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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。
4 Z, ~2 B$ l; r
+ ]& Z+ R( j5 |, k8 zRaid0! \% ^5 a1 z  h' D+ r! w6 A0 L

! ~8 k! M' H( V6 MRaid0是这样一种模式:我们拿5块盘的raid0为例子。+ k# B! B7 A1 h' X, d9 u" S

5 u" {& ?$ j- L* u1 N- k- _
  {; R9 R2 A: L. ?; v2 G7 |

% ?# O+ X0 ^1 m
  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。
( y$ ]& E0 S- y* x7 t$ x+ w# ~% N  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
% A% x9 K8 {! W/ ^  h- c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:

0 L1 `" S& @  O2 n- `
& Y& t( [1 N. e. k( n: `3 b
RAID0

: {6 p5 f+ [$ S! R+ o. P: m0 S
IOPS

3 ?! M4 F5 L" [- b: [) n
8 u* @* ?8 @, q- p, y
3 [. C7 }# T# Q/ M- a1 U
并发IO
; q. t% E& X" s/ F. J
顺序IO

+ @$ O- `, D- T! L  h+ n5 ^) Z2 g* F
并发IO

' h0 t; ], K( _. @  g9 X- p
顺序IO
* F2 R  w- S7 t! {, |: b
随机IO

( E3 ?$ [& ?% V0 [7 S# H
连续IO

1 k! z2 V1 E6 O  }- Z! ?! a
随机IO

; |$ W- S! a8 `5 ?8 O/ l& P* o
连续IO
/ d+ X: B$ [, k0 [( r4 S
随机IO

0 ]0 ~, T& S" Y4 A8 `; h8 r1 V
连续IO
3 F1 ?6 b- r1 y2 q5 v/ |% z
随机IO
# E+ h; R" T) e' ?
连续IO
  {2 q- O+ w8 r1 |5 V" C3 d
Io size/strip size较大

8 y5 w( d/ w! o0 O
不支持

: B. R2 _# M/ ^! @2 T
不支持

! Y2 n# Y& H1 v  m/ h
提升极小

' w0 ?% ?5 D6 r$ h$ N6 @
提升了N乘系数倍

  C/ u" Q; N1 t$ I5 H
不支持
1 c" T+ ^0 C7 q
不支持

! K: }  L0 E3 ~: b+ w- y2 _& F
提升极小
- l0 c- x( o3 u' g
提升了N乘系数倍

3 z5 |# Q; @" s' x3 r. T/ `4 X
Io size/strip size较小

6 q6 I0 A7 _4 K9 S8 V
提升了(1+并发系数)倍
& z* e- g0 d4 X, t/ J# t* ?
提升了(1+并发系数+系数)系数倍

& a4 r0 [4 |: d7 o; j
提升极小

8 c7 c5 L8 U# F7 b8 b
提升了系数倍
4 K. ?1 \: @  h+ t+ s, @- D3 O2 P
提升了(1+并发系数)倍

& g9 z- ?0 n- D  c) t
提升了(1+并发系数+系数)倍

/ w; ]1 n. f% n, Q/ s  r5 ~
提升极小

, k  [/ @) u( y' e' p" S: `* e& j
提升了系数倍
: v4 y  l8 R9 {2 L1 L2 A  Q
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
" X& Y! Z. E% R, W( X8 {1 y
0 _( T# a# c& G$ P6 S$ S# c
! Y, W( A/ c( J5 ~  R* V/ CRaid1/ B% x( N! V9 X8 f5 m0 |
Raid1是这样一种模式,我们拿2块盘的例子来说明:
( D) i% D0 `# V1 ]& B+ V- [! B4 E' g
# c0 |  }9 i& L3 Z$ C5 Q7 d

% p- J) {7 M) A8 ^+ X  ^5 _1 r8 @6 }3 J2 D. R* @

) S! H* U+ e* k8 k# h9 P: {8 v8 B1 b& @6 a- g
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:9 {& ?5 Z; k- r3 \9 h. h# T
RAID1
& z  E# R: E$ x$ n1 O  A( y
IOPS
! q3 F2 E! J/ C$ i- f: O- u

