shopkeeper/korean_wiki_content_only_120125 huggingface dataset:
최소 94명이 사망하고 76명이 부상을 입었으며, 이 중 12명은 위독한 상태이다. 사망자 중 40명은 현장에서 사망 판정을 받았고, 4명은 병원에서 사망했다. 11월 27일 5시까지 현장에서 최소 20구의 시신이 수습되었다. 사망자 중 한 명은 출동 중 사망한 소방관이다. 그는 37세의 호 와이 호로, 홍콩 소방처(FSD)에서 9년간 근무한 베테랑 소방관으로 확인되었다. 사틴 소방서 소속이다. 보고에 따르면 그는 화재 신고 직후 현장에 도착했으며 약 30분 후 동료들과 연락이 두절되었다. 시신은 얼굴에 화상 부상을 입은 채 발견되었다.
존 리 행정장관은 최소 279명이 실종되었다고 보고했다. 최소 1명의 소방관도 부상을 입었다.
홍콩 정부 부처.
화재 발생 시 다이보구청은 광푹 커뮤니티 홀, 퉁청 스트리트 커뮤니티 홀, 타이포 커뮤니티 센터, 푸산 커뮤니티 홀, 산 로우 (산 다오 후이), 중국 기독교 교회의 펑렁킷 기념 중학교를 포함한 인근 임시 대피소로 피해 주민을 대피시켰다. 또한 구청은 앨리스 호 뮤 링 네더솔 병원에 도움 데스크를 설치하여 피해 주민의 질문과 문의를 지원했다.
홍콩 경무처는 펑렁킷 기념 중학교에 등록 데스크를 설치하여 주민들이 연락이 끊긴 친척들의 정보를 등록하도록 했으며, 부상자 문의 핫라인을 개설하여 시민들이 부상 또는 실종이 의심되는 친척을 찾을 수 있도록 했다. 또한 화재 영향을 받은 지역 상공에 "비행 제한 구역"을 설정하여 드론이 구조 활동을 방해하는 것을 금지했다. 이 제한은 11월 27일 8시부터 11월 30일 8시까지 유지될 예정이었다.
존 리 행정장관은 비상 감시 및 지원 센터를 활성화하고, 긴급 부서 간 회의를 주재했다. 교육국은 소방 작전을 위한 교통 체증을 완화하기 위해 11월 27일 6개 학교가 하루 동안 휴교한다고 발표했다. 홍콩 주택관리국은 화재 피해 주민들을 위한 주택 자원을 조정했다고 발표했으며, 여기에는 2,000개 이상의 임시 주택과 임시 대피소 및 침대가 포함되었다. 1,400개 이상의 임시 주택도 이용 가능했다.
사회 복지 단체.
다이보구의 사회 복지 단체는 즉각적인 피난처를 위해 서비스 지점을 열었다. 마리아의 원죄 없는 성심 성당은 페이스북 페이지를 통해 기도와 휴식을 위해 성당을 개방한다고 발표했다. 홍콩 여성 센터 연맹, 홍콩 아동 및 청소년 서비스, 홍콩 중국 그리스도 교회, 기독교 선교 연합회도 교회와 서비스 센터를 열었다. 구세군, 라인 선교회 및 홍콩 청소년 단체 연맹은 서비스 센터를 열고 정신 지원 서비스를 제공했다.
홍콩 적십자회는 3개의 임시 대피소에 직원을 배치했다. 20시 30분, 홍콩 적십자회는 11월 28일까지 운영되는 정신 지원 핫라인을 개설했다. 홍콩 YMCA는 우꽈이사 청소년 마을에 필요한 시민들을 위해 900개의 무료 임시 숙소를 개방할 것이라고 밝혔다.
홍콩 성공회 위엔 첸 마운 첸 초등학교는 피해 주민들을 위한 휴식처를 열고 물과 소다 크래커를 제공했다.
조사 및 체포.
11월 27일 새벽, 홍콩 경무처는 고살 혐의로 52세에서 68세 사이의 남성 3명을 체포했다. 체포된 세 명은 건설 회사의 이사 2명과 컨설턴트 1명으로, 이 회사는 타이포, 응아우타우곡, 싼포콩 등지에서 사업을 운영하고 있었다.
화재 안전 위반.
경찰 조사 결과, 해당 단지에서 여러 가지 잠재적인 화재 안전 위반 사항이 드러났다.
청 선임 경찰관은 경찰이 책임 계약자가 "중대한 과실"을 저질러 이 사건이 발생하고 화재가 통제할 수 없이 확산되어 상당한 인명 피해로 이어졌다고 믿을 만한 증거를 가지고 있다고 밝혔다.
홍콩 경무처와 홍콩 소방처는 화재 원인을 규명하기 위한 특별 조사팀을 구성했다.
시진핑 총서기는 치명적인 화재 희생자에게 애도를 표하고, 화재 진압과 인명 및 재산 피해 최소화를 위해 "총력을 다할 것"을 촉구했다.
CSL 모바일은 화재 피해 고객들에게 무료 추가 모바일 데이터를 제공하고, 충전기를 빌려주며 타이포 메가 몰 매장 영업시간을 23시까지 연장했다. 리갈 호텔스 인터내셔널은 리갈 리버사이드 호텔을 피해자들을 위해 개방했으며, 소유한 다른 호텔에도 여유 객실이 있다면 피해자들이 머물 수 있도록 지시했다.
맥도날드는 화재 직후 체인의 24시간 영업 지점 중 3곳에서 피해 주민들에게 무료 음식을 제공할 것이며, 11월 27일 아침에는 여러 대피소에 1,000개의 아침 식사를 보낼 것이라고 발표했다.
크리스 탕 홍콩 보안국장은 순직한 소방관 호 와이 호의 죽음에 "깊은 슬픔"을 표하며 그의 가족에게 "깊은 애도"를 전했다.
샤오미는 재단을 통해 의료 지원, 긴급 재정착, 피해 주민들을 위한 임시 생활 지원을 위해 1천만 홍콩 달러를 기부하겠다고 약속했다.
라데온 Xpress 200은 ATI에서 출시한 컴퓨터 칩셋이다. 이 칩셋은 AMD 64비트 프로세서(소켓 939 및 소켓 754)를 지원하며, 인텔 펜티엄 4, 펜티엄 D 및 셀러론 프로세서(LGA 775 및 소켓 478)도 지원한다. 또한, DDR400 램 및 인텔 에디션에서는 DDR-2 667 램을 지원한다.
ATI는 라데온 Xpress 200 크로스파이어 에디션 칩셋을 크로스파이어 Xpress 1600으로 이름을 변경했다. AMD에 인수된 후, AMD는 AMD 소켓 AM2 플랫폼용 크로스파이어 Xpress 1600 칩셋을 AMD 480X 크로스파이어 칩셋으로 이름을 변경했다.
라데온 Xpress 200은 다섯 가지 버전으로 출시되었다:
SB400 (IXP 400), M1573 (RS480).
