Linux的I/O優化知識

IO性能對于一個系統的影響是至關重要的。一個系統經過多項優化以后，瓶頸往往落在數據庫；而數據庫經過多種優化以后，瓶頸最終會落到IO。而IO性能的發展，明顯落后于CPU的發展。Memchached也好，NoSql也好，這些流行技術的背后都在直接或者間接地回避IO瓶頸，從而提高系統性能。

一、IO 系統的分層

上圖層次比較多，但總的就是三部分。磁盤（存儲）、VM（卷管理）和文件系統。專有名詞不好理解，打個比方說：磁盤就相當于一塊待用的空地；LVM相當于空地上的圍墻（把空地劃分成多個部分）；文件系統則相當于每塊空地上建的樓房（決定了有多少房間、房屋編號如何，能容納多少人住）；而房子里面住的人，則相當于系統里面存的數據。1.1 文件系統—數據如何存放？對應了上圖的File System和Buffer Cache。File System（文件系統）：解決了空間管理的問題，即：數據如何存放、讀取。Buffer Cache：解決數據緩沖的問題。對讀，進行cache，即：緩存經常要用到的數據；對寫，進行buffer，緩沖一定數據以后，一次性進行寫入。1.2 VM—磁盤空間不足了怎么辦？對應上圖的Vol Mgmt。VM其實跟IO沒有必然聯系。他是處于文件系統和磁盤（存儲）中間的一層。VM屏蔽了底層磁盤對上層文件系統的影響。當沒有VM的時候，文件系統直接使用存儲上的地址空間，因此文件系統直接受限于物理硬盤，這時如果發生磁盤空間不足的情況，對應用而言將是一場噩夢，不得不新增硬盤，然后重新進行數據復制。而VM則可以實現動態擴展，而對文件系統沒有影響。另外，VM也可以把多個磁盤合并成一個磁盤，對文件系統呈現統一的地址空間，這個特性的殺傷力不言而喻。1.3 存儲—數據放在哪兒？如何訪問？如何提高IO速度？對應上圖的Device Driver、IO Channel和Disk Device數據最終會放在這里，因此，效率、數據安全、容災是這里需要考慮的問題。而提高存儲的性能，則可以直接提高物理IO的性能。1.4? Logical IO vs Physical IO邏輯IO是操作系統發起的IO，這個數據可能會放在磁盤上，也可能會放在內存（文件系統的Cache）里。物理IO是設備驅動發起的IO，這個數據最終會落在磁盤上。邏輯IO和物理IO不是一一對應的。

二、IO 模型

這部分的東西在網絡編程經常能看到，不過在所有IO處理中都是類似的。2.1 IO請求的兩個階段等待資源階段：IO請求一般需要請求特殊的資源（如磁盤、RAM、文件），當資源被上一個使用者使用沒有被釋放時，IO請求就會被阻塞，直到能夠使用這個資源。使用資源階段：真正進行數據接收和發生。

2.2 在等待數據階段，IO分為阻塞IO和非阻塞IO。

阻塞IO：資源不可用時，IO請求一直阻塞，直到反饋結果（有數據或超時）。非阻塞IO：資源不可用時，IO請求離開返回，返回數據標識資源不可用

2.3 在使用資源階段，IO分為同步IO和異步IO。

同步IO：應用阻塞在發送或接收數據的狀態，直到數據成功傳輸或返回失敗。異步IO：應用發送或接收數據后立刻返回，數據寫入OS緩存，由OS完成數據發送或接收，并返回成功或失敗的信息給應用。

2.4 按照Unix的5個IO模型劃分

阻塞IO
非阻塞IO
IO復用
信號驅動的IO
異步IO

從性能上看，異步IO的性能無疑是最好的。2.5 各種IO的特點阻塞IO：使用簡單，但隨之而來的問題就是會形成阻塞，需要獨立線程配合，而這些線程在大多數時候都是沒有進行運算的。非阻塞IO：采用輪詢方式，不會形成線程的阻塞。同步IO：同步IO保證一個IO操作結束之后才會返回，因此同步IO效率會低一些，但是對應用來說，編程方式會簡單。異步IO：由于異步IO請求只是寫入了緩存，從緩存到硬盤是否成功不可知，因此異步IO相當于把一個IO拆成了兩部分，一是發起請求，二是獲取處理結果。因此，對應用來說增加了復雜性。但是異步IO的性能是所有很好的，而且異步的思想貫穿了IT系統放放面面。詳細參考：Linux網絡IO精華指南