0 T8 k' `( n) v1 m( [( r

* F. i/ T0 W5 J8 F
并发IO

) W1 b$ [+ @# B: e; K
顺序IO
* p8 `: u9 z, M! l
并发IO

/ T3 g4 V* _- e( P7 C4 A
顺序IO

- |5 E, u6 ~9 K/ W" D( _8 F
随机IO
4 k7 H6 k8 Y# d) C: Y1 w
连续IO

+ E+ p! P7 j: E$ a- H. j
随机IO
! _" U( e8 `/ D( t
连续IO
" Q( d* |. ?; ~: t5 d" S/ [) E
随机IO

+ a  z1 K. z; A/ S) q1 Y. O+ D- |
连续IO

1 Y5 @  K: `6 ]0 j
随机IO
% W* {( O7 b3 P# |; H9 `
连续IO
2 F% U0 y2 n# h1 B* `8 M( r

; K$ f' Y" ~  w1 Z+ D
提升N或者并发系数倍

( j9 g; C% n$ n9 K
提升N倍或者并发系数
$ K$ i5 Q  F) h) _% p
提升极小

" P: B" }. y: |7 B0 h
提升了N 倍

" @! K3 R: x1 P$ n% Y
不支持
4 ~3 C, W$ f. _1 G& P4 \2 z9 j
事物性IO可并发,提升并发系数倍
: r$ ]2 Q1 A& k* p6 ?- j3 V- R
没有提升

+ \5 O, o1 ?0 E3 ]7 R' z
没有提升
( `8 `6 f  ^& Z: X# Z
注:raid1没有strip的概念。N=组成raid1镜像物理盘的数目。 6 |% {% d! x' D% R9 r- t* r9 L

8 j9 c- p) l& ~; P# S/ q
3 ~: _% S1 g0 `2 V1 f
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。
. S( n8 v9 v8 R' o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 s( g  z4 v7 n$ r$ i& S/ _+ B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。; j$ }8 C0 @  e8 |- G5 O$ ^
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。  X* W4 S+ l0 L8 G5 t% B
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。

# v3 ]9 z4 l( e7 h" |  v) X* h5 y4 l0 F$ }5 O
RAID2

# ?; r: t8 f! g
IOPS
9 ^# G# ]4 j' R. n$ J
( ]! I+ J6 |7 n: T/ i% D

1 Z7 I! d& v) L9 d* v
顺序IO

- |( c, h( R0 u8 L) @' x8 b, Q, [
顺序IO

) N' L( ~# A* }9 u  B2 l4 U
非事务性随机IO
* M' ]. T( Q( W/ _. T, d4 G9 l
事务性随机IO

- ]  ~8 g# Z; `( E
连续IO

7 A7 Z; _) `* R$ r4 i
非事务性随机IO

" J$ s( c$ Q& {1 a/ [5 b# X
事务性随机IO
$ v$ g$ R/ z3 C7 c
连续IO

; P; e1 X6 J& u1 N3 p- w& e
IO满足公式条件
& L8 k4 @5 B8 A" S  ^
提升极小
# d' f$ d2 Q, p7 {; w
提升极小
( O. u% \& x9 j9 U; g. J
提升N倍

3 }3 x/ C# x2 j( v* O
性能降低
% y/ ~5 L& D, c/ V- o6 o+ q
提升极小

6 n* o5 N6 [6 _. k/ {: P: u
提升N倍
1 Z4 G$ X! }. d8 p
注:N=数据盘数量。Raid2不能并发IO
( i- }0 s- o; n8 S' b4 b7 k  g7 m, a8 s. i! V% s4 m
/ l5 H# a* e1 L# G, F) u) M) J9 O
, r5 D- U8 R$ O4 t, x: O

% h+ b; C  [  ~, H: _: [- r) L' ZRaid3
5 F' b8 ^5 _! X9 l6 k" K4 X) V8 _+ J2 z$ {+ k
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。
9 G/ c7 S  c5 X, p" j* V
& b% t4 S; E4 X( F* H
* z2 s' N% o" `& ^3 w( z

9 b! y4 T$ F5 d
  D& I; V: y2 Q9 u, L
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。

1 e2 ]3 z, h2 Y* R1 t6 u0 _* ], t
RAID3

) C+ z3 h) v. B. u2 d- o
IOPS
' V% ]* s7 k8 U, w; h- M+ J9 r0 T
. ^1 ^# e& V+ N! Y: C  t

