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磁盘阵列控制器模式对比

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发表于 2008-2-22 15:14:42 | 显示全部楼层 |阅读模式
本文从低层原理上,深入透析了目前存在的7种模式的组成原理,结构,并深刻分析了各种级别相对于单盘IO速率的变化。
$ p7 C% j) X7 T. t( U' _4 x5 V2 ^4 `* q6 g. z
Raid0
* }& o! h5 O' u7 @* d
- ]. W# N3 v( `$ V# `: s" \Raid0是这样一种模式:我们拿5块盘的raid0为例子。
2 Y  p* l" T% `  o7 z' t
4 l" |  B0 _5 w& M% @- d( q, q

/ k0 I  ~1 l* k: A. [3 T1 Y) h( e& R2 c( e6 I! A  n# ^# N# }
  上图中5个竖条,分别代表5个磁盘上的一个extent,也就是竖条的意思,每个磁盘被逻辑的划分为N个这种extent。然后再在磁盘相同偏移的extent上,横向逻辑分割,形成strip,一个strip横跨过的extent个数,称为strip lenth,而一个strip和一个extent交叉带,称为一个segment,一个segment中所包含的data block个数,称为strip depth。Data block,可以是N倍个扇区大小的容量,应该可以调节,或者不可调,随控制器而定。
5 M' s  }! J- l! U  Z, ?# |' ?5 }2 x  Raid0便是将一系列连续编号的data block,分布到多个物理磁盘上,扩散IO,提高性能。其分布的方式,如图所示:这个例子中,条带深度为4,则0、1、2、3号data block,被放置到第一个条带的第一个segment中,然后4、5、6、7号block,放置到第一个条带的第二个segment中,依此类推,条带1放满后,继续放条带2。这种特性,称为“局部连续”,因为block只有在一个segment中是物理连续的,逻辑连续,就需要跨物理磁盘了。
  对外来说,参与形成raid0的各个物理盘,会组成一个逻辑上连续,物理上也连续的虚拟磁盘。磁盘控制器对这个虚拟磁盘发出的指令,都被raid控制器截获,分析,根据block映射关系公式,转换成对组成raid0的各个物理盘的真实物理IO请求指令,收集或写入数据之后,再提交给主机磁盘控制器。
  Raid0还有另一种非条带化模式,即写满其中一块物理磁盘之后,再接着写另一块,直到所有组成磁盘全部写满。这种模式,对IO写没有任何优化,但是对IO读,能提高一定的并发IO读几率。
在进一步讲述raid0和其他raid级别之前,我们先来看一下IO的种类。IO按照可以分为:读/写IO,大/小块IO,连续/随机IO,顺序/并发IO。下面我们来分别介绍每一种IO。
  读/写IO,这个就不用多说了,读IO,就是发指令,从磁盘读取某段扇区的内容。指令一般是通知磁盘开始扇区位置,然后给出需要从这个初始扇区往后读取的连续扇区个数,同时给出动作是读,还是写。磁盘收到这条指令,就会按照指令的要求,读或者写数据。控制器发出的这种指令+数据,就是一次IO,读或者写。
  大/小块IO,指控制器的指令中给出的连续读取扇区数目的多少,如果数目很大,比如128,64等等,就应该算是大块IO,如果很小,比如1,4,8等等,就应该算是小块IO,大块和小块之间,没有明确的界限。
  连续/随机IO,连续和随机,是指本次IO给出的初始扇区地址,和上一次IO的结束扇区地址,是不是完全连续的,或者相隔不多的,如果是,则本次IO应该算是一个连续IO,如果相差太大,则算一次随机IO。连续IO,因为本次初始扇区和上次结束扇区相隔很近,则磁头几乎不用换道或换道时间极短;如果相差太大,则磁头需要很长的换道时间,如果随机IO很多,导致磁头不停换道,效率大大降底。
  顺序/并发IO,这个的意思是,磁盘控制器每一次对磁盘组发出的指令套(指完成一个事物所需要的指令或者数据),是一条还是多条。如果是一条,则控制器缓存中的IO队列,只能一个一个的来,此时是顺序IO;如果控制器可以同时对磁盘组中的多块磁盘,同时发出指令套,则每次就可以执行多个IO,此时就是并发IO模式。并发IO模式提高了效率和速度。
说完了4种IO模式,我们再来说2个概念:
  IO并发几率。单盘,IO并发几率为0,因为一块磁盘同时只可以进行一次IO。对于raid0,2块盘情况下,条带深度比较大的时候(条带太小不能并发IO,下面会讲到),并发2个IO的几率为1/2。其他情况请自行运算。
  IOPS。一个IO所用的时间=寻道时间+数据传输时间。IOPS=IO并发系数/(寻道时间+数据传输时间),由于寻道时间相对传输时间,大几个数量级,所以影响IOPS的关键因素,就是降底寻道时间,而在连续IO的情况下,寻道时间很短,仅在换磁道时候需要寻道。在这个前提下,传输时间越少,IOPS就越高。
  每秒IO吞吐量。显然,每秒IO吞吐量=IOPS乘以平均IO SIZE。Io size越大,IOPS越高,每秒IO吞吐量就越高。设磁头每秒读写数据速度为V,V为定值。则IOPS=IO并发系数/(寻道时间+IO SIZE/V),代入,得每秒IO吞吐量=IO并发系数乘IO SIZE乘V/(V乘寻道时间+IO SIZE)。我们可以看出影响每秒IO吞吐量的最大因素,就是IO SIZE和寻道时间,IO SIZE越大,寻道时间越小,吞吐量越高。相比能显著影响IOPS的因素,只有一个,就是寻道时间。
  下面我们来具体分析一个从上到下访问raid0磁盘的过程。假如某一时刻,主机控制器发出指令:读取 初始扇区10000
, [& O) [/ \4 Y- O8 b长度128。Raid控制器接受到这个指令之后,立即进行计算,根据对应公式(这个公式是raid控制器在做逻辑条带化的时候制定的)算出10000号扇区所对应的物理磁盘的扇区号,然后依次计算出逻辑上连续的下128个扇区所在物理磁盘的扇区号,之后,分别向对应这些扇区的磁盘,再次发出指令,这次是真实的读取数据了,磁盘接受到指令,各自将数据提交给raid控制器,经过控制器在cache种的组合,再提交给主机控制器。
分析以上过程,我们发现,如果这128个扇区,都落在同一个segment中的话,也就是说条带深度容量大于128个扇区的容量(64K),则这次IO就只能真实的从这一块物理盘上读取,性能和单盘相比会减慢,因为没有任何优化,反而还增加了raid控制器额外的计算开销。所以要提升性能,让一个IO尽量扩散到多块物理盘上,就要减小条带深度,磁盘数量不变的条件下,也就是减小条带大小strip size。让这个IO的数据被控制器分割,同时放满第一个segment、第二块物理磁盘上的第二个segment。。。。。。。依此类推,这样就能极大的占用多块物理盘。在这里大家可能存在一个误区,就是总是以为控制器是先放满第一个segment,再放满第二个segment,其实是同时进行的,因为控制器把每块盘要写入或者读取的数据都计算好了,是同时进行的。所以,raid0要提升性能,条带做的越小越好。但是这里又一个矛盾出现了,就是条带太小,导致并发IO几率降底,因为如果条带太小,则每次IO一定会占用大部分物理盘,而队列中的IO就只能等待这次IO结束后才能使用物理盘。而条带太大,又不能充分提高传输速度,这两个是一对矛盾,按照需求来采用不同的方式。
我们接着分析raid0相对于单盘的性能变化。根据以上总结出来的公式,可以推得以下表格:

