多，比如非事务性[size=10.5pt]IO对他的影响，校验盘数量太多等等。[size=10.5pt]Raid2的劣势，就在于它的将数据以[size=10.5pt]bit为单位，分割，将原本物理连续的扇区，转变成物理不连续，逻辑连续的，这样就导致了它对非事务性[size=10.5pt]IO的效率低下。为了从根本上解决这个问题，[size=10.5pt]raid3出现了。既然要从根本上解决这个问题，首先就是需要抛弃[size=10.5pt]raid2对扇区进行分散的做法。[size=10.5pt]Raid3保留了扇区的物理连续。[size=10.5pt]Raid2将数据以[size=10.5pt]bit为单位分割，这样为了保证每次[size=10.5pt]IO占用全部磁盘的并行性。而[size=10.5pt]raid3同样也保留了这个特点，但是没有以[size=10.5pt]bit为单位来分散数据，而就是以扇区或者几个扇区为单位来分散数据。[size=10.5pt]Raid3还采用了高效的[size=10.5pt]XOR校验算法，但是这种算法只能判断数据是否有误，不能判断出哪一位有误，更不能修正。[size=10.5pt]XOR校验使得[size=10.5pt]raid3不管多少块数据盘，只需要一块校验盘就足够了。[size=10.5pt]
[size=10.5pt]Raid3的每一个条带，其长度很小，深度为[size=10.5pt]1。这样的话，每个[size=10.5pt]segment的大小一般就是[size=10.5pt]1个扇区或者几个扇区的容量。以上图的例子来看，[size=10.5pt]4块数据盘，一块校验盘，每个[size=10.5pt]segment，也就是图中的一个[size=10.5pt]block portion，假如为[size=10.5pt]2个扇区大小，也就是[size=10.5pt]1k，则整个条带大小为[size=10.5pt]4k，如果一个[size=10.5pt]segment大小为[size=10.5pt]8个扇区，即[size=10.5pt]4k，则整个条带大小为[size=10.5pt]16K。[size=10.5pt]
我们还是用一个例子来说明[size=10.5pt]raid3的作用机制。比如，一个[size=10.5pt]4数据盘，[size=10.5pt]1校验盘的[size=10.5pt]raid3系统，[size=10.5pt]segment size为[size=10.5pt]2个扇区大小即[size=10.5pt]1k。[size=10.5pt]raid3控制器接受到了这么一个[size=10.5pt]IO：写入初始扇区10000
长度8，即总数据量为8乘512字节＝4k。则控制器先定位LBA10000所对应的真实物理LBA，假如LBA10000恰好在第一个条带的第一个segment的第一个扇区上，那么控制器将这个IO数据里的第1、2个512字节写入这个扇区，同一时刻，第3、4个512字节会被同时写入这个条带的第二个segment中的两个扇区，其后的数据同样被写入第3、4个segment中，此时恰好是4k的数据量。也就是说这4k的IO数据，同时被写入了4块磁盘，每块磁盘写入了两个扇区，也就是一个segment，他们是并行写入的，包括校验盘，也是并行写入的，所以raid3的校验盘没有瓶颈，但是有延迟，因为增加了计算校验的开销。但现代控制器一般都使用专用的XOR硬件电路而不是cpu来计算xor，这样就使得延迟降到最低。上面那个情况是IO size刚好等于一个条带大小的时候，如果IO size小于一个条带大小呢？我们接着分析，还是刚才那个环境，此时控制器接收到IO大小为2K的写入请求，也就是4个连续扇区，那么控制器就只能同时写入两个磁盘了，因为每个盘上的segment是2个扇区，其他两个磁盘此时就是空闲的，也只能得到两倍的单盘传输速率。我们再来看看IO size大于一个条带大小的情况，会发生什么。还是那个环境，控制器收到的IO size＝16k。则控制器一次所能并行写入的，是4k，这16k就需要分4批来写入4个条带。其实这里的分4批写入，不是先后，而还是同时，也就是这16k中的第1、5、9、13k将由控制器连续写入磁盘1，第2、6、10、14k，连续写入磁盘2，依此类推，直到16k数据全部写完，是并行一次写完，这样校验盘也可以一次性计算校验值并且和数据一同并行写入。而不是“分批”。
