通过iscsi连接的存储设备，由于中间经过了交换机等网络设备，从主机到同一个存储设备，可能会存在多条路径. 每条路径在linux系统上都会被识别成一个设备，如果把每条路径都当成独立设备去处理的话，不同路径之间的读写 *** 作就可能会造成数据的紊乱.
multipathd可以解决上述的多路径问题，其主要原理包括：
a. 每一个scsi设备都有唯一的scsi_id，multipathd通过探测scsi_id来判断不同路径后面是不是同一个存储设备.
b. 通过内核device-mapper功能，将多条路径映射为单一的块设备，提供给文件系统使用.
c. 由于多路径的存在，multipathd可以提供负载均衡和高可用的服务.
整个环境通过两台虚拟机搭建，一台虚拟机作为iscsi存储服务器，另一台作为客户端. 两台虚拟机都配置了两张网卡，从客户端到iscsi服务器，可以形成两条路径.
通过openfiler搭建iscsi存储服务器，openfiler镜像包及部署手册，具体参考openfiler官网.
https://www.openfiler.com/community/download
部署完成后，创建了2个iscsi target：
需要安装如下软件包：
iscsi-initiator-utils：提供iscsid服务，及iscsi管理工具iscsiadm
device-mapper-multipath&device-mapper-multipath-libs：提供multipathd服务及multipath管理工具
通过iscsiadm命令探测openfiler服务器上的iscsi target，具体如下：
可以看到，openfiler返回了2个target，每个target 2条路径. 执行命令后，在/var/lib/iscsi/目录生成了如下文件：
对iscsi target执行login *** 作后，系统才能识别到设备并使用，login命令如下：
执行login命令后，识别到了sda、sdb、sdc、sdd 4个设备，查看它们的scsi_id；可以看到sda、sdc是同一设备的不同路径，sdb、sdd是同一设备的不同路径.
启动multipathd服务后，multipathd会自动识别多路径，并自动在/dev/mapper/目录下创建多路径映射后的设备.
查看multipathd工作模式，命令multipath -ll
从上面输出可以看到，multipathd默认的策略是两条路径一主一备.
使用dd往/dev/mapper/mpathb中写入数据，数据从sda写入，sdc处于备用状态
将sda网络断开，过几秒后，切换到sdc写数据
再查看sda、sdc主备情况如下：
修改multipathd path_grouping_policy、path_selector（路径选择策略），在/etc/multipath.conf配置文件中，加入如下配置修改mpathb的工作模式.
重启multipathd服务后，查看multipathd工作模式，可以看到sda sdc都处于active状态：
dd测试mpathb写入数据时的情况如下，sda sdc轮询写入，所以吞吐量一样：
上文学到 不管什么文件系统类型，都通过VFS(虚拟文件系统层)读和写等 *** 作文件，写文件的元数据和文件的实际数据到磁盘 。但数据是怎么落地磁盘中的呢？落到磁盘中的都经过什么组件？
以一个写数据到磁盘为例，给出Linux I/O子系统的体系结构。
当磁盘执行写入 *** 作时发生的 基本 *** 作 (假设磁盘上扇区中的文件数据已经被读取到分页缓存)。
1) 一个进程通过write()系统调用 VFS虚拟文件系统 请求写一个文件。
2) 内核更新已映射文件的分页缓存。
3) 内核线程 pdflush/Per-BDI flush将分页缓存刷新到磁盘。
4) 同时 VFS虚拟文件系统层 在一个bio(block input output)结构中放置每个块缓冲，并向块设备层提交写请求。
5) 块设备层 从上层得到请求，并执行一个 I/O电梯 *** 作，将请求放置到I/O 请求队列。
6) 设备驱动器 （比如SCSI 或 其他设备特定的驱动器）将执行写 *** 作。
7) 磁盘设备 固件执行硬件 *** 作，如在盘片扇区上定位磁头，旋转，数据传输。
过去的20年中，处理器性能的改进要超过计算机系统中的其他组件，如处理器缓存、物理内存及磁盘等等。 访问内存和磁盘的速度较慢会限制整个系统的性能 ，怎么解决这个问题呢？引入 磁盘缓存机制 ，在较快的存储器中缓存频繁使用的数据，减少了访问较慢的存储器的次数。