: G2 T% u$ i; S/ S- t
1 i  ?& v2 D) [" \( L
RAID0
/ c9 m* c- W7 B" p6 M
IOPS
5 k% J% a  c2 ?6 K4 v) }

" a6 O  }2 M. T* T$ E1 h* a

2 L- T9 J( r0 w2 w7 g
并发IO

- F5 G9 L( M" G; \0 A
顺序IO
; I" e0 }0 j) o; `" G8 B' p
并发IO
, a+ l: H9 C# s: n/ g  g
顺序IO

) ^' j5 T) e9 k  B. a
随机IO

& O" U5 m" ~# m% F7 C+ z* a4 A
连续IO

9 |- R" R6 y1 ^
随机IO
& f6 o6 k7 E! g+ a
连续IO

' ~2 T5 A: o/ _
随机IO
! `" d) l5 n& K. V2 t9 h) n
连续IO

! X- }! U1 G- s2 D) N: {  r( Z
随机IO

3 E. ^/ }; e! L, E/ w
连续IO
" Q; r$ P' P# R3 M. C7 I; {. b5 @
Io size/strip size较大

, J  ~- F+ l4 I3 A7 H
不支持
4 W& M0 w9 E, A) @
不支持

9 T' J: s6 K( o9 a" H' c3 Y9 v
提升极小

( q  W$ X5 E6 U& h% x
提升了N乘系数倍
% t4 b$ `8 j9 \( x! A
不支持

, Q3 k2 _4 p: L' [% e% L
不支持
; w9 j; @1 v8 G5 a, p
提升极小
0 r( E5 }6 o8 L  ?/ ~
提升了N乘系数倍
" W9 ^0 u) |, p# v
Io size/strip size较小
8 [! }1 K: _/ r( L! e- N- I
提升了(1+并发系数)倍
8 i8 J! _/ f) A0 Y. s
提升了(1+并发系数+系数)系数倍
6 H& O/ h/ A. f' I
提升极小

: T+ X% I4 P/ R# u% d4 {
提升了系数倍

2 c, v1 r7 o% T% W' I( D+ V
提升了(1+并发系数)倍

8 N+ D2 [. K* ^! @0 b* k
提升了(1+并发系数+系数)倍
8 u0 L+ ~! {7 D- I5 A1 ]
提升极小

; y2 N4 u, T/ k# j
提升了系数倍
) D9 M- a- v. h! J# X: X
注:并发IO和IO size/strip size是一对矛盾,两者总是对立。N=组成raid0的磁盘数目。系数=io size/strip size和初始LBA地址所处的strip偏移综合系数,大于等于1。并发系数=并发IO的数量! K6 g  g, V& j! Z

# P+ Y" @2 k3 z5 q. h3 L
# [# X* z% e' \2 }Raid18 j) U% H" L, l/ ~. T
Raid1是这样一种模式,我们拿2块盘的例子来说明:
8 d, k, t: f) N4 v+ x9 A+ g% v$ T- D8 l, D+ @/ X
  ~, h/ f7 \9 N

  C6 U6 D1 I* o- N2 Y$ a6 e0 ~5 M

& J- W& g( T; `6 n. K7 Y/ U0 j4 q4 j5 l9 m) f
Raid1和raid0不同,raid0对数据没有任何保护措施,每个block都没有备份或者校验保护措施。Raid对虚拟逻辑盘上的每个物理block,都在物理盘上有一份镜像备份。也就是说数据有两份。对于raid1的写IO,速度不但没有提升,而且有所下降,因为数据要同时向多块物理盘写,时间以最慢的你个为准,因为是同步的。而对于raid1的读IO请求,不但可以并发,而且就算顺序IO的时候,控制器也可以象raid0一样,从两块物理盘上同时读数据,提升速度。Raid1没有srip的概念。同样我们总结出一个表格:' p. E- |: I7 Y
RAID1
# l4 B% u1 K, K6 ~
IOPS
! p' F+ D' x/ S& P& e9 X2 ]1 }- e

  h: M+ `: ]4 a- R
+ d9 @# C5 ?7 Y! N, ^; y' y
并发IO
* R$ b5 h$ H8 b; h" M) v, _0 t
顺序IO

. e  ~% l& L. f! t: u- z4 c, y" s
并发IO
+ H% A9 e% T6 N# f( T( O
顺序IO

: m& l( D4 v0 k% V
随机IO
% t- F. y8 ]) D1 M. e1 q
连续IO
# X$ s; n6 U# l
随机IO
, _: w0 I: k9 C8 m/ U
连续IO

- B) i4 d# f% w' z2 M4 T
随机IO
; M, L+ `7 p) N0 t- P+ g, P
连续IO

/ H' c4 P8 h2 n* S  y  r5 ~$ @
随机IO

% ?+ R$ z- v( z+ @: m$ Q
连续IO
0 D9 I' a# `5 S7 F5 x" a6 G% C% p
9 S8 N* _2 U9 Z- [: D0 R
提升N或者并发系数倍

5 i, a; Z1 Y% C
提升N倍或者并发系数
" ?7 G1 s( G* U7 t' E
提升极小
2 h" C% k, R# M- F8 M% w: J. |
提升了N 倍

