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RAID

前面我們介紹了磁盤的基本原理，我們知道一塊磁盤的容量和速度是有限的，對(duì)于一些應(yīng)用來說，可能需要幾個(gè)TB的大小的來存放數(shù)據(jù)，我們必須要制造更大單盤容量的磁盤嗎?實(shí)際上，可以使用多塊磁盤并行起來解決這個(gè)問題，這就是RAID技術(shù)。

RAID:獨(dú)立的磁盤組成具有冗余特性的陣列。Redundant Array of Independent Disks

 

七種RAID

RAID 0

實(shí)現(xiàn)RAID 0 有兩種方式，一種是非條帶化的模式，一種是條帶化的模式。

對(duì)于非條帶化的模式：

RAID 0 ： 一塊磁盤寫滿了，就往另一塊上寫， 一次IO只用到一塊磁盤，對(duì)整個(gè)系統(tǒng)來說容量增大了。

因?yàn)閷憹M一塊物理盤以后再寫另一塊盤。對(duì)寫IO沒有任何優(yōu)化，但是對(duì)讀IO能提高一定的并發(fā)IO讀幾率。

我們希望可以這樣，同時(shí)向兩塊磁盤進(jìn)行寫。我們可以把要寫的IO塊進(jìn)行編號(hào)，1、2、3……100等，然后在$t_1$時(shí)刻，磁盤A和磁盤B同時(shí)寫入1、3兩塊，然后$t_2$時(shí)刻，同時(shí)寫入2、4塊，依次類推。

這樣就可以實(shí)現(xiàn)并發(fā)寫IO呢。接下來就是如何來進(jìn)行塊的劃分的問題了。

其實(shí)磁盤已經(jīng)經(jīng)過低級(jí)格式化了，也就是劃分為若干的扇區(qū)，但是扇區(qū)只有512B大小，這么小的粒度太消耗性能。所以我們要重新劃分磁盤，而且又不能拋棄原有的扇區(qū)。

最直接的想法就是若干個(gè)扇區(qū)組成一個(gè)Data block，比如由4個(gè)扇區(qū)組成一個(gè)塊(block)

• data Block：N倍個(gè)扇區(qū)大小的容量，Block只有在一個(gè)Segment中是物理連續(xù)的，邏輯連續(xù)就需要跨物理磁盤。

下圖是引入了分割思想以后的硬盤

 

• 不同磁盤的相同偏移處的塊組成成了Stripe，也就是條帶，Stripee
• Segment：一個(gè)Stripee所占用的單塊磁盤上的區(qū)域。

那么條帶深度和條帶長(zhǎng)度指的就是

• 每個(gè)Segment包含的塊或者扇區(qū)的數(shù)量稱為條帶深度
• 條帶長(zhǎng)度：一Stripee橫跨過的扇區(qū)或者塊的個(gè)數(shù)或者字節(jié)容量。

 

總結(jié)

 

這就是所謂的條帶化，它是對(duì)磁盤邏輯上的劃分，相當(dāng)于在磁盤上加了一個(gè)中間層而已

這樣對(duì)于一個(gè)大塊的數(shù)據(jù)，可以以條帶為單位進(jìn)行寫入，也就是數(shù)據(jù)被分為了多塊寫入了4塊硬盤。而不是向之前一樣順序的寫入一個(gè)硬盤里面

RAID 0要提升性能，條帶要做得越小越好。因?yàn)槿羰菞l帶深度容量大于寫入的數(shù)據(jù)的長(zhǎng)度，這段數(shù)據(jù)將會(huì)落到同一個(gè)segment中，相當(dāng)于本次IO只能從一塊硬盤中讀取。

但是條帶太小，并發(fā)IO幾率降低。因?yàn)槿绻麠l帶太小，每次IO一定會(huì)占用大部分物理盤，隊(duì)列中的IO只能等待IO結(jié)束后才使用物理盤。

總之，參與RAID0 的物理盤會(huì)組成一個(gè)邏輯上連續(xù)，物理上也連續(xù)的虛擬磁盤?？刂破鲗?duì)虛擬磁盤發(fā)出的指令，被RAID控制器轉(zhuǎn)換為真實(shí)磁盤IO，再返回主機(jī)磁盤控制器，經(jīng)過控制器在cache中的組合，再提交給主機(jī)控制器。