라데온 Xpress 200 (RS480) 칩셋은 여러 사우스브리지를 사용할 수 있으며, 그 중 하나는 SB400 (IXP 400)이다. 이는 2개의 ATA 채널(채널당 2개의 장치), RAID 0, RAID 1 및 RAID 0+1 지원을 갖춘 2개의 SATA 1.5 Gbit/s 인터페이스(총 4개의 드라이브), 7개의 PCI 슬롯, 8개의 USB 2.0 및 5.1 및 7.1 서라운드 사운드 지원을 위한 AC'97 코덱을 제공한다. 마더보드 제조업체는 SB400 사우스브리지를 ULi의 M1573 사우스브리지로 교체하여 더 다양한 구성을 가능하게 하고, ATI 사우스브리지의 빈번하게 비판받는 USB 성능 문제를 피할 수 있었다.
SB450, SB460, M1575 (RS482).
라데온 Xpress 200M (RS482) 칩셋은 RS480 칩셋의 업그레이드 버전으로, 동일한 브랜드를 사용하지만 프레임 버퍼를 위한 사이드포트 메모리 지원을 포기하고 Z-버퍼 데이터 압축 지원을 추가했다. 사우스브리지는 ATI SB450, SB460 및 ULi M1575 중에서 선택할 수 있다. SB450은 2개의 ATA 채널(채널당 2개의 장치), RAID 0, RAID 1 및 RAID 0+1 지원을 갖춘 2개의 SATA 1.5 Gbit/s 인터페이스(총 4개의 드라이브), 7개의 PCI 슬롯, 8개의 USB 지원 및 HD 오디오 코덱 지원을 제공한다. SB450은 네트워크 및 기가비트 이더넷 PHY를 구현하지 않았다. SB460은 최대 2개의 ATA 장치만 지원한다.
아카쓰카 전투(또는 아카즈카 전투, 1552년 5월 10일)는 젊은 오다 노부나가가 오와리국을 통일하기 위해 벌인 첫 기록된 전투로, 그의 사망한 아버지(오다 노부히데, 1551년 사망)의 옛 가신 중 한 명이 강력한 스루가국의 이마가와씨에게 충성을 맹세하자 그에 맞서 싸웠다.
오와리 남부에 상당한 영향력을 가진 다이묘였던 오다 노부히데는 1551년 4월 8일 짧은 전염병으로 사망했다. 그의 상속자였던 당시 겨우 18세의 오다 노부나가는 나고야성 주변의 넓은 봉토를 물려받았지만, 그의 기이하고 무례한 공적 행동으로 인해 오와리 사람들에게 전반적으로 나쁜 평판을 얻었다. 노부나가는 13세(당시 성년기)부터 18세까지 주로 사냥, 승마, 궁술 연습, 그리고 당시 일본에서는 신기한 것이었던 종자도총 쏘는 법을 배우는 데 시간을 보냈다. 그는 공식적인 의복과 영주의 적절한 사회적 행동에 대한 완전한 경멸을 보여주었으며, 공공장소에서 소매 없는 목욕 가운과 삼 밧줄로 묶은 짧은 바지를 입고, 말을 거꾸로 탄 채 멜론을 먹고, 종종 주점에서 여자 옷을 입고 춤을 추어 '오와리의 바보'라는 별명을 얻었다. 그의 아버지의 많은 가신들은 새 영주가 너무 약하거나 미숙하여 자신들과 자신들의 영지를 이끌고 보호할 수 없다고 여겼으며, 일부는 노부나가를 그의 남동생인 오다 노부유키로 교체하거나 더 강력한 지역 영주에게 항복하는 공개적인 반란을 계획하기도 했다.
1552년 초, 아버지의 죽음으로부터 불과 몇 달 후, 노부나가의 고위 가신 중 한 명인 나루미성의 성주 야마구치 노리쓰구와 그의 아들 야마구치 구로지로(노리요시)가 스루가의 강력한 이마가와씨(이웃한 동쪽 미카와국과 도토미국을 통제하고 있었다)에게 항복하고 그들의 병력을 오와리로 불러들여 오다 영지에 여러 요새를 건설했다. 이에 1552년 5월 17일 (태음력) 오다 노부나가는 나고야성에서 약 800명의 병력을 일으켜 나루미로 진격했다. 도중에 그의 병력은 야마구치 구로지로가 이끄는 약 1,500명의 병력이 오다 노부나가를 가로막았다. 전투는 오전 10시경부터 정오경까지 보병들 사이에 벌어졌다. 두 시간의 격렬한 전투 끝에 노부나가는 약 30명의 사무라이를 잃고 같은 날 나고야로 퇴각하였다.
노부나가의 전장 지휘관으로서의 첫 모습은 아무에게도 깊은 인상을 주지 못했으며, 이웃과 친척들이 그의 젊음과 약점을 이용하려 들면서 노부나가에 대한 추가적인 반란과 공격이 곧 이어졌다.
콘월 코트 화재 사고()는 홍콩에서 발생한 건물 화재 사건이다. 2008년 8월 10일 일요일 아침 나이트클럽과 노래방에서 시작되어 소방관 2명을 포함한 4명이 사망하고 55명이 부상당했다.
소방관의 예비 조사에 따르면, 화재는 오전 9시 20분 1.5층에 있는 나이트클럽에서 발생했으며 이후 빠르게 건물 전체를 삼켰다. 소방관은 9시 23분에 도착해 10여명의 주민이 갇혔다는 보고를 듣고 구조를 시작했다. 오전 10시 23분에 4급 경보로, 12시 16분에는 5급으로 격상되었다. 화재 진압을 위해 가우룽 전역에서 200명 이상의 소방관과 40대의 장비가 파견되었다. 당시 갇힌 많은 주민들이 구조되었다. 콘월 코트는 1962년에 건축된 웡곡의 네이선 로드에 위치한 15층 건물이다. 저층부는 나이트클럽과 상점으로 사용되었고, 상층부는 주거용이었다. 이 화재로 네이선 로드가 전면 폐쇄되었고, 인근 건물 주민들이 대피해야 했다.
웡곡 소방서 소속 소방관 두 명, 24년 경력의 46세 베테랑 소방관 시우 윙퐁과 1년 경력의 25세 소방관 찬 시우롱은 갇힌 주민들에게 도달하려다 건물 꼭대기 층에서 연기 흡입으로 사망했다. 생존자들은 두 소방관이 무거운 산소통을 계속 운반하면서도 자신에게 산소 호흡기를 주었다고 증언했다.
두 민간인 희생자 중 한 명은 9층에 살던 77세 여성이고, 다른 한 명은 나이트클럽 직원으로 성은 만이고 39세였다. 그녀는 동료와 함께 잠들어 있었다. 그녀의 불에 탄 시신은 화재가 진압된 후 나이트클럽에서 발견되었다.
화재는 오후 3시 13분에 진압되었지만, 화재 원인 조사가 진행되는 동안 건물은 폐쇄되었다. 주민들은 웡곡 커뮤니티 센터에 임시 거처를 제공받았으나, 일부는 집을 떠나기를 거부했다.