7 `. }1 `. T* d8 G, W) _
不支持
; _% {6 o; j3 }% L" s+ d
事物性IO可并发,提升并发系数倍

- t) X. f2 X1 u4 z) ~% V
没有提升

/ w7 ]( ^3 _8 l; T
没有提升
' O+ q9 f( |7 @) r( M: F
注:raid1没有strip的概念。N=组成raid1镜像物理盘的数目。 3 [# D/ L6 ?! R% ~5 V3 c- i
% S! t7 e- y* @. J0 T: l. a6 t
) A! d% x- y7 h7 ]' _
在读、并发IO的模式下,由于可以并发N个IO,每个IO占用一个物理盘,这就相当于提升了N倍的IOPS。由于每个IO只独占了一个物理盘,所以速度相对于单盘并没有改变,所以不管是随机还是顺序IO,相对单盘都不变。
% {5 C: B. J, @6 n3 H: j! I# @在读、顺序IO、随机IO模式下,由于IO不能并发,所以此时一个IO可以同时读取N个盘上的内容,但是是在随机IO模式下,那么寻道时间影响很大,纵使同时分块读取多个磁盘的内容,也架不住寻道时间的抵消,所以性能提升极小8 P1 \; }! ~) t# f6 ~
在读、顺序IO、连续IO模式下,寻道时间影响到了最低,此时传输速率为主要矛盾,同时读取多块磁盘的数据,时间减少为1/N,所以性能提升了N倍。; i' \; j( M8 c9 U9 a' |8 M* N
写IO的时候和读IO情况相同,就不做分析了。写IO因为要同时向每块磁盘写入备份数据,所以不能并发IO,也不能分块并行。但是如果控制器把优化算法做到极至的话,还是可以并发IO的,比如控制器从IO队列中提取连续的多个IO,可以将这些IO合并,并发写入磁盘。前提这几个IO必须是事物性的,也就是说LBA必须连续,不然不能作为一个大的合并IO,而且和文件系统也有关系,文件系统碎片越少,并发几率越高。
Raid2
raid2是一种比较特殊的raid模式,他是一种专用raid,现在早已被淘汰。他的基本思想是,IO到来之后,控制器将数据分割开,在每块物理磁盘读或者写1bit。这里有个疑问,磁盘的最小IO单位是扇区,512字节,如何写入1bit呢?其实这个写入1bit,并非只写入1bit。我们知道上层IO,可以先经过文件系统,然后才通过磁盘控制器驱动来向磁盘发出IO,最终的IO大小,都是N倍的扇区,也就是Nx512字节,N大于等于1,不可能发生N小于1的情况,即使你需要的数据只有几个字节,那么也同样要读出或者写入整个扇区,也就是512字节。明白这个原则之后,我们再来看一下raid2中所谓的“每个磁盘写1bit”是个什么概念。IO最小单位为扇区,512字节,我们就拿一个4块数据盘+3块校验盘的raid2系统给大家来说明一下。这个环境中,raid2的一个条带大小是4bit(1bit乘4块数据盘),而IO最小单位是一个扇区,那么如果分别向每块盘写1bit,就需要分别向每块盘写一个扇区,每个扇区只包含1bit有效数据,这显然是不好的,因为太浪费空间,没有意义。因为IO数据到来时,我们拿以下IO请求为例:写入 初始扇区10000长度1,这个IO目的是要向LBA10000写入一个扇区的数据,也就是512字节。Raid2控制器接受到这512字节的数据之后,先将其放入cache,然后计算需要写入的物理磁盘的信息,比如定位到物理扇区,分割数据成bit,然后一次性写入物理磁盘扇区。
也就是说第一块物理盘,控制器会写入本次IO数据的第1、5、9、13、17、21。。。。。。。。。。。等等位,第二块物理盘会写入2、6、10、14、18、22。。。。。。。。。。等等位,其他两块物理盘同样方式写入。直到这样将数据写完。我们可以计算出来,这512字节的数据写完之后,此时每块物理盘只包含128字节的数据,也就是一个扇区的四分之一,那么这个扇区剩余的部分,就是空的。如果要利用起这部分空间,那么等下次IO到来之后,控制器对数据进行bit分割,将要填入这些空白区域的数据,控制器将首先读出原来的数据,然后和新数据合并之后,一并再写回这个扇区,这样做效率和速度都大打折扣。我们可以发现,其实raid2就是将原本连续的一个扇区的数据,以位为单位,分割存放到不连续的多块物理盘上,因为这样可以全组并行读写,提高性能。每个物理磁盘扇区其实是包含了N个扇区的“残体”。那么如果出现需要更新这个IO的4个扇区中某一个扇区的情况,怎么办?这种情况下,必须先读出原来的数据,和新数据合并,然后在一并写入。其实这种情况出现的非常少。我们知道上层IO的产生,一般是需要先经过os的文件系统,然后才到磁盘控制器这一层的。所以磁盘控制器产生的IO,一般都是事务性的,也就是这个IO中的所有扇区,很大几率上对于上层文件系统来说,是一个完整的事务,所以很少会发生只针对这个事务中某一个原子进行读写的情况。这样的话,每次IO很大几率都会包含入这些逻辑上连续的扇区的,所以不必担心经常会发生那种情况,即便发生了,控制器也只能按照那种低效率的做法来做,不过总体影响较小。但是如果随机IO比较多,那么这些IO初始LBA,很有可能就会命中在一个两个事务交接的扇区处,这种情况,就导致速度和效率大大降低了。连续IO出现这种情况的几率非常小了。
Raid2因为每次读写都需要全组磁盘联动,所以为了最大化其性能,最好保证每块磁盘主轴同步,使得同一时刻每块磁盘磁头所处的扇区逻辑编号都一致,并存并取,达到最佳性能,如果不能同步,则会产生等待,影响速度。
基于raid2的并存并取的特点,raid2不能实现并发IO,因为每次IO都占用了每块物理磁盘。
Raid2的校验盘对系统不产生瓶颈,但是产生延迟,因为多了计算校验的动作。校验位和数据位是一同并行写入或者读取的。Raid2采用海明码来校验数据,这种码可以判断修复一位错误的数据,并且使用校验盘的数量太多,4块数据盘需要3块校验盘,但是随着数据盘数量的增多,校验盘所占的比例会显著减小。1 ^1 \4 G# `, g6 s, }
Raid2和raid0有些不同,raid0不能保证每次IO都是多磁盘并行,因为raid0的分块相对raid2以位为单位来说是太大了,而raid2由于她每次IO都保证是多磁盘并行,所以其数据传输率是单盘的N倍,为了最好的利用这个特性,就需要将这个特性的主导地位体现出来,而根据IOPS=IO并发系数/(寻道时间+数据传输时间),寻道时间比数据传输时间大几个数量级,所以为了体现数据传输时间减少这个优点,就必须避免寻道时间的影响,而避免其影响的最佳做法就是:尽量产生连续IO而不是随机IO,所以,raid2最适合连续IO的情况。另外,根据每秒IO吞吐量=IO并发系数乘IO SIZE乘V/(V乘寻道时间+IO SIZE),如果将IO size也增大,则每秒IO吞吐量也将显著提高。所以,raid2最适合的应用,就是:产生连续IO,大块IO的情况,不言而喻,文件服务,视频流服务等等这些应用,适合raid2,不过,raid2的缺点太多,比如校验盘数量多,算法复杂等等,它逐渐的被raid3替代了。
! }, ~( |5 s1 c" ^6 u
. I2 T$ m2 O" z* [! z7 v7 V3 Z  Z
RAID2

