配置raid后磁盘的大小变化，请细说raid0、1、2、3、4、5...！

RAID 0：无差错控制的带区组

Raid 0

要实现RAID0必须要有两个以上硬盘驱动器，RAID0实现了带区组，数据并不是保存在一个硬盘上，而是分成数据块保存在不同驱动器上。因为将数据分布在不同驱动器上，所以数据吞吐率大大提高，驱动器的负载也比较平衡。如果刚好所需要的数据在不同的驱动器上效率最好。它不需要计算校验码，实现容易。它的缺点是它没有数据差错控制，如果一个驱动器中的数据发生错误，即使其它盘上的数据正确也无济于事了。不应该将它用于对数据稳定性要求高的场合。如果用户进行图象（包括动画）编辑和其它要求传输比较大的场合使用RAID0比较合适。同时，RAID可以提高数据传输速率，比如所需读取的文件分布在两个硬盘上，这两个硬盘可以同时读取。那么原来读取同样文件的时间被缩短为1/2。在所有的级别中，RAID 0的速度是最快的。但是RAID 0没有冗余功能的，如果一个磁盘（物理）损坏，则所有的数据都无法使用。

RAID 1：镜象结构

Raid 1对于使用这种RAID1结构的设备来说，RAID控制器必须能够同时对两个盘进行读 *** 作和对两个镜象盘进行写 *** 作。通过下面的结构图您也可以看到必须有两个驱动器。因为是镜象结构在一组盘出现问题时，可以使用镜象，提高系统的容错能力。它比较容易设计和实现。每读一次盘只能读出一块数据，也就是说数据块传送速率与单独的盘的读取速率相同。因为RAID1的校验十分完备，因此对系统的处理能力有很大的影响，通常的RAID功能由软件实现，而这样的实现方法在服务器负载比较重的时候会大大影响服务器效率。当您的系统需要极高的可靠性时，如进行数据统计，那么使用RAID1比较合适。而且RAID1技术支持“热替换”，即不断电的情况下对故障磁盘进行更换，更换完毕只要从镜像盘上恢复数据即可。当主硬盘损坏时，镜像硬盘就可以代替主硬盘工作。镜像硬盘相当于一个备份盘，可想而知，这种硬盘模式的安全性是非常高的，RAID 1的数据安全性在所有的RAID级别上来说是最好的。但是其磁盘的利用率却只有50%，是所有RAID级别中最低的。

RAID2：带海明码校验

从概念上讲，RAID 2 同RAID 3类似， 两者都是将数据条块化分布于不同的硬盘上， 条块单位为位或字节。然而RAID 2 使用一定的编码技术来提供错误检查及恢复。这种编码技术需要多个磁盘存放检查及恢复信息，使得RAID 2技术实施更复杂。因此，在商业环境中很少使用。下图左边的各个磁盘上是数据的各个位，由一个数据不同的位运算得到的海明校验码可以保存另一组磁盘上，具体情况请见下图。由于海明码的特点，它可以在数据发生错误的情况下将错误校正，以保证输出的正确。它的数据传送速率相当高，如果希望达到比较理想的速度，那最好提高保存校验码ECC码的硬盘，对于控制器的设计来说，它又比RAID3，4或5要简单。没有免费的午餐，这里也一样，要利用海明码，必须要付出数据冗余的代价。输出数据的速率与驱动器组中速度最慢的相等。

RAID3：带奇偶校验码的并行传送

Raid 3这种校验码与RAID2不同，只能查错不能纠错。它访问数据时一次处理一个带区，这样可以提高读取和写入速度,它象RAID 0一样以并行的方式来存放数，但速度没有RAID 0快。校验码在写入数据时产生并保存在另一个磁盘上。需要实现时用户必须要有三个以上的驱动器，写入速率与读出速率都很高，因为校验位比较少，因此计算时间相对而言比较少。用软件实现RAID控制将是十分困难的，控制器的实现也不是很容易。它主要用于图形（包括动画）等要求吞吐率比较高的场合。不同于RAID 2，RAID 3使用单块磁盘存放奇偶校验信息。如果一块磁盘失效，奇偶盘及其他数据盘可以重新产生数据。 如果奇偶盘失效，则不影响数据使用。RAID 3对于大量的连续数据可提供很好的传输率，但对于随机数据，奇偶盘会成为写 *** 作的瓶颈。 利用单独的校验盘来保护数据虽然没有镜像的安全性高，但是硬盘利用率得到了很大的提高，为n-1。

RAID4：带奇偶校验码的独立磁盘结构

Raid 4RAID4和RAID3很象，不同的是，它对数据的访问是按数据块进行的，也就是按磁盘进行的，每次是一个盘。在图上可以这么看，RAID3是一次一横条，而RAID4一次一竖条。它的特点的RAID3也挺象，不过在失败恢复时，它的难度可要比RAID3大得多了，控制器的设计难度也要大许多，而且访问数据的效率不怎么好。