RAID 0有非常明顯的缺點(diǎn)，沒有任何的備份，所以任何一塊硬盤損壞均會(huì)造成數(shù)據(jù)丟失。

RAID 1

RAID 0 最大的缺點(diǎn)是沒有備份盤。RAID 1 進(jìn)行了改正。他采用了一塊用于正常使用，另一塊作為影子盤存在。

也就是寫數(shù)據(jù)的時(shí)候，會(huì)寫兩份。所以寫的時(shí)候的速度并不快，而且可用容量實(shí)際上就只有一塊盤，空間浪費(fèi)很嚴(yán)重。

RAID 2

RAID 0 速度快，但是沒有備份，RAID 1 有備份，但是可用容量太少。

RAID 2 的改進(jìn)在于引入了校驗(yàn)盤的概念。當(dāng)數(shù)據(jù)損壞的時(shí)候，可以根據(jù)校驗(yàn)盤的數(shù)字，恢復(fù)原來磁盤上的數(shù)字。

RAID 2采用“漢明碼”來進(jìn)行校驗(yàn)，這種糾錯(cuò)技術(shù)算法比較復(fù)雜，而且需要加入大量的校驗(yàn)位，比如4位數(shù)據(jù)編碼，會(huì)加入3位校驗(yàn)位。

同時(shí)數(shù)據(jù)存儲(chǔ)的時(shí)候，會(huì)把每個(gè)IO下的數(shù)據(jù)以位為單位強(qiáng)行打散在每個(gè)磁盤。

磁盤最小的IO單位是512B，如何寫入1bit?上層IO可以先經(jīng)過文件系統(tǒng)，然后通過磁盤控制器驅(qū)動(dòng)向磁盤發(fā)出IO。最終IO大小都是N倍的扇區(qū)。即使只要幾個(gè)字節(jié)，也需要讀出整個(gè)扇區(qū)

所以每次必須所有聯(lián)動(dòng)起來一次進(jìn)行存儲(chǔ)，如果各磁盤的主軸沒有同步，則先讀出數(shù)據(jù)的硬盤需要等待。所以開銷也比較大。

正因?yàn)榇?，目前RAID2已經(jīng)不怎么使用了。

RAID 3

RAID 3引入了一種新的校驗(yàn)算法，可以將數(shù)據(jù)盤中的每個(gè)位做XOR運(yùn)算，然后將結(jié)果寫入到校驗(yàn)盤的對(duì)應(yīng)位置。任何一個(gè)扇區(qū)損壞，可以通過剩余的位和校驗(yàn)位一起進(jìn)行XOR運(yùn)算來獲得丟失的位。

同時(shí)RAID 3 把條帶長(zhǎng)度設(shè)置為4K字節(jié)，因?yàn)橐话阄募到y(tǒng)剛好是4KB一個(gè)塊，所以如果用4塊數(shù)據(jù)盤，條帶深度為1KB，也就是2個(gè)扇區(qū)。這樣，可以保證連續(xù)寫的時(shí)候，以條帶為單位寫入，提高并行度。

所以RAID 2和RAID 3的每次IO都會(huì)牽動(dòng)所有磁盤并行讀寫，每次只能做一個(gè)IO，不適合多IO并發(fā)的情況。

也說RAID 2和RAID 3適合IO塊大的情況

一般來說，RAID 3 的條帶長(zhǎng)度= 文件系統(tǒng)的大小，就不會(huì)產(chǎn)生條帶不對(duì)齊的現(xiàn)象。減少碎片。

關(guān)于RAID 3的校驗(yàn)盤有沒有瓶頸的問題

若一個(gè)邏輯塊是4KB，4+1塊盤，文件系統(tǒng)下發(fā)一個(gè)IO至少是以一個(gè)邏輯塊為單位的。所以文件系統(tǒng)下發(fā)一次IO，不管多大都是跨越了所有數(shù)據(jù)盤的。

連續(xù)

連續(xù)讀：尋道時(shí)間忽略，IOPS受限于傳輸時(shí)間，因?yàn)镽AID 3 是把一個(gè)IO分散到N個(gè)數(shù)據(jù)盤上，即傳輸時(shí)間是單盤的1/N，即持續(xù)讀的性能是單盤的N倍。