* E- i$ l! a% q3 l+ @: h7 M: u
IOPS
$ j6 ^# D) p6 t6 P! {

# x  j: L9 z7 C9 a: t! D' T" |
. T- C8 ^" C& _  ^8 j2 U
顺序IO
. _5 Z. F. E# T9 k3 e! w
顺序IO
' f: t; {& m" G
非事务性随机IO

9 q, j3 [" b1 C; A" D: A
事务性随机IO
( x2 U. g  B$ u+ i0 H5 N6 u
连续IO
7 \6 b  l/ S) u8 m6 ?7 ~: r
非事务性随机IO

- `  d1 u7 n1 a9 G$ K; V  t
事务性随机IO

" S  f1 G( S. a9 ]: H( S- z/ x0 W
连续IO

+ I7 F4 L; D9 I+ i
IO满足公式条件
+ m  }" }6 V/ y. \* L0 C
提升极小

. Y/ D% B+ D  l; M! ^% E, H1 I
提升极小
4 b* n9 D3 b  K( `8 P0 T- E
提升N倍

2 {) |7 `- E& L0 v- T
性能降低

$ P. _# {' j3 z" y( Q+ ^& s8 G  g
提升极小
1 S2 X# q3 x8 L  ?' o
提升N倍
* v9 V! Q& H. K2 \2 M5 }
注:N=数据盘数量。Raid2不能并发IO% |  ]- j0 n: O9 W3 N1 l
# z* J% f) V% O/ o

+ w9 ?1 V! c9 U
6 |# t. X+ y7 n
8 V, d9 ?9 H* t8 X4 oRaid3# w9 W3 m) u: n0 X5 z6 q- R2 k
% r& J' s3 F1 R4 i7 }; P
由于raid2缺点比较多,比如非事务性IO对他的影响,校验盘数量太多等等。Raid2的劣势,就在于它的将数据以bit为单位,分割,将原本物理连续的扇区,转变成物理不连续,逻辑连续的,这样就导致了它对非事务性IO的效率低下。为了从根本上解决这个问题,raid3出现了。既然要从根本上解决这个问题,首先就是需要抛弃raid2对扇区进行分散的做法。Raid3保留了扇区的物理连续。Raid2将数据以bit为单位分割,这样为了保证每次IO占用全部磁盘的并行性。而raid3同样也保留了这个特点,但是没有以bit为单位来分散数据,而就是以扇区或者几个扇区为单位来分散数据。Raid3还采用了高效的XOR校验算法,但是这种算法只能判断数据是否有误,不能判断出哪一位有误,更不能修正。XOR校验使得raid3不管多少块数据盘,只需要一块校验盘就足够了。  _, K! p$ @9 C' G' T) U

. _& {3 _' ?& I) \

! C! N9 }  O0 p8 h+ k

4 [5 p. K7 t( o7 T
" h( V; @6 M9 N/ c! [- K0 J% ?: }: p
Raid3的每一个条带,其长度很小,深度为1。这样的话,每个segment的大小一般就是1个扇区或者几个扇区的容量。以上图的例子来看,4块数据盘,一块校验盘,每个segment,也就是图中的一个block portion,假如为2个扇区大小,也就是1k,则整个条带大小为4k,如果一个segment大小为8个扇区,即4k,则整个条带大小为16K。
我们还是用一个例子来说明raid3的作用机制。比如,一个4数据盘,1校验盘的raid3系统,segment size为2个扇区大小即1k。raid3控制器接受到了这么一个IO:写入 初始扇区10000长度8,即总数据量为8乘512字节=4k。则控制器先定位LBA10000所对应的真实物理LBA,假如LBA10000恰好在第一个条带的第一个segment的第一个扇区上,那么控制器将这个IO数据里的第1、2个512字节写入这个扇区,同一时刻,第3、4个512字节会被同时写入这个条带的第二个segment中的两个扇区,其后的数据同样被写入第3、4个segment中,此时恰好是4k的数据量。也就是说这4k的IO数据,同时被写入了4块磁盘,每块磁盘写入了两个扇区,也就是一个segment,他们是并行写入的,包括校验盘,也是并行写入的,所以raid3的校验盘没有瓶颈,但是有延迟,因为增加了计算校验的开销。但现代控制器一般都使用专用的XOR硬件电路而不是cpu来计算xor,这样就使得延迟降到最低。上面那个情况是IO size刚好等于一个条带大小的时候,如果IO size小于一个条带大小呢?我们接着分析,还是刚才那个环境,此时控制器接收到IO大小为2K的写入请求,也就是4个连续扇区,那么控制器就只能同时写入两个磁盘了,因为每个盘上的segment是2个扇区,其他两个磁盘此时就是空闲的,也只能得到两倍的单盘传输速率。我们再来看看IO size大于一个条带大小的情况,会发生什么。还是那个环境,控制器收到的IO size=16k。则控制器一次所能并行写入的,是4k,这16k就需要分4批来写入4个条带。其实这里的分4批写入,不是先后,而还是同时,也就是这16k中的第1、5、9、13k将由控制器连续写入磁盘1,第2、6、10、14k,连续写入磁盘2,依此类推,直到16k数据全部写完,是并行一次写完,这样校验盘也可以一次性计算校验值并且和数据一同并行写入。而不是“分批”。
通过比较,我们发现,与其使得IO size小于一个条带的大小,空闲一些磁盘,不如使得Io size大于或者等于条带大小,使得没有磁盘空余。因为上层IO size是不受控的,控制器说了不算,但是条带大小是控制器说了算的,所以如果将条带大小减少到很小,比如2个扇区,一个扇区,则每次上层IO,一般情况下都会占用所有磁盘,进行并发传输。可以提供和raid2一样的传输速度,并避免raid2的诸多缺点。Raid3和raid2一样,不能并发IO, 因为一个IO要占用全部盘,就算IO size小于strip size,因为校验盘的独享,也不能并发IO。
0 E, O+ ?9 m5 T
1 r: f7 B4 `5 X$ c6 r# r
RAID3
: f( ?$ C4 N6 p$ X  B( U
IOPS

