1本章要解决的问题
如何构建一个大、快、可靠的存储系统？关键技术是什么？不同做法之间有哪些权衡？
How can we make a large, fast, and reliable storage system? What are the key techniques? What are trade-offs between different approaches?
上一章我们看到，一块磁盘又慢（随机 I/O 只有不到 1MB/s）、又有限（容量固定），还会坏（坏了数据就没了）。我们总是希望磁盘更快、更大、更可靠。1980 年代后期，伯克利的 Patterson、Katz 和当时的学生 Gibson 提出了 RAID（Redundant Array of Inexpensive Disks，廉价冗余磁盘阵列）：把多块便宜的磁盘组合起来，对外假装成"一块"更好的磁盘。
本章是持久化部分承上启下的一环：它建立在第 37 章的磁盘性能模型之上（顺序带宽 S、随机带宽 R），又把"透明地在下层提供可靠性"这一思想带进后面的文件系统章节——第 42 章的日志、第 45 章的数据完整性都会再次遇到"一致更新"和"故障模型"的问题。
2核心概念速览
透明性（transparency）
对外 RAID 就是一块普通磁盘：一个线性块数组。操作系统和应用一行代码都不用改。
映射问题（mapping）
给定逻辑块号，RAID 要算出去哪块盘、哪个偏移，并发出一个或多个物理 I/O。
fail-stop 故障模型
磁盘要么完全正常，要么整块坏掉，而且坏了能立刻被发现。先不考虑静默损坏。
RAID-0 条带化
把块轮流分到各盘，性能和容量的上限，但没有任何冗余：坏一块盘就丢数据。
RAID-1 镜像
每个块存两份。可靠、随机读快，但容量减半，每次写都要写两份。
RAID-4 奇偶校验
每个条带加一个 XOR 校验块，只花一块盘的容量就能容忍一块盘故障；但小写要"读-改-写"。
小写问题（small-write problem）
RAID-4 每次小写都要读写校验盘，校验盘成为瓶颈，随机写只有 R/2。
RAID-5 旋转校验
把校验块轮流放在各盘上，消除单一校验盘瓶颈，随机写提升到 N·R/4。
3接口、内部结构与故障模型
在文件系统看来，RAID 就是一块又大又快（但愿如此）又可靠（但愿如此）的磁盘：一个线性的块数组，每块可读可写。文件系统发出逻辑 I/O 后，RAID 在内部计算该访问哪些盘，再发出一个或多个物理 I/O。例如镜像 RAID 每收到一次逻辑写，就要发出两次物理写。
给系统加新功能时，要想想能不能透明地加上，不要求系统其他部分做任何改变。RAID 就是完美的例子：管理员把 SCSI 磁盘换成 SCSI 接口的 RAID，主机、操作系统都一点不用改。解决了部署问题，RAID 从第一天起就更容易成功。
故障模型（fault model）：要讨论"可靠"，先要说清楚会发生什么故障。本章采用最简单的 fail-stop 模型：磁盘只有两种状态——正常（所有块都能读写）或故障（永久丢失）。并且故障很容易被检测到：RAID 控制器能立刻发现某块盘坏了。暂时不考虑更复杂的"静默"故障，比如磁盘内容损坏、某个扇区读不出来（潜在扇区错误，latent sector error）——这些留到第 45 章。
4怎样评估一个 RAID
三个维度：
- 容量（capacity）：N 块盘、每块 B 个块，客户能用多少？没有冗余是 N·B；每块存两份（镜像）是 N·B/2；基于校验的方案介于两者之间。
- 可靠性（reliability）：能容忍几块盘故障？（按 fail-stop 模型，只考虑整盘故障。）
- 性能（performance）：很依赖负载。我们看两个指标——单请求延迟（一次逻辑 I/O 内部有多少并行）和稳态吞吐量（大量并发请求时的总带宽，本章重点）。
负载分两类：顺序（大块连续访问，如读 1MB，从块 x 到 x+1MB）和随机（每次一个小请求，如 4KB，地址随机，如数据库事务）。第 37 章告诉我们，一块盘在两种负载下差别巨大，所以设一块盘的顺序带宽为 S MB/s、随机带宽为 R MB/s，通常 S ≫ R。原书的例子：
