[5][paper] gfs at 2003

Posted 2022-11-30 WhateverYoung

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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了[5][paper] gfs at 2003相关的知识，希望对你有一定的参考价值。

paper gfs 2003

经历了一次甚是吊诡的新年，肺炎盛行，春节假期延长，幸运的是这次的冠状病毒致死性并不强，虽然赶上了春运的扩散，好在反应及时，应对及时，开始朝着乐观的方向前进了。感受到了外卖送不进小区，感受到了口罩，消毒水断货，没有物流的供应，没有及时的外卖送达，没有集会，所有景点全部关门，根据籍贯开始清查，所有公共交通，整个世界的停转，光怪陆离的2020拉开序幕。

那么言归正传，GFS被设计为分布式水平扩展的文件系统，在便宜的x86服务器集群中提供自动容错能力，高并发读写的扩展性能力，设计源自于多年来的工作负载和技术环境积累，开始探寻不同于传统文件系统接口的设计，目前在google内部部署很多，使用广泛，被证明了是一个成功的存储系统，

介绍

性能、扩展性、可靠性、可用性是gfs设计基本准则，不同于传统文件的设计，启发来自于目前日新月异的工作负载和新的需求，总结出以下设计目标，第一，组件失效是经常发生的，不同于传统商业存储系统使用大量商用硬件保证可靠性，出错原因众多，比如磁盘，网络，电源，天灾人祸等等，因此系统需要做到监控，错误探查，自动恢复，容错；第二，文件很大，xGB大文件很多，同时每个文件包含众多doc，考虑到文件大小和访问模式，block size需要重新设计；第三，大多数文件写少读写，多数写一次然后多次读取，且读写都有模式，顺序读和追加写为最常见的模式；第四，重新设计文件api可以提供更好的灵活性，gfs简化了一致性模型的同时没有给应用开发带来负担，提供原子record append来保证并发写性能和一致性。目前的规模为1000s节点共计300TB存储空间，100s客户端并发访问。

设计参考

关键假设

便宜可得的x86服务器代替商用硬件，容错和自动回复很重要
文件数目需要可控，最多百万级别；文件大小需要设计，需要>100M级别，GB数量级文件占主流，小文件也支持，不过不做优化
负载主要包括，流式顺序读和极少的随机读，每次读>1M，应用需要进行一定程度的聚合读来提升性能
负载主要包括，追加写，写的大小需要>1M，写入后更新很少，更多的操作时读取和删除，支持少量的随机写入，但性能不做优化
同一个文件并发读写，需要保证一定程度的一致性
吞吐导向优化，而非延迟

接口（不兼容posix）

open、close、read、write、snapshot、 record append

架构

单点master+多chunk servers，每一个节点为linux系统服务器，系统跑在用户态下，client和chunk server可以同机器部署
文件切分为chunk，chunk固定大小，64M，chunk id 64bits唯一标识，chunk server存储每个chunk对应linux系统中一个文件，每个chunk三副本（默认，用户可以指定）在多个chunk servers中
master维护所有元数据，包括目录，文件，访问权限，文件到chunk的映射表，当前的chunk和chunk server对应关系，租约控制，GC，chunk迁移，负载均衡，和chunk server之间的心跳
client实现file api，和master交互得到元数据信息，数据相关流动直接和chunk server交互
client和master均不缓存数据，减少设计复杂性，不需要考虑缓存一致性问题，性能损失可控，因为负载大多数为超大文件中的顺序流式读，chunk server利用linux的buffer cache进行缓存

单点master

单点设计master大大简化的架构，master拥有全局信息，可以做负载均衡，同时为了避免单点瓶颈，减少client和master的交互，数据流都直接和chunk server交互
读操作，1 根据文件名，和offset以及固定大小的chunk，得到文件名和chunk index发送给master，2 master返回chunk servers，clent缓存这些元数据，缓存结构文件名+chunk index作为key，value为chunk handle 3 client发送读请求到最近的replicas，指定chunk handle和range，下次读取同样chunk不需要和master交互，直接文件重新打开或者缓存到期失效，一般来说，client单次请求会跨chunk，此时和master的一次交互就可以获得所有chunk信息，减少了master成为瓶颈的可能性

chunk size

根据负载，最佳值选择了64M，采用惰性空间分配减少浪费
优势，1 大chunk减少master交互，大的chunk使得操作在同一个chunk中的概率增加了，2减少网络开销，3减少master元数据大小，保证元数据全部在内存中，保证了性能并减少master成为瓶颈的概率
缺点，hotspot，小文件场景下大并发访问同一个chunk造成瓶颈，索性顺序读的时候这种场景不多，解决办法就是这种文件，提高其复制因子，多副本下读扩展性就上来了

