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一、IO 系統(tǒng)的分層
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二、IO 模型
這部分的東西在網(wǎng)絡(luò)編程經(jīng)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(dāng)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(jìn)行數(shù)據(jù)接收和發(fā)生。2.2 在等待數(shù)據(jù)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(jié)果（有數(shù)據(jù)或超時）。非阻塞IO：資源不可用時，IO請求離開返回，返回數(shù)據(jù)標(biāo)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(yīng)用阻塞在發(fā)送或接收數(shù)據(jù)的狀態(tài)，直到數(shù)據(jù)成功傳輸或返回失敗。異步IO：應(yīng)用發(fā)送或接收數(shù)據(jù)后立刻返回，數(shù)據(jù)寫入OS緩存，由OS完成數(shù)據(jù)發(fā)送或接收，并返回成功或失敗的信息給應(yīng)用。
2.4 按照Unix的5個IO模型劃分-
阻塞IO
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非阻塞IO
-
IO復(fù)用
-
信號驅(qū)動的IO
-
異步IO
三、最重要的三個指標(biāo)
?3.1 IOPSIOPS，即每秒鐘處理的IO請求數(shù)量。IOPS是隨機(jī)訪問類型業(yè)務(wù)（OLTP類）很重要的一個參考指標(biāo)。3.12 一塊物理硬盤能提供多少IOPS？從磁盤上進(jìn)行數(shù)據(jù)讀取時，比較重要的幾個時間是：尋址時間（找到數(shù)據(jù)塊的起始位置），旋轉(zhuǎn)時間（等待磁盤旋轉(zhuǎn)到數(shù)據(jù)塊的起始位置），傳輸時間（讀取數(shù)據(jù)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(shù)據(jù)的存儲的扇區(qū)即可），旋轉(zhuǎn)時間受磁盤轉(zhuǎn)速的影響，傳輸時間受數(shù)據(jù)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(jī)訪問類業(yè)務(wù)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(zhuǎn)時間為60s/15000*1/2（最多轉(zhuǎn)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(yīng)物理硬盤一個IO嗎？在沒有文件系統(tǒng)、沒有VM（卷管理）、沒有RAID、沒有存儲設(shè)備的情況下，這個答案還是成立的。但是當(dāng)這么多中間層加進(jìn)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(tǒng)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(shí)是這樣的。可以看到，越是高端的存儲設(shè)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(shù)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(tǒng)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(shè)備上（Striping）。所以，一個OS的IO在經(jīng)過多個中間層以后，發(fā)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(yīng)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(dāng)系統(tǒng)后面接的是一個存儲系統(tǒng)時、考慮不同讀寫比例，IOPS則很難計算，而需要根據(jù)實(shí)際情況進(jìn)行測試。主要的因素有：存儲系統(tǒng)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(jìn)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(shè)備能提供的物理的IOPS。一次IO請求數(shù)據(jù)量的多少。一次讀寫1KB和一次讀寫1MB，顯而易見，結(jié)果是完全不同的。當(dāng)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(shí)際應(yīng)用的測試才能獲得。3.2 IO Response Time即IO的響應(yīng)時間。IO響應(yīng)時間是從操作系統(tǒng)內(nèi)核發(fā)出一個IO請求到接收到IO響應(yīng)的時間。因此，IO Response time除了包括磁盤獲取數(shù)據(jù)的時間，還包括了操作系統(tǒng)以及在存儲系統(tǒng)內(nèi)部IO等待的時間。一般看，隨IOPS增加，因?yàn)镮O出現(xiàn)等待，IO響應(yīng)時間也會隨之增加。