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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，對于一些應用來說，可能需要幾個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?實際上，可以使用多塊磁盤并行起來解決這個問題，這就是RAID技術(shù)。

RAID:獨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，對整個系統(tǒng)來說容量增大了。

因為寫滿一塊物理盤以后再寫另一塊盤。對寫IO沒有任何優(yōu)化，但是對讀IO能提高一定的并發(fā)IO讀幾率。

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

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

其實磁盤已經(jīng)經(jīng)過低級格式化了，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扇區(qū)組成一個Data block，比如由4個扇區(qū)組成一個塊(block)

• data Block：N倍個扇區(qū)大小的容量，Block只有在一個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Stripee所占用的單塊磁盤上的區(qū)域。

那么條帶深度和條帶長度指的就是

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

 

總結(jié)

 

這就是所謂的條帶化，它是對磁盤邏輯上的劃分，相當于在磁盤上加了一個中間層而已

這樣對于一個大塊的數(shù)據(jù)，可以以條帶為單位進行寫入，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硬盤里面

RAID 0要提升性能，條帶要做得越小越好。因為若是條帶深度容量大于寫入的數(shù)據(jù)的長度，這段數(shù)據(jù)將會落到同一個segment中，相當于本次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。因為如果條帶太小，每次IO一定會占用大部分物理盤，隊列中的IO只能等待IO結(jié)束后才使用物理盤。

總之，參與RAID0 的物理盤會組成一個邏輯上連續(xù)，物理上也連續(xù)的虛擬磁盤。控制器對虛擬磁盤發(fā)出的指令，被RAID控制器轉(zhuǎn)換為真實磁盤IO，再返回主機磁盤控制器，經(jīng)過控制器在cache中的組合，再提交給主機控制器。

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

RAID 1

RAID 0 最大的缺點是沒有備份盤。RAID 1 進行了改正。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)的時候，會寫兩份。所以寫的時候的速度并不快，而且可用容量實際上就只有一塊盤，空間浪費很嚴重。

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 的改進在于引入了校驗盤的概念。當數(shù)據(jù)損壞的時候，可以根據(jù)校驗盤的數(shù)字，恢復原來磁盤上的數(shù)字。

RAID 2采用“漢明碼”來進行校驗，這種糾錯技術(shù)算法比較復雜，而且需要加入大量的校驗位，比如4位數(shù)據(jù)編碼，會加入3位校驗位。

同時數(shù)據(jù)存儲的時候，會把每個IO下的數(shù)據(jù)以位為單位強行打散在每個磁盤。

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)。即使只要幾個字節(jié)，也需要讀出整個扇區(qū)

所以每次必須所有聯(lián)動起來一次進行存儲，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。

正因為此，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算法，可以將數(shù)據(jù)盤中的每個位做XOR運算，然后將結(jié)果寫入到校驗盤的對應位置。任何一個扇區(qū)損壞，可以通過剩余的位和校驗位一起進行XOR運算來獲得丟失的位。

同時RAID 3 把條帶長度設(shè)置為4K字節(jié)，因為一般文件系統(tǒng)剛好是4KB一個塊，所以如果用4塊數(shù)據(jù)盤，條帶深度為1KB，也就是2個扇區(qū)。這樣，可以保證連續(xù)寫的時候，以條帶為單位寫入，提高并行度。

所以RAID 2和RAID 3的每次IO都會牽動所有磁盤并行讀寫，每次只能做一個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 的條帶長度= 文件系統(tǒng)的大小，就不會產(chǎn)生條帶不對齊的現(xiàn)象。減少碎片。

關(guān)于RAID 3的校驗盤有沒有瓶頸的問題

若一個邏輯塊是4KB，4+1塊盤，文件系統(tǒng)下發(fā)一個IO至少是以一個邏輯塊為單位的。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：尋道時間忽略，IOPS受限于傳輸時間，因為RAID 3 是把一個IO分散到N個數(shù)據(jù)盤上，即傳輸時間是單盤的1/N，即持續(xù)讀的性能是單盤的N倍。