  i* O! z. @! z- l

" V0 l  e' a7 I
$ I# e4 x; m+ Q& @: p+ }& b; ]
并发IO

& Q2 Y4 V3 C( s) P; C1 I
顺序IO

4 s% b. ~- r, N* Z; Z& m
并发IO

& [& J! k4 T  N1 j8 x' |- Z
顺序IO
( T% o( C- }' U
随机IO

8 u* X4 j! W9 I, Q" j
连续IO
+ V& x* T0 h8 A# D5 ^
随机IO

4 s- @! l* b; n' T+ h% c
连续IO

+ A  Z$ I0 c5 A6 R/ M  `( `9 h  q
随机IO

; O2 ]9 e  B3 |6 P
连续IO
! c1 U' b/ Y, M" [
随机IO
$ O9 ^) x/ t2 f3 h2 e! b
连续IO
; R, J, z  t& V$ B: D
Io size大于strip size
1 z2 q) p# S) u* a$ o7 R
不支持
! v9 m( e! J; P5 ~
不支持

5 |. c9 Y$ M. x1 K* O; X) C* ]8 O; c
提升极小
& e5 U# E+ T- g% U( ^/ b% X7 ]5 v5 d
提升了N倍
4 ^  L" {8 P( W1 p5 v4 p# ]9 a$ ]7 _
不支持

& r  f' Q/ n3 _6 v+ J: _
不支持

% s. D- c3 Q( {& r, y; Z! V" C
提升极小

+ ?/ r6 W8 k$ @9 \- z
提升了N倍

2 U- R- K6 X9 f; \; w2 p% k( Y# S
Io size小于strip size

, ^3 J; @: R0 e+ Y& B  L
不支持
6 k2 }4 l  `" [2 S5 P& N) h
事物性IO可并发,提升并发系数倍

2 m. A7 R5 X% @
提升极小

" F6 O% ?0 C" C3 D2 g3 |$ i% z
提升了N乘IO size/strip size倍
# x6 f: S7 z1 O5 v+ `% U5 M* A
不支持
# n! Z, G7 ~$ f5 s4 m$ g! B
事物性IO可并发,提升并发系数倍

- D0 V" a( V/ X0 ~* A
提升极小
9 @( l- D5 F8 `; Q  e) r8 h7 X/ o
提升了N乘IO size/strip size倍

3 M! [% l: z' g6 f$ T3 S
注:N=组成raid3的数据磁盘数量。和raid2相同,事物性连续IO可能并发。
$ @  X9 O# {0 _和raid2一样,raid3同样也是最适合连续大块IO的环境,但是它比raid2成本更低,更容易部署。
; u; @- M$ I" L具体分析:
0 q' Q8 _4 Z6 |/ l7 I$ b不管任何形式的raid,只要是面对随机IO,其性能比单盘没有大的优势,因为raid作所的只是提高传输速率,并发IO,容错。随机IO只能靠降低单个物理磁盘的寻道时间来解决。而raid不能优化寻道时间。所以随机IO,raid3也同样没有优势。
1 ~4 E+ ^% K' K连续IO,因为寻道时间的影响因素可以忽略,raid3最拿手,因为象raid2一样,raid3可以大大加快数据传输速率,因为他是多盘并发读写。所以理论上可以相对单盘提高N倍的速率。
" H- g( R! [" C+ R/ \) N* `& o$ @( h) ]
4 Q" f$ x7 G; @0 r  B/ E

* L, [( m& z& \- CRaid40 p/ a+ B1 Y8 n9 x
' L! M+ g9 o' {* T) L+ {

$ V- h; V8 i/ a: x3 v; u6 O/ A
: e3 c! ?* G4 l; U2 U3 W9 o9 f
. L9 K0 r" y% [% I" ?

6 U: ~$ c7 x% \' r) I, g不管是Raid2还是raid3,他们都是为了大大提高数据传输率而设计,而不能并发IO。诸如数据库等等应用,他们的特点就是随机IO和小块IO。想提高这种环境的IOPS,根据公式:IOPS=IO并发系数/(寻道时间+数据传输时间),随机读导致寻道时间很大,靠提高传输许率已经不是办法。所以观察这个公式,想在随机IO频发的环境中提高IOPS,唯一能够做的,只有提高IO并发系数,不能并发IO的,想办法让他并发IO,并发系数小的,想办法提高系数。
4 R: }, R" t' R1 T在raid3的基础上,raid4被发展起来。我们分析raid3的性能的时候,曾经提到过一种情况,就是io size小于strip size的时候,此时有磁盘处于空闲状态,而如果抓住这个现象,同时让队列中的下一个IO来利用这些空闲的磁盘,岂不是正好达到并发IO的效果了么?所以raid4将一个segment的大小做的比较大,以至于平均IO size总是小于strip size,这样就能保证每个IO少占用磁盘,甚至一个IO只占用一个磁盘。
! [9 X* s* W9 t# C5 N9 }是的,这个思想对于读IO是对路子的,但是对于写IO的话,有一个很难克服的问题,那就是校验盘的争用。考虑这样一种情况:4块数据盘+1块校验盘组成的raid4系统,某时刻一个IO占用了前两块盘+校验盘,此时虽然后两块是空闲的,可以同时接受新的IO请求,但是如果接受了新的IO请求,则新IO请求同样也要使用校验盘,由于一块物理磁盘不能同时处理多个IO,所以新IO虽然占有了数据盘的写权限,但是写校验盘的时候,仍然要等旧IO写完后,才能写入校验,新IO才能完成,这样的话,就和顺序IO无异了,数据盘可并发而校验盘不可并发,这样不能实现并发IO。! {# O! R2 Y; P# `! v: D- A+ d( N
下面我们来说几个概念。* h+ }) E' Z5 f1 L& Z