持續(xù)寫：分擔(dān)到N個(gè)盤，也是單盤的1/N。因?yàn)槊看蜪O寫，物理磁盤上的所有分塊都需要更新，包括校驗(yàn)塊，就沒有瓶頸和熱點(diǎn)的區(qū)別。

隨機(jī)

隨機(jī)讀寫：多個(gè)盤同時(shí)換道，所以性能相對(duì)于單盤沒有提升。而且有的磁盤不是嚴(yán)格主軸同步的，會(huì)拖累。

并發(fā)IO：一次IO必定會(huì)占用所有的盤，其他的盤必須等待，所以根本不能并發(fā)IO。

總結(jié)起來就是RAID 3適合于連續(xù)大塊的讀和寫，不適合于隨機(jī)IO和并發(fā)IO。

 

RAID 4

• RAID 0屬于激進(jìn)派，為了速度，根本不要備份。
• RAID 1屬于保守派，需要浪費(fèi)一個(gè)鏡像的容量。
• RAID 2和RAID 3 屬于中庸派。

RAID 2和RAID 3已經(jīng)解決了校驗(yàn)盤的問題，避免了一塊盤損壞數(shù)據(jù)全丟失的問題。但是對(duì)于無法得到并發(fā)IO的問題還沒解決。

RAID 2和RAID 3的思想是讓所有數(shù)據(jù)盤都參與起來。對(duì)于隨機(jī)小塊讀寫，每秒產(chǎn)生的IO數(shù)目很大，但是每個(gè)IO的請(qǐng)求數(shù)據(jù)長(zhǎng)度卻很短，如果所有磁盤同一時(shí)刻都在處理一個(gè)IO，得不償失。不如讓這個(gè)IO直接寫入一塊磁盤，其他的做其他的IO。

方法有：

• 可以增加條帶深度，一個(gè)IO比條帶深度小，所以可以完全被一個(gè)磁盤所處理。直接寫入了一塊磁盤的Segment中。
• 增大數(shù)據(jù)的隨機(jī)分布性，不要連續(xù)在一塊磁盤分布，要和其他IO所用的磁盤不一樣。

所以 RAID 4 的改進(jìn)是增加了條帶深度，RAID 4相對(duì)于RAID 3 性能幾乎沒有提升。但是至少讓它可以進(jìn)行并發(fā)IO

 

RAID 5

RAID 4相對(duì)于RAID 3 性能幾乎沒有提升。而且因?yàn)槊總€(gè)IO必定會(huì)占用校驗(yàn)盤， 所以校驗(yàn)盤成為了瓶頸，而且是熱點(diǎn)盤，容易壞。

這樣看來RAID 4其實(shí)有些不倫不類。

RAID 4的關(guān)鍵錯(cuò)誤在于忽略了校驗(yàn)盤，每個(gè)IO不管怎么樣都會(huì)讀寫校驗(yàn)盤的。

RAID 5的改進(jìn)在于將校驗(yàn)盤把校驗(yàn)盤分割開，依附于數(shù)據(jù)盤。把條帶做得很大，保證每次IO不會(huì)占滿整個(gè)條帶。

2塊盤的RAID 5系統(tǒng)，對(duì)于寫操作來說不能并發(fā)IO，因?yàn)樵L問一塊盤的時(shí)候，校驗(yàn)信息一定在另一塊盤中。同理，3塊盤也不能

所以最低可以并發(fā)IO的RAID 5 需要4塊盤，此時(shí)最多可以并發(fā)兩個(gè)IO，并發(fā)的幾率是0.0322。

RAID 5 磁盤數(shù)量越多，并發(fā)的幾率越大。

RAID 5與RAID 0相比

RAID 5 是繼RAID 0 , RAID 1以后又一個(gè)可以實(shí)現(xiàn)并發(fā)IO的陣式，但是比RAID 1更劃算，比RAID 0更安全。

• 容量方面：隨著磁盤數(shù)增加，RAID5浪費(fèi)的是N分之一，而RAID永遠(yuǎn)是二分之一。
• 性能方便：RAID 5和RAID 0都是使用條帶來提升性能，但是RAID 6又克服了RAID 0的無保護(hù)。