三、最重要的三個指標

?3.1 IOPSIOPS，即每秒鐘處理的IO請求數量。IOPS是隨機訪問類型業務（OLTP類）很重要的一個參考指標。3.12 一塊物理硬盤能提供多少IOPS？從磁盤上進行數據讀取時，比較重要的幾個時間是：尋址時間（找到數據塊的起始位置），旋轉時間（等待磁盤旋轉到數據塊的起始位置），傳輸時間（讀取數據的時間和返回的時間）。其中尋址時間是固定的（磁頭定位到數據的存儲的扇區即可），旋轉時間受磁盤轉速的影響，傳輸時間受數據量大小的影響和接口類型的影響（不同的硬盤接口速度不同），但是在隨機訪問類業務中，他的時間也很少。因此，在硬盤接口相同的情況下，IOPS主要受限于尋址時間和傳輸時間。以一個15K的硬盤為例，尋址時間固定為4ms，旋轉時間為60s/15000*1/2（最多轉半圈）=2ms，一般計算IOPS都忽略傳輸時間。1000ms/6ms=167個IOPS。3.13 OS的一次IO請求對應物理硬盤一個IO嗎？在沒有文件系統、沒有VM（卷管理）、沒有RAID、沒有存儲設備的情況下，這個答案還是成立的。但是當這么多中間層加進去以后，這個答案就不是這樣了。物理硬盤提供的IO是有限的，也是整個IO系統存在瓶頸的最大根源。所以，如果一塊硬盤不能提供，那么多塊在一起并行處理，這不就行了嗎？確實是這樣的。可以看到，越是高端的存儲設備的cache越大，硬盤越多，一方面通過cache異步處理IO，另一方面通過盤數增加，盡可能把一個OS的IO分布到不同硬盤上，從而提高性能。文件系統則是在cache上會影響，而VM則可能是一個IO分布到多個不同設備上（Striping）。所以，一個OS的IO在經過多個中間層以后，發生在物理磁盤上的IO是不確定的。可能是一對一個，也可能一個對應多個。3.14 IOPS能算出來嗎？對單塊磁盤的IOPS的計算沒有沒問題，但是當系統后面接的是一個存儲系統時、考慮不同讀寫比例，IOPS則很難計算，而需要根據實際情況進行測試。主要的因素有：存儲系統本身有自己的緩存。緩存大小直接影響IOPS，理論上說，緩存越大能cache的東西越多，在cache命中率保持的情況下，IOPS會越高。RAID級別。不同的RAID級別影響了物理IO的效率。讀寫混合比例。對讀操作，一般只要cache能足夠大，可以大大減少物理IO，而都在cache中進行；對寫操作，不論cache有多大，最終的寫還是會落到磁盤上。因此，100%寫的IOPS要越獄小于100%的讀的IOPS。同時，100%寫的IOPS大致等同于存儲設備能提供的物理的IOPS。一次IO請求數據量的多少。一次讀寫1KB和一次讀寫1MB，顯而易見，結果是完全不同的。當時上面N多因素混合在一起以后，IOPS的值就變得撲朔迷離了。所以，一般需要通過實際應用的測試才能獲得。3.2 IO Response Time即IO的響應時間。IO響應時間是從操作系統內核發出一個IO請求到接收到IO響應的時間。因此，IO Response time除了包括磁盤獲取數據的時間，還包括了操作系統以及在存儲系統內部IO等待的時間。一般看，隨IOPS增加，因為IO出現等待，IO響應時間也會隨之增加。對一個OLTP系統，10ms以內的響應時間，是比較合理的。下面是一些IO性能示例：一個8K的IO會比一個64K的IO速度快，因為數據讀取的少些。一個64K的IO會比8個8K的IO速度快，因為前者只請求了一個IO而后者是8個IO。