RAID5：分布式奇偶校验的独立磁盘结构

从它的示意图上可以看到，它的奇偶校验码存在于所有磁盘上，其中的p0代表第0带区的Raid 5奇偶校验值，其它的意思也相同。RAID5的读出效率很高，写入效率一般，块式的集体访问效率不错。因为奇偶校验码在不同的磁盘上，所以提高了可靠性，允许单个磁盘出错。RAID 5也是以数据的校验位来保证数据的安全，但它不是以单独硬盘来存放数据的校验位，而是将数据段的校验位交互存放于各个硬盘上。这样，任何一个硬盘损坏，都可以根据其它硬盘上的校验位来重建损坏的数据。硬盘的利用率为n-1。 但是它对数据传输的并行性解决不好，而且控制器的设计也相当困难。RAID 3 与RAID 5相比，重要的区别在于RAID 3每进行一次数据传输，需涉及到所有的阵列盘。而对于RAID 5来说，大部分数据传输只对一块磁盘 *** 作，可进行并行 *** 作。在RAID 5中有“写损失”，即每一次写 *** 作，将产生四个实际的读/写 *** 作，其中两次读旧的数据及奇偶信息，两次写新的数据及奇偶信息。 RAID-5的话，优点是提供了冗余性（支持一块盘掉线后仍然正常运行），磁盘空间利用率较高（N-1/N），读写速度较快（N-1倍）。但当掉盘之后，运行效率大幅下降。

RAID6：带有两种分布存储的奇偶校验码的独立磁盘结构

Raid 6名字很长，但是如果看到图，大家立刻会明白是为什么，请注意p0代表第0带区的奇偶校验值，而pA代表数据块A的奇偶校验值。它是对RAID5的扩展，主要是用于要求数据绝对不能出错的场合。当然了，由于引入了第二种奇偶校验值，所以需要N+2个磁盘，同时对控制器的设计变得十分复杂，写入速度也不好，用于计算奇偶校验值和验证数据正确性所花费的时间比较多，造成了不必须的负载。我想除了军队没有人用得起这种东西。

RAID7：优化的高速数据传送磁盘结构

RAID7所有的I/O传送均是同步进行的，可以分别控制，这样提高了系统的并行性，提高系统访问数据的速度；每个磁盘都带有高速缓冲存储器，实时 *** 作系统可以使用任何实时 *** 作芯片，达到不同实时系统的需要。允许使用SNMP协议进行管理和监视，可以对校验区指定独立的传送信道以提高效率。可以连接多台主机，因为加入高速缓冲存储器，当多用户访问系统时，访问时间几乎接近于0。由于采用并行结构，因此数据访问效率大大提高。需要注意的是它引入了一个高速缓冲存储器，这有利有弊，因为一旦系统断电，在高速缓冲存储器内的数据就会全部丢失，因此需要和UPS一起工作。当然了，这么快的东西，价格也非常昂贵。

RAID10：高可靠性与高效磁盘结构

这种结构无非是一个带区结构加一个镜象结构，因为两种结构各有优缺点，因此可以相互补充，达到既高效又高速还可以的目的。大家可以结合两种结构的优点和缺点来理解这种新结构。这种新结构的价格高，可扩充性不好。主要用于容量不大，但要求速度和差错控制的数据库中。

RAID53：高效数据传送磁盘结构

越到后面的结构就是对前面结构的一种重复和再利用，这种结构就是RAID3和带区结构的统一，因此它速度比较快，也有容错功能。但价格十分高，不易于实现。这是因为所有的数据必须经过带区和按位存储两种方法，在考虑到效率的情况下，要求这些磁盘同步真是不容易。

RAID0+1：

把RAID0和RAID1技术结合起来，即RAID0+1。数据除分布在多个盘上外，每个盘都有其物理镜像盘，提供全冗余能力，允许一个以下磁盘故障，而不影响数据可用性，并具有快速读/写能力。要求至少4个硬盘才能作成RAID0+1。

办不到。

这是因为，任何数据存储，都是通过 *** 作系统来进行的，而 *** 作系统存储方式都是顺序存储，不是你能控制的。

100块磁盘，只能是做成阵列，做成阵列，也是由系统和阵列控制的，它的存储也是按顺序进行的，而不是想存放哪里就存放哪里。

你那10亿条数据，肯定不可能一个文件1条数据，而是个数据库，这个数据库归根到底也是一堆文件，这些文件，也是不能被平均的。

这就好比，你那10一条数据，是一个或多个文件组成。一个人，不能坐在两个船上，也不能坐在两个飞机上。数据库也不能。

出这种问题得老师，应该是养生堂毕业的微信老娘们儿。

故障现象:

如何计算磁盘响应时间？

解决方案:

磁盘规格:

机械硬盘的性能指标有三个重要的参数：

寻道时间 – 在磁道之间移动磁头所花费的时间 ;

旋转延迟 – 盘片将数据旋转至磁头下的时间 ;

传输速率 – 磁盘的带宽;

理解这些参数之间的关系有助于了解一块磁盘的性能，这些值在决定磁盘性能的两个基本度量的时候非常有用：吞吐量和响应时间;

寻道时间：

寻道时间以毫秒（ms）来计算，不同磁盘的寻道时间不同。平均寻道时间是经常使用的度量，对于一块15k rpm的35英寸SAS盘，其平均寻道时间是38ms。减少磁盘寻道所花费的时间能增强性能。i/o类型也会影响寻道时间，连续i/o拥有最少的寻道时间，因为读写头可以在盘片上连续 *** 作，而随机i/o就相对有较长的寻道时间，因为磁头始终需要在不同的磁道间切换。

延迟：

延迟以毫秒（ms）来计算，更高转速的磁盘其延迟更小。

传输速率：

传输速率以MB/s来计算，它又可以进一步分为内部/外部速率。内部速率是指在盘片上读写数据的快慢，盘片外圈速率要高于盘片里圈，而且对于同样的线性距离，也拥有更多的扇区。比如对于一个使用连续带宽的应用，35-inch 15k rpm SAS磁盘可以提供50MB/s的内圈速率以及100MB/s的外圈速率。

外部传输速率是指磁盘的连线头到HBA或NIC的传输速率。厂商通常给出的都是突发速率，且假定是内部连接（DAS）。对于存储系统来说，比如VNX，同一个RAID组内的磁盘是共享后端此部分速率的，因此通常达不到厂商给出的突发速率。存储系统的总线架构，实际传输速率更多是由后端传输协议、仲裁时间以及后端端口容量来决定的。

计算平均响应时间：

平均响应时间是指一个请求从排队开始一直到执行结束所花费的时间，计算公式为：响应时间 = （队列长度+1）平均响应时间

比如，某块磁盘的平均响应时间为6ms，队列长度为6，那么响应时间 = 42ms = （6+1）6 ms

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您好，很高兴为您解答。

正常情况下，df和du输出结果都会有差距 du -s命令通过将指定文件系统中所有的目录、符号链接和文件使用的块数累加得到该文件系统使用的总块数；

而df命令通过查看文件系统磁盘块分配图得出总块数与剩余块数。 文件系统分配其中的一些磁盘块用来记录它自身的一些数据，如i节点，磁盘分布图，间接块，超级块等。这些数据对大多数用户级的程序来说是不可见的，通常称为Meta Data。 du命令是用户级的程序，它不考虑Meta Data，而df命令则查看文件系统的磁盘分配图并考虑Meta Data。

因此正常情况下，df计算的USED空间会比du计算的结果要稍大。

2、异常情况下，df计算的USED空间会比du大很多

这也是Rocket说的之前碰到的问题，df查看结果文件系统100%使用了，而du的结果是还有6GB空闲的，就这么个问题硬件厂商一个SUPPORT居然不知道怎么解释，这也是让我好奇晚上回来查查看究竟的原因，结果GOOGLE一下就有了，呵呵。

原因在于du是以文件名、目录名为依据计算空间使用的，而df是以硬盘块使用情况来计算空间使用的。

当一个应用程序正在写一个大文件的时候，我们RM或者MV了这个文件（UNIX是允许这么干的，WINDOWS在这一点上傻有傻福），应用程序会占有句柄，并根据句柄所指磁盘位置直接写磁盘，而不会检查该文件是否被删除。

因 此就会产生上述的问题。具体到Oracle层面，可能发生这种情况的有：Oracle因为某种原因在生成很大的TRACE文件，可能导致/oracle等 目录满，如果此时直接RM或MV掉该TRACE文件会发现空间并不会释放，进而可能导致Oracle数据库DOWN机。

解决办法：使用“> tracefiletrc”命令清空掉该文件，如果需要保留TRACE文件便于事后分析问题，可以使用CP先复制该文件到其他地方，然后清空掉原来的文件。 学习学习。这两个命令是有区别的。早叫你查他们的区别，他们统计的方式。

Problem Definition ------- ----------

This section gives the technical explanation of why du and df sometimes report different totals of disk space usage

When a program that is running in the background writes to a file while the process is running, the file to which this process is writing is deleted Running df and du shows a discrepancy in the amount of disk space usage The df command shows a higher value

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