磁盘缓存机制有以下3个地方解决：
引入存储层次结构 ，在CPU和磁盘之间放置L1缓存、L2缓存、物理内存和一些其他缓存减少这种不匹配，从而让进程减少访问较慢的内存和磁盘的次数，避免CPU花费更多的时间等待来自较慢磁盘驱动器的数据。
另外一种解决思路： 在更快的存储器上实现更高的缓存命中率，就可能更快地访问数据 。怎么提高缓存命中率呢？引入 参考局部性(locality of reference) 的技术。这项技术基于以下2个原则：
1) 大多数最近使用过的数据，在不久的将来有较高的几率被再次使用(时间局部性)。
2) 驻留在数据附近的数据有较高的几率被再次使用(空间局部性)。
Linux在许多组件中使用这些原则，比如分页缓存、文件对象缓存（索引节点缓存、目录条目缓存等等）、预读缓冲等。
以进程从磁盘读取数据并将数据复制到内存的过程为例。进程可以从缓存在内存中的数据副本中检索相同的数据，用于读和写。
1) 进程写入新数据
当一个进程试图改变数据时，进程首先在内存中改变数据。此时磁盘上的数据和内存中的数据是不相同的，并且内存中的数据被称为 脏页(dirty page) 。脏页中的数据应该尽快被同步到磁盘上，因为如果系统突然发生崩溃(电源故障)则内存中的数据会丢失。
2) 将内存中的数据刷新到磁盘
同步脏数据缓冲的过程被称为 刷新 。在Linux 2.6.32内核之前(Red Hat Enterprise Linux 5)，通过内核线程pdflush将脏页数据刷新到磁盘。在Linux 2.6.32内核中(Red Hat Enterprise Linux 6.x)pdflush被Per-BDI flush线程(BDI=Backing Device Interface)取代，Per-BDI flush线程以flush-MAJOR：MINOR的形式出现在进程列表中。当内存中脏页比例超过阀值时，就会发生刷新(flush)。
块层处理所有与块设备 *** 作相关的活动。块层中的关键数据结构是bio(block input output)结构，bio结构是在虚拟文件系统层和块层之间的一个接口。
当执行写的时候，虚拟文件系统层试图写入由块缓冲区构成的页缓存，将连续的块放置在一起构成bio结构，然后将其发送到块层。
块层处理bio请求，并链接这些请求进入一个被称为I/O请求的队列。这个链接的 *** 作被称为 I/O电梯调度(I/O elevator)。问个问题：为啥叫电梯调度呢？
Linux 2.4内核使用的是一种单一的通用I/O电梯调度方法，2.6内核提供4种电梯调度算法供用户自己选择。因为Linux *** 作系统适用的场合很广泛，所以I/O设备和工作负载特性都会有明显的变化。
1）CFQ(Complete Fair Queuing，完全公平队列)
CFQ电梯调度为每个进程维护一个I/O队列，从而 对进程实现一个QoS(服务质量)策略 。CFQ电梯调度能够很好地适应存在很多竞争进程的大型多用户系统。它积极地避免进程饿死并具有低延迟特征。从2.6.18内核发行版开始，CFQ电梯调度成为默认I/O调度器。
CFQ为每个进程/线程单独创建一个队列来管理产生的请求，各队列之间用时间片来调度，以保证每个进程都能分配到合适的I/O带宽。I/O调度器每次执行一个进程的4个请求。
2）Deadline
Deadline是一种循环的电梯调度(round robin)方法，Deadline 算法实现了一个近似于实时的I/O子系统。在保持良好的磁盘吞吐量的同时，Deadline电梯调度既提供了出色的块设备扇区的顺序访问，又确保一个进程不会在队列中等待太久导致饿死。
Deadline调度器为了兼顾这两个方面，引入了4个队列，这4个队列可分为两类，每一类都由读和写两种队列组成。一类队列用来对 请求 按 起始扇区序号 进行排序（通过红黑树来组织），称为sort_list；另一类对 请求 按 生成时间进行排序 （由链表来组织），称为fifo_list。每当确定了一个传输方向（读或写），系统都将会从相应的sort_list中将一批连续请求调度到请求队列里，具体的数目由fifo_batch来确定。 只有遇到三种情况才会导致一次批量传输的结束 ：1.对应的sort_list中已经没有请求了；2.下一个请求的扇区不满足递增的要求；3.上一个请求已经是批量传输的最后一个请求了。