$ q! E5 X# l  B5 v1 N
并发IO

. l% q- K2 S& ]' D  k1 j
顺序IO

7 A/ c, i; C9 `9 G4 T
并发IO

/ O) Y. X8 s" f
顺序IO

9 [) p7 C/ C7 B5 Z2 Z( ~: B& b
随机IO
4 ^5 z) W9 \! W( |$ e8 X" ~
连续IO
$ j. J0 u; w) a, N+ B: K. E
随机IO
' ^2 P6 W% N  T$ g9 n$ n
连续IO
8 U3 y; k$ R1 }" J1 A' _8 E* J
随机IO
" x  [3 ~5 z! o5 h3 G- ^# q, G8 M
连续IO
* x8 U# x( \0 S6 b, Z$ S% B
随机IO

1 z# K( z# N* a; u* u3 _+ U
连续IO

4 R& ?' i3 @: \7 S+ z4 o5 Y* Y& o
Io size大于strip size

7 k+ _% o  s1 ~
不支持

% M9 f) d. K& M8 F4 {
不支持

4 ?8 a( }* ]/ r0 @; `
提升极小

" a  z" [: _7 S+ t8 ~
提升了N倍
0 p7 P8 r$ c) {7 U; l" g
不支持

) j' x- A% A" J( V5 t: f0 l
不支持
/ p" _0 D; w5 Y# a; q
提升极小

; f- }7 Z6 c) X( W: o
提升了N倍

1 E$ L+ P4 |# T; X# Y
Io size小于strip size
: n1 Z  x7 G2 ~( b) _% U
不支持

8 c1 j' z* |/ o8 e
事物性IO可并发,提升并发系数倍

# {4 U6 K; J5 I0 [
提升极小

: d( Y' m, ]( L# K2 F) x7 z
提升了N乘IO size/strip size倍
3 y: y  O* M; Z
不支持
" v5 x4 E* J, \) m/ a# @  c
事物性IO可并发,提升并发系数倍
4 w5 x. L+ i. K2 n5 n( z
提升极小
7 D, T% \0 w9 n+ L3 {/ \
提升了N乘IO size/strip size倍

/ N; k- D* l+ t# b
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。7 [3 [; P$ D7 G+ i7 T! V9 X
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。
$ f7 M; l  y' S$ c  u1 n具体分析:; r! B/ U1 Q3 e: }2 _( ]7 p
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。
4 c- k. @" c' B- U9 ^, E% n; m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。! k& w& p* v$ m( D9 o( ?( z2 x
9 X( W8 Z, O( _
% }# C; m3 `: d$ Q, h* [, R

* C6 C0 o# Q3 _9 O+ @Raid4! w. y4 r! I9 ]! ?
* N3 O9 w+ H2 x$ ^7 b! ^
1 ~4 L( }2 x: |* d' S
7 g! y  t* |6 x: z: R: J4 {
) f! o* }1 i7 H$ X  N

$ l$ Y4 S% Q7 O4 t7 N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。: {: x7 ]- t' f4 R$ K( i
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。
" \* S4 v( I& N3 m- V0 ~* S% [" u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。
) U; q) T' Y+ z0 T下面我们来说几个概念。
3 w0 e* t# j  K" q3 c$ d7 T" U" J. _
- v2 ]- ]2 x2 W& M! M# e$ l. T
7 R6 H' I' P( N# ^9 Z
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。
/ Q# X2 D. J, a' T
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。
% W; i$ T  q9 z- r
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 }- w1 G3 e( l" B) i

$ ?6 q0 w! h$ ^6 }  }/ Q
1 X' P# r# L; R! H8 k& ?3 e0 d
RAID4

3 u. Y/ V* X) H0 u6 v& x6 C% A
IOPS

+ C: p  W" P# J* Q

% x5 `. D* }* v+ B  n- Q+ l

" y7 T- _( ~4 I4 L) K
特别优化的并发IO

  V6 e$ k1 n" u9 U7 f) U
顺序IO
- |! G6 f+ |; z: c
特别优化的并发IO
" N- w0 I  F/ `( ]& Z6 p+ [
顺序IO
- z& q- {& H" A
随机IO

  g( `/ A9 a) c1 h
连续IO
! [" x  l' _) D/ f- q2 D
随机IO

/ d' @, i/ O  U) J0 d  c. }
连续IO

- H5 W3 E5 S# j' n' Q! \2 v4 j
随机IO
% H& `" @+ R) |6 K  X' G: x
连续IO

* x! h- {5 k9 R: d
随机IO

4 @: {. Z; b1 l2 h( [% r$ L
连续IO

& ]$ r% d6 a5 _# O0 i1 T
Io size/strip size较大

+ B  V4 u/ w4 C/ I1 {( u4 g9 i0 D
冲突
9 v7 ?: Z: u% C( x
冲突
4 ?3 y0 }' S: j* t9 p9 ]# m( q
提升极小

