磁盤陣列基礎(chǔ)知識

1、基本的RAID介紹RAID是英文Redundant Array of Independent Disks (獨立磁盤冗余陣列)，簡稱磁盤 陣列。下而將各個級別的RAID介紹如下。RAIDO條帶化(Stripe)存儲。理論上說，有N個磁盤組成的RAIDO是單個磁盤讀寫速度的N 倍。RAIDO連續(xù)以位或字節(jié)為單位分割數(shù)據(jù)，并行讀/寫于多個磁盤上，因此具有很髙的數(shù) 據(jù)傳輸率，但它沒有數(shù)據(jù)冗余，因此并不能算是真正的RAID結(jié)構(gòu)。RAID 0RAID1鏡象(Mirror)存儲。它是通過磁盤數(shù)據(jù)鏡像實現(xiàn)數(shù)據(jù)冗余，在成對的獨立磁盤上產(chǎn)生 互為備份的數(shù)據(jù)。當原始數(shù)據(jù)繁忙時，可直接從鏡像拷貝中讀取數(shù)據(jù)，因此RA

2、ID1可以提 高讀取性能。RAID1是磁盤陣列中單位成本最髙的，但提供了很高的數(shù)據(jù)安全性和可用性。 當一個磁盤失效時，系統(tǒng)可以自動切換到鏡像磁盤上讀寫，而不需要重組失效的數(shù)據(jù)。RAID 1RAID2海明碼(HammingCode)校驗條帶存儲。將數(shù)據(jù)條塊化地分布于不同的硬盤上，條塊 單位為位或字節(jié)，使用稱為海明碼來提供錯誤檢查及恢復(fù)。這種編碼技術(shù)需要多個磁盤存放 檢查及恢復(fù)信息，使得RAID 2技術(shù)實施更復(fù)雜，因此在商業(yè)環(huán)境中很少使用。RAID 2M to Al=Word A; BO to B3 = WoM B; ECC/Ax CO io C3二W1。詔 C; DO to 03 = Word

3、0 ECC/G1I ECC/Ax IECC/BxEtC 心 |ECC/A 訂I ECSyI ECC/Cy 肛CCDy1 ECC/AzlI ECC/BzI ECC/CzLgX/DzJto Az二Word A E« ECClx to Bz = Word B ECC; to Cz=Word C ECC; ECC/Dm to Dz = Word D E«RAID3奇偶校驗(XOR)條帶存儲，共享校驗盤，數(shù)據(jù)條帶存儲單位為字節(jié)。它同RAID 2非 常類似，都是將數(shù)拯條塊化分布于不同的硬盤上，區(qū)別在于RAID 3使用簡單的奇偶校驗， 并用單塊磁盤存放奇偶校驗信息。如果一塊磁盤失效，奇偶

4、盤及其他數(shù)據(jù)盤可以重新產(chǎn)生數(shù) 據(jù)：如果奇偶盤失效則不影響數(shù)據(jù)使用。RAID 3對于大量的連續(xù)數(shù)據(jù)可提供很好的傳輸率, 但對于隨機數(shù)據(jù)來說，奇偶盤會成為寫操作的瓶頸。RAID4奇偶校驗(XOR)條帶存儲，共享校驗盤，數(shù)據(jù)條帶存儲單位為塊。RAID 4 R樣也將數(shù) 據(jù)條塊化并分布于不同的磁盤上，但條塊單位為塊或記錄。RAID 4使用一塊磁盤作為奇偶 校驗盤，每次寫操作都需要訪問奇偶盤，這時奇偶校驗盤會成為寫操作的瓶頸，因此RAID 4 在商業(yè)環(huán)境中也很少使用。RAID 4RAID5奇偶校驗（XOR）條帶存儲，校驗數(shù)據(jù)分布式存儲，數(shù)據(jù)條帶存儲單位為塊。RAID 5 不單獨指泄的奇偶盤，而是在所有磁盤