| 参数 | 值 | 顺序：每次 10MB | 随机：每次 10KB |
|---|---|---|---|
| 平均寻道 | 7 ms | 7 ms | 7 ms |
| 平均旋转延迟 | 3 ms | 3 ms | 3 ms |
| 传输速率 | 50 MB/s | 10MB / 50MB/s = 200 ms | 10KB / 50MB/s = 0.195 ms |
| 一次请求总时间 | 210 ms | 10.195 ms | |
| 带宽 | S = 10MB / 210ms = 47.62 MB/s | R = 10KB / 10.195ms = 0.981 MB/s | |
顺序访问时寻道和旋转被大块传输"摊薄"，S 接近磁盘峰值；随机访问几乎全在寻道和旋转，R 不到 1MB/s，S/R 接近 50。（原书把 KB/ms 近似记作 MB/s。）后面分析各级 RAID 时，都用 N、S、R 来表示吞吐量。
5RAID-0：条带化
RAID-0 严格来说不算 RAID——它没有冗余。但作为性能和容量的上限，它值得先弄懂。最简单的条带化（striping）把块轮流（round-robin）分到各块盘上。同一行的块叫一个条带（stripe）：块 0、1、2、3 就在同一个条带里。这样做是为了在访问连续的大块数据时，尽量让所有盘并行工作。
每块盘上连续放几个块再换下一块盘，这个量叫 chunk 大小。原书 Figure 38.1 是 chunk = 1 块（4KB），Figure 38.2 是 chunk = 2 块（8KB），此时一个条带是 4 × 8KB = 32KB。拖动下面的参数看布局怎么变，输入逻辑块号看它被映射到哪里：
给定逻辑块 A，RAID 怎么知道去哪块盘、哪个偏移？chunk = 1 时只要两个整数运算：
Disk = A % number_of_disks
Offset = A / number_of_disks // 整数除法，4 / 3 = 1原书的例子：4 块盘，请求块 14 → 盘 14 % 4 = 2，偏移 14 / 4 = 3，即第三块盘（从 0 数是盘 2）的第四个块（偏移 3）。原书留了个练习："改一改公式支持别的 chunk 大小"。答案是先算 A 在第几个 chunk，再算 chunk 内的位置：
chunk = A / C // 第几个 chunk
Disk = chunk % N
Offset = (chunk / N) * C + A % C // 前面完整的行数 × C + chunk 内偏移例如 N=4、C=2 时块 14：chunk = 7，盘 7 % 4 = 3，偏移 (7/4)×2 + 0 = 2——对照上面 Figure 38.2 验证一下。
chunk 大小的权衡
- 小 chunk：一个文件被切到很多盘上，单个文件的读写并行度高；但一个请求的定位时间取决于所有参与盘里最慢的那个，跨的盘越多，最大定位时间越大。
- 大 chunk：单文件内部的并行度低，要靠多个并发请求才能跑满吞吐；但定位时间短——如果一个文件完整落在一个 chunk 里，就只付一块盘的定位时间。
"最好"的 chunk 大小取决于负载，很难确定。实际阵列常用较大的 chunk（如 64KB），但本章分析里 chunk 大小不影响结论，所以下面都假设 chunk = 1 块。
RAID-0 分析
- 容量：完美，N·B。
- 可靠性：也"完美"——完美地糟糕：任何一块盘坏了，数据就丢了。
- 延迟：单块请求只是被转发给某一块盘，延迟和单盘一样。
- 吞吐量：顺序 N·S，随机 N·R——所有盘都在并行干活，这是其他级别的上限。
6RAID-1：镜像
镜像（mirroring）：每个块存不止一份，每份放在不同的盘上，于是能容忍磁盘故障。典型做法是每个逻辑块两份物理副本（原书 Figure 38.3）：盘 0 和盘 1 内容完全相同，盘 2 和盘 3 相同，数据在这两对镜像之间再条带化。
读时 RAID 有选择：可以读任意一份副本。例如读逻辑块 5，可以去盘 2 也可以去盘 3。写时没有选择：两份都必须更新才能保持可靠性——不过这两次写可以并行，比如写块 5 可以同时发给盘 2 和盘 3。
