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在Linux中，條帶技術(shù)是一種用于提高文件存儲效率的技術(shù)。它能夠通過將數(shù)據(jù)分散存儲到多個磁盤上來提高數(shù)據(jù)訪問速度，并且可以增加文件存儲的容量。本文將介紹Linux條帶技術(shù)的基本原理、實現(xiàn)方式以及優(yōu)缺點。
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一、什么是條帶技術(shù)？
Linux中的條帶技術(shù)又稱為RD技術(shù)（Redundant Array of Independent Disks），即獨立磁盤冗余陣列技術(shù)。它是一種硬件或軟件解決方案，能夠?qū)⒍鄠€物理磁盤組合成一個邏輯磁盤，提高存儲性能和數(shù)據(jù)可靠性。
二、為什么需要條帶技術(shù)？
在傳統(tǒng)單磁盤存儲中，一份數(shù)據(jù)只存儲在單個磁盤中。當(dāng)磁盤出現(xiàn)故障時，數(shù)據(jù)很容易丟失。另外，傳統(tǒng)存儲在大量讀寫操作時，磁盤的讀寫速度非常慢，響應(yīng)時間長。為了解決這些問題，條帶技術(shù)被用來增加文件存儲的容量、提高數(shù)據(jù)訪問速度和提高數(shù)據(jù)可靠性。
三、條帶技術(shù)的工作原理
條帶技術(shù)讓多個磁盤被組合成一個邏輯磁盤。假設(shè)有N個磁盤組成的磁盤組，即磁盤陣列。理想情況下，這N個物理磁盤可以順序?qū)懭?。其實它們可以同時寫入，這是條帶技術(shù)與其他技術(shù)不同的地方。數(shù)據(jù)在不同的磁盤上均分保存，每個磁盤包含文件數(shù)據(jù)的部分塊。當(dāng)我們需要讀取一個文件時，操作系統(tǒng)會自動地識別出文件在哪些磁盤里，然后同時從這些磁盤中讀取文件數(shù)據(jù)。相對于單一磁盤存儲，此種方案能夠提供更快的訪問速度和更高的存儲容量。
四、實現(xiàn)方式
在Linux中，有多種方案來實現(xiàn)條帶技術(shù)。常見的有如下幾種。
1. 軟件RD：通過插入RD卡、配置文件和使用操作系統(tǒng)自帶的mdadm（multi-device admin）工具來建立陣列。
2. 硬件RD：使用RD卡硬件來管理陣列。RD卡會通過其特殊的芯片，在主機和磁盤間透明地傳輸數(shù)據(jù)。硬件RD方案性能非常好，且數(shù)據(jù)冗余和備份系統(tǒng)也十分完備，但價格更高一些。
3. 直接在磁盤上配置條帶：在多個磁盤上手動配置條帶。
五、Linux條帶技術(shù)的優(yōu)缺點
1. 優(yōu)點：
（1）提高磁盤IO的并發(fā)性，增加讀寫吞吐量；
（2）提高文件的讀寫性能；
（3）為防止數(shù)據(jù)丟失，RD可以將數(shù)據(jù)寫入多個磁盤，提高數(shù)據(jù)冗余；
（4）通過動態(tài)擴容和增加磁盤數(shù)的方式，輕松擴充存儲容量。
2. 缺點：
（1）配置、維護和升級較為困難；
（2）在單個磁盤損壞時，RD只能對少量的數(shù)據(jù)進行自我修復(fù)；
（3）RD的IO性能和容量都取決于磁盤組中最慢的磁盤，所以無論磁盤性能如何，其性能增幅都存在限制。
六、
Linux中的條帶技術(shù)可以提高文件存儲效率，通過多個磁盤對文件數(shù)據(jù)進行分散存儲提高了讀寫性能、數(shù)據(jù)冗余和可靠性。在實際使用過程中，需要根據(jù)實際場景選擇合適的RD實現(xiàn)方式，并注意其優(yōu)缺點。
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磁盤結(jié)構(gòu)與數(shù)據(jù)存儲方式, 數(shù)據(jù)是如何存儲的，又通過怎樣的方式被訪問？
機械硬盤主要由磁盤盤片、磁頭、主軸與傳動軸等組成；數(shù)據(jù)就存放在磁盤盤片中