7 @5 _. I% G0 t. L% \
提升了N倍

$ @6 e" ?  t9 D6 P$ G& D, p. A
冲突
5 H5 W3 i, |+ `% Q9 g* @; U
冲突
- {% n# y$ ^% t8 s/ Z8 p6 C6 m
没有提升

, p: r9 k5 [) r
提升了N倍
0 J# `- N# Q2 g% ^4 X0 M
Io size/strip size较小

, c1 D3 i9 T7 n! `; s( Z$ _0 X5 g) d
提升极小

2 s! f) R% D2 L# t
提升并发系数倍

  d& Y1 x$ l% r2 D
几乎没有提升
2 f( J! f3 J3 b9 I+ S+ D% }
几乎没有提升
9 L) l0 U- M7 q5 x
提升并发系数倍

: J! g: E( }- a, m; [6 Q
提升并发系数乘N倍
, V4 k: ~* Z2 g1 {; W7 Z
性能降底
+ n! C% A/ A4 Y
性能降底

5 G7 [% g' m: ]) V9 l
注:N为raid4数据盘数量。Io size/strip size太大则并发IO几率很小。
1 p6 j. u9 Q. f% s$ j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。$ I- [! M9 h% W1 b
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。6 p7 o3 `5 H6 z* t
0 x4 H1 ~; F  X7 e$ G9 G

6 y! A/ i! s1 x' m6 F& d" x# F5 U# p9 e& A% a, j3 S  h, k, \+ s; f* o, t
Raid5# u' ?& D1 b9 @' j1 }$ C% i& Y
3 u6 Z8 G( U2 c9 r" o& w7 K9 c
$ h  L: N, C& M9 `" k6 x' P+ ?
8 ~% d0 U. W6 E( a5 f
' K9 c, T9 A) T7 O
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。
' S- c5 z8 b8 c6 W) z3 \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
1 C& {9 a6 u! J2 ?$ ]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。' w1 a1 J/ n" M/ ]1 E
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。
: w; V) M7 r- i& {$ TRaid5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。
# y0 `0 n' U. K. ZRaid5磁盘数量越多,可并发的几率就越大。
1 R. _% q4 Q4 Y+ W
RAID5
  h  x& D8 p; r
IOPS
! b, x% w5 t) }+ j
7 [" b2 t( x2 {9 \

% W$ i, Z) Q* D( Y. i; [# o
并发IO
3 g1 X7 O6 p3 _" c# g+ d
顺序IO

9 t( o- j) P1 A
并发IO

5 E0 s( y: N5 W2 @+ C
顺序IO

, Q1 {& ?3 J- A
随机IO
& Y! B' \6 l+ ?" Z; v5 G4 b
连续IO

: G( `- d3 M' T/ ?; H) o
随机IO
1 P+ _2 g0 g4 P7 }" D  f. H3 U
连续IO

4 |" [# _/ O8 _
随机IO
; H& B$ P: \$ m* X$ [
连续IO
) ~, s) o# F+ D( L6 ?5 X( v. M
随机IO

5 ?  v3 V6 [- j+ b0 y  U
连续IO

7 l, E: {- r" ?% H* \( W+ }+ [
Io size近似strip size

, d/ p# H- h# J. f
不支持
2 @7 D( C9 I, P# g- g
不支持
, f2 O" o4 u- c7 g, c, W) M+ {; U$ }
提升极小
$ C1 M& d- U9 {" P0 P  O! b% r
提升了N倍
' g& C$ ^; b: `- y6 N
不支持
6 K: H, ?6 f! S$ f( K* q/ Q
不支持

: j3 F' h' w6 I+ s" S
提升极小

( r  z5 g6 Y: q$ R+ T* ~  `, I# z' x. I
提升了N倍
- ]; {. ^6 ]+ {% v0 m
IO size大于segment size重构写