5、上交叉地存取數(shù)據(jù)及奇偶校驗信息。在RAID 5上， 讀/寫指針可同時對陣列設(shè)備進行操作，提供了更髙的數(shù)拯流量。RAID 5更適合于小數(shù)據(jù)塊 和隨機讀寫的數(shù)據(jù)。RAID 3與RAID 5相比，最主要的區(qū)別在于RAID 3每進行一次數(shù)據(jù)傳輸 就需涉及到所有的陣列盤；而對于RAID 5來說，大部分數(shù)據(jù)傳輸只對一塊磁盤操作，并可 進行并行操作。在RAID 5中有''寫損失”，即每一次寫操作將產(chǎn)生四個實際的讀/寫操作， 其中兩次讀舊的數(shù)據(jù)及奇偶信息，兩次寫新的數(shù)拯及奇偶信息。當進行恢復(fù)時，比如我們需要需要恢復(fù)下圖中的A0,這里就必須需要BO、CO、DO加 0 parity才能計算并得出A

6、0,進行數(shù)據(jù)恢復(fù)。所以當有兩塊盤壞掉的時候，整個RAID的 數(shù)據(jù)失效。RAID 5_ IA blocksb| Block,cklocksD)Blocks-e| BlocksRAID6奇偶校驗（XOR）條帶存儲，兩個分布式存儲的校驗數(shù)據(jù)，數(shù)據(jù)條帶存儲單位為塊。與RAID 5相比，RAID 6增加了第二個獨立的奇偶校驗信息塊。兩個獨立的奇偶系統(tǒng)使 用不同的算法，數(shù)據(jù)的可靠性非常髙，即使兩塊磁盤同時失效也不會影響數(shù)據(jù)的使用。但 RAID 6需要分配給奇偶校驗信息更大的磁盤空間，相對于RAID 5有更大的"寫損失”，因此 '寫性能”非常差。較差的性能和復(fù)雜的實施方式使得RAID 6很

7、少得到實際應(yīng)用。RAID7這是一種新的RAID標準,英自身帶有智能化實時操作系統(tǒng)和用于存儲管理的軟件工具, 可完全獨立于主機運行，不占用主機CPU資源。RAID 7可以看作是一種存儲計算機（Storage Computer）,它與其他RAID標準有明顯區(qū)別。RAID 7等級是至今為止，理論上性能最髙的RAID模式，因為它從組建方式上就已經(jīng)和 以往的方式有了重大的不同?；境尚问揭妶D，以往一個硬盤是一個組成陣列的“柱子S而在RAID 7中，多個硬盤組成一個“柱子”，它們都有各自的通道，也正因為如此，你可以 把這個圖分解成一個個硬盤連接在主通道上，只是比以前的等級更為細分了。這樣做的好處 就是在讀

8、/寫某一區(qū)域的數(shù)據(jù)時，可以迅速立位，而不會因為以往因單個硬盤的限制同一時 間只能訪問該數(shù)據(jù)區(qū)的一部分，在RAID 7中，以前的單個硬盤相當于分割成多個獨立的硬 盤，有自己的讀寫通道。RAID 7®Real-TimeOperatingSystemB parityC parity工程中常用的RAID方式是RAID10和RAID5。下而分別介紹RAID10和RAID01的區(qū)別：以及RAID10和RAID5的區(qū)別。RAID10和RAID01的比較> RAID10是先做鏡象，然后再做條帶。> RAID01則是先做條帶，然后再做鏡象。比如以6個盤為例，RAID10就是先將盤分成3組鏡