네이선 로드의 남행 차선은 저녁에 재개되었지만, 콘월 코트 밖의 보행자 도로는 8월 12일까지 차단되었다.
마그네토폰()은 독일 전자 회사 아에게의 엔지니어들이 프리츠 플뢰머의 자기 테이프 발명을 기반으로 1930년대에 개발한 선구적인 릴투릴 오디오 테이프 레코딩의 브랜드 또는 모델명이다. 아에게는 1935년 독일 베를린 국제 오디오 박람회에서 처음 시연된 세계 최초의 실용적인 테이프 레코더인 K1을 만들었다.
나중에 출시된 모델에는 배경 잡음을 크게 없애 음질을 향상시키는 AC 테이프 바이어스 개념이 도입되었다. 그 결과물은 기존의 어떤 녹음 방식보다도 엄청난 발전을 이루어, 업계에 익숙한 사람조차도 녹음과 라이브 연주를 구별할 수 없을 정도였다. 아돌프 히틀러는 이 기계들을 사용하여 한 도시에서 라이브 방송을 하는 것처럼 보이게 했지만, 실제로는 다른 도시에 있었다. 나중에 코블렌츠에서 발견된 350개의 테이프가 몇 년 후 공개되었다.
전쟁이 끝날 무렵 바트 나우하임에서 발견된 두 대의 마그네토폰 후기 모델이 미국으로 보내졌다. 이들에는 I.G. 파르벤 (바스프 사업부)이 개발한 새로운 산화물 코팅 PVC 테이프와 AC 바이어스 시스템이 모두 포함되어 있었다. 이들을 추적한 육군 장교 잭 멀린은 이 기계들을 자신의 설계의 기반으로 사용했으며, 1946년 5월 샌프란시스코의 무선 기술자 협회 지부와 그해 10월 할리우드 MGM 스튜디오에서 시연했다. 샌프란시스코 시연에 참석한 암펙스 엔지니어 해럴드 린제이와 마이런 스톨라로프는 멀린이 개조한 마그네토폰을 기반으로 자신들의 릴투릴 레코더를 설계하는 데 영감을 받았다. 멀린의 친구 리처드 레인저는 멀린이 개조한 마그네토폰을 바탕으로 '레인저톤'이라는 자체적인 버전을 설계했지만, 빙 크로스비에게 시연하는 과정은 잘 되지 않았다. 멀린은 크로스비가 린제이와 스톨라로프가 설계한 기계인 암펙스 모델 200A의 시연을 경험할 수 있도록 주선했다. 암펙스 기계의 초기 시연에서는 녹음을 시연할 수 없었지만, 재생 오디오 품질이 충분히 좋아서 크로스비가 그들과 협력하는 데 동의했다. 빙 크로스비가 초기 생산을 위한 재정 지원을 마련하면서 암펙스 200A는 생산에 들어갔고, 3년 이내에 대부분의 주요 녹음 스튜디오에서 한 대씩 구매했다.
마그네토폰 테이프 레코더는 음성과 음악을 보존하는 데 자기 테이프를 사용한 최초의 녹음기 중 하나였다. 처음에는 초기 마그네토폰이 실망스러운 결과를 보였다. 마그네토폰으로 녹음된 최초의 콘서트 중 하나는 1936년 런던 필하모닉 관현악단이 지휘자 토마스 비첨 경의 지휘로 모차르트의 39번 교향곡을 연주한 것이다. 녹음은 100cm/s의 속도로 작동하는 아에게 K2 마그네토폰으로 이루어졌다. 사용된 테이프는 초기 검은색 산화 철(II,III) 유형이었다. 비첨과 음악가들은 재생음을 들었을 때 녹음의 왜곡과 잡음에 크게 실망했다. 원본 테이프는 현재 분실되었지만, 녹음은 1990년대까지 남아 있었고 전송되었다. 다른 남아 있는 테이프들은 과변조 경향을 보인다.
이후 1939년, Fe3O4 산화물은 산화 철(III) 유형으로 대체되었고, 이는 훨씬 더 나은 녹음 품질을 제공하여, 1970년대에 산화 크롬(IV) 테이프가 등장할 때까지 이 공식이 전 세계적인 표준이 되었다.
기록 헤드에 직류 바이어스를 추가하면 약간의 개선이 있었지만, 1941년 독일 국영 방송 기관 RRG(Reichs-Rundfunk-Gesellschaft)의 엔지니어인 한스 요아힘 폰 브라운뮐과 발터 베버 박사는 실수로 고주파 바이어스 기술을 발견했다. 이 기술은 고레벨(최대 오디오 레벨의 약 10배)의 들리지 않는 고주파 톤을 단순히 추가함으로써 오디오 대역의 사용되지 않는 부분의 자기화를 효과적으로 매끄럽게 만들어 음질에 놀라운 개선을 가져왔다. 이 발견은 놀라운 품질의 녹음을 생성하는 마그네토폰이 '수리를 위해' 보내졌을 때 이루어졌다. 그 기계에는 발진하는 DC 바이어스 앰프가 있는 것으로 밝혀졌다. 자기 매체는 본질적으로 비선형적이지만, AC 바이어스는 기록 테이프의 자기화를 오디오 구성 요소를 나타내는 전기 신호에 선형적으로 비례하게 만드는 수단이었다. 마그네토폰은 여러 면에서 (당시의 표준시간 음반 시스템이었던) 축음기 음반 녹음을 능가했기 때문에 '고음질' 녹음 시스템이 되었다.
많은 연설, 콘서트, 오페라 공연이 녹음되었다. 이 녹음들 중 상당수가 제2차 세계 대전에서 살아남았기 때문에 나중에 LP와 콤팩트 디스크로 발매되었다. 특히 주목할 만한 녹음 시리즈 중 하나는 1944년 빈 국립 오페라 극장에서 이루어졌는데, 독일 작곡가 리하르트 슈트라우스가 빈 필하모닉 오케스트라와 함께 돈 후안, 틸 오일렌슈피겔, 차라투스트라는 이렇게 말했다 등 자신의 유명한 교향시를 많이 녹음했다.
아에게 엔지니어들은 시스템 완벽화에 빠르게 진전을 이루었고 1943년까지 실용적인 스테레오 레코더를 만들었다. 1945년까지 약 250개의 스테레오 테이프 녹음이 존재했던 것으로 알려져 있으며, 여기에는 리하르트 슈트라우스와 빌헬름 푸르트벵글러의 일부 녹음도 포함된다. 현재까지 남아 있는 것으로 알려진 녹음은 단 3개뿐이다. 여기에는 피아니스트 발터 기제킹과 아르투어 로더가 지휘하는 베를린 라이히스젠더스 오케스트라의 베토벤의 "황제" 협주곡 연주가 포함된다. 이 놀라운 연주는 나중에 바레스 사라반드에서 LP로 발매되었다. 이후 1993년, Audio Engineering Society (AES)는 스테레오 녹음 50주년을 기념하는 특별 CD를 발매했다. 이 CD에는 "황제" 협주곡뿐만 아니라 남아 있는 것으로 알려진 다른 두 개의 스테레오 녹음인 브람스 세레나데와 헤르베르트 폰 카라얀이 지휘하는 브루크너 8번 교향곡의 마지막 악장이 포함되어 있다. 피아노 라이브러리도 황제 협주곡을 발매했으며, 아이언 니들은 브루크너 녹음을 발매했다 (카탈로그 IN 1407). ArkivMusic은 협주곡 CD와 함께 기제킹이 라파엘 쿠벨릭과 필하모닉 오케스트라와 함께 베토벤의 첫 피아노 협주곡을 나중에 녹음한 것을 발매했다.
