配套教材：
Operating Systems: Three Easy Pieces Remzi H. Arpaci-Dusseau Andrea C. Arpaci-Dusseau Peter Reiher
参考书目：
1、计算机操作系统（第4版） 汤小丹 梁红兵 哲凤屏 汤子瀛 编著 西安电子科技大学出版社
在线阅读：
http://pages.cs.wisc.edu/~remzi/OSTEP/
University of Wisconsin Madison 教授 Remzi Arpaci-Dusseau 认为课本应该是免费的。
————————————————————————————————————————
这是专业必修课《操作系统原理》的复习指引。
需要掌握的概念在文档中以蓝色标识，并用可读性更好的字体显示 Linux 命令和代码。代码部分语法高亮。
文档下载地址：
链接：https://pan.baidu.com/s/1-s76n4y0wutH08sHkmk-Qw
提取码：0000
附录五 RAID
我们总是希望硬盘能够更大、更快。一张4K的BD（蓝光光盘），最大容量至少为66 GB；有的盘还更大。把这些电影抓到硬盘里，只需要几十部，一块5 TB的移动硬盘就差不多要满了；也许你还下载了很多数字音乐，它们甚至是Hi-Res或DSD规格的；你还在B站或者YouTube下载了很多很有趣的视频；你还会拿相机或摄像机拍摄很多高质量的照片和录像；你写了很多小说和歌曲，画了很多漫画……这些无不对存储容量、速率和可靠性提出了高要求。
廉价磁盘冗余阵列（Redundant Array of Inexpensive Disks，RAID）一词，由UC Berkeley的一组研究人员在1980年代末引入。这个时间前后，许多研究者也不约而同地产生了相似的思想。
从外部看，RAID是一块磁盘，可以作为整体进行读写。但RAID实际上具有多个磁盘，还可以有内存，以及专门管理这些磁盘的处理器。硬RAID已经很接近一个计算机系统，只不过其主要任务是管理磁盘。
为计算机添加新的功能时，应该尽量做到透明，也就是说：基本不用对已有的部分做出多少改动，就可以让新功能正常运行。RAID是一个非常好的例子，因为你基本上完全可以把RAID当作一大块磁盘来用，在操作系统层面上几乎不需要进行什么更改。把一块磁盘换成一个RAID，不用改动一行代码；在RAID安装完毕后，原有的操作系统和应用程序可以直接继续运行。透明增强了硬件的可部署性（deployability），用户无需担心软件不与新硬件兼容。
当文件系统向RAID发起一个（逻辑）I / O请求时，RAID本身要确定，需要访问的内容位于哪些磁盘，然后向相应的磁盘发起（物理）I / O。RAID的实现是很复杂的：微控制器需要对磁盘正确操作；DRAM负责暂存常用的数据块；有时还要对数据进行校验。
评价一个RAID的常见指标有：
（1）容量。同样容量的磁盘，实现不同的RAID后，剩余的可用容量是不同的。
（2）可靠性。这个RAID系统最多能容忍多少磁盘同时损坏？
（3）性能。性能的重要性就不用多说了。
RAID 0将数据分散存储在各个磁盘上。假设将一个文件分成很多份，由4块硬盘组建RAID 0，那么它的分布是这样的：
可以看出，数据按照RR（round-robin）的方式分配到各个磁盘。在上表中，横跨一整行的每部分数据称为一个条带（stripe）。RAID将数据按照块（chunk）划分，同一块被写入一个磁盘。如果将块大小（chunk size）扩大两倍，数据的分布就变成这样：
块大小为2的整数次方倍，一般为32 KB或64 KB，其它值亦可。
块大小是影响RAID性能的重要因素。块大小较小时，文件被打散成更多份。于是，在访问单个文件的时候，需要访问的部分具有更大的几率位于更多的磁盘，使得并发度更高。但是，如果要在文件中定位，也需要更多的时间。块大小较大时，情况相反：访问单个文件的时候，需要访问的部分具有更大的几率位于更少的磁盘，甚至都位于同一个磁盘，使得并发度更低，乃至和单个磁盘的读写性能没有区别；但如果要在文件中定位，则需要更少的时间。块大小需要根据应用场景和硬盘本身的特点来决定，不存在一个普遍适用的值。