持續(xù)寫：分擔到N個盤，也是單盤的1/N。因為每次IO寫，物理磁盤上的所有分塊都需要更新，包括校驗塊，就沒有瓶頸和熱點的區(qū)別。

隨機

隨機讀寫：多個盤同時換道，所以性能相對于單盤沒有提升。而且有的磁盤不是嚴格主軸同步的，會拖累。

并發(fā)IO：一次IO必定會占用所有的盤，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IO和并發(fā)IO。

 

RAID 4

• RAID 0屬于激進派，為了速度，根本不要備份。
• RAID 1屬于保守派，需要浪費一個鏡像的容量。
• 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。對于隨機小塊讀寫，每秒產(chǎn)生的IO數(shù)目很大，但是每個IO的請求數(shù)據(jù)長度卻很短，如果所有磁盤同一時刻都在處理一個IO，得不償失。不如讓這個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IO比條帶深度小，所以可以完全被一個磁盤所處理。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 的改進是增加了條帶深度，RAID 4相對于RAID 3 性能幾乎沒有提升。但是至少讓它可以進行并發(fā)IO

 

RAID 5

RAID 4相對于RAID 3 性能幾乎沒有提升。而且因為每個IO必定會占用校驗盤， 所以校驗盤成為了瓶頸，而且是熱點盤，容易壞。

這樣看來RAID 4其實有些不倫不類。

RAID 4的關(guān)鍵錯誤在于忽略了校驗盤，每個IO不管怎么樣都會讀寫校驗盤的。

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

2塊盤的RAID 5系統(tǒng)，對于寫操作來說不能并發(fā)IO，因為訪問一塊盤的時候，校驗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，此時最多可以并發(fā)兩個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以后又一個可以實現(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浪費的是N分之一，而RAID永遠是二分之一。
• 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。

RAID 5與RAID 3相比

RAID 5的連續(xù)讀寫不如RAID 3，因為RAID 3 的條帶深度很小，每次IO可以牽動所有的磁盤為之服務。

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

所以RAID 3在IO SIZE大的時候高性能，RAID 5在隨機IOPS大時有高性能。

RAID 5的缺點

RAID 5的缺點是寫懲罰：寫性能差，因為每寫一扇區(qū)就要產(chǎn)生其校驗扇區(qū)，一并寫入校驗盤。

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數(shù)據(jù)根據(jù)公式新數(shù)據(jù)的校驗數(shù)據(jù) = (老數(shù)據(jù) EOR 新數(shù)據(jù)) EOR 老校驗數(shù)據(jù) 得到新校驗數(shù)據(jù)，然后寫到磁盤中。

所以每次寫入都需要更新校驗盤。浪費3個其他動作，也就是讀老數(shù)據(jù)，讀老校驗數(shù)據(jù)，然后寫新數(shù)據(jù)和校驗數(shù)據(jù)，浪費了除了“寫新數(shù)據(jù)”之外的操作。

總結(jié)：隨機并發(fā)IO和寫性能二者只能取其一。

RAID 5EE

RAID 5的缺點是不能壞兩塊盤，因為如果一塊盤壞了，可以用其他數(shù)據(jù)校驗出。

可在陣式中增加熱備盤，不參與組陣，只有在損壞的時候立刻頂替，其他盤恢復數(shù)據(jù)。如果此時有請求此盤的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，相當于存在兩個未知數(shù)，要求解兩個未知數(shù)據(jù)，一定需要另外一個不相關(guān)的等式來求解。

所以使用兩套算法各自算出一個等式，分別放在兩塊校驗盤中。

優(yōu)點是更安全，缺點是寫懲罰更大。

 