通过比较，我们发现，与其使得IO size小于一个条带的大小，空闲一些磁盘，不如使得Io size大于或者等于条带大小，使得没有磁盘空余。因为上层IO size是不受控的，控制器说了不算，但是条带大小是控制器说了算的，所以如果将条带大小减少到很小，比如2个扇区，一个扇区，则每次上层IO，一般情况下都会占用所有磁盘，进行并发传输。可以提供和raid2一样的传输速度，并避免raid2的诸多缺点。Raid3和raid2一样，不能并发IO，因为一个IO要占用全部盘，就算IO size小于strip size，因为校验盘的独享，也不能并发IO。[size=10.5pt]
RAID3 IOPS | 读 | 写 | ||||||
并发IO | 顺序IO | 并发IO | 顺序IO | |||||
随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | |
Io size大于strip size | 不支持 | 不支持 | 提升极小 | 提升了N倍 | 不支持 | 不支持 | 提升极小 | 提升了N倍 |
Io size小于strip size | 不支持 | 事物性IO可并发，提升并发系数倍 | 提升极小 | 提升了N乘IO size/strip size倍 | 不支持 | 事物性IO可并发，提升并发系数倍 | 提升极小 | 提升了N乘IO size/strip size倍 |
和[size=10.5pt]raid2一样，[size=10.5pt]raid3同样也是最适合连续大块[size=10.5pt]IO的环境，但是它比[size=10.5pt]raid2成本更低，更容易部署。[size=10.5pt]
具体分析：[size=10.5pt]
不管任何形式的[size=10.5pt]raid，只要是面对随机[size=10.5pt]IO，其性能比单盘没有大的优势，因为[size=10.5pt]raid作所的只是提高传输速率，并发[size=10.5pt]IO，容错。随机[size=10.5pt]IO只能靠降低单个物理磁盘的寻道时间来解决。而[size=10.5pt]raid不能优化寻道时间。所以随机[size=10.5pt]IO，[size=10.5pt]raid3也同样没有优势。[size=10.5pt]
连续[size=10.5pt]IO，因为寻道时间的影响因素可以忽略，[size=10.5pt]raid3最拿手，因为象[size=10.5pt]raid2一样，[size=10.5pt]raid3可以大大加快数据传输速率，因为他是多盘并发读写。所以理论上可以相对单盘提高[size=10.5pt]N倍的速率。[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
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[size=10.5pt]
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[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]
[size=10.5pt]Raid4
[size=10.5pt]
不管是[size=10.5pt]Raid2还是[size=10.5pt]raid3，他们都是为了大大提高数据传输率而设计，而不能并发[size=10.5pt]IO。诸如数据库等等应用，他们的特点就是随机[size=10.5pt]IO和小块[size=10.5pt]IO。想提高这种环境的[size=10.5pt]IOPS，根据公式：IOPS＝IO并发系数/（寻道时间＋数据传输时间），随机读导致寻道时间很大，靠提高传输许率已经不是办法。所以观察这个公式，想在随机IO频发的环境中提高IOPS，唯一能够做的，只有提高IO并发系数，不能并发IO的，想办法让他并发IO，并发系数小的，想办法提高系数。[size=10.5pt]
在[size=10.5pt]raid3的基础上，[size=10.5pt]raid4被发展起来。我们分析[size=10.5pt]raid3的性能的时候，曾经提到过一种情况，就是[size=10.5pt]io size小于[size=10.5pt]strip size的时候，此时有磁盘处于空闲状态，而如果抓住这个现象，同时让队列中的下一个[size=10.5pt]IO来利用这些空闲的磁盘，岂不是正好达到并发[size=10.5pt]IO的效果了么？所以[size=10.5pt]raid4将一个[size=10.5pt]segment的大小做的比较大，以至于平均[size=10.5pt]IO size总是小于[size=10.5pt]strip size，这样就能保证每个[size=10.5pt]IO少占用磁盘，甚至一个[size=10.5pt]IO只占用一个磁盘。[size=10.5pt]