下面我们从刚才的三个指标入手，来评估RAID 0。
在容量上，RAID 0做得很完美：RAID 0的总容量是各个硬盘的容量之和。
在性能上，RAID 0也很优秀：RAID 0的读写速率，最高可以达到各个磁盘的读写速率之和。当然，数据不大于块大小的时候，它只能落在一个磁盘上，读写性能就没有提升了。使用不同容量的磁盘来组成 RAID-0时，由于数据是一直等量依序放置到不同磁盘中，当小容量的磁盘用完后，所有的数据都将被写入到剩余的磁盘去。此时的性能也会变差。
但是，RAID 0不具备任何冗余。如果组成RAID 0中的任何一块磁盘损坏，基本就意味着存储在这个阵列上的全部数据都丢失了。因为所有文件都是被尽可能高度分散并存储的，只有在非损坏磁盘上的那些不大于块大小的小文件能够逃过一劫。
在读写的时候，各块硬盘的工作状态不一定相同，有的盘可能恰好在这时具有更大的寻道时间和旋转延迟。这部分延迟会导致RAID的实际读写速率要比理论上慢一点。
RAID 1将数据镜像（mirror）存储，每个磁盘都是另一块磁盘的镜像：
当然，这只是其中一种数据组织方式。你还可以在RAID 1的基础上将数据条带化存储。RAID 10（RAID 1+0）先将数据复制为镜像，再进行条带存储；而RAID 01（RAID 0+1）先条带化，再镜像化。
读取数据时，RAID 1可以从多个磁盘镜像中读取；而写入的时候，必须向每个镜像盘统一写入相同内容，以确保冗余性。因此，RAID 1能提升读取性能，最大读取速率为各个磁盘的读取速率之和，但不能提升写入性能。在顺序写入时，如果组建RAID 1的磁盘的（顺序或随机）写入性能存在差异，则写入速率受到写入性能最差的磁盘的影响。使用机械硬盘组建RAID 1时，若进行随机读取，则比较容易接近性能峰值；若进行顺序读取，则在将读取任务平分给各个磁盘时，磁盘经常需要跳过不属于自己负责的那些块（等待它们旋转并远离磁头），使得读写速率明显低于各个磁盘的读写速率之和。使用固态硬盘（参见第15章）时，不存在此问题。
由于RAID 1是完全的镜像，因此可用容量为总容量除以副本数量。一般地，同样的数据只存储2份；只有十分关键的数据，才会启用多个镜像存储。以2份副本为例，RAID 1最多可以容忍一半的盘损坏。当然，前提是没有任何2块互为镜像的盘同时损坏。RAID 1最少可以容忍1块磁盘损坏。点背的时候，虽然只坏了2块盘，但坏的正好是互为镜像的盘，那这部分数据就确确实实丢失了。
RAID 4则带有奇偶校验。相比完全镜像的RAID 1，RAID 4存储同样内容需要花费的磁盘数量少得多，但冗余度就没有那么高。
数据依然是条带分布的，每个条带都配有专门的一块磁盘作为校验盘。
校验位的数据是通过奇偶校验得出的。如果有n个二进制位参与奇偶校验，则从左往右共做(n-1)次异或运算。由异或的性质得：参与运算的位中，若1的个数是奇数，则校验位为1；若1的个数是偶数，则校验位为0。校验时，每块磁盘对应块中的对应位一同进行异或，结果写在校验盘中对应的位。
下图以4块盘各自的位于磁盘最前面的一个数据块的前4位为例。在4磁盘1校验盘的结构下，可以看出数据块是在各个非校验磁盘中交错分布的；图中展示的四个数据块的第0、1、2、3位分别有3、1、1、2个1，校验位为1、1、1、0。
在非校验磁盘中，数据的组织方式与RAID 0一样。而校验盘不负责数据的存储，因此RAID 4的可用容量是非校验磁盘的总容量之和。如果校验盘损坏，则可以通过非校验盘重新计算校验结果，恢复校验盘中的数据。RAID 4最多允许非校验盘中损坏1块，这1块的数据可以由其它非校验盘和校验盘中的信息重构出来：校验位描述了参与异或运算的1是奇数个还是偶数个。而参与运算的位数又是已知的，所以可以直接推断出缺失的数据。但如果非校验盘损坏了超过1块，就无法重构数据了。