RAID 5與RAID 3相比

RAID 5的連續(xù)讀寫不如RAID 3，因?yàn)镽AID 3 的條帶深度很小，每次IO可以牽動(dòng)所有的磁盤為之服務(wù)。

RAID 5 每次IO一般只使用一塊數(shù)據(jù)盤，先放滿一個(gè)Segment，再去下一個(gè)磁盤的Segment存放，塊編號(hào)是橫向進(jìn)行。

所以RAID 3在IO SIZE大的時(shí)候高性能，RAID 5在隨機(jī)IOPS大時(shí)有高性能。

RAID 5的缺點(diǎn)

RAID 5的缺點(diǎn)是寫懲罰：寫性能差，因?yàn)槊繉懸簧葏^(qū)就要產(chǎn)生其校驗(yàn)扇區(qū)，一并寫入校驗(yàn)盤。

新數(shù)據(jù)過來，控制器立即讀待更新扇區(qū)的數(shù)據(jù)，然后讀此條帶的校驗(yàn)數(shù)據(jù)根據(jù)公式新數(shù)據(jù)的校驗(yàn)數(shù)據(jù) = (老數(shù)據(jù) EOR 新數(shù)據(jù)) EOR 老校驗(yàn)數(shù)據(jù) 得到新校驗(yàn)數(shù)據(jù)，然后寫到磁盤中。

所以每次寫入都需要更新校驗(yàn)盤。浪費(fèi)3個(gè)其他動(dòng)作，也就是讀老數(shù)據(jù)，讀老校驗(yàn)數(shù)據(jù)，然后寫新數(shù)據(jù)和校驗(yàn)數(shù)據(jù)，浪費(fèi)了除了“寫新數(shù)據(jù)”之外的操作。

總結(jié)：隨機(jī)并發(fā)IO和寫性能二者只能取其一。

RAID 5EE

RAID 5的缺點(diǎn)是不能壞兩塊盤，因?yàn)槿绻粔K盤壞了，可以用其他數(shù)據(jù)校驗(yàn)出。

可在陣式中增加熱備盤，不參與組陣，只有在損壞的時(shí)候立刻頂替，其他盤恢復(fù)數(shù)據(jù)。如果此時(shí)有請(qǐng)求此盤的IO，則其他盤暫代。

• RAID 5E :讓陣中其他盤都從各自的領(lǐng)地里面保留出一塊空間，作為熱備盤。
• RAID 5EE：熱備盤融合到數(shù)據(jù)盤中，如校驗(yàn)盤一般。

 

RAID 6

同樣RAID 6也是為了解決RAID 5只能壞一塊盤的問題。

如果壞了兩塊盤，相當(dāng)于存在兩個(gè)未知數(shù)，要求解兩個(gè)未知數(shù)據(jù)，一定需要另外一個(gè)不相關(guān)的等式來求解。

所以使用兩套算法各自算出一個(gè)等式，分別放在兩塊校驗(yàn)盤中。

優(yōu)點(diǎn)是更安全，缺點(diǎn)是寫懲罰更大。

 

RAID 卡

軟件RAID運(yùn)行于操作系統(tǒng)底層，將SCSI 或者IDE控制器提交上來的物理磁盤，虛擬成虛擬磁盤，再提交給卷管理程序。但是

軟件RAID ：

• 占用內(nèi)存空間
• 占用CPU
• 無法把操作系統(tǒng)盤做成RAID ：如果操作系統(tǒng)損壞了，就無法運(yùn)行。

既然軟件這么多缺點(diǎn)，所以人們謀求用硬件來實(shí)現(xiàn)RAID的方法。

RAID卡就是利用獨(dú)立硬件來實(shí)現(xiàn)RAID功能的方法。

一般在SCSI卡上增加了額外的芯片用于RAID功能。

 

