磁盘条带与镜像的布局和故障集合

条带分工，镜像复制 ​

RAID0前八个逻辑块的分布是D0拿0、1，D1拿2、3，D2拿4、5，D3拿6、7。接着逻辑8、9再回到D0，但放到它的盘内2、3，而不是覆盖盘内0、1。逻辑连续并不意味着所有数据都在同一盘连续。

RAID10前四个逻辑块则是0、1同时在D0和D1，2、3同时在D2和D3。两份副本承载相同逻辑身份；读可以选一个有效成员，正常写需要维护两份。副本之间若出现不同内容，单靠“有两份”不能投票判定哪份更新或正确，还需要版本与恢复合同。

容量、请求数和耗时分开看 ​

未命中缓存的一次正常单块镜像写，会产生两份成员数据写入；RAID0只产生一份。两份写可以并行，所以请求数翻倍不等于耗时必定翻倍。反过来，一次跨很多条带的读有并行机会，也不证明任意小请求都快四倍；盘内位置、调度、缓存与接口吞吐都会影响实际耗时。

同一个逻辑块13，两种位置 ​

取 $C=8$。对逻辑块13，$k=6,o=1$。RAID0得到 $d=6mod4=2$，$r=2\lfloor 6/4\rfloor +1=3$，因此访问D2的盘内3。逻辑块13在D2上是这一轮chunk的第二块。

RAID10得到 $g=6mod2=0$，$r=2\lfloor 6/2\rfloor +1=7$，因此在D0与D1的盘内7各存一份。此时阵列容量是16逻辑块，13仍合法；RAID0容量是32逻辑块。输入逻辑块号超出各自容量，应先拒绝，不能让取模公式偷偷绕回较小地址。

六种双盘失效，镜像能承受四种 ​

在当前镜像布局中，恢复全部数据当且仅当每一对至少剩一个成员。任意一盘失效都满足这个条件；两盘失效共有六种。

所以“能承受某些两盘故障”正确，“能承受任意两盘故障”错误。RAID0任意单盘失效都会丢失该盘承载的部分逻辑块，因而无法恢复整个逻辑设备；剩余盘上的块仍可能读出，不能将“整个卷不再完整”说成每一个块都物理消失。

已确认写与掉电前半写不是同一状态 ​

本页为健康镜像规定：一次写入两成员，并等待两份数据都可靠flush后才确认持久成功。掉电若发生在确认前，一份可能已持久、一份仍旧；重启后不能在没有恢复判定的情况下，任意选一份作为新的共同内容。静态故障集合证明假设副本本来一致，并没有覆盖这种跨代状态。

若一块盘已失效，系统可能允许降级写入，但确认条件、脏区跟踪与重新加入成员时的同步都要重新规定。把旧盘插回去，并不意味着它保存着缺席期间的最新更新。本文不把“任意一个存活副本能读”扩展成“任意回来的一份都可直接参与正常读”。

重建遇到读错，会多出一个缺失 ​

假定D0失效，需从D1复制整个镜像对。如果D1有一个块也明确读不出来，那个逻辑块的两份副本都不可用；其余盘属于另一个镜像对，不能提供这块数据。若D1无声返回错误字节，静态模型中的“幸存成员正确”前提更已不成立，复制只会把错误传播到替换盘。

两份内容不同时，校验和或外部版本信息有时能帮助判断，但镜像布局本身没有定位错误来源的能力。文件误删若被正常写到两份副本，也同样会复制出去；历史备份解决的是不同的保留目标。

用故障集合表达保证，比只报盘数更准确 ​

令失效集合为 $F$，本布局的可恢复条件是 $\{0,1\}⊈F$ 且 $\{2,3\}⊈F$。这个条件可以直接用于穷举测试，不需要先给每块盘一个故障概率。若要计算未来一年数据损失概率，则必须额外说明共同电源、批次、恢复时间和相关失效等概率模型；“六种双故障有四种可恢复”不自动等于现实可恢复概率 $2/3$。

为了减少两份镜像的容量开销，可以用跨盘校验理路RAID校验更新与写洞RAID parity write hole · RAID 5 parity update · 校验阵列写洞通过四盘异或校验计算擦除重建和更新I/O，枚举数据与校验的持久组合，展示部分写入如何破坏未改块，并界定日志与部分校验保护的能力。保存额外恢复方程。那会改变布局和更新步骤，也会出现数据与校验处于不同持久版本的写洞。进入该模型前，保留本页的三种地址和明确故障条件，才能判断一个恢复公式是否适用。