對一個OLTP系統(tǒng)，10ms以內(nèi)的響應(yīng)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?yàn)閿?shù)據(jù)讀取的少些。一個64K的IO會比8個8K的IO速度快，因?yàn)榍罢咧徽埱罅艘粋€IO而后者是8個IO。串行IO會比隨機(jī)IO快，因?yàn)榇蠭O相對隨機(jī)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(lián)系。一般情況下，IOPS增加，說明IO請求多了，IO Response Time會相應(yīng)增加。但是會出現(xiàn)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(jīng)不大，因?yàn)檎麄€IO系統(tǒng)的服務(wù)時間已經(jīng)不可取。3.3 Throughput為吞吐量。這個指標(biāo)衡量標(biāo)識了最大的數(shù)據(jù)傳輸量。如上說明，這個值在順序訪問或者大數(shù)據(jù)量訪問的情況下會比較重要。尤其在大數(shù)據(jù)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(wǎng)絡(luò)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(shù)據(jù)的大小。一次IO操作是指從發(fā)出IO請求到返回數(shù)據(jù)的過程。IO Chunk Size與應(yīng)用或業(yè)務(wù)邏輯有著很密切的關(guān)系。比如像Oracle一類數(shù)據(jù)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(tǒng)主要的IO Chunk Size。IO Chunk Size小，考驗(yàn)的是IO系統(tǒng)的IOPS能力；IO Chunk Size大，考驗(yàn)的時候IO系統(tǒng)的IO吞吐量。3.42 Queue Deep熟悉數(shù)據(jù)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(shù)據(jù)，然后一次提交到存儲系統(tǒng)，這樣一些相鄰的數(shù)據(jù)塊操作可以進(jìn)行合并，減少物理IO數(shù)。而且Queue Deep如其名，就是設(shè)置一起提交的IO請求數(shù)量的。一般Queue Deep在IO驅(qū)動層面上進(jìn)行配置。Queue Deep與IOPS有著密切關(guān)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(jīng)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(jī)訪問（隨機(jī)IO）、順序訪問（順序IO）隨機(jī)訪問的特點(diǎn)是每次IO請求的數(shù)據(jù)在磁盤上的位置跨度很大（如：分布在不同的扇區(qū)），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(yīng)的數(shù)據(jù)。順序訪問的特點(diǎn)跟隨機(jī)訪問相反，它請求的數(shù)據(jù)在磁盤的位置是連續(xù)的。當(dāng)系統(tǒng)發(fā)起N個非常小的IO請求（如：1K）時，因?yàn)橐淮蜪O是有代價的，系統(tǒng)會取完整的一塊數(shù)據(jù)（如4K、8K），所以當(dāng)?shù)谝淮蜪O完成時，后續(xù)IO請求的數(shù)據(jù)可能已經(jīng)有了。這樣可以減少IO請求的次數(shù)。這也就是所謂的預(yù)取。隨機(jī)訪問和順序訪問同樣是有應(yīng)用決定的。如數(shù)據(jù)庫、小文件的存儲的業(yè)務(wù)，大多是隨機(jī)IO。而視頻類業(yè)務(wù)、大文件存取，則大多為順序IO。3.44 選取合理的觀察指標(biāo)：以上各指標(biāo)中，不用的應(yīng)用場景需要觀察不同的指標(biāo)，因?yàn)閼?yīng)用場景不同，有些指標(biāo)甚至是沒有意義的。隨機(jī)訪問和IOPS:?在隨機(jī)訪問場景下，IOPS往往會到達(dá)瓶頸，而這個時候去觀察Throughput，則往往遠(yuǎn)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(dá)到瓶頸（磁盤限制或者帶寬），而這時候去觀察IOPS，往往很小。
四、文件系統(tǒng)的結(jié)構(gòu)
各種文件系統(tǒng)實(shí)現(xiàn)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(tǒng)的結(jié)構(gòu)。
- 直接索引：直接指向?qū)嶋H內(nèi)容信息，公有12個。因此如果，一個文件系統(tǒng)block size為1k，那么直接索引到的內(nèi)容最大為12k
- 間接索引
- 兩級間接索引
- 三級間接索引
- 塊設(shè)備就是以塊（比如磁盤扇區(qū)）為單位收發(fā)數(shù)據(jù)的設(shè)備，它們支持緩沖和隨機(jī)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(shè)備包括硬盤、CD-ROM 和 RAM 盤。
- 字符設(shè)備則沒有可以進(jìn)行物理尋址的媒體。字符設(shè)備包括串行端口和磁帶設(shè)備，只能逐字符地讀取這些設(shè)備中的數(shù)據(jù)。
- ?
- ?