마그네토폰 레코더는 제2차 세계 대전 동안 독일 라디오 방송에서 널리 사용되었지만, 당시에는 철저히 비밀로 유지되었다. 연합군은 전쟁 전 마그네토폰 레코더의 존재를 알고 있었지만, 고주파 테이프 바이어스와 PVC 뒷면 테이프의 도입에 대해서는 알지 못했다. 그들의 정보 전문가들은 독일이 새로운 형태의 녹음 시스템을 가지고 있다는 것을 알고 있었지만, 1944-45년 연합군의 독일 침공 동안 마그네토폰의 작동 모델이 발견될 때까지 그 구조와 작동에 대한 자세한 내용은 알지 못했다.
미국 음향 엔지니어 잭 멀린은 1945년 프랑크푸르트 근처 바트 나우하임의 독일 라디오 방송국에서 마그네토폰 녹음기 두 대와 자기 테이프 50롤을 입수했다. 연합군은 2차 세계 대전 중 독일을 통과하면서 이 장치를 처음 발견했다. 연합군은 마그네토폰을 멀린에게 넘겼다. 다음 2년 동안 멀린은 이 기계들을 수정하고 개발하여 영화 스튜디오에서 사용할 수 있는 상업용 녹음 시스템을 만들기를 희망했다.
"빙 크로스비 엔터프라이즈의 머도 매켄지는 1947년 6월 독일 마그네토폰 시연을 보았다. 이 장치는 잭 멀린이 전쟁이 끝난 후 라디오 프랑크푸르트에서 테이프 50롤과 함께 가져온 것과 동일한 장치였다."&lt;ref name="jango/Bing-Trudy"&gt;&lt;/ref&gt;
기존 라디오 네트워크 녹음 품질에 불만을 품고 있던 미국 대중 가수 빙 크로스비는 이 개발에 투자하도록 설득되었고, 멀린과 신생 암펙스 회사가 개조한 기술을 사용하여 녹음 스튜디오의 보다 편안한 분위기에서 라디오 방송을 녹음했다. 이는 당시 라이브 스튜디오 청중 방송이라는 관행에서 벗어난 중요한 변화였다. 2008년 제50회 그래미 시상식에서 암펙스는 60년 전 "라디오 및 녹음 산업을 혁신한" 암펙스 200에 기여한 공로를 인정받아 회사 최초의 기술 성과 그래미 상을 수상했다. 암펙스 200 공동 설계자인 마이런 스톨라로프는 회사를 대표하여 이 상을 수상한 직원 중 한 명이었다.
2004년, 아에게 K-1 마그네토폰은 "오디오 기술 개발에 지속적인 영향을 미친 제품 및 혁신"에 수여되는 TECnology 명예의 전당에 헌정되었다.
일반 명사로서.
마그네토폰은 독일어("Magnetophon"), 스웨덴어("magnetofon"), 체코어, 폴란드어(magnetofon), 프랑스어(magnétophone), 이탈리아어(magnetofono - 릴투릴만 해당), 루마니아어, 세르비아어, 크로아티아어(magnetofon - 릴투릴만 해당), 그리스어(μαγνητόφωνο - magnitofono), 러시아어(магнитофон - magnitofon), 불가리아어(магнетофон - magnetofon), 슬로바키아어, 스페인어(magnetófono 또는 magnetofón), 헝가리어(magnetofon - 보통 magnó로 줄임), 핀란드어(magnetofoni - 보통 mankka로 줄임), 에스토니아어(magnetofon - 보통 makk로 줄임), 리투아니아어(magnetofonas), 라트비아어(magnetofons), 우크라이나어(магнітофон - magnitofon)를 포함한 일부 언어에서 테이프 레코더의 일반화된 상표가 되었다.
궝푹췬(, 광복촌, )은 홍콩 신계 다이보구에 있는 홍콩의 공영 주택 단지이다. 다이보에서 두번째로 세워진 공영주택단지로, 다이보가우허이(, 다이보 구시장) 동쪽 윈자우자이 (元洲仔, Yuen Chau Tsai) 인근의 매립지에 조성되었다.
이곳 주변에 위치한 왕푹 코트(, Wang Fuk Court)는 거자유기옥계획 (居者有其屋計劃, HOS)에 따라 조성된 아파트 단지로, 총 8동 1,987세대 규모의 주거용 건물이 들어서 있으며, 모두 1983년에 완공되었다.
2016년 홍콩 인구 조사 통계에 따르면 궝푹췬의 인구는 16,939명, 왕푹 코트의 인구는 4,789명이었다. 총인구는 21,728명이다.
2019년 홍콩 구의회 선거에서 궝푹췬은 두 개의 선거구에서 관할하였다. 대다수 아파트는 궝푹 보우우 (廣福及寶湖, Kwong Fuk &amp; Plover Cove) 선거구에 속한다. 2021년 5월까지 린콕청(Dalu Lin Kok-cheung)이 지역구 의원으로 있었다. 단지의 나머지 부분과 왕푹 코트는 왕푹 (宏福, Wang Fuk) 선거구에 속하며, 허먼 야우관호(Herman Yiu Kwan-ho)가 지역구 의원으로 있다.
2025년 11월 26일 오후 2시 51분, 왕푹 코트의 아파트 한 동에서 화재가 발생해 여러 건물로 번지는 대형 화재 사고가 발생했다. 홍콩 당국은 2008년 콘월 코트 화재 이후 처음으로 최상위 심각단계인 5단계를 발령하고 대응에 나섰다. 사망자는 소방관 1명을 포함하여 최소 44명으로 확인되었으며, 부상자는 62명에 17명은 위독한 상태인 것으로 전해졌다.
샤미르의 비밀 공유(, SSS)는 1979년 아디 샤미르가 처음 개발한, 그룹 내에서 개인 정보(즉 "비밀")를 분배하는 효율적인 비밀 공유 알고리즘이다. 그룹 구성원 중 최소 인원이 함께 지식을 모아야만 비밀이 드러날 수 있다. 이를 달성하기 위해 비밀은 수학적으로 여러 부분("공유물")으로 나뉘며, 충분한 수의 공유물이 결합될 때만 비밀을 재구성할 수 있다. SSS는 정보 이론적 보안의 속성을 가지는데, 이는 공격자가 일부 공유물을 훔치더라도 충분한 수의 공유물을 훔치지 않았다면 비밀을 재구성하는 것이 불가능하다는 것을 의미한다.