串行IO會比隨機IO快，因為串行IO相對隨機IO說，即便沒有Cache，串行IO在磁盤處理上也會少些操作。需要注意，IOPS與IO Response Time有著密切的聯系。一般情況下，IOPS增加，說明IO請求多了，IO Response Time會相應增加。但是會出現IOPS一直增加，但是IO Response Time變得非常慢，超過20ms甚至幾十ms，這時候的IOPS雖然還在提高，但是意義已經不大，因為整個IO系統的服務時間已經不可取。3.3 Throughput為吞吐量。這個指標衡量標識了最大的數據傳輸量。如上說明，這個值在順序訪問或者大數據量訪問的情況下會比較重要。尤其在大數據量寫的時候。吞吐量不像IOPS影響因素很多，吞吐量一般受限于一些比較固定的因素，如：網絡帶寬、IO傳輸接口的帶寬、硬盤接口帶寬等。一般他的值就等于上面幾個地方中某一個的瓶頸。3.4 一些概念3.41 IO Chunk Size即單個IO操作請求數據的大小。一次IO操作是指從發出IO請求到返回數據的過程。IO Chunk Size與應用或業務邏輯有著很密切的關系。比如像Or acle一類數據庫，由于其block size一般為8K，讀取、寫入時都此為單位，因此，8K為這個系統主要的IO Chunk Size。IO Chunk Size小，考驗的是IO系統的IOPS能力；IO Chunk Size大，考驗的時候IO系統的IO吞吐量。3.42 Queue Deep熟悉數據庫的人都知道，SQL是可以批量提交的，這樣可以大大提高操作效率。IO請求也是一樣，IO請求可以積累一定數據，然后一次提交到存儲系統，這樣一些相鄰的數據塊操作可以進行合并，減少物理IO數。而且Queue Deep如其名，就是設置一起提交的IO請求數量的。一般Queue Deep在IO驅動層面上進行配置。Queue Deep與IOPS有著密切關系。Queue Deep主要考慮批量提交IO請求，自然只有IOPS是瓶頸的時候才會有意義，如果IO都是大IO，磁盤已經成瓶頸，Queue Deep意義也就不大了。一般來說，IOPS的峰值會隨著Queue Deep的增加而增加(不會非常顯著)，Queue Deep一般小于256。3,43 隨機訪問（隨機IO）、順序訪問（順序IO）隨機訪問的特點是每次IO請求的數據在磁盤上的位置跨度很大（如：分布在不同的扇區），因此N個非常小的IO請求（如：1K），必須以N次IO請求才能獲取到相應的數據。順序訪問的特點跟隨機訪問相反，它請求的數據在磁盤的位置是連續的。當系統發起N個非常小的IO請求（如：1K）時，因為一次IO是有代價的，系統會取完整的一塊數據（如4K、8K），所以當第一次IO完成時，后續IO請求的數據可能已經有了。這樣可以減少IO請求的次數。這也就是所謂的預取。隨機訪問和順序訪問同樣是有應用決定的。如數據庫、小文件的存儲的業務，大多是隨機IO。而視頻類業務、大文件存取，則大多為順序IO。3.44 選取合理的觀察指標：以上各指標中，不用的應用場景需要觀察不同的指標，因為應用場景不同，有些指標甚至是沒有意義的。隨機訪問和IOPS:?在隨機訪問場景下，IOPS往往會到達瓶頸，而這個時候去觀察Throughput，則往往遠低于理論值。順序訪問和Throughput：在順序訪問的場景下，Throughput往往會達到瓶頸（磁盤限制或者帶寬），而這時候去觀察IOPS，往往很小。