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# ls -l /dev/*lvbrw------- 1 root system 22, 2 May 15 2007 lvcrw------- 2 root system 22, 2 May 15 2007 rlv-
塊設(shè)備能支持緩沖和隨機(jī)讀寫。即讀取和寫入時，可以是任意長度的數(shù)據(jù)。最小為1byte。對塊設(shè)備，你可以成功執(zhí)行下列命令：dd if=/dev/zero of=/dev/vg01/lv bs=1 count=1。即：在設(shè)備中寫入一個字節(jié)。硬件設(shè)備是不支持這樣的操作的（最小是512），這個時候，操作系統(tǒng)首先完成一個讀取（如1K，操作系統(tǒng)最小的讀寫單位，為硬件設(shè)備支持的數(shù)據(jù)塊的整數(shù)倍），再更改這1k上的數(shù)據(jù)，然后寫入設(shè)備。
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字符設(shè)備只能支持固定長度數(shù)據(jù)的讀取和寫入，這里的長度就是操作系統(tǒng)能支持的最小讀寫單位，如1K，所以塊設(shè)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(jīng)過任何緩沖區(qū)，此時執(zhí)行dd if=/dev/zero of=/dev/vg01/lv bs=1 count=1，這個命令將會出錯，因?yàn)檫@里的bs（block size）太小，系統(tǒng)無法支持。如果執(zhí)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(nèi)核參數(shù)決定。
- 統(tǒng)一進(jìn)行磁盤管理。按需分配空間，提供動態(tài)擴(kuò)展。
- 條帶化（Striped）
- 鏡像（mirrored）
- 快照（snapshot）
- PV（physical volume）：物理卷。在LVM中，一個PV對應(yīng)就是操作系統(tǒng)能看見的一塊物理磁盤，或者由存儲設(shè)備分配操作系統(tǒng)的lun。一塊磁盤唯一對應(yīng)一個PV，PV創(chuàng)建以后，說明這塊空間可以納入到LVM的管理。創(chuàng)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(diǎn)在表面上看沒有什么意義，但是如果主機(jī)后面接的是存儲設(shè)備的話就很有意義了，因?yàn)榇鎯υO(shè)備分配的lun是可以動態(tài)擴(kuò)展的，只有當(dāng)PV可以動態(tài)擴(kuò)展，這種擴(kuò)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(xù)的問題。
- LV（logical volume）：邏輯卷。LV是最終可供使用卷，LV在VG中創(chuàng)建，有了VG，LV創(chuàng)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(lián)系的地址空間，不用考慮多塊硬盤的問題。
- PE（physical extend）: 物理擴(kuò)展塊。LVM在創(chuàng)建PV，不會按字節(jié)方式去進(jìn)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(kuò)展塊。類似PV，LE是創(chuàng)建LV考慮，當(dāng)LV需要動態(tài)擴(kuò)展時，每次最小的擴(kuò)展單位。
- 數(shù)據(jù)完整性的風(fēng)險。Striping導(dǎo)致一份完整的數(shù)據(jù)被分布到多個磁盤上，任何一個磁盤上的數(shù)據(jù)都是不完整，也無法進(jìn)行還原。一個條帶的損壞會導(dǎo)致所有數(shù)據(jù)的失效。因此這個問題只能通過存儲設(shè)備來彌補(bǔ)。
- 條帶大小的設(shè)定很大程度決定了Striping帶來的好處。如果條帶設(shè)置過大，一個IO操作最終還是發(fā)生在一個磁盤上，無法帶來并行的好處；當(dāng)條帶設(shè)置國小，本來一次并行IO可以完成的事情會最終導(dǎo)致了多次并行IO。
- 讀取操作可以從兩個磁盤上獲取，因此讀效率會更好些。
- 數(shù)據(jù)完整復(fù)雜了一份，安全性更高。
- 所有的寫操作都會同時發(fā)送在兩個磁盤上，因此實(shí)際發(fā)送的IO是請求IO的2倍
- 由于寫操作在兩個磁盤上發(fā)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(fù)擔(dān)。
- 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(jìn)行IO數(shù)據(jù)的合并，才能提供給上層。像一些如預(yù)讀的功能，由于有了多個數(shù)據(jù)獲取同道，也會存在額外的負(fù)擔(dān)。
- 把多個映射到同一塊空間的路徑合并為一個提供給主機(jī)
- 提供fail over的支持。當(dāng)一條通路出現(xiàn)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(jìn)行數(shù)據(jù)傳送，發(fā)揮多路徑的資源優(yōu)勢，提高系統(tǒng)整體帶寬。