現(xiàn)代硬盤尋道都是采用CHS( Cylinder Head Sector )的方式，硬盤讀取數(shù)據(jù)時，讀寫磁頭沿徑向移動，移到要讀取的扇區(qū)所在磁道的上方，這段時間稱為
尋道時間(seek time)
。
因讀寫磁頭的起始位置與目標(biāo)位置之間的距離不同，尋道時間也不同
。磁頭到達指定磁道后，然后通過盤片的旋轉(zhuǎn)，使得要讀取的扇區(qū)轉(zhuǎn)到讀寫磁頭的下方，這段時間稱為
旋轉(zhuǎn)延遲時間(rotational latencytime)
。然后再讀寫數(shù)據(jù)，讀手租寫數(shù)據(jù)也需要時間，這段時間稱為
傳輸時間(transfer time)
。
固態(tài)硬盤主要由主控芯片、閃存顆粒與緩存組成；數(shù)據(jù)就存放在閃存芯片中
通過主控芯片進行尋址， 因為畢好兆是電信號方式， 沒有任何物理結(jié)構(gòu)， 所以尋址速度非常快且與數(shù)據(jù)存儲位置無關(guān)
如何查看系統(tǒng)IO狀態(tài)
查看磁盤空間
調(diào)用 open , fwrite 時到底發(fā)生了什么?
在一個IO過程中，以下5個API/系統(tǒng)調(diào)用是必不可少的
Create 函數(shù)用來打開一個文件，如果該文件不存在，那么需要在磁盤上創(chuàng)建該文件
Open 函數(shù)用于打開一個指定的文件。如果在 Open 函數(shù)中指定 O_CREATE 標(biāo)記，那么 Open 函數(shù)同樣可以實現(xiàn) Create 函數(shù)的功能
Clos e函數(shù)用于釋放文件句柄
Write 和 Read 函數(shù)用于實現(xiàn)文件的讀寫過程
O_SYNC (先寫緩存, 但是需要實際落襪粗盤之后才返回, 如果接下來有讀請求, 可以從內(nèi)存讀 ), write-through
O_DSYNC (D=data, 類似O_SYNC, 但是只同步數(shù)據(jù), 不同步元數(shù)據(jù))
O_DIRECT (直接寫盤, 不經(jīng)過緩存)
O_ASYNC (異步IO, 使用信號機制實現(xiàn), 不推薦, 直接用aio_xxx)
O_NOATIME (讀取的時候不更新文件 atime(access time))
sync() 全局緩存寫回磁盤
fsync() 特定fd的sync()
fdatasync() 只刷數(shù)據(jù), 不同步元數(shù)據(jù)
mount noatime(全局不記錄atime), re方式(只讀), sync(同步方式)
一個IO的傳奇一生 這里有一篇非常好的資料，講述了整個IO過程；
下面簡單記錄下自己的理解的一次常見的Linux IO過程， 想了解更詳細及相關(guān)源碼，非常推薦閱讀上面的原文
Linux IO體系結(jié)構(gòu)
Superblock
超級描述了整個文件系統(tǒng)的信息。為了保證可靠性，可以在每個塊組中對superblock進行備份。為了避免superblock冗余過多，可以采用稀疏存儲的方式，即在若干個塊組中對superblock進行保存，而不需要在所有的塊組中都進行備份
GDT 組描述符表
組描述符表對整個組內(nèi)的數(shù)據(jù)布局進行了描述。例如，數(shù)據(jù)塊位圖的起始地址是多少？inode位圖的起始地址是多少？inode表的起始地址是多少？塊組中還有多少空閑塊資源等。組描述符表在superblock的后面
數(shù)據(jù)塊位圖
數(shù)據(jù)塊位圖描述了塊組內(nèi)數(shù)據(jù)塊的使用情況。如果該數(shù)據(jù)塊已經(jīng)被某個文件使用，那么位圖中的對應(yīng)位會被置1，否則該位為0
Inode位圖
Inode位圖描述了塊組內(nèi)inode資源使用情況。如果一個inode資源已經(jīng)使用，那么對應(yīng)位會被置1
Inode表