任何一次逻辑操作要改多块盘的 RAID 都会遇到一致更新问题（consistent-update problem）。以镜像为例：RAID 决定把某块写到盘 0 和盘 1，先给盘 0 发了写请求，还没来得及给盘 1 发，断电了。结果盘 0 是新版本、盘 1 是旧版本——两份副本不一致。我们希望两块盘的状态原子地改变：要么都是新的，要么都是旧的。
通用解法是某种预写日志（write-ahead log）：先记下"我要用这些数据更新这两块盘"，再去做。崩溃后运行恢复程序重放所有未完成的事务，就能保证镜像不会不同步。每次写都往磁盘上记日志代价太高，所以大多数 RAID 硬件带一小块非易失内存（NVRAM，如电池供电的 RAM）来记日志，这样既一致又不贵。第 42 章的文件系统日志会把这个思想发扬光大。
RAID-1 分析
- 容量：昂贵，镜像级别为 2 时只有 N·B/2。
- 可靠性：一定能容忍任意一块盘故障；运气好能容忍更多——在上图中盘 0 和盘 2 同时坏了也不丢数据，最多可容忍 N/2 块。但实践中不愿靠运气，一般认为镜像能处理单盘故障。
- 延迟：读和单盘相同；写要等两个并行的物理写都完成，承受两者中更差的寻道和旋转，平均比单盘略高。
- 顺序写：每次逻辑写变成两次物理写，最大带宽 (N/2)·S，峰值的一半。
- 顺序读：也只有 (N/2)·S！见下图。
- 随机读：最好的情况，把读分散到所有盘上，N·R。
- 随机写：(N/2)·R——每次逻辑写两次物理写，所有盘都在忙，但客户只感受到一半带宽。
7RAID-4：用奇偶校验省空间
镜像太费空间。基于奇偶校验（parity）的方法用更少的容量换取冗余，代价是性能。原书 Figure 38.4 是一个 5 盘 RAID-4：每个条带加一个校验块，比如 P1 由块 4、5、6、7 算出。
用什么函数算校验？需要它能在条带丢失任意一块时把那块算回来。XOR（异或）正好可以：一组比特中 1 的个数为偶数时 XOR 为 0，为奇数时为 1。
| C0 | C1 | C2 | C3 | P |
|---|---|---|---|---|
| 0 | 0 | 1 | 1 | XOR(0,0,1,1) = 0 |
| 0 | 1 | 0 | 0 | XOR(0,1,0,0) = 1 |
好记的说法：每一行（包括校验位）里 1 的个数必须是偶数——这是 RAID 为保证校验正确必须维护的不变量。恢复也就很自然：假设 C2 那一列丢了，第一行读出其余的 0（C0）、0（C1）、1（C3）、0（P），1 的个数是奇数，所以丢失的必定是 1。重建值的算法和算校验一模一样：把剩下的所有块（含校验）XOR 起来。
块是 4KB 不是 1 比特怎么办？逐比特做 XOR，结果放进校验块对应的比特位。原书用 2 比特的"块"举例：Block0..3 = 00 10 11 10 → Parity = 11；10 01 00 01 → 10。在下面自己试：点比特翻转，选一块"丢失"，看 XOR 怎样把它算回来。
RAID-4 分析
- 容量：每组盘用 1 块盘存校验，(N−1)·B。
- 可靠性：容忍 1 块盘故障，不能更多——丢两块就没法重建了。
- 顺序读：除校验盘外的所有盘，(N−1)·S。
- 顺序写：用全条带写（full-stripe write）——例如块 0、1、2、3 一起写来（Figure 38.5），直接算出新 P0，然后 5 块盘（含校验）并行写。这是 RAID-4 写盘最高效的方式，带宽 (N−1)·S；校验盘虽然一直在忙，但不给客户增加带宽。
- 随机读：分散在数据盘上，(N−1)·R。
- 随机写：最有意思，见下。
小写：加法校验 vs 减法校验
假设要覆盖写块 1。直接写的话 P0 就不对了，必须同时更新 P0。两种方法：
- 加法校验（additive parity）：并行读入条带里其他所有数据块（块 0、2、3），和新的块 1 XOR，得到新校验；再并行写新数据和新校验。问题是读的次数随盘数增长，大阵列要读很多块。
- 减法校验（subtractive parity）：只读旧数据 Cold 和旧校验 Pold。新旧数据相同则校验不变；不同则把旧校验对应位翻转。用 XOR 一句话写完：