5 A) M' v/ B9 n  l, _
' ~1 [0 @4 N  W" Q6 Z) N+ C. j  r  Y
4 e: {+ Z/ G" Y( f; E
整条写、重构写与读改写
整条写(Full-stripe Write):整条写需要修改奇偶校验群组中所有的条带单元,因此新的奇偶校验值可以根据所有新的条带数据计算得到。不需要额外的读、写操作。因此,整条写是最有效的写类型。整条写的例子,比如raid2,raid3。他们每次IO总是几乎能保证占用所有盘,因此每个条带上的每个segment都被写更新,所以控制器可以直接利用这些更新的数据计算出校验数据之后,在数据被写入数据盘的同时,将计算好的校验信息写入校验盘。
重构写(Reconstruct Write):如果要写入的磁盘数目超过阵列磁盘数目的一半,采取重构写方式。在重构写中,从这个条带中不需要修改的segment中读取原来的数据,再和本条带中所有需要修改的segment上的新数据计算奇偶校验值,并将新的segment数据和没有更改过的segment数据以及新的奇偶校验值一并写入。显然,重构写要牵涉更多的I/O操作,因此效率比整条写低。重构写的例子,比如raid4中,如果数据盘为8块,某时刻一个IO只更新了一个条带的6个segment,剩余两个没有更新,则重构写模式下,会将没有被更新的两个segment的数据读出,和需要更新的前6个segment的数据计算出校验数据,然后将这8个segment连同校验数据一并写入磁盘。可以看出,这个操作只是多出了读两个segment中数据的操作。
! R! w* ]3 K4 I0 ^5 L( I
读改写(Read-Modify Write):如果要写入的磁盘数目不足阵列磁盘数目的一半,采取读改写方式。读改写过程如下:(1)从需要修改的segment上读取旧的数据;(2)从条带上读取旧的奇偶校验值;(3)根据旧数据、旧校验值和需要修改的segment上的新数据计算这个条带上的新的校验值;(4)写入新的数据和新的奇偶校验值。这个过程中包含读取、修改、写入的一个循环周期,因此称为读改写。读改写计算新校验值的公式为:新数据的校验数据=(老数据 EOR 新数据) EOR 老校验数据。如果待更新的segment已经超过了条带中总segment数量的一半,则此时不适合使用读改写,因为读改写需要读出这些segment中的数据和校验数据,而如果采用重构写,只需要读取剩余不准备更新数据的segment中的数据即可,而后者数量比前者要少,所以超过一半,用重构写,不到一半,用读改写。整条更新,就用整条写。写效率:整条写>重构写>读改写
明白了这些概念之后,我们就可以继续深入理解raid4了。如果仅仅根据争用校验盘来下结论说raid4不支持并发IO,在经过了以上三个概念的描述之后,看来显然是片面的。我们设想这样一种情形,某时刻一个IO只占用了全部磁盘的几块盘,另一些磁盘空闲,如果此时让队列中下一个IO等待的话,那么当然不可实现并发IO。此时我们考虑:如果队列中有这样一个IO,它需要更新的LBA目标和正在进行的IO恰好在同一条带上,并且处于空闲磁盘,而又不冲突,那么此时我们恰好就可以让这个IO也搭一下正在进行的IO的顺风车,反正都是要更新这个条带的校验segment,与其两个IO先后更新,不如让他们同时更新各自的数据segment,而控制器负责计算本条带的校验块。这样就完美的达到了IO并发。但是,有个问题,这种情况遇到的几率真是小之又小。即便如此,控制器如果可以对队列中的IO目标LBA进行扫描,将目标处于同一条带的IO,让其并发写入,这就多少类似NCQ技术了,不过这种技术需要上层软件的配合,因为乱序IO,会失去事务的顺序性,所以还需要上层软件作一些处理。

, q; c3 U" |  T4 `: I6 @# S
除了在控制器内部实现这种算法之外,我们还可以直接在上层来实现这种模式。上层就是指操作系统的文件系统。因为文件系管理着底层磁盘。文件系统决定数据写往磁盘上的哪些扇区。所以完全可以在文件系统这个层次上,将两个不同事物的IO写操作,尽量放到相同的条带上,也就是说,比如一个条带大小为16k,可以前8k放一个IO的数据,后8k放也另一个IO的数据,这两个IO在经过文件系统的计算之后,经由磁盘控制器驱动程序,向磁盘发出同时写入整个条带的操作,这样就构成了整条写,如果实在不能占满整条,那么也应该尽量达成重构写模式,这样不但并发了IO,还使得写效率增加。这种在文件系统专门为raid4做出优化的方案,最点型的就是netapp公司的磁盘阵列操作系统data ontap,这个操作系统中文件系统模块称为WAFL。WAFL文件系统的设计方式确保能够最大限度地减少校验盘寻址操作。 上图右半部对比显示了WAFL如何分配同样的数据块,从而使得RAID 4更加有效。 WAFL总是把相关的数据块写到彼此邻近的条带中,消除校验盘上的长时间寻址操作。只要可能,WAFL也把多重数据块写到同样的条带中,从而进一步减少校验盘上的阻塞。FFS在上图左半部中使用六道独立的条带,因此致使六个校验盘块需要更新。 上图右半部中,WAFL使用仅仅3道条带,即只有三个校验块需要更新。从而大大提高了RAID性能,消除了校验盘瓶颈。
3 U/ F: X& t) ^1 `! v0 J1 U

2 p8 l9 ^' ~8 A' _- ^
/ C2 N  D, ]6 z) E
RAID4

4 q* d0 h/ m) d; D, _. W) z
IOPS
" A) m; B5 \3 U' }' ^: |, p4 Q6 g

# B+ A" i: ?- x: v
$ A1 l: U4 E# d7 G. r. b# W
特别优化的并发IO
! n5 w* p$ S- ^, X4 n& {
顺序IO

8 M! U+ _; Z  L# r0 e. A* ^6 m- }* |
特别优化的并发IO
4 L5 I4 Q; p* T
顺序IO

8 @9 _/ R* U6 n* q# k
随机IO

, l  d7 Q& v2 u) y  }: f* h
连续IO

2 x( M' q2 c6 \. b8 O
随机IO

. g7 W5 a4 [7 {% R/ b. ^
连续IO

1 I: ?. Q4 m% A6 G4 x3 b) e
随机IO

& R9 h/ V! E/ R; u* h
连续IO
; R& s$ g! W8 X( r0 o
随机IO
$ s) n  x" t8 B& @- k& u; v
连续IO
! s$ K3 ^1 o  `
Io size/strip size较大