샤미르의 비밀 공유는 일부 응용 프로그램에서 마스터 비밀에 대한 접근 키를 공유하는 데 사용된다.
SSS는 비밀을 분산된 형태로 보호하는 데 사용되며, 주로 암호화 키를 보호하는 데 사용된다. 비밀은 여러 공유물로 분할되며, 각 공유물만으로는 비밀에 대한 어떤 정보도 제공하지 않는다.
SSS로 보호된 비밀을 재구성하려면 임계값이라고 불리는 일정 수의 공유물이 필요하다. 임계값 미만의 공유물 수로는 비밀에 대한 어떤 정보도 얻을 수 없다(완전한 보안이라는 속성). 이러한 의미에서 SSS는 원 타임 패드(두 개의 공유물 임계값과 총 두 개의 공유물로 볼 수 있는 SSS)의 일반화이다.
응용 예시.
어떤 회사가 금고를 보호해야 한다. 만약 한 사람만이 금고의 코드를 알고 있다면, 금고를 열어야 할 때 코드가 분실되거나 사용 불가능할 수 있다. 만약 여러 사람이 코드를 알고 있다면, 그들이 항상 정직하게 행동할 것이라고 서로 신뢰하지 못할 수도 있다.&lt;br&gt;
이러한 상황에서 SSS를 사용하여 금고 코드의 공유물들을 생성하고, 이를 회사 내 권한 있는 개인들에게 분배할 수 있다. 최소 임계값과 각 개인에게 주어지는 공유물의 수는 금고가 오직 권한 있는 개인(또는 그룹)에 의해서만 접근 가능하도록 선택될 수 있다. 만약 임계값보다 적은 수의 공유물이 제시되면, 금고는 열리지 않는다.&lt;br&gt;
사고로, 강압에 의해, 또는 반대 행위로 인해 일부 개인들은 공유물에 대해 부정확한 정보를 제시할 수 있다. 만약 정확한 공유물의 총합이 최소 임계값을 충족하지 못하면 금고는 계속 잠긴 상태로 유지된다.
샤미르의 비밀 공유는 다음 용도로 사용될 수 있다.
속성과 약점.
SSS는 유용한 속성을 가지고 있지만 일부 사용에는 부적합하게 만드는 약점도 있다.
유용한 속성은 다음과 같다.
약점은 다음과 같다.
이스라엘 과학자 아디 샤미르는 1979년에 이 방식을 처음 공식화했다.
이 방법은 라그랑주 보간 정리를 활용하는데, 특히 formula_1개의 다항식 위의 점들이 formula_2차 이하의 다항식을 고유하게 결정한다는 점이다. 예를 들어, 2개의 점은 직선을 정의하기에 충분하고, 3개의 점은 포물선을 정의하기에 충분하며, 4개의 점은 삼차 곡선을 정의하기에 충분하다.
샤미르의 비밀 공유는 유한체 상의 다항식 보간법에 기반한 이상적이고 완벽한 formula_3-임계값 스킴이다. 이러한 스킴에서 목표는 비밀 formula_4(예: 금고의 조합)를 formula_5개의 데이터 조각 formula_6(공유물이라고 함)으로 나누는 방식이며, 다음 조건을 만족한다.
만약 formula_20라면, 비밀 formula_4를 재구성하기 위해 모든 공유물이 필요하다.
비밀 formula_4가 유한체 formula_23의 원소 formula_24로 표현될 수 있다고 가정하자 (여기서 formula_25는 생성되는 공유물의 수 formula_5보다 크다). formula_23에서 formula_2개의 원소, formula_29을 무작위로 선택하고 다항식 formula_30을 구성한다. 곡선 상의 formula_5개의 점을 계산하는데, 예를 들어 formula_32을 설정하여 점 formula_33를 찾는다. 각 참여자는 하나의 점(다항식에 대한 0이 아닌 입력과 해당 출력)을 받는다. 이들 쌍 중 임의의 formula_1개 부분집합이 주어지면, 보간법을 사용하여 formula_24를 얻을 수 있으며, 가능한 공식 중 하나는 formula_36이다. 여기서 다항식 상의 점 목록은 formula_1개의 formula_38 형태의 쌍으로 주어진다. formula_39는 다항식 formula_40의 첫 번째 계수와 동일하다는 점에 유의한다.
다음 예시는 기본적인 아이디어를 설명한다. 그러나 예시의 계산은 아이디어를 이해하기 쉽게 하기 위해 유한체 산술 대신 정수 산술을 사용한다. 따라서 아래 예시는 완벽한 비밀성을 제공하지 않으며 샤미르 방식의 적절한 예시가 아니다. 다음 예시에서 이 문제를 설명할 것이다.
공유할 비밀이 1234라고 가정하자 formula_41.
이 예시에서는 비밀을 6개의 공유물로 나눌 것이며 formula_42, 어떤 3개의 공유물 조합이라도 formula_43 비밀을 재구성하기에 충분하다. formula_44개의 숫자를 무작위로 선택한다. 166과 94라고 하자.
비밀 공유물(점)을 생성하는 다항식은 다음과 같다.
다항식에서 6개의 점 formula_48은 다음과 같이 구성된다.
이 방식의 각 참여자는 다른 점( formula_50와 formula_40의 쌍)을 받는다. formula_52 대신 formula_53이 사용되므로 점은 formula_54가 아닌 formula_55부터 시작한다. 이는 formula_39가 비밀이기 때문에 필요하다.
비밀을 재구성하려면 어떤 3개의 점이라도 충분하다.
세 점 formula_57를 사용한다고 가정하자.
라그랑주 기저 다항식을 계산한다.
다항식 보간법 공식을 사용하면 formula_40는 다음과 같다.
비밀은 상수항이며 formula_63이므로 비밀이 복원되었다.
계산적으로 효율적인 접근법.
라그랑주 다항식을 사용하여 소스 다항식의 계수 formula_64를 찾는 다항식 보간법은 사용되지 않는 상수들이 계산되기 때문에 효율적이지 않다.
이를 고려하여, 라그랑주 다항식을 사용하여 formula_39를 찾는 최적화된 공식은 다음과 같이 정의된다.
정수 산술 사용의 문제점.
위에서 설명한, 유한체 산술 대신 정수 산술을 사용하는 간소화된 버전의 방법은 작동하지만, 보안 문제가 있다: 이브는 자신이 찾는 모든 formula_67로부터 formula_4에 대한 정보를 얻는다.
그녀가 점 formula_69를 찾았다고 가정해보자. 그녀는 아직 formula_70개의 점을 가지고 있지 않으므로 이론적으로는 formula_4에 대한 어떤 추가 정보도 얻지 못해야 한다. 하지만 그녀는 그 점의 정보와 공개된 정보: formula_72를 결합할 수 있다. 그렇게 함으로써 이브는 다음 대수학을 수행할 수 있다.
이는 그녀에게 S가 짝수라는 정보를 제공한다.
유한체 산술을 사용한 해결책.