P_new = (C_old ⊕ C_new) ⊕ P_old (38.1)以一个比特为例：原来 C2 = 1、P = 0，要写 C2new = 0：(1 ⊕ 0) ⊕ 0 = 1，校验翻转；若写 C2new = 1：(1 ⊕ 1) ⊕ 0 = 0，不变。对块来说就是 4096 × 8 个比特一起算，一般新旧块总会有不同，所以新校验块也会变。
原书的思考题：盘数多少时加法比减法 I/O 更少？拖动下面的参数自己算：
下面的分析都假设用减法：每次小写 4 次物理 I/O（2 读 2 写）。现在有大量写同时到来，RAID-4 能并行几个？看原书 Figure 38.6：同时写块 4 和块 13（标 *），它们分别在盘 0 和盘 1，数据的读写可以并行；但两者都要读写各自的校验块 P1 和 P3（标 +），而它们都在盘 4 上。
| 盘 0 | 盘 1 | 盘 2 | 盘 3 | 盘 4 | |
|---|---|---|---|---|---|
| 0 | 0 | 1 | 2 | 3 | P0 |
| 1 | *4 | 5 | 6 | 7 | +P1 |
| 2 | 8 | 9 | 10 | 11 | P2 |
| 3 | 12 | *13 | 14 | 15 | +P3 |
原书 Figure 38.6：写 4 和 13 时，数据盘 0、1 可并行，但两个请求都要读写盘 4
这就是基于校验的 RAID 的小写问题（small-write problem）：数据盘本可并行访问，校验盘却让所有写串行化。校验盘每次逻辑写要做 2 次 I/O（读一次、写一次），所以 RAID-4 的随机小写吞吐量只有 R/2 MB/s——而且加盘也不会变好。
延迟：单次读映射到单盘，延迟同单盘；单次写要两读（并行）再两写（并行），总延迟约为单盘的两倍（读要等两个里较慢的；写回时磁头已就位，不需要寻道，可能比平均快些）。
8RAID-5：旋转校验
为了（部分地）解决小写问题，Patterson、Gibson 和 Katz 提出了 RAID-5：和 RAID-4 几乎一样，只是把校验块轮流放在各块盘上（原书 Figure 38.7），消除单一校验盘的瓶颈。
原书 Figure 38.7：5 盘 RAID-5（左对称布局）。每个条带的校验向左移一块盘，数据从校验盘右边开始排
- 与 RAID-4 相同：容量 (N−1)·B、容忍 1 块盘故障、顺序读写 (N−1)·S、单请求延迟（读 T，写 2T）。
- 随机读略好：所有盘都能用上，N·R。
- 随机写明显变好：请求之间可以并行了。例如写块 1 和写块 10：前者访问盘 1（数据）和盘 4（P0），后者访问盘 0（数据）和盘 2（P2），互不冲突。大量随机请求下所有盘大致均匀地忙，总带宽 (N/4)·R——4 倍的损失来自每次写仍然要 4 次 I/O，这是基于校验的 RAID 的固有代价。
因为 RAID-5 除了少数更好的地方外与 RAID-4 相同，它几乎完全取代了 RAID-4。唯一例外是明确知道只会做大块写、根本不会有小写的系统（如 NetApp 的 WAFL），那里用 RAID-4 更简单一些。
布局的细节：raid.py 支持两种 RAID-5 布局。左对称（left-symmetric）就是 Figure 38.7：第 r 个条带的校验在盘 N−1−(r mod N)，数据从校验盘右边一块开始、绕回排列，这样顺序读时连续的块依次落在所有盘上。左非对称（left-asymmetric）的校验位置相同，但数据按盘号从小到大排、跳过校验盘（第二行是 4 5 6 P1 7）。在下面的模拟器里切换两者对比。
9模拟器：仿 raid.py 看每个逻辑请求变成哪些物理 I/O
这个模拟器重现了原书作业工具 raid.py 的核心：选 RAID 级别、盘数、chunk 大小，输入一串逻辑请求，逐步看每个请求被映射到哪块盘哪个偏移、产生哪些物理读写。每个块里存 1 字节的真实数据（十六进制小字），所以你能看到校验是怎样 XOR 出来的；还可以拔掉一块盘，看降级读如何用 XOR 重建数据，最后换盘重建。
RAID 映射与物理 I/O