是的，这个思想对于读[size=10.5pt]IO是对路子的，但是对于写[size=10.5pt]IO的话，有一个很难克服的问题，那就是校验盘的争用。考虑这样一种情况：[size=10.5pt]4块数据盘＋[size=10.5pt]1块校验盘组成的[size=10.5pt]raid4系统，某时刻一个[size=10.5pt]IO占用了前两块盘＋校验盘，此时虽然后两块是空闲的，可以同时接受新的[size=10.5pt]IO请求，但是如果接受了新的[size=10.5pt]IO请求，则新[size=10.5pt]IO请求同样也要使用校验盘，由于一块物理磁盘不能同时处理多个[size=10.5pt]IO，所以新[size=10.5pt]IO虽然占有了数据盘的写权限，但是写校验盘的时候，仍然要等旧[size=10.5pt]IO写完后，才能写入校验，新[size=10.5pt]IO才能完成，这样的话，就和顺序[size=10.5pt]IO无异了，数据盘可并发而校验盘不可并发，这样不能实现并发[size=10.5pt]IO。[size=10.5pt]
下面我们来说几个概念。[size=10.5pt]
整条写、重构写与读改写[size=10.5pt]
整条写（[size=10.5pt]Full-stripe Write）：整条写需要修改奇偶校验群组中所有的条带单元，因此新的奇偶校验值可以根据所有新的条带数据计算得到。不需要额外的读、写操作。因此，整条写是最有效的写类型。整条写的例子，比如[size=10.5pt]raid2，[size=10.5pt]raid3。他们每次[size=10.5pt]IO总是几乎能保证占用所有盘，因此每个条带上的每个[size=10.5pt]segment都被写更新，所以控制器可以直接利用这些更新的数据计算出校验数据之后，在数据被写入数据盘的同时，将计算好的校验信息写入校验盘。[size=10.5pt]
重构写（[size=10.5pt]Reconstruct Write）：如果要写入的磁盘数目超过阵列磁盘数目的一半，采取重构写方式。在重构写中，从这个条带中不需要修改的[size=10.5pt]segment中读取原来的数据，再和本条带中所有需要修改的[size=10.5pt]segment上的新数据计算奇偶校验值，并将新的[size=10.5pt]segment数据和没有更改过的[size=10.5pt]segment数据以及新的奇偶校验值一并写入。显然，重构写要牵涉更多的[size=10.5pt]I/O操作，因此效率比整条写低。重构写的例子，比如[size=10.5pt]raid4中，如果数据盘为[size=10.5pt]8块，某时刻一个[size=10.5pt]IO只更新了一个条带的[size=10.5pt]6个[size=10.5pt]segment，剩余两个没有更新，则重构写模式下，会将没有被更新的两个[size=10.5pt]segment的数据读出，和需要更新的前[size=10.5pt]6个[size=10.5pt]segment的数据计算出校验数据，然后将这[size=10.5pt]8个[size=10.5pt]segment连同校验数据一并写入磁盘。可以看出，这个操作只是多出了读两个[size=10.5pt]segment中数据的操作。[size=10.5pt]
读改写（[size=10.5pt]Read-Modify Write）：如果要写入的磁盘数目不足阵列磁盘数目的一半，采取读改写方式。读改写过程如下：（[size=10.5pt]1）从需要修改的[size=10.5pt]segment上读取旧的数据；（[size=10.5pt]2）从条带上读取旧的奇偶校验值；（[size=10.5pt]3）根据旧数据、旧校验值和需要修改的[size=10.5pt]segment上的新数据计算这个条带上的新的校验值；（[size=10.5pt]4）写入新的数据和新的奇偶校验值。这个过程中包含读取、修改、写入的一个循环周期，因此称为读改写。