（即inode資源）和數(shù)據(jù)塊。這兩塊占據(jù)了塊組內(nèi)的絕大部分空間，特別是數(shù)據(jù)塊資源
一個文件是由inode進行描述的。一個文件占用的數(shù)據(jù)塊block是通過inode管理起來的
。在inode結(jié)構(gòu)中保存了直接塊指針、一級間接塊指針、二級間接塊指針和三級間接塊指針。對于一個小文件，直接可以采用直接塊指針實現(xiàn)對文件塊的訪問；對于一個大文件，需要采用間接塊指針實現(xiàn)對文件塊的訪問
最簡單的調(diào)度器。它本質(zhì)上就是一個鏈表實現(xiàn)的
fifo
隊列，并對請求進行簡單的
合并
處理。
調(diào)度器本身并沒有提供任何可以配置的參數(shù)
讀寫請求被分成了兩個隊列， 一個用訪問地址作為索引，一個用進入時間作為索引，并且采用兩種方式將這些request管理起來；
在請求處理的過程中，deadline算法會優(yōu)先處理那些訪問地址臨近的請求，這樣可以更大程度的減少磁盤抖動的可能性。
只有在有些request即將被餓死的時候，或者沒有辦法進行磁盤順序化操作的時候，deadline才會放棄地址優(yōu)先策略，轉(zhuǎn)而處理那些即將被餓死的request
deadline算法可調(diào)整參數(shù)
read_expire
: 讀請求的超時時間設(shè)置(ms)。當(dāng)一個讀請求入隊deadline的時候，其過期時間將被設(shè)置為當(dāng)前時間＋read_expire，并放倒fifo_list中進行排序
write_expire
:寫請求的超時時間設(shè)置(ms)
fifo_batch
:在順序（sort_list）請求進行處理的時候，deadline將以batch為單位進行處理。每一個batch處理的請求個數(shù)為這個參數(shù)所限制的個數(shù)。在一個batch處理的過程中，不會產(chǎn)生是否超時的檢查，也就不會產(chǎn)生額外的磁盤尋道時間。這個參數(shù)可以用來平衡順序處理和饑餓時間的矛盾，當(dāng)饑餓時間需要盡可能的符合預(yù)期的時候，我們可以調(diào)小這個值，以便盡可能多的檢查是否有饑餓產(chǎn)生并及時處理。增大這個值當(dāng)然也會增大吞吐量，但是會導(dǎo)致處理饑餓請求的延時變長
writes_starved
:這個值是在上述deadline出隊處理之一步時做檢查用的。用來判斷當(dāng)讀隊列不為空時，寫隊列的饑餓程度是否足夠高，以時deadline放棄讀請求的處理而處理寫請求。當(dāng)檢查存在有寫請求的時候，deadline并不會立即對寫請求進行處理，而是給相關(guān)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中的starved進行累計，如果這是之一次檢查到有寫請求進行處理，那么這個計數(shù)就為1。如果此時writes_starved值為2，則我們認為此時饑餓程度還不足夠高，所以繼續(xù)處理讀請求。只有當(dāng)starved >= writes_starved的時候，deadline才回去處理寫請求。可以認為這個值是用來平衡deadline對讀寫請求處理優(yōu)先級狀態(tài)的，這個值越大，則寫請求越被滯后處理，越小，寫請求就越可以獲得趨近于讀請求的優(yōu)先級
front_merges
:當(dāng)一個新請求進入隊列的時候，如果其請求的扇區(qū)距離當(dāng)前扇區(qū)很近，那么它就是可以被合并處理的。而這個合并可能有兩種情況，一個是向當(dāng)前位置后合并，另一種是向前合并。在某些場景下，向前合并是不必要的，那么我們就可以通過這個參數(shù)關(guān)閉向前合并。默認deadline支持向前合并，設(shè)置為0關(guān)閉