" ?3 y$ M9 R  F8 A: u
提升并发系数倍

2 S: X7 z* `1 W* l1 W, \& z
提升并发系数倍

4 P" v5 g, l5 N: n+ q' |
几乎没有提升
1 i/ W0 p- }5 y, D& ^
提升了IO size/segment size倍
" K" d# l) @0 ]+ n
提升并发系数倍

9 m4 Z7 N" h& ?) E3 |
提升并发系数倍
6 X$ `+ U2 P4 ]
性能下降

; ~: X* c7 ^5 h7 U2 N
提升极小
- C0 N: T" B5 n2 S
Io size小于segment size读改写

7 W1 Q6 J( I. H+ Z
提升并发系数倍

: U& ?* {% U5 a. V
提升并发系数倍
* T0 M# N. }9 [) b
提升极小

" t# o; N  Y- K. L- K+ ~9 e2 Y
没有提升
. i& Y# _5 S, s
提升并发系数倍

4 p! D* P( R9 E5 f8 R3 B6 d
提升并发系数倍

+ c* M" i2 }2 [- O
性能下降
5 q0 m4 M4 ]6 `
性能下降

: G7 T/ P" y! @; S
raid5最适合小块IO,并发IO的情况下,性能都较单盘有所提升。
: X/ f/ R5 Z, t2 t% W! |# X- l6 f4 o8 w, F4 Z

$ R4 K4 z3 G5 G- n: j# G4 HRaid6
1 J% u/ B) a$ p$ o  M2 b& o6 K; K/ Y+ @3 Z* K
raid6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。. ~! j$ k7 j8 w* V
RAID6

. Z' K  T: w+ ^' Z- L: [, M
IOPS
% I' Y6 R: W1 Z. p4 N

( q1 ?. Q3 S& `" D

1 ?2 _7 S/ P9 f
并发IO

8 |5 y% T& U* s1 q& }+ r1 i9 D
顺序IO
+ i6 R5 i0 r' z+ {1 |) L
并发IO

: g6 u  ^5 w' f, u8 F6 u* h! c
顺序IO
% ?0 k1 U. u7 f+ s, s) r8 L
随机IO
; U+ W0 i1 G6 l1 A( Q9 @7 N8 n
连续IO
+ r( B" z* W, k8 H5 _
随机IO
( n8 h4 v" v- @; I2 X
连续IO

2 A7 V, x+ R9 y! N, d8 c
随机IO
6 J1 [# ]9 W& J) f8 m; u3 H
连续IO
& Z* j' T& V! O# b# K. W; K- I: s( D
随机IO

9 f+ w( j  |. e. `0 [: u+ M
连续IO
. N: Z1 ~! v' h$ e( u  k! k. }: k7 g
Io size近似strip size
, N8 k4 R$ `. z, M  y8 V1 [2 D
不支持
6 |4 `  a0 D" _
不支持

  C) E5 e6 I. w( L5 C" M0 v' e
提升极小
# r* \8 Z/ R. g/ Y8 w
提升了N倍
+ x( Z. Z, o7 B' ~& e
不支持

2 \: |" X4 b3 o. P
不支持

; y# f& m: }3 e% J
提升极小
4 N2 q  X( [  P- a! {2 \( b- Z
提升了N倍
/ C% O' @" Q" b
IO size大于segment size重构写
5 J- m# e3 A6 I
提升并发系数倍

' g" v9 Y9 [! D% E2 J4 R% H4 o) k/ R1 K
提升并发系数倍

  @  U. d" Q& e8 D& k
几乎没有提升
2 P9 k& g1 k5 R; s' A, d
几乎没有提升
0 R1 _  {% E, d& Q/ G$ }- i
提升并发系数倍
3 V9 V  @' @5 D/ k. d+ U- e
提升并发系数倍

7 u7 J" v" P4 U7 s' X+ s
性能下降
  T! U/ e# p! _+ S1 u0 l2 U
提升极小
. y4 Q. y: {$ Q1 h
Io size小于segment size读改写
  r, m& @6 y5 S! S# ~1 Q
提升并发系数倍
) W: s6 S" z: G* T2 o1 C
提升并发系数倍

  v3 K7 f3 w, q
提升极小

3 |  K, K/ ?) W. x7 g
没有提升

" _; I" d" b6 o' q, U* Y
提升并发系数倍
4 d# ~( F' V" z: M9 p; c
提升并发系数倍

' J3 s8 Z) v2 O/ `) A
性能下降
* p/ w. o; ~$ g& |3 O4 l
性能下降

: N7 @# T6 g2 _. v$ T7 N% {

& J& A  Z5 J( F, ?3 G0 E
1 J4 [; N6 P5 q& m6 f& S

5 S" h/ f, Y6 R. Q( r
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