文件系統各有不同，其最主要的目標就是解決磁盤空間的管理問題，同時提供高效性、安全性。如果在分布式環境下，則有相應的分布式文件系統。Linux上有ext系列，Windows上有Fat和NTFS。如圖為一個linux下文件系統的結構。其中VFS（Virtual File System）是Linux Kernel文件系統的一個模塊，簡單看就是一個Adapter，對下屏蔽了下層不同文件系統之間的差異，對上為操作系統提供了統一的接口.中間部分為各個不同文件系統的實現。再往下是Buffer Cache和Driver。

詳細學習：深入理解Linux 的Page Cache

四、文件系統的結構

各種文件系統實現方式不同，因此性能、管理性、可靠性等也有所不同。下面為Linux Ext2（Ext3）的一個大致文件系統的結構。

Boot Block存放了引導程序。Super Block存放了整個文件系統的一些全局參數，如：卷名、狀態、塊大小、塊總數。他在文件系統被mount時讀入內存，在umount時被釋放。

上圖描述了Ext2文件系統中很重要的三個數據結構和他們之間的關系。Inode：Inode是文件系統中最重要的一個結構。如圖，他里面記錄了文件相關的所有信息，也就是我們常說的meta信息。包括：文件類型、權限、所有者、大小、atime等。Inode里面也保存了指向實際文件內容信息的索引。其中這種索引分幾類：

直接索引：直接指向實際內容信息，公有12個。因此如果，一個文件系統block size為1k，那么直接索引到的內容最大為12k
間接索引
兩級間接索引
三級間接索引

如圖：

Directory代表了文件系統中的目錄，包括了當前目錄中的所有Inode信息。其中每行只有兩個信息，一個是文件名，一個是其對應的Inode。需要注意，Directory不是文件系統中的一個特殊結構，他實際上也是一個文件，有自己的Inode，而它的文件內容信息里面，包括了上面看到的那些文件名和Inode的對應關系。如下圖： ?

Data Block即存放文件的時間內容塊。Data Block大小必須為磁盤的數據塊大小的整數倍，磁盤一般為512字節，因此Data Block一般為1K、2K、4K。Buffer & Cache雖然Buffer和Cache放在一起了，但是在實際過程中Buffer和Cache是完全不同了。Buffer一般對于寫而言，也叫“緩沖區”，緩沖使得多個小的數據塊能夠合并成一個大數據塊，一次性寫入；Cache一般對于讀而且，也叫“緩存”，避免頻繁的磁盤讀取。如圖為Linux的free命令，其中也是把Buffer和Cache進行區分，這兩部分都算在了free的內存。

Buffer CacheBuffer Cache中的緩存，本質與所有的緩存都是一樣，數據結構也是類似，下圖為VxSF的一個Buffer Cache結構。

這個數據結構與memcached和Oracle SGA的buffer何等相似。左側的hash chain完成數據塊的尋址，上方的的鏈表記錄了數據塊的狀態。Buffer vs Direct I/O文件系統的Buffer和Cache在某些情況下確實提高了速度，但是反之也會帶來一些負面影響。一方面文件系統增加了一個中間層，另外一方面，當Cache使用不當、配置不好或者有些業務無法獲取cache帶來的好處時，cache則成為了一種負擔。適合Cache的業務：串行的大數據量業務，如：NFS、FTP。不適合Cache的業務：隨機IO的業務。如：Oracle，小文件讀取。塊設備、字符設備、裸設備這幾個東西看得很暈，找了一些資料也沒有找到很準確的說明。從硬件設備的角度來看，

塊設備就是以塊（比如磁盤扇區）為單位收發數據的設備，它們支持緩沖和隨機訪問（不必順序讀取塊，而是可以在任何時候訪問任何塊）等特性。塊設備包括硬盤、CD-ROM 和 RAM 盤。
字符設備則沒有可以進行物理尋址的媒體。字符設備包括串行端口和磁帶設備，只能逐字符地讀取這些設備中的數據。

從操作系統的角度看（對應操作系統的設備文件類型的b和c），

# ls -l /dev/*lvbrw------- 1 root system 22, 2 May 15 2007 lvcrw------- 2 root system 22, 2 May 15 2007 rlv

塊設備能支持緩沖和隨機讀寫。即讀取和寫入時，可以是任意長度的數據。最小為1byte。對塊設備，你可以成功執行下列命令：dd if=/dev/zero of=/dev/vg01/lv bs=1 count=1。即：在設備中寫入一個字節。硬件設備是不支持這樣的操作的（最小是512），這個時候，操作系統首先完成一個讀取（如1K，操作系統最小的讀寫單位，為硬件設備支持的數據塊的整數倍），再更改這1k上的數據，然后寫入設備。
字符設備只能支持固定長度數據的讀取和寫入，這里的長度就是操作系統能支持的最小讀寫單位，如1K，所以塊設備的緩沖功能，這里就沒有了，需要使用者自己來完成。由于讀寫時不經過任何緩沖區，此時執行dd if=/dev/zero of=/dev/vg01/lv bs=1 count=1，這個命令將會出錯，因為這里的bs（block size）太小，系統無法支持。如果執行dd if=/dev/zero of=/dev/vg01/lv bs=1024 count=1，則可以成功。這里的block size有OS內核參數決定。