在調(diào)度一個request時，首先需要選擇一個一個合適的cfq_group。Cfq調(diào)度器會為每個cfq_group分配一個時間片，當(dāng)這個時間片耗盡之后，會選擇下一個cfq_group。每個cfq_group都會分配一個vdisktime，并且通過該值采用紅黑樹對cfq_group進行排序。在調(diào)度的過程中，每次都會選擇一個vdisktime最小的cfq_group進行處理。
一個cfq_group管理了7棵service tree，每棵service tree管理了需要調(diào)度處理的對象cfq_queue。因此，一旦cfq_group被選定之后，需要選擇一棵service tree進行處理。這7棵service tree被分成了三大類，分別為RT、BE和IDLE。這三大類service tree的調(diào)度是按照優(yōu)先級展開的
通過優(yōu)先級可以很容易的選定一類Service tree。當(dāng)一類service tree被選定之后，采用service time的方式選定一個合適的cfq_queue。每個Service tree是一棵紅黑樹，這些紅黑樹是按照service time進行檢索的，每個cfq_queue都會維護自己的service time。分析到這里，我們知道，cfq算法通過每個cfq_group的vdisktime值來選定一個cfq_group進行服務(wù)，在處理cfq_group的過程通過優(yōu)先級選擇一個最需要服務(wù)的service tree。通過該Service tree得到最需要服務(wù)的cfq_queue。該過程在 cfq_select_queue 函數(shù)中實現(xiàn)
一個cfq_queue被選定之后，后面的過程和deadline算法有點類似。在選擇request的時候需要考慮每個request的延遲等待時間，選擇那種等待時間最長的request進行處理。但是，考慮到磁盤抖動的問題，cfq在處理的時候也會進行順序批量處理，即將那些在磁盤上連續(xù)的request批量處理掉
cfq調(diào)度算法的參數(shù)
back_seek_max
:磁頭可以向后尋址的更大范圍，默認值為16M
back_seek_penalty
:向后尋址的懲罰系數(shù)。這個值是跟向前尋址進行比較的
fifo_expire_async
:設(shè)置異步請求的超時時間。同步請求和異步請求是區(qū)分不同隊列處理的，cfq在調(diào)度的時候一般情況都會優(yōu)先處理同步請求，之后再處理異步請求，除非異步請求符合上述合并處理的條件限制范圍內(nèi)。當(dāng)本進程的隊列被調(diào)度時，cfq會優(yōu)先檢查是否有異步請求超時，就是超過fifo_expire_async參數(shù)的限制。如果有，則優(yōu)先發(fā)送一個超時的請求，其余請求仍然按照優(yōu)先級以及扇區(qū)編號大小來處理
fifo_expire_sync
:這個參數(shù)跟上面的類似，區(qū)別是用來設(shè)置同步請求的超時時間
slice_idle
:參數(shù)設(shè)置了一個等待時間。這讓cfq在切換cfq_queue或service tree的時候等待一段時間，目的是提高機械硬盤的吞吐量。一般情況下，來自同一個cfq_queue或者service tree的IO請求的尋址局部性更好，所以這樣可以減少磁盤的尋址次數(shù)。這個值在機械硬盤上默認為非零。當(dāng)然在固態(tài)硬盤或者硬RAID設(shè)備上設(shè)置這個值為非零會降低存儲的效率，因為固態(tài)硬盤沒有磁頭尋址這個概念，所以在這樣的設(shè)備上應(yīng)該設(shè)置為0，關(guān)閉此功能
group_idle