RAID 卡

軟件RAID運行于操作系統(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，就無法運行。

既然軟件這么多缺點，所以人們謀求用硬件來實現(xiàn)RAID的方法。

RAID卡就是利用獨立硬件來實現(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，因為其后端連接依然是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。每個邏輯盤對OS來說都是一塊單獨的磁盤。

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，相當于3塊盤的容量，即216GB。

所以磁盤管理器其實可以看到兩塊硬盤，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的是任何時候是一塊或者幾塊的邏輯盤，也就是OS認為的物理磁盤。

OS在磁盤上還可以進行分區(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 卡可以對邏輯磁盤進行再次的劃分，既然要劃分，必須對某塊磁盤的某個區(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卡可針對總線上某幾塊磁盤做一種RAID類型，然后針對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RAID GROUP ,簡稱RG。

邏輯盤就是從RG劃分出來的，原則上不能跨RG來劃分，因為RG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緩存來適配。適配不同速率的通信

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

RAID卡的緩存

對于上層的寫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IO完成，執(zhí)行下一個IO。實際上此時數(shù)據(jù)還在緩存中，沒有寫入磁盤。RAID卡在空閑的時候，一條一條或者批量寫入磁盤，其實是欺騙了主機。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緩存。
• Write Through模式：只有在寫入到磁盤之后才會通知主機，但是緩存的提速作用沒有優(yōu)勢。緩沖作用依舊生效。

對于讀緩存：

• 有一種算法叫PreFetch：預取，讀緩存。其實就是認為主機下一次IO，有很大的幾率是讀取到所在磁盤位置的相鄰數(shù)據(jù)。所以在主機還沒發(fā)出讀請求的時候，就先把相鄰的數(shù)據(jù)讀到緩存中。對大文件應用很適用。
• 還有一種緩存算法：假設(shè)主機的下一次IO可能還會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)被主機的寫IO更改了，不會立即寫入磁盤，而是留在緩存中。等到主機有一段時間不用了，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卡對外呈現(xiàn)一個一個的邏輯盤了，但是邏輯盤存在一個非常大的問題就是不夠靈活。

如果一開始就劃分一個100G的邏輯盤，如果數(shù)據(jù)盛不下了，此時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功夫。即使實現(xiàn)了，上層文件系統(tǒng)也無法立刻感知到。所以對要求不間斷服務的服務器不適用。

歸根結(jié)底，因為RAID控制器是由硬件來實現(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)上的一種實現(xiàn)，后來移植到AIX和HPUX等系統(tǒng)

• PV：OS識別的物理磁盤(或者RAID提交的)，類似一塊面團
• VG：多個PV放到一個VG里面，VG(volume group)卷組。VG會將所有的PV首尾相連，組成邏輯上連續(xù)編址的存儲池。
• PP：物理區(qū)塊，Physical Partition，在邏輯上將一個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會記錄PP的大小和序號的偏移。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，可以對應一個PP，也可以對應多個PP，前者對應前后沒有什么區(qū)別。后者又分為兩種情況。
• 多個PP組成一個大LP，像RAID 0
• 一個LP對應幾份PP，這幾份PP每一份內(nèi)容一樣，類似RAID1。然后用一個LP來代表他們，往這個LP寫數(shù)據(jù)，也就是寫到了這個LP對應的幾份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數(shù)據(jù)的單位。生成的邏輯卷，在主機看來還是普通的磁盤，可以進行分區(qū)和格式化。

大小可以隨時變更，也不需要重啟OS。前提是還有備用的PP。

操作很簡單：創(chuàng)建PV，加入VG ，創(chuàng)建LV，格式化，隨便擴展。

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。

 

卷管理軟件的實現(xiàn)

那么卷管理軟件到底怎么實現(xiàn)的呢?