SCSI RAID卡上一定要包含SCSI控制器，因?yàn)槠浜蠖诉B接依然是SCSI的物理磁盤。

操作系統(tǒng)如何看待邏輯磁盤

RAID控制器向OS提交的是虛擬邏輯盤，而非所有的物理磁盤。每個(gè)邏輯盤對(duì)OS來說都是一塊單獨(dú)的磁盤。

比如安裝了2塊IDE磁盤和4塊SCSI磁盤，IDE直接連接到IDE接口，SCSI連接到PCI接口的SCSI卡上。

若無RAID，可以看到6塊硬盤。

可以通過RAID程序把兩塊IDE做成RAID 0 ， 變成了2*80G = 160G的磁盤。

4塊SCSI磁盤做RAID 5，相當(dāng)于3塊盤的容量，即216GB。

所以磁盤管理器其實(shí)可以看到兩塊硬盤，可以格式化為NTFS等文件格式。

與分區(qū)對(duì)比

與分區(qū)不同，分區(qū)是OS在物理磁盤上做再次劃分。而RAID 卡提供給OS的是任何時(shí)候是一塊或者幾塊的邏輯盤，也就是OS認(rèn)為的物理磁盤。

OS在磁盤上還可以進(jìn)行分區(qū)，格式化。

LUN：條帶化以后，RAID程序操控SCSI控制器向OS層的驅(qū)動(dòng)程序代碼提交虛擬化之后的虛擬盤。

RAID 控制器如何管理邏輯磁盤

RAID 卡可以對(duì)邏輯磁盤進(jìn)行再次的劃分，既然要?jiǎng)澐?，必須?duì)某塊磁盤的某個(gè)區(qū)域劃分給那塊邏輯盤用心里有數(shù)，所以有必要在每塊磁盤保留一個(gè)區(qū)域，記錄劃分信息、RAID類型以及組內(nèi)的磁盤信息。這種統(tǒng)一的RAID信息格式：DDF 。

RAID卡可針對(duì)總線上某幾塊磁盤做一種RAID類型，然后針對(duì)另幾塊磁盤做另一種RAID類型。

一種RAID類型包含的磁盤共同組成了一個(gè)RAID GROUP ,簡(jiǎn)稱RG。

邏輯盤就是從RG劃分出來的，原則上不能跨RG來劃分，因?yàn)镽G的RAID類型不一樣，性能就不一樣。

RAID 卡上的內(nèi)存

RAID卡上的內(nèi)存，有數(shù)據(jù)緩存和代碼執(zhí)行內(nèi)存的作用

RAID 控制器和磁盤通道控制器之間需要一個(gè)緩存來適配。適配不同速率的通信

緩存數(shù)據(jù)IO：緩存隊(duì)列，執(zhí)行或者優(yōu)化合并。

RAID卡的緩存

對(duì)于上層的寫IO，有兩種手段來處理;

• Write Back模式：將上層發(fā)來的數(shù)據(jù)保存在緩存中之后，立即通知主機(jī)IO完成，執(zhí)行下一個(gè)IO。實(shí)際上此時(shí)數(shù)據(jù)還在緩存中，沒有寫入磁盤。RAID卡在空閑的時(shí)候，一條一條或者批量寫入磁盤，其實(shí)是欺騙了主機(jī)。如果意外，數(shù)據(jù)丟失，上下數(shù)據(jù)不一致。需要使用電池來保護(hù)緩存。
• Write Through模式：只有在寫入到磁盤之后才會(huì)通知主機(jī)，但是緩存的提速作用沒有優(yōu)勢(shì)。緩沖作用依舊生效。

對(duì)于讀緩存：

• 有一種算法叫PreFetch：預(yù)取，讀緩存。其實(shí)就是認(rèn)為主機(jī)下一次IO，有很大的幾率是讀取到所在磁盤位置的相鄰數(shù)據(jù)。所以在主機(jī)還沒發(fā)出讀請(qǐng)求的時(shí)候，就先把相鄰的數(shù)據(jù)讀到緩存中。對(duì)大文件應(yīng)用很適用。
• 還有一種緩存算法：假設(shè)主機(jī)的下一次IO可能還會(huì)讀取上一次讀過的數(shù)據(jù)。讀了一段數(shù)據(jù)到緩存之后，如果數(shù)據(jù)被主機(jī)的寫IO更改了，不會(huì)立即寫入磁盤，而是留在緩存中。等到主機(jī)有一段時(shí)間不用了，則寫入磁盤中。