9、象，然后再對這3個RAID1做條帶。 RAID01則是先利用3塊盤做RAIDO,然后將另外3塊盤做為RAIDO的鏡象。下而以4塊盤為例來介紹安全性方而的差別：RAID40的情況RAID10RAIDORADIRAIDIDisk3D1 *_»*D3HhrprlEld 韶-okrprlEl詩ft這種情況中，我們假設(shè)當DISKO損壞時，在剩下的3塊盤中，只有當DISK1 -個盤發(fā)生 故障時，才會導(dǎo)致整個RAID失效，我們可簡單計算故障率為1/3。2、RAID01的情況RAID01DiskO DiskiDisk2 DiskS這種情況下，我們?nèi)匀患僭O(shè)DISKO損壞，這時左邊的條帶將無法讀取。在剩

10、下的3塊 盤中，只要DISK2, DISK3兩個盤中任何一個損壞，都會導(dǎo)致整個RAID失效，我們可簡單計 算故障率為2/3。因此RAID1O比RAIDO1在安全性方而要強。從數(shù)據(jù)存儲的邏輯位置來看，在正常的情況下RAIDO1和RAID1O是完全一樣的，而且 每一個讀寫操作所產(chǎn)生的I0數(shù)量也是一樣的，所以在讀寫性能上兩者沒什么區(qū)別。而當有 磁盤出現(xiàn)故障時，比如前面假設(shè)的DISKO損壞時，我們也可以發(fā)現(xiàn)，這兩種情況下，在讀的 性能上而也將不同，RAID1O的讀性能將優(yōu)于RAID0KRAID1O和RAID5的比較為了方便對比，這里拿同樣多驅(qū)動器的磁盤來做對比，RAID5選擇3D+1P的RAID方案,

11、RAID1O選擇2D+2D的RAID方案,如圖：器RAID102DI2D二 CLZJ& <二匸二1、安全性方而的比較英實在安全性方面，勿須質(zhì)疑，肯定是RAID1O的安全性高于RAID5。我們也可以從簡 單的分析來得出。當盤1損壞時，對于RAID1O,只有當盤1對應(yīng)的鏡象盤損壞，才導(dǎo)致RAID 失效。但是對于RAID5.剩下的3塊盤中，任何一塊盤故障，都將導(dǎo)致RAID失效。在恢復(fù)的時候，RAID1O恢復(fù)的速度也快于RAID5。2、空間利用率的比較RAID10的利用率是50%, RAID5的利用率是75%。硬盤數(shù)量越多，RAID5的空間利用率 越高。3、讀寫性能方面的比較主要分析分析

12、如下三個過程：讀，連續(xù)寫，離散寫。在介紹這三個過程之前，先介紹一個特別重要的槪念：cache。cache已經(jīng)是整個存儲的核心所在，就是中低端存儲，也有很大的cache存在，包括最 簡單的raid卡，一般都包含有幾十，甚至幾百兆的raid cache.cache的主要作用是什么呢？體現(xiàn)在讀與寫兩個不同的方而，如果作為寫，一般存儲陣 列只要求寫到cache就算完成了寫操作，所以，陣列的寫是非常快速的，任寫cache的數(shù) 據(jù)積累到一定程度，陣列才把數(shù)據(jù)刷到磁盤，可以實現(xiàn)批量的寫入，至于cache數(shù)拯的保 護，一般都依賴于鏡相與電池（或者是UPS）ocache的讀一樣不可忽視，因為如果讀能在cache

13、中命中的話，將減少磁盤的尋道，因 為磁盤從尋道開始到找到數(shù)據(jù)，一般都在6ms以上，而這個時間，對于那些密集型io的應(yīng) 用可能不是太理想。但是，如果cache能命中，一般響應(yīng)時間則可以在1ms以內(nèi)。兩者應(yīng) 該相差3個數(shù)量級（1000倍）。1）讀操作方而的性能差異RAID10可供讀取有效數(shù)據(jù)的磁盤個數(shù)為4, RAID5可供讀取有效數(shù)據(jù)的磁盤個數(shù)也為4 個（校驗信息分布在所有的盤上），所以兩者的讀的性能應(yīng)該是基本一致的。2）連續(xù)寫方而的性能差異在連續(xù)寫操作過程，如果有寫cache存在，并且算法沒有問題的話，RAID5比RAID10 甚至?xí)靡恍?，雖然也許并沒有太大的差別。（這里要假定存儲有一泄大小