如上，相比之下，字符設備在使用更為直接，而塊設備更為靈活。文件系統一般建立在塊設備上，而為了追求高性能，使用字符設備則是更好的選擇，如Oracle的裸設備使用。裸設備裸設備也叫裸分區，就是沒有經過格式化、沒有文件系統的一塊存儲空間。可以寫入二進制內容，但是內容的格式、其中信息的組織等問題，需要使用它的人來完成。文件系統就是建立在裸設備之上，并完成裸設備空間的管理。CIOCIO即并行IO（Concurrent IO）。在文件系統中，當某個文件被多個進程同時訪問時，就出現了Inode競爭的問題。一般地，讀操作使用的共享鎖，即：多個讀操作可以并發進行，而寫操作使用排他鎖。當鎖被寫進程占用時，其他所有操作均阻塞。因此，當這樣的情況出現時，整個應用的性能將會大大降低。如圖：

?CIO就是為了解決這個問題。而且CIO帶來的性能提高直逼裸設備。當文件系統支持CIO并開啟CIO時，CIO默認會開啟文件系統的Direct IO，即：讓IO操作不經過Buffer直接進行底層數據操作。由于不經過數據Buffer，在文件系統層面就無需考慮數據一致性的問題，因此，讀寫操作可以并行執行。在最終進行數據存儲的時候，所有操作都會串行執行，CIO把這個事情交個了底層的driver。

?LVM（邏輯卷管理），位于操作系統和硬盤之間，LVM屏蔽了底層硬盤帶來的復雜性。最簡單的，LVM使得N塊硬盤在OS看來成為一塊硬盤，大大提高了系統可用性。LVM的引入，使得文件系統和底層磁盤之間的關系變得更為靈活，而且更方便關系。LVM有以下特點：

統一進行磁盤管理。按需分配空間，提供動態擴展。
條帶化（Striped）
鏡像（mirrored）
快照（snapshot）

LVM可以做動態磁盤擴展，想想看，當系統管理員發現應用空間不足時，敲兩個命令就完成空間擴展，估計做夢都要笑醒：）LVM的磁盤管理方式

LVM中有幾個很重要的概念：

PV（physical volume）：物理卷。在LVM中，一個PV對應就是操作系統能看見的一塊物理磁盤，或者由存儲設備分配操作系統的lun。一塊磁盤唯一對應一個PV，PV創建以后，說明這塊空間可以納入到LVM的管理。創建PV時，可以指定PV大小，即可以把整個磁盤的部分納入PV，而不是全部磁盤。這點在表面上看沒有什么意義，但是如果主機后面接的是存儲設備的話就很有意義了，因為存儲設備分配的lun是可以動態擴展的，只有當PV可以動態擴展，這種擴展性才能向上延伸。
VG（volume group）：卷組。一個VG是多個PV的集合，簡單說就是一個VG就是一個磁盤資源池。VG對上屏蔽了多個物理磁盤，上層是使用時只需考慮空間大小的問題，而VG解決的空間的如何在多個PV上連續的問題。
LV（logical volume）：邏輯卷。LV是最終可供使用卷，LV在VG中創建，有了VG，LV創建是只需考慮空間大小等問題，對LV而言，他看到的是一直聯系的地址空間，不用考慮多塊硬盤的問題。

有了上面三個，LVM把單個的磁盤抽象成了一組連續的、可隨意分配的地址空間。除上面三個概念外，還有一些其他概念：

PE（physical extend）: 物理擴展塊。LVM在創建PV，不會按字節方式去進行空間管理。而是按PE為單位。PE為空間管理的最小單位。即：如果一個1024M的物理盤，LVM的PE為4M，那么LVM管理空間時，會按照256個PE去管理。分配時，也是按照分配了多少PE、剩余多少PE考慮。
LE（logical extend）：邏輯擴展塊。類似PV，LE是創建LV考慮，當LV需要動態擴展時，每次最小的擴展單位。