中高端的RAID卡一般有256M的RAM作為緩存。

 

卷管理層

到目前為止，我們已經(jīng)可以通過RAID卡對(duì)外呈現(xiàn)一個(gè)一個(gè)的邏輯盤了，但是邏輯盤存在一個(gè)非常大的問題就是不夠靈活。

如果一開始就劃分一個(gè)100G的邏輯盤，如果數(shù)據(jù)盛不下了，此時(shí)把其他磁盤上未使用的空間挪一部分到邏輯盤上。

但是從RAID卡里面增加邏輯盤容量很費(fèi)功夫。即使實(shí)現(xiàn)了，上層文件系統(tǒng)也無法立刻感知到。所以對(duì)要求不間斷服務(wù)的服務(wù)器不適用。

歸根結(jié)底，因?yàn)镽AID控制器是由硬件來實(shí)現(xiàn)RAID的，所以操作起來不靈活，如果OS把RAID控制器提交上來的邏輯盤，加以組織和再分配。就非常靈活，其實(shí)就是加一層靈活的管理層。

卷管理層:Volume Manager，LDM(邏輯磁盤管理)

LVM開始是Linux系統(tǒng)上的一種實(shí)現(xiàn)，后來移植到AIX和HPUX等系統(tǒng)

• PV：OS識(shí)別的物理磁盤(或者RAID提交的)，類似一塊面團(tuán)
• VG：多個(gè)PV放到一個(gè)VG里面，VG(volume group)卷組。VG會(huì)將所有的PV首尾相連，組成邏輯上連續(xù)編址的存儲(chǔ)池。
• PP：物理區(qū)塊，Physical Partition，在邏輯上將一個(gè)VG分割為連續(xù)的小塊。(把一大盆面掰成大小相等的無數(shù)塊小面塊)。LVM會(huì)記錄PP的大小和序號(hào)的偏移。如果PV本身是經(jīng)過RAID控制器虛擬化而成的LUN，扇區(qū)可能是位于若干條帶中，物理上不一定連續(xù)。
• LP：邏輯區(qū)塊，可以對(duì)應(yīng)一個(gè)PP，也可以對(duì)應(yīng)多個(gè)PP，前者對(duì)應(yīng)前后沒有什么區(qū)別。后者又分為兩種情況。
• 多個(gè)PP組成一個(gè)大LP，像RAID 0
• 一個(gè)LP對(duì)應(yīng)幾份PP，這幾份PP每一份內(nèi)容一樣，類似RAID1。然后用一個(gè)LP來代表他們，往這個(gè)LP寫數(shù)據(jù)，也就是寫到了這個(gè)LP對(duì)應(yīng)的幾份PP中。
• LV：若干LP組成LV (邏輯卷)，也就是LVM所提供最終可以用來存儲(chǔ)數(shù)據(jù)的單位。生成的邏輯卷，在主機(jī)看來還是普通的磁盤，可以進(jìn)行分區(qū)和格式化。

大小可以隨時(shí)變更，也不需要重啟OS。前提是還有備用的PP。

操作很簡(jiǎn)單：創(chuàng)建PV，加入VG ，創(chuàng)建LV，格式化，隨便擴(kuò)展。

最大的好處：生成的LV可以跨越RAID卡提交給OS的物理或者邏輯盤。

 

卷管理軟件的實(shí)現(xiàn)

那么卷管理軟件到底怎么實(shí)現(xiàn)的呢?

LVM會(huì)記錄某塊物理盤的名稱、容量，誰是誰，從哪里到哪里是屬于這塊盤的，地址是多少等。這些信息記錄在磁盤某個(gè)區(qū)域，LVM中這個(gè)區(qū)域叫VGDA

LVM可以通過讀取每塊物理磁盤上的這個(gè)區(qū)域來獲得LVM的配置信息，比如PP大小，初始偏移，PV的數(shù)量，排列順序和映射關(guān)系等。