元数据

master主要存储三类元数据，第一，文件和chunk名称空间，mapping files和chunks，每个chunk在哪个chunk server上，所有元数据都在内存中，前两者使用op log和周期性checkpoint技术持久化在master和remote存储中，第三个信息随心跳上报，master不持久化
内存数据结构，操作速度快，后台可以周期性检查状态进行GC，chunk迁移负载均衡，缺点是内存大小会成为瓶颈，目前64Mchunk需要64bytes元数据存储，因为假设了都是GB级别的大文件，因此大多数chunk是满的；同时目录结构采用前缀压缩方式减少内存占用。单点master元数据都在内存也是一个设计权衡，这样的设计极大的简化了实现难度，同时保证了性能，稳定性，是一个优秀的 trade off
通过和chunk server的心跳信息，来维护chunk位置信息，如果在master持久化上述信息，我们发现难度较大，很容易出错，chunk server频繁的出错，重启，恢复等等，维护一个一致性视图总是艰难的

operator log

维护了gfs元数据的持久化信息
维护了logic时间线，保证并发操作串行化有序执行，files and chunks，都包含version
所有操作都需要元数据持久化本地和远端完成后，才对client可见
flush 内存checkpoint做了细节的设计，保证不中断IO

一致性模型

目录文件的创建和其他操作保证原子，单点master和全内存操作，适当的锁保护可以做到并发操作的有序性，因此做到一致性
文件并发写同一个offset，成功有一致性但是结果未定义，失败无一致性
文件并发record append，成功有一致性且有定义，失败无一致性，保证至少一次语义写入，会有pad或者重复的record，使用chunk version检查chunk的数据是否都是最新的
client会缓存元数据，因此在缓存有效的时间窗内，依旧有可能读到老的chunk，或者心跳尚未更新到master时
磁盘失效造成的数据损毁，会有定时的后台检查，checksum机制，此时master会从其他副本重新得到新数据，自动均衡三副本

客户端编程

需要依赖record append而不是update overwrite等等，需要写入的数据有自校验性和自识别性，包含checksum，seq number等等
先写临时文件，使用record append，然后原子重命名为新文件，对外可见
写入过程记录checkpoint，用户级别checksum，直到全部数据写入成功
用户需要处理重复和padding问题，pading问题使用每个record一个checksum可以检测出来，使用序列号，来检测重复的record

系统api交互

租约机制和全局修改顺序

每一次修改定义为对数据或者元数据的改动，每一次修改都需要在三副本chunk server中修改完成，使用租约技术来保证三副本之间的一致性，master会决定三副本中哪一个为主要副本，并赋予其租约，主节点对所有修改增加序列号，保证三副本的一致性，全局修改顺序由master选出的在租约期间内的主节点产生序列号完成
租约机制主要是为了减少client和master的交互，将写入的权限从master下放到三副本chunk server的主节点，租约默认有60s的生命周期，只要chunk一直在修改中，主节点可以通过心跳向master节点无限续租，master有权限在租约没到期就将其回收，比如当master需要取消某次修改操作时，即使主节点和master断链，master依旧可以下发新的租约到其他节点，当旧的租约到期之后
写操作：client向master获得chunk当前租约信息以及复制集信息，master负责选择出主节点；master回复复制集信息，以及租约信息，client缓存上述信息，直到主节点不可达或者主机点返回租约到期；client将数据分别写入三副本，此时在内存buffer中，LRU cache结构（数据和控制指令解耦，走不同的流程，大幅度提高性能）；所有复制集数据写完后，client向主节点发送写入请求，主节点分配唯一递增序列号，先在本地完成写入；主节点发送请求到复制集其他节点，要求按照序列号线性写入，所有复制集都完成时，主节点返回client写入成功；如果有任何失败，都会返回client，主节点失败，复制集其他节点不会执行，数据是一致的；复制集某个节点失败，主节点不会对外可见本次修改；
为了尽可能利用带宽资源，数据流动根据网络拓扑，client优先向最近的发送数据，同时会有流水线来利用起来全双工的网络，增强数据在数据集内部的流动速度
由于系统中存在大量并发追加写，如果不在gfs中实现，多并发client需要依赖外部同步比如分布式锁才能完成这个操作，gfs单独优化了record append保证一致性，和上述写操作不一样的是，如果追加发现64M的chunk剩余空间不够，会先做一次三副本的统一padding，然后告诉client重试下一个chunk写，record必须有1/4 chunk size的大小保证了空洞不会太多，如果chunk空间足够，会在写入成功后将offset返回client，注意会有空洞padding或者重复数据，在client重试的场景下，按照前文所述的方式进行client规避即可
copy on write的snapshot机制（文件或者目录级别），对chunk增加引用计数，首先回收所有租约，保证chunk有修改得时候会先找master请求获得租约，给master重新复制一份chunk创造时机；