/ I. l) l( N7 v+ B% h* @) F9 E
冲突

7 u, V. H! X2 `: @
冲突
7 ?1 v: ~9 p/ A5 n" O  ?/ l
提升极小

0 m/ L) P- t( q7 S
提升了N倍

7 [( y7 K; |1 r6 ~' f8 v
冲突
" t' w! d1 O+ O- {
冲突
& u! G3 D( x; I1 n
没有提升

' Z7 [" k# n. c1 O% K) W7 c
提升了N倍
8 u* e0 j+ I0 O9 }% ^1 _) X/ w9 H& k
Io size/strip size较小
7 `; G4 ^7 r% B% @
提升极小
% S, F& _; Y7 @5 Y, c4 W
提升并发系数倍

9 t- C+ y' ]7 V8 D2 f" W
几乎没有提升

0 @6 h0 {9 A3 ~' ]; w8 d
几乎没有提升

3 D9 w* \" ?! Q" _! }7 V7 \
提升并发系数倍

$ V0 i) U6 p+ Q$ E7 `
提升并发系数乘N倍

: t9 R: E" Q6 G' `9 x2 [
性能降底
2 c& ^, p- z1 x7 f
性能降底

3 ~) S0 g: ~/ Y
注:N为raid4数据盘数量。Io size/strip size太大则并发IO几率很小。
" l# v# B% a1 G8 ?! N7 E, G值得注意的是,如果io size/strip size的值太小,则顺序IO读,不管是连续还是随机IO,几乎都没有提升。顺序IO写,性能下降,因为io size很小,又是顺序IO,则只能进行读改写,性能降底不少。
) R) v- Y% Z# A) w' y0 P所以,如果要使用raid4,不进行特别优化,是不行的,至少要让他可以进行并发IO。我们观察表格可知,并发IO模式下,性能都有所提升。然而如果要优化到并发几率很高,实则不容易。目前只有netapp的WAFL文件系统还在使用raid4,其他产品均未见使用。面临淘汰,取而代之的是拥有高并发几率的raid5系统。
/ c& ?2 [. Y4 {6 u8 `% b- E) s1 t1 q2 E5 _5 B. a) G
3 C( C( ^% g- }$ r, n2 u

: V5 l, H: C. N. S$ E! L% a2 rRaid5
. _8 \- v+ [- A

5 ^, ~% a' r! {* [2 Z) C; s

( W$ U6 t0 M2 H$ V# i

8 S; n3 y. {7 j4 z) K5 H' x7 t5 G/ L0 K# _
为了解决raid4系统不能并发IO困难的窘境,raid5相应而出。Raid4并发困难,是因为他的校验盘争用的问题,如果能找到一种机制,能有效解决这个问题,则实现并发就会非常容易。Raid5恰恰解决了校验盘争用这个问题。Raid5采用分布式校验盘的做法,将校验盘打散在raid组中的每块磁盘上。如图所示。每个条带都有一个校验segment,但是不同条带中其位置不同,在相邻条带之间循环分布。为了保证并发IO,raid5同样将条带大小做的较大,以保证每次IO数据不会占满整个条带,造成队列其他IO等待。所以,raid5如果要保证高并发率,那么每个IO几乎都是读改写模式,尤其是在随机IO的情况下,所以raid5拥有较高的写惩罚,但是在随机IO频发的环境下,仍然能保持较高的IOPS。4 I5 @) g1 j6 Y, C
们来分析一下raid5具体的作用机制。以上图为例的环境,条带大小80k,每个segment大小16k。某一时刻,上层产生一个写IO:写入 初始扇区10000. _; J  y( H! E- k: S+ |  o) G
长度8,即写入4k的数据。控制器收到这个IO之后,首先定位真实LBA地址,假设定位到了第1个条带的第2个segment(位于图中的磁盘2)的第1个扇区(仅仅是假设),则控制器首先对这个segment所在的磁盘发起IO写请求,读出这8个扇区中原来的数据到cache,与此同时控制器也向这个条带的校验segment所在的磁盘(即图中的磁盘1)发起IO读请求,读出对应的校验扇区数据并保存到cache,随后利用XOR校验电路来计算新的校验数据,利用公式:新数据的校验数据=(老数据 EOR 新数据) EOR 老校验数据。现在cache中存在:老数据,新数据,老校验数据,新校验数据。然后控制器立即再次向相应的磁盘同时发起IO写请求,将新数据写入数据segment,将新校验数据写入校验segment,并删除老数据和老校验数据。
* ^; {7 H; R  O" w, ]8 |在上述过程中,这个IO占用的,始终只有1、2两块盘,因为所要更新的数据segment我们假设位于2盘的1条带的2号segment,而这个条带对应的校验segment位于1盘,自始至终其他任何磁盘都没有用到。那么如果此时队列中有这么一个IO,他的LBA初始目标假如位于图中下方红框所示的数据segment中(4盘),IO长度也不超过segment的大小,而这个条带对应的校验segment位于3盘上,这两块盘未被其他任何IO占用,所以,此时控制器就可以并发的处理这个IO,和上方红框所示的IO,达到并发。
5 p+ _8 V" u: b1 J% FRaid5相对于经过特别优化的raid4来说,在底层就实现了并发,可以脱离文件系统的干预,任何文件系统的IO,都可以实现高并发几率,而不像基于wafl文件系统的raid4,需要在文件系统上规划计算出并发环境。
1 W8 W5 X& }5 I" ^, J) U9 `; nRaid5磁盘数量越多,可并发的几率就越大。
0 p, y/ z/ D3 b7 Y' q8 [4 w" U) W/ [
RAID5
. [/ N! H/ x: H8 V8 Q
IOPS
+ r, X9 ]. @" C  V' M

+ r, \, b1 l9 {% w& N0 k9 F' N
9 ~3 K) c( H% n& b! q$ t& n
并发IO

& F5 a3 L% K9 V8 q& f
顺序IO
: y4 Z1 p- ]) o! |! d9 y& ]) b
并发IO

8 t1 n* [( d  j2 q. I1 e
顺序IO
$ ~  H2 S+ F- n1 U" Q
随机IO
7 N5 ~5 m' G8 Z% V0 N* g# i
连续IO

4 r0 }* d  ^1 D& {
随机IO
$ y$ i- w/ l% ~) q
连续IO
4 _0 f7 E8 {" d& t, g4 N! f( m( s
随机IO