LVM初始化的時(shí)候讀取信息，然后在緩存中生成映射公式，從而完成LV的掛載。如果此時(shí)上層來一個(gè)IO，LVM就需要通過緩存中的映射關(guān)系判斷地址對(duì)應(yīng)到實(shí)際物理磁盤的哪個(gè)地址。然后通過磁盤控制器驅(qū)動(dòng)直接給這個(gè)地址發(fā)數(shù)據(jù)。這個(gè)地址被RAID控制器接收到了，還需要做一次轉(zhuǎn)換。

總之：卷管理軟件就是運(yùn)行在OS磁盤控制器驅(qū)動(dòng)程序之上的軟件，作用是實(shí)現(xiàn)RAID卡硬件管理磁盤空間所實(shí)現(xiàn)不了的靈活功能，比如隨時(shí)擴(kuò)容。

磁盤在VM這一層處理之后，稱為卷更為恰當(dāng)。因?yàn)榇疟P控制器看待磁盤，就是盤片+磁頭，而卷管理軟件看待磁盤，會(huì)認(rèn)為它是一個(gè)線性的大倉(cāng)庫，而不管倉(cāng)庫用什么方式存儲(chǔ)。

倉(cāng)庫的每個(gè)房間都有一個(gè)地址(LBA)，VM只需要知道一共有多少，讓庫管員(磁盤控制器驅(qū)動(dòng))從某段地址(LBA地址段)存取貨物(數(shù)據(jù))，那么庫管員立即操控機(jī)器(磁盤控制器)來各個(gè)房間取貨物(數(shù)據(jù))，這就是VM的作用。

** 即從底到上依次是：物理磁盤、磁盤控制器、IO總線、總線驅(qū)動(dòng)、磁盤控制器驅(qū)動(dòng)、卷管理程序**

在底層磁盤擴(kuò)容之后，磁盤控制器驅(qū)動(dòng)程序會(huì)通知VM已經(jīng)增大了多少容量

擴(kuò)大、收縮卷需要其上的文件系統(tǒng)來配合。

MBR 和VGDA

分區(qū)管理是最簡(jiǎn)單的卷管理方式，分區(qū)就是將一個(gè)磁盤抽象為一個(gè)倉(cāng)庫，然后將倉(cāng)庫劃分為一庫區(qū)、二庫區(qū)等。

分區(qū)管理和卷管理最大的不同在于，分區(qū)管理只能針對(duì)單個(gè)磁盤進(jìn)行劃分，而不能將磁盤進(jìn)行合并再劃分。

分區(qū)信息保存在磁盤上，位于LBA1這個(gè)扇區(qū)，又稱為MBR也就是主引導(dǎo)記錄。

BIOS代碼都是固定的，所以必定要執(zhí)行MBR上的代碼，新出來的規(guī)范EFI可以靈活定制從那個(gè)磁盤的哪個(gè)扇區(qū)啟動(dòng)，

MBR除了包含啟動(dòng)指令代碼，還包含了分區(qū)表。啟動(dòng)的時(shí)候，程序會(huì)跳轉(zhuǎn)到活動(dòng)分區(qū)去讀取代碼做OS啟動(dòng)。所以必須有一個(gè)活動(dòng)分區(qū)。

卷管理軟件在劃分了邏輯卷以后同樣需要記錄卷怎么劃分的，使用一種叫VGDA的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

高級(jí)VM沒有拋棄MBR，而是在此基礎(chǔ)上，增加了類似VGDA的這樣的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來動(dòng)態(tài)管理磁盤。

文件系統(tǒng)

文件系統(tǒng)相當(dāng)于理貨員，與庫管員一起完成管理糧庫的工作。

應(yīng)用程序只需要告訴文件系統(tǒng)需要放多少的數(shù)據(jù)或者讀多少數(shù)據(jù)，而文件系統(tǒng)不需要關(guān)心倉(cāng)庫到底在那里，放到那個(gè)房間。

文件系統(tǒng)需要將數(shù)據(jù)存放在那里記錄下來。

如果存取的數(shù)據(jù)量大，每次記錄的數(shù)很大。將8個(gè)房間劃分為一個(gè)邏輯房間，稱作“簇”

數(shù)據(jù)如果找連續(xù)的簇進(jìn)行存放，則還必須花時(shí)間把整理倉(cāng)庫，整理出連續(xù)的空間來，所以不如在描述數(shù)據(jù)存放的方式，比如數(shù)據(jù) 10000 簇2,6,18，這樣就可以解決空間浪費(fèi)的問題，而且不需要經(jīng)常整理庫。