master操作

master执行所有名字空间的请求，chunk的复制，决定新chunk创建位置，负载均衡，GC旧chunk等等

为了高并发性能，在snapshot或者其他耗时操作中不阻塞主要流程，master通过细粒度的锁控制，来提高并发的同时，保证并发操作的串行临界区，和传统fs不同，gfs中map靠全路径映射到元数据信息，没有软连接和硬链接，inode的概念，直接为每一个元数据区目录结构分配读写锁即可，当在指定目录下操作指定文件，需要依次获取递归目录结构中的读锁，以及全路径的读或者写锁，取决于具体的操作；通过精度控制锁，可以保证一致性的同时或者高性能
复制集位置分配，多机架，不同机器，不同机房等等策略，提高可用性，充分利用带宽资源
chunk的创建，重新复制，负载均衡迁移，创建位置分配，参考磁盘利用率，当前正在创建的数目，资源利用等等
GC，文件和chunk层面的惰性回收资源，标记文件删除，重命名为隐藏文件，周期扫描中发现回收隐藏文件超过3天，将其彻底回收，元数据销毁，并消减chunk引用计数；chunk扫描中，找到引用计数为0的chunk，先清理元数据，chunk server之后可以清理掉chunk释放物理资源
GC相比于及时删除的优势是，保障了可用性，同时清理数据的统一路径，将删除具体操作从前台转移到后台，尽可能的减少IO影响，主要的劣势是有的时候用户想要删除释放资源，这个可以用过指定立即删除来保障
旧chunk检测，有的复制集曾经失效，因此数据变老，此时需要保证client不要读到过期的chunk，master为每个chunk维护一个version字段来区分最新的和过期的chunk，当master分配新的租约时，会更新version并通知所有最新的chunk，master和chunk server都会持久化记录这个最新的version，如果此时一个chunk失效了，他不会收到这个最新的verison，当该chunk server重启并联系master发送version时，master会发现version落后，将其chunk标记为老的chunk，后续会被GC
为了保证一致性，master会把version发送给client。client读数据时也会将version发送给chunk server，多重校验保证client不会读到stale数据

容错和诊断

用快速恢复和复制集来保障高可用

快速恢复，master和chunk server设计为秒级别重启，不论他们如何终止
chunk复制，每个chunk多台机器多个机架放置多副本
主节点的复制，op log和checkpoint都会复制到多台机器，机器挂了，通过DNS访问备节点提供可用性，同时提供影子节点提供读可用性，会落后主节点x秒
数据可用性，checksum技术，每个chunk server需要定期检查自己的chunk，注意record append允许不同的复制集chunk不完全一致，因此没办法复制集之间checksum，只能单独校验，这里是个很大的遗憾
chunk被切分为64KB大小的block，携带32bit checksum，持久化在log中，和用户数据分开存放，每一次读取，都会做校验
gfs servers提供基于事件的诊断日志，server up and down，rpc request and response等等，用来诊断系统，重放负载等等都很有用