對于上面幾個概念，無需刻意去記住，當你需要做這么一個東西時，這些概念是自然而然的。PV把物理硬盤轉換成LVM中對于的邏輯（解決如何管理物理硬盤的問題），VG是PV的集合（解決如何組合PV的問題），LV是VG上空間的再劃分（解決如何給OS使用空間的問題）；而PE、LE則是空間分配時的單位。

如圖，為兩塊18G的磁盤組成了一個36G的VG。此VG上劃分了3個LV。其PE和LE都為4M。其中LV1只用到了sda的空間，而LV2和LV3使用到了兩塊磁盤。串聯、條帶化、鏡像

?串聯（Concatenation）:?按順序使用磁盤，一個磁盤使用完以后使用后續的磁盤。條帶化（Striping）:?交替使用不同磁盤的空間。條帶化使得IO操作可以并行，因此是提高IO性能的關鍵。另外，Striping也是RAID的基礎。如：VG有2個PV，LV做了條帶數量為2的條帶化，條帶大小為8K，那么當OS發起一個16K的寫操作時，那么剛好這2個PV對應的磁盤可以對整個寫入操作進行并行寫入。

Striping帶來好處有：并發進行數據處理。讀寫操作可以同時發送在多個磁盤上，大大提高了性能。Striping帶來的問題：

數據完整性的風險。Striping導致一份完整的數據被分布到多個磁盤上，任何一個磁盤上的數據都是不完整，也無法進行還原。一個條帶的損壞會導致所有數據的失效。因此這個問題只能通過存儲設備來彌補。
條帶大小的設定很大程度決定了Striping帶來的好處。如果條帶設置過大，一個IO操作最終還是發生在一個磁盤上，無法帶來并行的好處；當條帶設置國小，本來一次并行IO可以完成的事情會最終導致了多次并行IO。

鏡像（mirror）如同名字。LVM提供LV鏡像的功能。即當一個LV進行IO操作時，相同的操作發生在另外一個LV上。這樣的功能為數據的安全性提供了支持。如圖，一份數據被同時寫入兩個不同的PV。

使用mirror時，可以獲得一些好處：

讀取操作可以從兩個磁盤上獲取，因此讀效率會更好些。
數據完整復雜了一份，安全性更高。

但是，伴隨也存在一些問題:

所有的寫操作都會同時發送在兩個磁盤上，因此實際發送的IO是請求IO的2倍
由于寫操作在兩個磁盤上發生，因此一些完整的寫操作需要兩邊都完成了才算完成，帶來了額外負擔。
在處理串行IO時，有些IO走一個磁盤，另外一些IO走另外的磁盤，一個完整的IO請求會被打亂，LVM需要進行IO數據的合并，才能提供給上層。像一些如預讀的功能，由于有了多個數據獲取同道，也會存在額外的負擔。

快照（Snapshot）

?快照如其名，他保存了某一時間點磁盤的狀態，而后續數據的變化不會影響快照，因此，快照是一種備份很好手段。但是快照由于保存了某一時間點數據的狀態，因此在數據變化時，這部分數據需要寫到其他地方，隨著而來回帶來一些問題。關于這塊，后續存儲也涉及到類似的問題，后面再說。這部分值得一說的是多路徑問題。IO部分的高可用性在整個應用系統中可以說是最關鍵的，應用層可以壞掉一兩臺機器沒有問題，但是如果IO不通了，整個系統都沒法使用。如圖為一個典型的SAN網絡，從主機到磁盤，所有路徑上都提供了冗余，以備發生通路中斷的情況。 ?

如上圖結構，由于存在兩條路徑，對于存儲劃分的一個空間，在OS端會看到兩個（兩塊磁盤或者兩個lun）。可怕的是，OS并不知道這兩個東西對應的其實是一塊空間，如果路徑再多，則OS會看到更多。還是那句經典的話，“計算機中碰到的問題，往往可以通過增加的一個中間層來解決”，于是有了多路徑軟件。他提供了以下特性：

把多個映射到同一塊空間的路徑合并為一個提供給主機
提供fail over的支持。當一條通路出現問題時，及時切換到其他通路
提供load balance的支持。即同時使用多條路徑進行數據傳送，發揮多路徑的資源優勢，提高系統整體帶寬。