读改写计算新校验值的公式为：新数据的校验数据＝（老数据[size=10.5pt] EOR新数据）[size=10.5pt] EOR老校验数据。如果待更新的[size=10.5pt]segment已经超过了条带中总[size=10.5pt]segment数量的一半，则此时不适合使用读改写，因为读改写需要读出这些[size=10.5pt]segment中的数据和校验数据，而如果采用重构写，只需要读取剩余不准备更新数据的[size=10.5pt]segment中的数据即可，而后者数量比前者要少，所以超过一半，用重构写，不到一半，用读改写。整条更新，就用整条写。写效率：整条写[size=10.5pt]>重构写[size=10.5pt]>读改写。[size=10.5pt]
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明白了这些概念之后，我们就可以继续深入理解[size=10.5pt]raid4了。如果仅仅根据争用校验盘来下结论说[size=10.5pt]raid4不支持并发[size=10.5pt]IO，在经过了以上三个概念的描述之后，看来显然是片面的。我们设想这样一种情形，某时刻一个[size=10.5pt]IO只占用了全部磁盘的几块盘，另一些磁盘空闲，如果此时让队列中下一个[size=10.5pt]IO等待的话，那么当然不可实现并发[size=10.5pt]IO。此时我们考虑：如果队列中有这样一个[size=10.5pt]IO，它需要更新的[size=10.5pt]LBA目标和正在进行的[size=10.5pt]IO恰好在同一条带上，并且处于空闲磁盘，而又不冲突，那么此时我们恰好就可以让这个[size=10.5pt]IO也搭一下正在进行的[size=10.5pt]IO的顺风车，反正都是要更新这个条带的校验[size=10.5pt]segment，与其两个[size=10.5pt]IO先后更新，不如让他们同时更新各自的数据[size=10.5pt]segment，而控制器负责计算本条带的校验块。这样就完美的达到了[size=10.5pt]IO并发。但是，有个问题，这种情况遇到的几率真是小之又小。即便如此，控制器如果可以对队列中的[size=10.5pt]IO目标[size=10.5pt]LBA进行扫描，将目标处于同一条带的[size=10.5pt]IO，让其并发写入，这就多少类似[size=10.5pt]NCQ技术了，不过这种技术需要上层软件的配合，因为乱序[size=10.5pt]IO，会失去事务的顺序性，所以还需要上层软件作一些处理。[size=10.5pt]
除了在控制器内部实现这种算法之外，我们还可以直接在上层来实现这种模式。上层就是指操作系统的文件系统。因为文件系管理着底层磁盘。文件系统决定数据写往磁盘上的哪些扇区。所以完全可以在文件系统这个层次上，将两个不同事物的[size=10.5pt]IO写操作，尽量放到相同的条带上，也就是说，比如一个条带大小为[size=10.5pt]16k，可以前[size=10.5pt]8k放一个[size=10.5pt]IO的数据，后[size=10.5pt]8k放也另一个[size=10.5pt]IO的数据，这两个[size=10.5pt]IO在经过文件系统的计算之后，经由磁盘控制器驱动程序，向磁盘发出同时写入整个条带的操作，这样就构成了整条写，如果实在不能占满整条，那么也应该尽量达成重构写模式，这样不但并发了[size=10.5pt]IO，还使得写效率增加。这种在文件系统专门为[size=10.5pt]raid4做出优化的方案，最点型的就是[size=10.5pt]netapp公司的磁盘阵列操作系统[size=10.5pt]data ontap，这个操作系统中文件系统模块称为[size=10.5pt]WAFL。WAFL文件系统的设计方式确保能够最大限度地减少校验盘寻址操作。上图右半部对比显示了WAFL如何分配同样的数据块，从而使得RAID 4更加有效。WAFL总是把相关的数据块写到彼此邻近的条带中，消除校验盘上的长时间寻址操作。只要可能，WAFL也把多重数据块写到同样的条带中，从而进一步减少校验盘上的阻塞。FFS在上图左半部中使用六道独立的条带，因此致使六个校验盘块需要更新。上图右半部中，WAFL使用仅仅3道条带，即只有三个校验块需要更新。从而大大提高了RAID性能，消除了校验盘瓶颈。[size=10.5pt]
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RAID4 IOPS | 读 | 写 | ||||||