LVM會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區(qū)域，LVM中這個區(qū)域叫VGDA

LVM可以通過讀取每塊物理磁盤上的這個區(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。如果此時上層來一個IO，LVM就需要通過緩存中的映射關(guān)系判斷地址對應到實際物理磁盤的哪個地址。然后通過磁盤控制器驅(qū)動直接給這個地址發(fā)數(shù)據(jù)。這個地址被RAID控制器接收到了，還需要做一次轉(zhuǎn)換。

總之：卷管理軟件就是運行在OS磁盤控制器驅(qū)動程序之上的軟件，作用是實現(xiàn)RAID卡硬件管理磁盤空間所實現(xiàn)不了的靈活功能，比如隨時擴容。

磁盤在VM這一層處理之后，稱為卷更為恰當。因為磁盤控制器看待磁盤，就是盤片+磁頭，而卷管理軟件看待磁盤，會認為它是一個線性的大倉庫，而不管倉庫用什么方式存儲。

倉庫的每個房間都有一個地址(LBA)，VM只需要知道一共有多少，讓庫管員(磁盤控制器驅(qū)動)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器(磁盤控制器)來各個房間取貨物(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、磁盤控制器驅(qū)動、卷管理程序**

在底層磁盤擴容之后，磁盤控制器驅(qū)動程序會通知VM已經(jīng)增大了多少容量

擴大、收縮卷需要其上的文件系統(tǒng)來配合。

MBR 和VGDA

分區(qū)管理是最簡單的卷管理方式，分區(qū)就是將一個磁盤抽象為一個倉庫，然后將倉庫劃分為一庫區(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)管理只能針對單個磁盤進行劃分，而不能將磁盤進行合并再劃分。

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

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磁盤的哪個扇區(qū)啟動，

MBR除了包含啟動指令代碼，還包含了分區(qū)表。啟動的時候，程序會跳轉(zhuǎn)到活動分區(qū)去讀取代碼做OS啟動。所以必須有一個活動分區(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)來動態(tài)管理磁盤。

文件系統(tǒng)

文件系統(tǒng)相當于理貨員，與庫管員一起完成管理糧庫的工作。

應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)心倉庫到底在那里，放到那個房間。

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個房間劃分為一個邏輯房間，稱作“簇”

數(shù)據(jù)如果找連續(xù)的簇進行存放，則還必須花時間把整理倉庫，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的問題，而且不需要經(jīng)常整理庫。

但是這樣又存在一個問題，數(shù)據(jù)描述的方式變得長短不一，可以為了簡化處理，需要給一個定長的描述。比如數(shù)據(jù) 100000 首簇1，然后在在首簇做一個標記，寫明下一個簇是多少號，然后找到下一個簇，根據(jù)簇的路標，到下下個簇進行取貨，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、存放的第一個簇。

進一步優(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，會節(jié)約時間。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，因為無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)動的運作，流程如下

• 應用調(diào)用文件系統(tǒng)接口
• IO Manager把請求發(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
• 卷管理軟件將卷對應的LBA反映為實際的LBA，并請求調(diào)用磁盤控制器驅(qū)動程序。
• IO Manager向磁盤控制器驅(qū)動程序請求將對應的LBA段從內(nèi)存寫入到物理磁盤。

文件系統(tǒng)IO：

• 同步IO：進程調(diào)用了IO以后，必須等到下位程序返回信號，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數(shù)據(jù)。
• 非阻塞IO：通知上位程序數(shù)據(jù)沒收到。
• 異步IO：請求發(fā)出以后，執(zhí)行本線程的后續(xù)代碼，直到時間片到或者被掛起。這樣應用程序的響應速度不會受IO瓶頸的影響，即使這個IO很長時間沒有完成。

異步IO和非阻塞IO另一個好處：文件系統(tǒng)不需要等待及時返回數(shù)據(jù)，可以對上次的IO進行優(yōu)化排隊。

Direct IO：文件系統(tǒng)有自己的緩存機制，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請求、數(shù)據(jù)請求以及回送數(shù)據(jù)不被文件系統(tǒng)緩存，直接進入應用程序的緩存中，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，因為Direct IO繞過了文件系統(tǒng)的緩存，降低了數(shù)據(jù)不一致性。