위의 공격은 다항식이 어떻게 구성되었는지에 따라 다항식이 취할 수 있는 값에 대한 제약을 악용한다. 즉, 다항식은 정수 계수를 가져야 하며, 방식에 사용된 각 좌표에서 평가될 때 정수 값을 취해야 한다. 이것은 formula_1개 미만의 공유물이 주어졌을 때, 결과적인 비밀을 포함하여 알려지지 않은 점들에서의 가능한 값을 줄인다.
이 문제는 유한체 산술을 사용하여 해결할 수 있다. 유한체는 항상 formula_82 크기를 가지며, 여기서 formula_83는 소수이고 formula_84는 양의 정수이다. 필드의 크기 formula_25는 formula_86을 만족해야 하며, formula_25는 비밀의 가능한 값의 수보다 커야 한다. 후자의 조건은 비밀을 더 작은 비밀 값으로 분할하고, 각각에 대해 이 방식을 적용함으로써 우회할 수 있다. 아래 예시에서는 소수 필드(즉, r = 1)를 사용한다. 그림은 유한체 상의 다항식 곡선을 보여준다.
실제로는 작은 변화일 뿐이다. 필드의 차수 formula_25(즉, 필드가 가지는 값의 수)는 참여자 수와 비밀 formula_89가 가질 수 있는 값의 수보다 크게 선택되어야 한다. 다항식을 포함하는 모든 계산은 정수 대신 필드 위에서(예시에서는 formula_90를 소수로 취급하여 mod p로) 계산되어야 한다. 필드 선택과 비밀을 이 필드의 값으로 매핑하는 것은 모두 공개적으로 알려진 것으로 간주된다.
이 예시에서는 formula_91을 선택하면 다항식은 formula_92이 되며, 다음 점들을 얻는다. formula_93
이 경우 이브는 formula_52를 찾았을 때( formula_1개의 점을 가질 때까지) 어떤 정보도 얻지 못한다.
다시 이브가 formula_96와 formula_97를 찾았고, 공개 정보가 formula_98라고 가정해보자. 이전 공격을 시도하면 이브는 다음을 수행할 수 있다.
formula_114에 대해 formula_83개의 가능한 값이 있다. 그녀는 formula_116가 항상 3씩 감소한다는 것을 알기 때문에, 만약 formula_83가 formula_118으로 나누어떨어진다면 formula_119이라고 결론 내릴 수 있다. 하지만 formula_83는 소수이므로 이렇게 결론 내릴 수 없다. 따라서 유한체를 사용하면 이 가능한 공격을 피할 수 있다.
또한, 이브가 formula_121이라고 결론 내릴 수 있다 하더라도, 모듈러 산술의 "둘러싸는" 동작으로 인해 위에서 정수 산술 예시와 달리 "S가 짝수이다"와 같은 정보 유출을 방지하므로 추가적인 정보를 제공하지 않는다.
코드를 명확하게 유지하기 위해 여기에서는 소수 필드를 사용한다. 실제로는 편의를 위해 더 작은 이진 필드를 사용하여 구성된 방식을 비밀의 작은 비트 문자열에 별도로 적용할 수 있다(예: 바이트 단위 적용을 위한 GF(256)). 이 경우 보안 손실은 없다. 필드의 크기가 공유 개수보다 커야 한다는 엄격한 조건은 여전히 준수되어야 한다(예: 공유 개수가 255를 초과할 수 있다면 GF(256)은 GF(65536) 등으로 대체될 수 있다).
The following Python implementation of Shamir's secret sharing is
released into the Public Domain under the terms of CC0 and OWFa:
https://creativecommons.org/publicdomain/zero/1.0/
http://www.openwebfoundation.org/legal/the-owf-1-0-agreements/owfa-1-0
See the bottom few lines for usage. Tested on Python 2 and 3.
_PRIME = 2 ** 127 - 1
_RINT = functools.partial(random.SystemRandom().randint, 0)
def _eval_at(poly, x, prime):
"""Evaluates polynomial (coefficient tuple) at x, used to generate a
shamir pool in make_random_shares below.
accum = 0
for coeff in reversed(poly):
accum *= x
accum += coeff
accum %= prime
return accum
def make_random_shares(secret, minimum, shares, prime=_PRIME):
Generates a random shamir pool for a given secret, returns share points.
if minimum &gt; shares:
raise ValueError("Pool secret would be irrecoverable.")
poly = [secret] + [_RINT(prime - 1) for i in range(minimum - 1)]
points = [(i, _eval_at(poly, i, prime))
for i in range(1, shares + 1)]
return points
def _extended_gcd(a, b):
Division in integers modulus p means finding the inverse of the
denominator modulo p and then multiplying the numerator by this
inverse (Note: inverse of A is B such that A*B % p == 1). This can
be computed via the extended Euclidean algorithm
http://en.wikipedia.org/wiki/Modular_multiplicative_inverse#Computation
last_x = 1
y = 1
last_y = 0
quot = a // b
a, b = b, a % b
x, last_x = last_x - quot * x, x
y, last_y = last_y - quot * y, y
return last_x, last_y
def _divmod(num, den, p):
"""Compute num / den modulo prime p
To explain this, the result will be such that:
den * _divmod(num, den, p) % p == num
inv, _ = _extended_gcd(den, p)
return num * inv
def _lagrange_interpolate(x, x_s, y_s, p):
Find the y-value for the given x, given n (x, y) points;
k points will define a polynomial of up to kth order.
k = len(x_s)
assert k == len(set(x_s)), "points must be distinct"
def PI(vals): # upper-case PI -- product of inputs
accum = 1
for v in vals:
accum *= v
nums = [] # avoid inexact division
dens = []
for i in range(k):
others = list(x_s)
cur = others.pop(i)
nums.append(PI(x - o for o in others))
dens.append(PI(cur - o for o in others))
den = PI(dens)
num = sum([_divmod(nums[i] * den * y_s[i] % p, dens[i], p)
for i in range(k)])
return (_divmod(num, den, p) + p) % p
def recover_secret(shares, prime=_PRIME):
Recover the secret from share points
(points (x,y) on the polynomial).
if len(shares) &lt; 3:
raise ValueError("need at least three shares")
x_s, y_s = zip(*shares)
return _lagrange_interpolate(0, x_s, y_s, prime)
"""Main function"""
secret = 1234
shares = make_random_shares(secret, minimum=3, shares=6)
print('Secret: ',
secret)
print('Shares:')
if shares:
for share in shares:
print(' ', share)
print('Secret recovered from minimum subset of shares: ',
recover_secret(shares[:3]))
print('Secret recovered from a different minimum subset of shares: ',
recover_secret(shares[-3:]))
메탈루르크 스타디움은 다음 뜻이 있다.
후쿠라(福良)는 일본의 인명이다.
러브 이즈(Love Is)는 다음 뜻이 있다.
레몬 드롭(Lemon drop)은 다음을 가리킨다.
골드 러시(Gold Rush)는 다음 뜻이 있다.