特别优化的并发IO | 顺序IO | 特别优化的并发IO | 顺序IO | |||||
随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | |
Io size/strip size较大 | 冲突 | 冲突 | 提升极小 | 提升了N倍 | 冲突 | 冲突 | 没有提升 | 提升了N倍 |
Io size/strip size较小 | 提升极小 | 提升并发系数倍 | 几乎没有提升 | 几乎没有提升 | 提升并发系数倍 | 提升并发系数乘N倍 | 性能降底 | 性能降底 |
值得注意的是，如果[size=10.5pt]io size/strip size的值太小，则顺序[size=10.5pt]IO读，不管是连续还是随机[size=10.5pt]IO，几乎都没有提升。顺序[size=10.5pt]IO写，性能下降，因为[size=10.5pt]io size很小，又是顺序[size=10.5pt]IO，则只能进行读改写，性能降底不少。[size=10.5pt]
所以，如果要使用[size=10.5pt]raid4，不进行特别优化，是不行的，至少要让他可以进行并发[size=10.5pt]IO。我们观察表格可知，并发[size=10.5pt]IO模式下，性能都有所提升。然而如果要优化到并发几率很高，实则不容易。目前只有[size=10.5pt]netapp的[size=10.5pt]WAFL文件系统还在使用[size=10.5pt]raid4，其他产品均未见使用。面临淘汰，取而代之的是拥有高并发几率的[size=10.5pt]raid5系统。[size=10.5pt]
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[size=10.5pt]Raid5
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为了解决[size=10.5pt]raid4系统不能并发[size=10.5pt]IO困难的窘境，[size=10.5pt]raid5相应而出。[size=10.5pt]Raid4并发困难，是因为他的校验盘争用的问题，如果能找到一种机制，能有效解决这个问题，则实现并发就会非常容易。[size=10.5pt]Raid5恰恰解决了校验盘争用这个问题。[size=10.5pt]Raid5采用分布式校验盘的做法，将校验盘打散在[size=10.5pt]raid组中的每块磁盘上。如图所示。每个条带都有一个校验[size=10.5pt]segment，但是不同条带中其位置不同，在相邻条带之间循环分布。为了保证并发[size=10.5pt]IO，[size=10.5pt]raid5同样将条带大小做的较大，以保证每次[size=10.5pt]IO数据不会占满整个条带，造成队列其他[size=10.5pt]IO等待。所以，[size=10.5pt]raid5如果要保证高并发率，那么每个[size=10.5pt]IO几乎都是读改写模式，尤其是在随机[size=10.5pt]IO的情况下，所以[size=10.5pt]raid5拥有较高的写惩罚，但是在随机[size=10.5pt]IO频发的环境下，仍然能保持较高的[size=10.5pt]IOPS。[size=10.5pt]
们来分析一下[size=10.5pt]raid5具体的作用机制。以上图为例的环境，条带大小[size=10.5pt]80k，每个[size=10.5pt]segment大小[size=10.5pt]16k。某一时刻，上层产生一个写[size=10.5pt]IO：写入初始扇区10000
长度8，即写入4k的数据。控制器收到这个IO之后，首先定位真实LBA地址，假设定位到了第1个条带的第2个segment（位于图中的磁盘2）的第1个扇区（仅仅是假设），则控制器首先对这个segment所在的磁盘发起IO写请求，读出这8个扇区中原来的数据到cache，与此同时控制器也向这个条带的校验segment所在的磁盘（即图中的磁盘1）发起IO读请求，读出对应的校验扇区数据并保存到cache，随后利用XOR校验电路来计算新的校验数据，利用公式：新数据的校验数据＝（老数据[size=10.5pt] EOR新数据）[size=10.5pt] EOR老校验数据。现在[size=10.5pt]cache中存在：老数据，新数据，老校验数据，新校验数据。然后控制器立即再次向相应的磁盘同时发起[size=10.5pt]IO写请求，将新数据写入数据[size=10.5pt]segment，将新校验数据写入校验[size=10.5pt]segment，并删除老数据和老校验数据。[size=10.5pt]