Fail over的能力一般OS也可能支持，而load balance則需要與存儲配合，所以需要根據存儲不同配置安裝不同的多通路軟件。多路徑除了解決了高可用性，同時，多條路徑也可以同時工作，提高系統性能。Raid很基礎，但是在存儲系統中占據非常重要的地位，所有涉及存儲的書籍都會提到RAID。RAID通過磁盤冗余的方式提高了可用性和可高性，一方面增加了數據讀寫速度，另一方面增加了數據的安全性。RAID 0對數據進行條帶化。使用兩個磁盤交替存放連續數據。因此可以實現并發讀寫，但帶來的問題是如果一個磁盤損壞，另外一個磁盤的數據將失去意義。RAID 0最少需要2塊盤。

RAID 1對數據進行鏡像。數據寫入時，相同的數據同時寫入兩塊盤。因此兩個盤的數據完全一致，如果一塊盤損壞，另外一塊盤可以頂替使用，RAID 1帶來了很好的可靠性。同時讀的時候，數據可以從兩個盤上進行讀取。但是RAID 1帶來的問題就是空間的浪費。兩塊盤只提供了一塊盤的空間。RAID 1最少需要2塊盤。

RAID?5使用多余的一塊校驗盤。數據寫入時，RAID 5需要對數據進行計算，以便得出校驗位。因此，在寫性能上RAID 5會有損失。但是RAID 5兼顧了性能和安全性。當有一塊磁盤損壞時，RAID 5可以通過其他盤上的數據對其進行恢復。

如圖可以看出，右下角為p的就是校驗數據。可以看到RAID 5的校驗數據依次分布在不同的盤上，這樣可以避免出現熱點盤（因為所有寫操作和更新操作都需要修改校驗信息，如果校驗都在一個盤做，會導致這個盤成為寫瓶頸，從而拖累整體性能，RAID 4的問題）。RAID 5最少需要3塊盤。RAID 6

RAID 6與RAID 5類似。但是提供了兩塊校驗盤（下圖右下角為p和q的）。安全性更高，寫性能更差了。RAID 0最少需要4塊盤。

RAID 10（Striped mirror）RAID 10是RAID 0 和RAID 1的結合，同時兼顧了二者的特點，提供了高性能，但是同時空間使用也是最大。RAID 10最少需要4塊盤。需要注意，使用RAID 10來稱呼其實很容易產生混淆，因為RAID 0+1和RAID 10基本上只是兩個數字交換了一下位置，但是對RAID來說就是兩個不同的組成。因此，更容易理解的方式是“Striped mirrors”，即：條帶化后的鏡像——RAID 10；或者“mirrored stripes”，即：鏡像后的條帶化。比較RAID 10和RAID 0+1，雖然最終都是用到了4塊盤，但是在數據組織上有所不同，從而帶來問題。RAID 10在可用性上是要高于RAID 0+1的：

RAID 0+1 任何一塊盤損壞，將失去冗余。如圖4塊盤中，右側一組損壞一塊盤，左側一組損壞一塊盤，整個盤陣將無法使用。而RAID 10左右各損壞一塊盤，盤陣仍然可以工作。
RAID 0+1 損壞后的恢復過程會更慢。因為先經過的mirror，所以左右兩組中保存的都是完整的數據，數據恢復時，需要完整恢復所以數據。而RAID 10因為先條帶化，因此損壞數據以后，恢復的只是本條帶的數據。如圖4塊盤，數據少了一半。

RAID 50RAID 50 同RAID 10，先做條帶化以后，在做RAID 5。兼顧性能，同時又保證空間的利用率。RAID 50最少需要6塊盤。

總結：

RAID與LVM中的條帶化原理上類似，只是實現層面不同。在存儲上實現的RAID一般有專門的芯片來完成，因此速度上遠比LVM塊。也稱硬RAID。
如上介紹，RAID的使用是有風險的，如RAID 0，一塊盤損壞會導致所有數據丟失。因此，在實際使用中，高性能環境會使用RAID 10，兼顧性能和安全；一般情況下使用RAID 5（RAID 50），兼顧空間利用率和性能；