所有的请求在生成时都会被赋上一个期限值，并且按期限值将它们排序在fifo_list中， 读请求的期限时长默认为500ms，写请求的期限时长默认为5s。 在Deadline调度器定义了一个writes_starved默认值为2，写请求的饥饿线。 内核总是优先处理读请求，当饿死进程的次数超过了writes_starved后，才会去考虑写请求 。 为什么内核会偏袒读请求呢? 这是从整体性能上进行考虑的。读请求和应用程序的关系是同步的，因为应用程序要等待读取完毕，方能进行下一步工作所以读请求会阻塞进程，而写请求则不一样。应用程序发出写请求后，内存的内容何时被写入块设备对程序的影响并不大，所以调度器会优先处理读请求。
3) NOOP
一个简单的FIFO 队列，不执行任何数据排序。NOOP 算法简单地合并相邻的数据请求，所以增加了少量的到磁盘I/O的处理器开销。NOOP电梯调度假设一个块设备拥有它自己的电梯算法。当后台存储设备能重新排序和合并请求，并能更好地了解真实的磁盘布局时，通常选择NOOP调度，
4）Anticipatory
Anticipatory本质上与Deadline一样，但Anticipatory电梯调度在处理最后一个请求之后会等待一段很短的时间，约6ms(可调整antic_expire改变该值)，如果在此期间产生了新的I/O请求，它会在每个6ms中插入新的I/O *** 作，这样可以将一些小的I/O请求合并成一个大的I/O请求，从而用I/O延时换取最大的I/O吞吐量。
Linux内核使用设备驱动程序得到设备的控制权。 设备驱动程序 通常是一个独立的内核模块，通常针对每个设备(或是设备组)而提供，以便这些设备在Linux *** 作系统上可用。一旦加载了设备驱动程序，将被当作Linux内核的一部分运行，并能控制设备的运行。
SCSI (Small Computer System Interface，小型计算机系统接口)是最常使用的I/O设备技术，尤其在企业级服务器环境中。SCSI在 Linux 内核中实现，可通过设备驱动模块来控制SCSI设备。 SCSI包括以下模块类型 ：
1) Upper IeveI drivers(上层驱动程序)。 sd_mod、sr_mod（SCSI-CDROM）、st（SCSI Tape）和sq（SCSI通用设备）等。
2) MiddIe IeveI driver(中层驱动程序) 。如scsi_mod实现了 SCSI 协议和通用SCSI功能。
3) Low IeveI drivers(底层驱动程序) 。提供对每个设备的较低级别访问。底层驱动程序基本上是特定于某一个硬件设备的，可提供给某个设备。
4) Pseudo drive(伪驱动程序) 。如ide-scsi，用于 IDE-SCSI仿真。
通常一个较大的性能影响是文件系统元数据怎样在磁盘上存放 。引入 磁盘条带阵列 (RAID 0、RAID 5和RAID 6)解决这个问题。在一个条带阵列上，磁头在移动到阵列中下一个磁盘之前，单个磁盘上写入的数据称为 CHUNKSIZE ，所有磁盘使用一次它后返回到第一个磁盘。 如果文件系统的布局没有匹配RAID的设计，则有可能会发生一个文件系统元数据块被分散到2个磁盘上，导致对2个磁盘发起请求 。或者 将所有的元数据在一个单独的磁盘上存储，如果该磁盘发生故障则可能导致该磁盘变成热点 。
设计RAID阵列需要考虑以下内容：
1) 文件系统使用的块大小。
2) RAID 阵列使用的CHUNK大小。
3) RAID 阵列中同等磁盘的数量。
块大小 指可以读取/写入到驱动器的最小数据量，对服务器的性能有直接的影响。块的大小由文件系统决定，在联机状态下不能更改，只有重新格式化才能修改。可以使用的块大小有1024B、2048B、4096B，默认为 4096 B。
stride条带 是在一个chunk中文件系统块的数量。如果文件系统块大小为4KB，则chunk大小为64KB，那么stride是64KB/4KB=16块。
stripe-width 是RAID阵列上一个条带中文件系统块的数量。比如 一个3块磁盘的RAID5阵列 。按照定义，在RAID5阵列每个条带中有1个磁盘包含奇偶校验内容。想要得到stripe-width，首先需要知道每个条带中有多少磁盘实际携带了数据块，即3磁盘-1校验磁盘=2数据磁盘。2个磁盘中的stride是chunk中文件系统块的数量。因此能计算 2（磁盘）*16（stride）=32（stripe）。
创建文件系统时可以使用mkfs给定数量：mk2fs -t ext4 -b 4096 -E stripe=16,stripe_width=64 /dev/vda
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