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RAID 6與RAID 5類似。但是提供了兩塊校驗(yàn)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(jié)合，同時兼顧了二者的特點(diǎn)，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(shí)很容易產(chǎn)生混淆，因?yàn)镽AID 0+1和RAID 10基本上只是兩個數(shù)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(shù)據(jù)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(cè)一組損壞一塊盤，左側(cè)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(fù)過程會更慢。因?yàn)橄冉?jīng)過的mirror，所以左右兩組中保存的都是完整的數(shù)據(jù)，數(shù)據(jù)恢復(fù)時，需要完整恢復(fù)所以數(shù)據(jù)。而RAID 10因?yàn)橄葪l帶化，因此損壞數(shù)據(jù)以后，恢復(fù)的只是本條帶的數(shù)據(jù)。如圖4塊盤，數(shù)據(jù)少了一半。
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RAID與LVM中的條帶化原理上類似，只是實(shí)現(xiàn)層面不同。在存儲上實(shí)現(xiàn)的RAID一般有專門的芯片來完成，因此速度上遠(yuǎn)比LVM塊。也稱硬RAID。
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如上介紹，RAID的使用是有風(fēng)險的，如RAID 0，一塊盤損壞會導(dǎo)致所有數(shù)據(jù)丟失。因此，在實(shí)際使用中，高性能環(huán)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；
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單臺主機(jī)。在這種情況下，存儲作為主機(jī)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(jī)空間，一個主機(jī)只能裝一塊到幾塊硬盤，而硬盤空間時受限的，當(dāng)磁盤滿了以后，你不得不為主機(jī)更換更大空間的硬盤。
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獨(dú)立存儲空間。為了解決空間的問題，于是考慮把磁盤獨(dú)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(shù)據(jù)讀取和寫入等也都是由主機(jī)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(jī)的JBOD（Just a Bunch Of Disks，磁盤組），只能這個主機(jī)使用，其他主機(jī)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(jī)器共享。因?yàn)镈AS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(xié)議都是跟磁盤交互的協(xié)議
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獨(dú)立的存儲網(wǎng)絡(luò)。為了解決共享的問題，借鑒以太網(wǎng)的思想，于是有了SAN（Storage Area Network），即：存儲網(wǎng)絡(luò)。對于SAN網(wǎng)絡(luò)，你能看到兩個非常特點(diǎn)，一個就是光纖網(wǎng)絡(luò)，另一個是光纖交換機(jī)。SAN網(wǎng)絡(luò)由于不會之間跟磁盤交互，他考慮的更多是數(shù)據(jù)存取的問題，因此使用的協(xié)議相對DAS層面更高一些。光纖網(wǎng)絡(luò)：對于存儲來說，與以太網(wǎng)很大的一個不同就是他對帶寬的要求非常高，因此SAN網(wǎng)絡(luò)下，光纖成為了其連接的基礎(chǔ)。而其上的光纖協(xié)議相比以太網(wǎng)協(xié)議而言，也被設(shè)計的更為簡潔，性能也更高。光纖交換機(jī)：這個類似以太網(wǎng)，如果想要做到真正的“網(wǎng)絡(luò)”，交換機(jī)是基礎(chǔ)。
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網(wǎng)絡(luò)文件系統(tǒng)。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(tǒng)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(dāng)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(guān)協(xié)議都是文件控制協(xié)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(wù)的主機(jī)必須是一個完整的主機(jī)（有OS、有文件系統(tǒng)，而存儲則不一定有，因?yàn)榭梢运竺嬗纸恿艘粋€SAN網(wǎng)絡(luò)），他考慮的是如何在各個主機(jī)直接高效的共享文件；為SAN提供服務(wù)的是存儲設(shè)備（可以是個完整的主機(jī)，也可以是部分），它考慮的是數(shù)據(jù)怎么分布到不同磁盤。NAS使用的協(xié)議是控制文件的（即：對文件的讀寫等）；SAN使用的協(xié)議是控制存儲空間的（即：把多長的一串二進(jìn)制寫到某個地址）
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審核編輯：湯梓紅
工商網(wǎng)監(jiān)
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