페니실린(Penicillin)은 다음 뜻이 있다.
컴퓨터 기억 장치에서 표준 RAID 레벨은 여러 범용 컴퓨터 하드 디스크 드라이브 (HDD)에서 크고 신뢰할 수 있는 데이터 저장소를 생성하기 위해 스트라이핑, 미러링 또는 패리티 기술을 사용하는 RAID("여유 독립 디스크 배열" 또는 "저렴한 디스크의 여유 배열") 구성의 기본 집합을 포함한다. 가장 일반적인 유형은 RAID 0(스트라이핑), RAID 1(미러링) 및 그 변형, RAID 5(분산 패리티), RAID 6(이중 패리티)이다. 여러 RAID 레벨을 결합하거나 중첩할 수도 있는데, 예를 들어 RAID 10(미러 스트라이핑) 또는 RAID 01(스트라이프 세트 미러링)이 있다. RAID 레벨 및 관련 데이터 형식은 스토리지 네트워킹 산업 협회 (SNIA)에서 공통 RAID 디스크 드라이브 형식(DDF) 표준으로 표준화되어 있다. 숫자 값은 식별자로만 사용되며 성능, 신뢰성, 세대, 계층 구조 또는 기타 측정 지표를 나타내지 않는다.
대부분의 RAID 레벨은 하드웨어 결함이나 불량 섹터/읽기 오류(하드 오류)에 대한 우수한 보호 및 복구를 제공할 수 있지만, 치명적인 오류(화재, 침수) 또는 사용자 오류, 소프트웨어 오작동, 멀웨어 감염과 같은 소프트 오류로 인한 데이터 손실에 대한 보호는 제공하지 않는다. 귀중한 데이터의 경우 RAID는 더 큰 데이터 손실 방지 및 복구 계획의 한 구성 요소일 뿐이며 백업 계획을 대체할 수는 없다.
RAID 0.
RAID 0(스트라이프 세트 또는 스트라이프 볼륨이라고도 함)은 패리티 정보, 중복성 또는 내결함성 없이 두 개 이상의 디스크에 데이터를 고르게 분할("스트라이프")한다. RAID 0은 내결함성이나 중복성을 제공하지 않으므로 데이터가 모든 디스크에 스트라이프되어 있어 드라이브 하나가 고장 나면 전체 배열이 고장 난다. 이 구성은 일반적으로 속도를 목표로 구현된다.
RAID 0 설정은 크기가 다른 디스크로 만들 수 있지만, 각 디스크가 배열에 추가하는 저장 공간은 가장 작은 디스크의 크기로 제한된다. 예를 들어, 120GB 디스크와 320GB 디스크를 함께 스트라이프하면 배열의 크기는 120GB × 2 = 240GB가 된다. 그러나 일부 RAID 구현에서는 나머지 200GB를 다른 용도로 사용할 수 있도록 허용하기도 한다.
이 섹션의 다이어그램은 두 개의 디스크에 데이터가 스트라이프로 어떻게 분산되는지를 보여주며, A1:A2가 첫 번째 스트라이프, A3:A4가 두 번째 스트라이프 등이다. RAID 0 배열 생성 시 스트라이프 크기가 정의되면 항상 유지되어야 한다. 스트라이프는 병렬로 액세스되므로, -드라이브 RAID 0 배열은 단일 디스크 속도보다 배 빠른 데이터 전송률을 가진 하나의 큰 디스크처럼 보인다.
개 드라이브로 구성된 RAID 0 배열은 개별 드라이브 속도보다 최대 배 높은 데이터 읽기 및 쓰기 전송 속도를 제공하지만, 데이터 중복성은 없다. 결과적으로 RAID 0은 주로 과학 컴퓨팅 또는 게임과 같이 높은 성능을 요구하고 낮은 신뢰성을 용인할 수 있는 애플리케이션에 사용된다.
일부 데스크톱 애플리케이션 벤치마크는 RAID 0의 성능이 단일 드라이브보다 약간 더 좋다는 것을 보여준다. 또 다른 기사에서는 이러한 주장을 검토하고 "스트라이핑이 항상 성능을 향상시키지는 않지만(특정 상황에서는 비RAID 설정보다 느릴 수도 있음), 대부분의 상황에서는 상당한 성능 향상을 가져올 것"이라고 결론 내렸다. 합성 벤치마크는 단일 드라이브 성능과 비교하여 RAID 0 설정에서 여러 HDD 또는 SSD를 사용할 때 다양한 수준의 성능 향상을 보여준다. 그러나 일부 합성 벤치마크는 동일한 비교에서 성능 저하를 보여주기도 한다.
RAID 1.
RAID 1은 두 개 이상의 디스크에 데이터 세트의 정확한 사본(또는 미러)으로 구성된다. 고전적인 RAID 1 미러링 쌍에는 두 개의 디스크가 포함된다. 이 구성은 디스크 공간의 패리티, 스트라이핑 또는 다중 디스크에 걸친 스패닝을 제공하지 않는다. 데이터가 배열에 속하는 모든 디스크에 미러링되고 배열은 가장 작은 멤버 디스크만큼만 커질 수 있기 때문이다. 이 레이아웃은 읽기 성능이나 신뢰성이 쓰기 성능이나 결과적인 데이터 저장 용량보다 중요할 때 유용하다.
배열은 적어도 하나의 멤버 드라이브가 작동하는 한 계속 작동한다.
모든 읽기 요청은 배열의 모든 드라이브에서 서비스 및 처리될 수 있다. 따라서 I/O 부하의 특성에 따라 RAID 1 배열의 임의 읽기 성능은 각 멤버 성능의 합과 같을 수 있으며, 쓰기 성능은 단일 디스크 수준에 머문다. 그러나 서로 다른 속도의 디스크가 RAID 1 배열에 사용되는 경우 전체 쓰기 성능은 가장 느린 디스크의 속도와 동일하다.
합성 벤치마크는 단일 드라이브 성능과 비교하여 RAID 1 설정에서 여러 HDD 또는 SSD를 사용할 때 다양한 수준의 성능 향상을 보여준다. 그러나 일부 합성 벤치마크는 동일한 비교에서 성능 저하를 보여주기도 한다.
RAID 2.
RAID 2는 대부분의 RAID 레벨과 달리 데이터를 블록으로 나누는 것이 아니라 비트 수준에서 여러 디스크에 데이터를 분할한다. 이는 저장된 데이터의 오류를 감지하고 수정하기 위해 해밍 부호로 알려진 오류 정정 유형을 사용한다. 하드 드라이브는 컨트롤러에 의해 동기화되어 동시에 회전하며 동시에 동일한 위치에 도달한다. 이러한 동기화 때문에 시스템은 일반적으로 한 번에 하나의 읽기 또는 쓰기 요청만 처리하므로 여러 작업을 동시에 처리하는 능력이 제한된다.