14、足夠的寫 cache,而且計算校驗的cpu不會岀現(xiàn)瓶頸）。因為這個時候的RAID校驗是在cache中完成，如4塊盤的RAID5,可以先在內(nèi)存中計如上圖所示，4塊盤的RAID5可以在同時間寫入仁2、3到cache,并且在cache計算好校 驗之后，這里假左是6,同時把三個數(shù)據(jù)寫到磁盤。而4塊盤的RAID10不管cache是否存 在，寫的時候，都是同時寫2個數(shù)據(jù)與2個鏡相。根據(jù)前面對緩存原理的介紹，寫cache是可以緩存寫操作的，等到緩存寫數(shù)據(jù)積累到 一定時期再寫到磁盤。但是，寫到磁盤陣列的過程是遲早也要發(fā)生的，所以RAID5與RAID10 在連續(xù)寫的情況下，從緩存到磁盤的寫操作速度會有較小的區(qū)別

15、。不過，如果不是連續(xù)性的 強連續(xù)寫，只要不達到磁盤的寫極限，差別并不是太大。3) 離散寫方而的性能差異例如oracle數(shù)據(jù)庫每次寫一個數(shù)據(jù)塊的數(shù)據(jù)，如8K；由于每次寫入的量不是很大，而 且寫入的次數(shù)非常頻繁，因此聯(lián)機日志看起來會像是連續(xù)寫。但是因為不保證能夠添滿 RAID5的一個條帶，比如32K (保證每張盤都能寫入)，所以很多時候更加偏向于離散寫入 (寫入到已存在數(shù)據(jù)的條帶中)。我們從上圖看一下離散寫的時候，RAID5與RAID10工作方式有什么不同。如上圖：我們假 泄要把一個數(shù)字2變成數(shù)字4,那么對于RAID5,實際發(fā)生了 4次io：先讀出2與校驗6, 可能發(fā)生讀命中然后在cache中計算

16、新的校驗寫入新的數(shù)字4與新的校驗8。如上圖我們可以看到：對于RAID1O，同樣的單個操作，最終RAID1O只需要2個io, 而RAID5需要4個io.這里我忽略了 RAID5在那兩個讀操作的時候，可能會發(fā)生讀命中操作的情況。也就是 說，如果需要讀取的數(shù)據(jù)已經(jīng)在cache中，可能是不需要4個io的。這也證明了 cache對 RAID5的重要性，不僅僅是計算校驗需要，而且對性能的提升尤為重要。當然，并不是說cache對RAID1O就不重要了，因為寫緩沖，讀命中等，都是提高速度 的關(guān)鍵所在，只不過RAID1O對cache的依賴性沒有RAID5那么明顯而已。4) 磁盤的IOPS對比假定一個case,業(yè)

17、務(wù)的iops是10000,讀cache命中率是30%,讀iops為60%,寫iops 為40%,磁盤個數(shù)為120,那么分別計算在ra1d5與raicHO的情況下，每個磁盤的iops為 多少。raid5:單塊盤的 iops = (10000*(1-0.3)*0.6 + 4 * (10000*0.4)/120=(4200 + 16000)/120=168這里的10000*(1-0.3)*0.6表示是讀的iops,比例是0.6,除掉cache命中，實際只有 4200 個 iops。4*(10000*0.4)表示寫的iops,因為每一個寫，在raid5中，實際發(fā)生了 4個io,所以 寫的iops為16000個為了考慮raid5在寫操作的時候，那2個讀操作也可能發(fā)生命中，所以更精確的計算為：單塊盤的 iops = (10000*(1-0.3)*0.6 + 2 * (10000*0.4)*(1-0.3) + 2 * (10000*0.4)/120=(4200 + 5600 + 8000)/120=148計算