:這個參數(shù)也跟上一個參數(shù)類似，區(qū)別是當(dāng)cfq要切換cfq_group的時候會等待一段時間。在cgroup的場景下，如果我們沿用slice_idle的方式，那么空轉(zhuǎn)等待可能會在cgroup組內(nèi)每個進程的cfq_queue切換時發(fā)生。這樣會如果這個進程一直有請求要處理的話，那么直到這個cgroup的配額被耗盡，同組中的其它進程也可能無法被調(diào)度到。這樣會導(dǎo)致同組中的其它進程餓死而產(chǎn)生IO性能瓶頸。在這種情況下，我們可以將slice_idle ＝ 0而group_idle ＝ 8。這樣空轉(zhuǎn)等待就是以cgroup為單位進行的，而不是以cfq_queue的進程為單位進行，以防止上述問題產(chǎn)生
low_latency
:這個是用來開啟或關(guān)閉cfq的低延時（low latency）模式的開關(guān)。當(dāng)這個開關(guān)打開時，cfq將會根據(jù)target_latency的參數(shù)設(shè)置來對每一個進程的分片時間（slice time）進行重新計算。這將有利于對吞吐量的公平（默認是對時間片分配的公平）。關(guān)閉這個參數(shù)（設(shè)置為0）將忽略target_latency的值。這將使系統(tǒng)中的進程完全按照時間片方式進行IO資源分配。這個開關(guān)默認是打開的
target_latency
:當(dāng)low_latency的值為開啟狀態(tài)時，cfq將根據(jù)這個值重新計算每個進程分配的IO時間片長度
quantum
:這個參數(shù)用來設(shè)置每次從cfq_queue中處理多少個IO請求。在一個隊列處理事件周期中，超過這個數(shù)字的IO請求將不會被處理。這個參數(shù)只對同步的請求有效
slice_sync
:當(dāng)一個cfq_queue隊列被調(diào)度處理時，它可以被分配的處理總時間是通過這個值來作為一個計算參數(shù)指定的。公式為： time_slice = slice_sync + (slice_sync/5 * (4 – prio)) 這個參數(shù)對同步請求有效
slice_async
:這個值跟上一個類似，區(qū)別是對異步請求有效
slice_async_rq
:這個參數(shù)用來限制在一個slice的時間范圍內(nèi)，一個隊列最多可以處理的異步請求個數(shù)。請求被處理的更大個數(shù)還跟相關(guān)進程被設(shè)置的io優(yōu)先級有關(guān)
通常在Linux上使用的IO接口是同步方式的，進程調(diào)用 write / read 之后會阻塞陷入到內(nèi)核態(tài)，直到本次IO過程完成之后，才能繼續(xù)執(zhí)行，下面介紹的異步IO則沒有這種限制，但是當(dāng)前Linux異步IO尚未成熟
目前Linux aio還處于較不成熟的階段，只能在 O_DIRECT 方式下才能使用(glibc_aio)，也就是無法使用默認的Page Cache機制
正常情況下，使用aio族接口的簡要方式如下：
io_uring 是 2023 年 5 月發(fā)布的 Linux 5.1 加入的一個重大特性 —— Linux 下的全新的異步 I/O 支持，希望能徹底解決長期以來 Linux AIO 的各種不足
io_uring 實現(xiàn)異步 I/O 的方式其實是一個生產(chǎn)者-消費者模型:
邏輯卷管理
RAID0
RAID1
RAID5（糾錯）
條帶化
Linux系統(tǒng)性能調(diào)整：IO過程
Linux的IO調(diào)度
一個IO的傳奇一生
理解inode
Linux 文件系統(tǒng)是怎么工作的？
Linux中Buffer cache性能問題一探究竟
Asynchronous I/O and event notification on linux
AIO 的新歸宿：io_uring
linux 條帶的介紹就聊到這里吧，感謝你花時間閱讀本站內(nèi)容，更多關(guān)于linux 條帶,Linux條帶技術(shù)簡介：提高文件存儲效率,Linux 磁盤IO的信息別忘了在本站進行查找喔。
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