초기 컴퓨팅에서 RAID 2는 높은 속도의 해밍 코드를 사용하고 병렬로 작동하는 많은 디스크를 사용하여 높은 데이터 전송률을 제공했다. 이 설계는 씽킹 머신즈(Thinking Machines)의 데이터볼트(DataVault)와 같은 특수 시스템에서 사용되었으며, 7비트의 패리티와 함께 32비트의 데이터를 동시에 전송했다. 이는 (39,32) 코드였다. IBM의 스트레치 시스템은 유사한 접근 방식을 사용하여 8비트의 오류 정정 기능과 함께 64비트의 데이터를 전송했다. 이는 (72,64) 코드였다. 두 코드 모두 기본적인 해밍 코드가 아니지만, 향상된 SECDED 코드(단일 비트 오류를 감지하고 수정할 수 있지만, 2비트 오류는 감지만 가능)이다.
최신 하드 드라이브는 내장 오류 수정 기능을 포함하고 있으므로, RAID 2의 외부 해밍 코드의 추가적인 복잡성은 패리티와 같은 더 간단한 중복성 방식에 비해 거의 이점을 제공하지 않는다. 결과적으로 RAID 2는 거의 구현되지 않았으며 실제로는 더 이상 사용되지 않는 유일한 원래 RAID 레벨이다.
RAID 3.
실제로는 거의 사용되지 않는 RAID 3은 바이트 수준 스트라이핑과 전용 패리티 디스크로 구성된다. RAID 3의 특징 중 하나는 일반적으로 여러 요청을 동시에 처리할 수 없다는 것이다. 이는 모든 단일 데이터 블록이 정의상 세트의 모든 멤버에 걸쳐 분산되어 각 디스크의 동일한 물리적 위치에 존재하기 때문에 발생한다. 따라서 모든 I/O 작업은 모든 디스크에서 활동을 필요로 하며 일반적으로 동기화된 스핀들을 필요로 한다.
이것은 예를 들어 비압축 비디오 편집과 같이 길고 순차적인 읽기 및 쓰기에서 가장 높은 전송 속도를 요구하는 애플리케이션에 적합하다. 임의 디스크 위치에서 작은 읽기 및 쓰기를 수행하는 애플리케이션은 이 레벨에서 최악의 성능을 얻을 것이다.
모든 디스크가 동기적으로 회전해야 한다는 요구 사항은 다른 RAID 레벨에 비해 이점이 없는 설계 고려 사항을 추가했다. RAID 3과 RAID 4 모두 RAID 5로 빠르게 대체되었다. RAID 3은 일반적으로 하드웨어로 구현되었으며, 대형 디스크 캐시를 사용하여 성능 문제를 해결했다.
RAID 4.
RAID 4는 전용 패리티 디스크와 함께 블록 수준 스트라이핑으로 구성된다. 레이아웃의 결과로 RAID 4는 임의 읽기에서 좋은 성능을 제공하는 반면, 모든 패리티 데이터를 단일 디스크에 기록해야 하므로 임의 쓰기의 성능은 낮다. 단, 파일 시스템이 RAID-4를 인식하고 이를 보완하는 경우는 예외이다.
RAID 4의 장점은 새로 추가된 디스크가 0바이트로 완전히 채워지는 한 패리티 재계산 없이 온라인으로 빠르게 확장될 수 있다는 것이다.
다이어그램 1에서 블록 A1에 대한 읽기 요청은 디스크 0에서 처리된다. 블록 B1에 대한 동시 읽기 요청은 대기해야 하지만, 블록 B2에 대한 읽기 요청은 디스크 1에서 동시에 처리될 수 있다.
RAID 5.
RAID 5는 분산 패리티를 사용하는 블록 수준 스트라이핑으로 구성된다. RAID 4와 달리 패리티 정보는 드라이브 간에 분산된다. 작동하려면 하나를 제외한 모든 드라이브가 존재해야 한다. 단일 드라이브 고장 시 후속 읽기는 분산 패리티에서 계산되어 데이터 손실이 발생하지 않는다. RAID 5에는 최소 3개의 디스크가 필요하다.
디스크에 기록되는 순서에 따라 RAID 5 디스크 드라이브 배열에는 여러 가지 데이터 및 패리티 레이아웃이 있다. 즉:
이 그림은 1) 왼쪽에서 오른쪽으로 기록된 데이터 블록, 2) 스트라이프 끝에 있는 패리티 블록, 3) 다음 스트라이프의 첫 번째 블록이 이전 스트라이프의 패리티 블록과 동일한 디스크에 있지 않음을 보여준다. 이는 좌측 비동기 RAID 5 레이아웃으로 지정될 수 있으며, 이는 해체된 RAID 자문 위원회에서 발행한 RAID 북의 마지막 판에서 식별된 유일한 레이아웃이다. 동기 레이아웃에서는 다음 스트라이프의 첫 번째 데이터 블록이 이전 스트라이프의 패리티 블록과 동일한 드라이브에 기록된다.
RAID 4와 비교했을 때, RAID 5의 분산 패리티는 전용 패리티 디스크의 부담을 모든 RAID 멤버에게 고르게 분산시킨다. 또한, 모든 RAID 멤버가 쓰기 요청을 처리하는 데 참여하므로 쓰기 성능이 향상된다. 패리티를 여전히 기록해야 하므로 스트라이핑(RAID 0) 설정만큼 효율적이지는 않겠지만, 더 이상 병목 현상이 아니다.
패리티 계산은 전체 스트라이프에서 수행되므로, 배열에 작은 변경이 있을 경우 쓰기 증폭이 발생한다. 최악의 경우 단일 논리 섹터를 기록해야 할 때, 원래 섹터와 해당 패리티 섹터를 읽고, 원래 데이터를 패리티에서 제거하고, 새 데이터를 패리티에 계산한 다음, 새 데이터 섹터와 새 패리티 섹터를 모두 기록해야 한다.
RAID 6.
RAID 6은 두 번째 패리티 블록을 추가하여 RAID 5를 확장한다. 따라서 모든 멤버 디스크에 분산된 두 개의 패리티 블록과 함께 블록 수준 스트라이핑을 사용한다. RAID 6에는 최소 4개의 디스크가 필요하다.
RAID 5와 마찬가지로 데이터 블록이 기록되는 방향, 데이터 블록에 대한 패리티 블록의 위치, 그리고 후속 스트라이프의 첫 번째 데이터 블록이 이전 스트라이프의 마지막 패리티 블록과 동일한 드라이브에 기록되는지 여부에 따라 RAID 6 디스크 배열의 여러 레이아웃이 있다. 오른쪽 그림은 많은 레이아웃 중 하나일 뿐이다.
스토리지 네트워킹 산업 협회(SNIA)에 따르면 RAID 6의 정의는 다음과 같다. "두 개의 동시 디스크 고장이 발생하더라도 RAID 배열의 모든 가상 디스크에 대한 읽기 및 쓰기 요청을 계속 실행할 수 있는 모든 형태의 RAID. 이중 검사 데이터 계산(패리티 및 리드-솔로몬), 직교 이중 패리티 검사 데이터 및 대각 패리티를 포함한 여러 방법이 RAID 레벨 6을 구현하는 데 사용되었다."