DAS、SAN和NAS

DAS：有PATA、SATA、SAS等，主要是磁盤數據傳輸協議。

單臺主機。在這種情況下，存儲作為主機的一個或多個磁盤存在，這樣局限性也是很明顯的。由于受限于主機空間，一個主機只能裝一塊到幾塊硬盤，而硬盤空間時受限的，當磁盤滿了以后，你不得不為主機更換更大空間的硬盤。
獨立存儲空間。為了解決空間的問題，于是考慮把磁盤獨立出來，于是有了DAS（Direct Attached Storage），即：直連存儲。DAS就是一組磁盤的集合體，數據讀取和寫入等也都是由主機來控制。但是，隨之而來，DAS又面臨了一個他無法解決的問題——存儲空間的共享。接某個主機的JBOD（Just a Bunch Of Disks，磁盤組），只能這個主機使用，其他主機無法用。因此，如果DAS解決空間了，那么他無法解決的就是如果讓空間能夠在多個機器共享。因為DAS可以理解為與磁盤交互，DAS處理問題的層面相對更低。使用協議都是跟磁盤交互的協議
獨立的存儲網絡。為了解決共享的問題，借鑒以太網的思想，于是有了SAN（Storage Area Network），即：存儲網絡。對于SAN網絡，你能看到兩個非常特點，一個就是光纖網絡，另一個是光纖交換機。SAN網絡由于不會之間跟磁盤交互，他考慮的更多是數據存取的問題，因此使用的協議相對DAS層面更高一些。光纖網絡：對于存儲來說，與以太網很大的一個不同就是他對帶寬的要求非常高，因此SAN網絡下，光纖成為了其連接的基礎。而其上的光纖協議相比以太網協議而言，也被設計的更為簡潔，性能也更高。光纖交換機：這個類似以太網，如果想要做到真正的“網絡”，交換機是基礎。
網絡文件系統。存儲空間可以共享，那文件也是可以共享的。NAS（Network attached storage）相對上面兩個，看待問題的層面更高，NAS是在文件系統級別看待問題。因此他面的不再是存儲空間，而是單個的文件。因此，當NAS和SAN、DAS放在一起時，很容易引起混淆。NAS從文件的層面考慮共享，因此NAS相關協議都是文件控制協議。NAS解決的是文件共享的問題；SAN（DAS）解決的是存儲空間的問題。NAS要處理的對象是文件；SAN（DAS）要處理的是磁盤。為NAS服務的主機必須是一個完整的主機（有OS、有文件系統，而存儲則不一定有，因為可以他后面又接了一個SAN網絡），他考慮的是如何在各個主機直接高效的共享文件；為SAN提供服務的是存儲設備（可以是個完整的主機，也可以是部分），它考慮的是數據怎么分布到不同磁盤。NAS使用的協議是控制文件的（即：對文件的讀寫等）；SAN使用的協議是控制存儲空間的（即：把多長的一串二進制寫到某個地址）

如圖，對NAS、SAN、DAS的組成協議進行了劃分，從這里也能很清晰的看出他們之間的差別。NAS：涉及SMB協議、NFS協議，都是網絡文件系統的協議。SAN：有FC、iSCSI、AOE，都是網絡數據傳輸協議。DAS：有PATA、SATA、SAS等，主要是磁盤數據傳輸協議。從DAS到SAN，在到NAS，在不同層面對存儲方案進行的補充，也可以看到一種從低級到高級的發展趨勢。而現在我們常看到一些分布式文件系統（如hadoop等）、數據庫的sharding等，從存儲的角度來說，則是在OS層面（應用）對數據進行存儲。從這也能看到一種技術發展的趨勢。跑在以太網上的SANSAN網絡并不是只能使用光纖和光纖協議，當初之所以使用FC，傳輸效率是一個很大的問題，但是以太網發展到今天被不斷的完善、加強，帶寬的問題也被不斷的解決。因此，以太網上的SAN或許會成為一個趨勢。

如圖兩個FC的SAN網絡，通過FCIP實現了兩個SAN網絡數據在IP網絡上的傳輸。這個時候SAN網絡還是以FC協議為基礎，還是使用光纖。iFCP通過iFCP方式，SAN網絡由FC的SAN網絡演變為IP SAN網絡，整個SAN網絡都基于了IP方式。但是主機和存儲直接使用的還是FC協議。只是在接入SAN網絡的時候通過iFCP進行了轉換