r 14 读块 14；w 4 写块 4；w 0 4 从块 0 开始写 4 块；fail 2 拔掉盘 2；replace 换新盘并重建。蓝框 = 物理读，红框 = 物理写，黄框 = 逻辑目标。点任意格子做"反向映射"。建议的玩法：① 用"38.6 写 4、13"看 RAID-4 的校验盘（盘 4）负载条是怎样一枝独秀的，再把级别换成 RAID-5 重新载入同一序列；② 在 RAID-5 下把"小写校验"切成加法，比较同一个写请求的 I/O 数；③ 试 w 0 4（整条带）和 w 1 2（半条带）的区别；④ 运行"拔盘"预设，核对降级读算出的值是否等于原值。
10对比总结：Figure 38.8 计算器
把前面的分析汇总成一张表（原书 Figure 38.8）。这里省略了不少细节：镜像写时寻道时间是两次寻道的最大值，比单盘略高；RAID-4/5 更新校验时第一次读旧校验多半要完整寻道和旋转，但第二次写校验只需旋转。改下面的参数，表格里的数值会实时更新（绿色 = 该行最优）：
RAID 容量、可靠性与性能对比
结论（原书原话的意思）：
- 只要性能、不在乎可靠性：条带化（RAID-0）显然最好。
- 要随机 I/O 性能又要可靠性：镜像（RAID-1）最好，代价是容量。
- 容量和可靠性是主要目标：RAID-5 胜出，代价是小写性能。
- 总是做顺序 I/O、又想最大化容量：也选 RAID-5。
11其他有趣的 RAID 话题
- 原始分类里还有 RAID-2、RAID-3，以及能容忍多盘故障的 RAID-6（例如行-对角线校验，用两块盘的容量存两种校验）。
- 磁盘坏了怎么办？很多阵列有热备盘（hot spare）随时顶上。故障期间（降级模式）和重建期间的性能如何？在上面的模拟器里，降级读一个块要读 N−1 块盘，重建整块盘要读完其余所有盘——这段时间既慢又没有冗余。
- 更真实的故障模型：潜在扇区错误、块损坏，以及对应的检测与处理技术（第 45 章）。
- RAID 也可以做成软件层：软件 RAID 更便宜，但有自己的问题，包括前面说的一致更新问题（没有 NVRAM 可用）。
12先预测，再验证
r 9; r 16; r 23 验证。换成左非对称呢？看答案
每条带 4 个数据块。块 9：条带 2（偏移 2），条带内第 1 个；校验盘 = 4 − 2 = 2；左对称数据从盘 3 开始 → 块 8 在盘 3、块 9 在盘 4。块 16：条带 4，校验盘 0，块 16 在盘 1、偏移 4。块 23：条带 5，校验盘 4 − (5 mod 5) = 4，第 3 个 → 盘 3、偏移 5。
左非对称：块 9 → 数据按盘号跳过校验盘 2 排：8 在盘 0、9 在盘 1；块 16 → 盘 1（条带 4 校验在盘 0，第 0 个数据在盘 1）；块 23 → 盘 3。
看答案
C=1：盘 2，偏移 3。C=2：chunk 7 → 盘 3，偏移 (7/4)·2 + 0 = 2。C=4：chunk 3 → 盘 3，偏移 0·4 + 2 = 2。chunk 越大，相邻的逻辑块越倾向于待在同一块盘上。
读 盘1 偏移2、读 盘4 偏移2、写 盘1 偏移2、写 盘4 偏移2。逻辑请求是什么？看答案
两读两写、且涉及校验盘 4 → 这是一次减法小写。数据在盘 1 偏移 2 → 条带 2 的第 1 个数据块 → 逻辑块 2·4 + 1 = 9，即 w 9。
w 0 1、w 0 2、w 0 3、w 0 4 分别产生多少次物理 I/O（减法）？什么请求大小对 RAID-4/5 最高效？看答案
1 块：4 次（2 读 2 写）。2 块：6 次（读 2 块旧数据 + 旧校验，写回 3 块；加法只要 5 次）。3 块：8 次（加法仍只要 5 次——"自动取少"模式会选它）。加法恒为 N 次，所以写的块越多越划算。4 块：整条带写，5 次写、0 次读。所以应该按完整条带的整数倍写（这里是 4 块 = 16KB），并且对齐条带边界。
看答案
RAID-0：100 次 I/O 平摊到 4 盘 ≈ 25T。RAID-1：200 次物理写 / 4 ≈ 50T。RAID-4：数据盘各 ~67 次，但校验盘要做全部 200 次 ≈ 200T（R/2 的由来）。RAID-5：400 次 I/O 平摊到 4 盘 ≈ 100T（N·R/4 的由来）。随机抽样会有波动，但量级一致。读请求呢？RAID-0 与 RAID-1 都 ≈ 25T，RAID-4 ≈ 33T（校验盘闲着），RAID-5 ≈ 25T。