下面分析RAID 4的性能。对顺序读取，其情况与RAID 0类似，最高速率为各个非校验磁盘的读取速率之和。但是如果要读取的内容正好都落在同一块磁盘，性能就没有提升。在顺序写入的时候，写入的同时需要修改相应的校验位，但位运算比磁盘的机械动作快得多，而且对校验盘的读写与对非校验盘的读写相对独立，不会拖慢数据读写，所以最高速率也能达到各个非校验盘的写入速率之和。
在随机读取时，其性能也与RAID 0类似，最高速率为各个非校验磁盘的读取速率之和。当然，数据不大于块大小的时候，它就只能落在一个磁盘上，读写性能就没有提升了。但在随机写入时，情况就比较棘手了：由于写入数据较小，因此有很多或者全部需要进行写入的条带中，不是所有的位置都会被写入。但写入新数据可能会导致校验位改变，因此在写入某一条带上的块时，需要一并读取同一条带上其它数据块的未修改数据，并重新计算新的校验码。当非校验盘的块数很多时，造成的性能影响也非常大。
有一种方式可以减小这种性能影响。在写入一个数据块之前，把这一块的旧数据读出来，然后比对各个位要写入的数据是否与这一位的原数据不同。如果不同，就意味着对应的校验位要改变。否则，保持不变。基本上，改动数据后，校验块里都是有位要改变的，也就是整个校验块要写入新值。于是，写入一个块的数据，在非校验盘上需要的操作就是一次读和一次写。因此，随机写入的性能显著低于单盘的随机写入性能。如果使用写入速率不同的磁盘组建RAID 4，自然也会受到速率更慢的磁盘的影响。
为了（至少部分）解决奇偶校验式RAID的小写入问题（small-write problem），RAID 5应运而生。RAID 5的校验数据的分布是这样的：
RAID 5的很多地方和RAID 4很像。RAID 5同样只允许1块盘失效，顺序读写性能和RAID 4是一样的。RAID 5的随机读取性能要好一点，因为在校验数据占有的比例相同的情况下，可以多用一块盘进行读写（校验数据不再由专门的一块不参与有效数据的读写的磁盘进行存储）。如果随机请求非常多，则可以利用到所有的磁盘，提升更明显。相比RAID 4，RAID 5的随机写入性能的增长令人印象深刻。RAID 5的随机写操作可以并发。如果使用相同的磁盘构建RAID 5，其随机写入的速率是：单盘随机写入性能×磁盘块数÷4，除以因子4是因为：奇偶校验RAID的每个写操作实际上都要进行4个操作：一次是写入数据本身，一次是读写入位置的旧数据，一次是读所属的校验块，一次是写入新的校验块。
RAID-5基本上与RAID-4相同，而在少数情况下更好，所以它几乎完全取代了市场上的RAID-4。唯一的例外是已知总是执行顺序写入的场景，这时基本不需要考虑小写入问题。在这些情况下，有时会使用RAID-4，因为它的构建稍微简单一些。
还有其它级别的RAID，比如RAID 2、RAID 3和RAID 6等。RAID 6最多允许2块盘损坏。在RAID中的磁盘发生故障时，RAID控制器必须立刻探测到，并发出告警。用户接到警报后，需要及时进行重建。有时候，RAID系统会有1个热备盘（hot spare disk）。如果RAID里的其中1块盘坏了，这个热备盘就会顶替RAID里的那个坏盘，同时把坏盘上面的数据原样做出来，并存储在热备盘中。存储完毕后，RAID系统允许同时损坏的盘数就多了1块。此外，还可以用软件方式实现RAID。虽然这更便宜，但可能会面临一致更新（consistent-update）等问题。
RAID通过如下的公式来定位数据块所在的磁盘和盘内位置（设数据块的逻辑块号为A）：
Disk = A % number_of_disks
Offset = A / number_of_disks
设想在多个磁盘写入数据的过程中突然断电、系统出现致命故障的情况，这会导致数据的不正确（包括不同副本的不一致）。为了解决这个问题，RAID硬件中一般都有一小块非易失性RAM（可以通过单独的电池供电实现令RAM不断电）。上面保存了写入日志。在系统从失败中恢复后，根据保存的写入日志，可以继续写操作，直到数据重新变得一致。