但是這樣又存在一個(gè)問題，數(shù)據(jù)描述的方式變得長(zhǎng)短不一，可以為了簡(jiǎn)化處理，需要給一個(gè)定長(zhǎng)的描述。比如數(shù)據(jù) 100000 首簇1，然后在在首簇做一個(gè)標(biāo)記，寫明下一個(gè)簇是多少號(hào)，然后找到下一個(gè)簇，根據(jù)簇的路標(biāo)，到下下個(gè)簇進(jìn)行取貨，依此類推。

如果要尋找空的簇，只需要找格子上沒有寫字的簇即可。

總結(jié)一下，

描述貨物的三字段：名稱、數(shù)量、存放的第一個(gè)簇。

進(jìn)一步優(yōu)化：

貨物雖然有可能存放在不連續(xù)的簇中，但是這些簇往往也是局部連續(xù)的。所以如果是一段一段的找而不是一簇一簇的找，會(huì)節(jié)約時(shí)間。比如簇段1~3，簇段5~7等等。

所以記錄數(shù)據(jù)存放信息的本子就是元數(shù)據(jù)，也就是用來描述數(shù)據(jù)怎么組織的數(shù)據(jù)。

如果記錄本丟失，縱然貨物無損，也無法取出，因?yàn)闊o法判斷貨物的組織結(jié)構(gòu)了。

文件系統(tǒng)的IO方式

IO Manager是OS內(nèi)核中專門來管理IO的模塊，可以協(xié)調(diào)文件系統(tǒng)、磁盤驅(qū)動(dòng)的運(yùn)作，流程如下

• 應(yīng)用調(diào)用文件系統(tǒng)接口
• IO Manager把請(qǐng)求發(fā)送給文件系統(tǒng)模塊
• 文件系統(tǒng)映射為卷的LBA
• 文件系統(tǒng)向IO Manager調(diào)用卷管理軟件模塊的接口
• 卷管理軟件將卷對(duì)應(yīng)的LBA反映為實(shí)際的LBA，并請(qǐng)求調(diào)用磁盤控制器驅(qū)動(dòng)程序。
• IO Manager向磁盤控制器驅(qū)動(dòng)程序請(qǐng)求將對(duì)應(yīng)的LBA段從內(nèi)存寫入到物理磁盤。

文件系統(tǒng)IO：

• 同步IO：進(jìn)程調(diào)用了IO以后，必須等到下位程序返回信號(hào)，否則一直等待，被掛起。
• 如果下位程序沒有得到數(shù)據(jù)
• 阻塞IO：下位程序等待自己的下位程序返回?cái)?shù)據(jù)。
• 非阻塞IO：通知上位程序數(shù)據(jù)沒收到。
• 異步IO：請(qǐng)求發(fā)出以后，執(zhí)行本線程的后續(xù)代碼，直到時(shí)間片到或者被掛起。這樣應(yīng)用程序的響應(yīng)速度不會(huì)受IO瓶頸的影響，即使這個(gè)IO很長(zhǎng)時(shí)間沒有完成。

異步IO和非阻塞IO另一個(gè)好處：文件系統(tǒng)不需要等待及時(shí)返回?cái)?shù)據(jù)，可以對(duì)上次的IO進(jìn)行優(yōu)化排隊(duì)。

Direct IO：文件系統(tǒng)有自己的緩存機(jī)制，數(shù)據(jù)庫也有緩存，IO發(fā)出之前已經(jīng)經(jīng)過自己的優(yōu)化了，如果又在文件系統(tǒng)層面再優(yōu)化一次，多次一舉。使用Direct IO以后IO請(qǐng)求、數(shù)據(jù)請(qǐng)求以及回送數(shù)據(jù)不被文件系統(tǒng)緩存，直接進(jìn)入應(yīng)用程序的緩存中，可以提升性能。此外，在系統(tǒng)路徑上任何一處引入了緩存，若采用write back模式，都存在數(shù)據(jù)一致性的問題，因?yàn)镈irect IO繞過了文件系統(tǒng)的緩存，降低了數(shù)據(jù)不一致性。