13动手实验
用 C 在内存里模拟 N 块盘，实现 Figure 38.7 同款的左对称 RAID-5：全条带写填满阵列 → 拔掉磁盘 2 → 逐块 XOR 重建并与原数据比对 → 对 1000 次随机小写分别用加法和减法更新校验，比较 I/O 次数、确认两种方法得到的校验块一致。
cd labs/38-raid && make && ./raid也可以 ./raid 3 512 改盘数和块大小。示例输出（你的机器上数字会相同，因为这是确定性的计算；不同参数会不同）：
== RAID-5（左对称），5 块盘，每块 4096 字节，每盘 64 块，可用 256 个逻辑块 ==
前 3 行布局（与原书 Figure 38.7 相同的规则）：
0 1 2 3 P0
5 6 7 P1 4
10 11 P2 8 9
[1] 全条带写填满阵列：0 次读，320 次写（每行 5 写、0 读）
[2] 磁盘 2 故障 → 重建它的 64 个块（51 个数据块 + 13 个校验块）：64/64 与原数据完全一致，共 256 次读
例：第 0 行第 0 字节：0xA2 ⊕ 0x68 ⊕ 0xF5 ⊕ 0x10 = 0x2F（盘 2 上原本是 0x2F）
[3] 1000 次随机单块小写：加法 vs 减法（N 从 3 到 8）
N | 加法 I/O/次 | 减法 I/O/次 | 两种方法的校验块是否相同 | 更省的方法
3 | 3.0 | 4.0 | 相同 ✓ | 加法
4 | 4.0 | 4.0 | 相同 ✓ | 一样多
5 | 5.0 | 4.0 | 相同 ✓ | 减法
6 | 6.0 | 4.0 | 相同 ✓ | 减法
7 | 7.0 | 4.0 | 相同 ✓ | 减法
8 | 8.0 | 4.0 | 相同 ✓ | 减法该观察到：重建的 64 个块全部与原数据一致；每重建一个块要读 N−1 块盘；加法每次 N 次 I/O、减法固定 4 次，N=4 是交叉点。两种方法算出的校验完全相同——XOR 满足交换律、结合律，且 x ⊕ x = 0，所以 Cold ⊕ Cnew 恰好"标出了"哪些位需要翻转。
14自测题
15常见误区与小结
- "RAID 就是备份"——不是。RAID 只防整盘故障；误删文件、软件 bug、病毒写坏数据，会被忠实地镜像 / 更新校验到所有盘上。
- "RAID-0 的 0 表示零风险"——恰恰相反，它没有任何冗余，N 块盘里任意一块坏都会丢数据，盘越多越危险。
- "镜像读可以拿到 N·S"——朴素的顺序读只有 (N/2)·S；随机读才是 N·R。
- "加盘能提高 RAID-4 的随机写"——不能，校验盘瓶颈让它固定在 R/2。
- "减法校验总比加法好"——N=3 时加法 3 次 I/O 比减法 4 次少；N=4 时相等。
- "坏盘后阵列照常工作，不急"——降级模式下读慢、而且已无冗余，再坏一块就全丢了；应尽快用热备盘重建。
本章要点
- RAID 把多块独立的盘透明地变成一个更大、更快、更可靠的"盘"；映射问题用简单的整数运算解决。
- RAID-0：容量 N·B、无冗余、性能上限。RAID-1：容量减半，可靠，随机读好；写要两份。
- XOR 校验以一块盘的容量换取单盘容错：丢了哪块，就把其余的全部 XOR 起来。
- 全条带写最有效；小写需要读-改-写（加法 N 次或减法 4 次 I/O）。RAID-4 的校验盘是瓶颈（R/2），RAID-5 旋转校验改善到 N·R/4。
- 选哪种 RAID、chunk 设多大，取决于负载——与其说是科学，不如说是艺术。
和后续章节的联系：从下一章开始我们回到"一块盘"的视角，学习文件系统的 API（第 39 章）和实现（第 40 章）。RAID 里的一致更新问题会在第 42 章以"崩溃一致性"的形式卷土重来，日志（journaling）正是 RAID 用 NVRAM 记日志这一思想的推广；而 fail-stop 之外的静默错误，则留给第 45 章的校验和与数据完整性。