在上述过程中，这个[size=10.5pt]IO占用的，始终只有[size=10.5pt]1、[size=10.5pt]2两块盘，因为所要更新的数据[size=10.5pt]segment我们假设位于[size=10.5pt]2盘的[size=10.5pt]1条带的[size=10.5pt]2号[size=10.5pt]segment，而这个条带对应的校验[size=10.5pt]segment位于[size=10.5pt]1盘，自始至终其他任何磁盘都没有用到。那么如果此时队列中有这么一个[size=10.5pt]IO，他的[size=10.5pt]LBA初始目标假如位于图中下方红框所示的数据[size=10.5pt]segment中（[size=10.5pt]4盘），[size=10.5pt]IO长度也不超过[size=10.5pt]segment的大小，而这个条带对应的校验[size=10.5pt]segment位于[size=10.5pt]3盘上，这两块盘未被其他任何[size=10.5pt]IO占用，所以，此时控制器就可以并发的处理这个[size=10.5pt]IO，和上方红框所示的[size=10.5pt]IO，达到并发。[size=10.5pt]
[size=10.5pt]Raid5相对于经过特别优化的[size=10.5pt]raid4来说，在底层就实现了并发，可以脱离文件系统的干预，任何文件系统的[size=10.5pt]IO，都可以实现高并发几率，而不像基于[size=10.5pt]wafl文件系统的[size=10.5pt]raid4，需要在文件系统上规划计算出并发环境。[size=10.5pt]
[size=10.5pt]Raid5磁盘数量越多，可并发的几率就越大。[size=10.5pt]
RAID5 IOPS | 读 | 写 | ||||||
并发IO | 顺序IO | 并发IO | 顺序IO | |||||
随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | 随机IO | 连续IO | |
Io size近似strip size | 不支持 | 不支持 | 提升极小 | 提升了N倍 | 不支持 | 不支持 | 提升极小 | 提升了N倍 |
IO size大于segment size重构写 | 提升并发系数倍 | 提升并发系数倍 | 几乎没有提升 | 提升了IO size/segment size倍 | 提升并发系数倍 | 提升并发系数倍 | 性能下降 | 提升极小 |
Io size小于segment size读改写 | 提升并发系数倍 | 提升并发系数倍 | 提升极小 | 没有提升 | 提升并发系数倍 | 提升并发系数倍 | 性能下降 | 性能下降 |
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[size=10.5pt]Raid6
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[size=10.5pt]raid6之前的任何[size=10.5pt]raid级别，最多能保障在坏掉一块盘的时候，数据仍然可以访问，但是如果同时坏掉两块盘，则数据将会丢失。为了增加[size=10.5pt]raid5的保险系数，[size=10.5pt]raid6被创立。[size=10.5pt]Raid6比[size=10.5pt]raid5多增加了一块校验盘，同时也是分布打散在每块盘上，用另一个方程式来计算新的校验数据，这样，[size=10.5pt]raid6同时在一个条带上保存了两份数学上不相关的校验数据，这样能够保证同时坏两块盘的情况下，数据依然可以通过联立这两个数学关系等式来求解丢失的数据。[size=10.5pt]Raid6较[size=10.5pt]raid5在写的时候，会同时读取或者写入额外的一份校验数据，不过由于是并行同时操作，所以比[size=10.5pt]raid5慢不了多少。其他特性和[size=10.5pt]raid5类似。[size=10.5pt]
RAID6 |