, D7 C! A$ P6 T) ?# t, b
连续IO

5 Q0 Y% u5 r2 U" J( }3 n3 C9 W
随机IO
  _9 v% |8 D" V4 [% e0 n6 h6 Y; D
连续IO

  U7 @/ R+ b8 ^0 P- f' i
Io size近似strip size

7 t6 ~0 e5 f" b
不支持

) d; Z" V4 Q/ b1 x8 ^( L( A4 W
不支持
9 R5 F  ^0 C. D3 m; c: `9 M+ i
提升极小
' `- C% p( Q" p" `7 {
提升了N倍

0 o8 _$ [( Q) A
不支持

9 Z+ V1 M+ \0 A9 m" C8 n  F
不支持
4 J0 k3 a- @; H7 t6 u
提升极小

# G. P! s. O- w  ^  W$ j* |& |1 @
提升了N倍

0 A3 e' \) _4 ]  @
IO size大于segment size重构写

0 I1 R/ i0 }. u/ z
提升并发系数倍

' W0 V# d+ M: a! C' }5 m; ~
提升并发系数倍

. }' \8 S' ]; `/ V8 N3 C4 H
几乎没有提升
0 M. z, V' V/ R/ `# R
提升了IO size/segment size倍

1 u; O" N2 R; T! y( y5 ~! L
提升并发系数倍
/ Q& d9 s- @) z7 m+ a, P
提升并发系数倍

; A! d6 P8 F, \$ V  y
性能下降
( N/ _: U( @  f; c/ p# ?! G  _
提升极小

! b3 {8 a; Y% l
Io size小于segment size读改写
: \3 _% ~# g" W, h+ m/ E: R2 P* C
提升并发系数倍
0 _0 Z7 E, A# d4 A: t5 h
提升并发系数倍

1 m* i, K' u/ y4 c
提升极小
/ V! V; V% `' b) ?! z( c2 N
没有提升

3 z, ^# [( ?4 [  i- h3 s5 m  ^5 H
提升并发系数倍

' `9 v! T5 [2 p  |" k7 e  V' Q
提升并发系数倍

* G9 @/ w7 R' K$ f3 u
性能下降

5 m4 x1 u- W% L7 [6 Q0 o( Q; W) R0 h
性能下降

; e" P  `! ~# [1 |. F& k7 }
raid5最适合小块IO,并发IO的情况下,性能都较单盘有所提升。
$ k5 N. ~3 n, W- C4 ?$ P; k9 u0 g+ t! d" Q; M+ G, i) `* H: P
5 W1 X* K/ M, X) A
Raid68 q. b$ [) S5 H6 [' s

! [* p! C1 A. n- v  ?; I; Eraid6之前的任何raid级别,最多能保障在坏掉一块盘的时候,数据仍然可以访问,但是如果同时坏掉两块盘,则数据将会丢失。为了增加raid5的保险系数,raid6被创立。Raid6比raid5多增加了一块校验盘,同时也是分布打散在每块盘上,用另一个方程式来计算新的校验数据,这样,raid6同时在一个条带上保存了两份数学上不相关的校验数据,这样能够保证同时坏两块盘的情况下,数据依然可以通过联立这两个数学关系等式来求解丢失的数据。Raid6较raid5在写的时候,会同时读取或者写入额外的一份校验数据,不过由于是并行同时操作,所以比raid5慢不了多少。其他特性和raid5类似。
- y5 e( _* @2 Z: `; O$ |
RAID6
$ C& m2 q5 h: i, p4 I. E, x
IOPS

1 \( N1 L" {) D, h1 Y+ G
8 D% N8 G8 w# q" z- F2 w, H+ Y7 w6 n

( ~. P. s8 V- f8 G
并发IO

$ C# P- k7 l5 C  U+ j% w
顺序IO
1 m; _' I5 x& X/ G$ q/ ~& k" j
并发IO
! L) v! e3 B/ `3 F6 L% h
顺序IO

) b7 B' a" m. b
随机IO

+ x( l8 l  H& F2 `( z# x
连续IO
- e, H1 N8 j, h' W% [6 `: X9 f$ g
随机IO

  D4 d) j# W. _* z4 y0 H
连续IO
, b1 w  |# l/ K7 ^1 g
随机IO
/ g0 h! X7 a  q- ?
连续IO

% t# M8 g& P+ T; e$ _6 [
随机IO
9 p8 _: p" g6 w" v* I: K5 k
连续IO

& |6 v+ o( ?9 @" N3 K
Io size近似strip size

3 H+ Q! S1 d* Q
不支持

: J8 g. Q! \2 S% K, {; Z
不支持

5 \$ O) T2 g- R6 D' H* Y# u
提升极小
0 J; w# O- ?! ]* H1 h: L" i
提升了N倍
- P9 ?3 s9 Y! U" Q' ~
不支持
! D- m4 @) A- @/ I* t8 ~
不支持

( C- v6 r6 z" }! a9 K
提升极小
: q! d, V6 }9 f  z
提升了N倍
: W4 G4 X4 f2 |! j8 B- J  F9 N4 S
IO size大于segment size重构写

, |9 p- O7 ~+ B" v3 V
提升并发系数倍
8 t6 A( \6 x% m! G$ k, @
提升并发系数倍

" e1 f$ U5 n* V; ?! o
几乎没有提升

0 B! G& }$ l- N; E+ |, K
几乎没有提升
# v, F( M. _! v) j5 L
提升并发系数倍

4 ?9 ?7 d/ z6 s8 O' |+ I* Z
提升并发系数倍

0 B( X8 m4 ~* O% g6 \
性能下降
5 K' W% J# @9 |2 V2 e2 f
提升极小

" i" M) W, S/ L  G& W/ F. T1 E
Io size小于segment size读改写
# W5 I1 b5 H% l- W7 W) t
提升并发系数倍

+ k- O, o" Q( _; H, ]0 w
提升并发系数倍
& D. q6 Z; N5 B7 G' m' f4 k$ i
提升极小

' v* H: U$ u* Q  A* [+ s- K8 Q
没有提升
( {1 J2 Q; y  s
提升并发系数倍

) ~0 I; ^" c/ d# w7 e
提升并发系数倍
% N6 W4 a( B! H, E" |
性能下降
/ I4 Z: O# G7 ?, ~9 f
性能下降

9 _0 \: T( ?) A1 F$ h% G

  ]4 h) F8 C+ R9 G# _/ u" q
+ B( m. J5 J$ n) T6 j
! F, I/ N& b% v; a- W
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