如果要设计个分布式文件系统,该从哪些方面考虑?


【编者的话】分布式文件系统是分布式领域的一个基础应用,其中最著名的毫无疑问是HDFS/GFS。如今该领域已经趋向于成熟,但了解它的设计要点和思想,对我们将来面临类似场景/问题时,具有借鉴意义。并且,分布式文件系统并非只有HDFS/GFS这一种形态,在它之外,还有其他形态各异、各有千秋的产品形态,对它们的了解,也对扩展我们的视野有所俾益。本文试图分析和思考,在分布式文件系统领域,我们要解决哪些问题、有些什么样的方案、以及各自的选择依据。

过去的样子

在几十年以前,分布式文件系统就已经出现了,以Sun在1984年开发的“Network File System(NFS)”为代表,那时候解决的主要问题,是网络形态的磁盘,把磁盘从主机中独立出来。这样不仅可以获得更大的容量,而且还可以随时切换主机,还可以实现数据共享、备份、容灾等,因为数据是电脑中最重要的资产。NFS的数据通信图如下:
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部署在主机上的客户端,通过TCP/IP协议把文件命令转发到远程文件Server上执行,整个过程对主机用户透明。

到了互联网时代,流量和数据快速增长,分布式文件系统所要解决的主要场景变了,开始需要非常大的磁盘空间,这在磁盘体系上垂直扩容是无法达到的,必须要分布式,同时分布式架构下,主机都是可靠性不是非常好的普通服务器,因此容错、高可用、持久化、伸缩性等指标,就成为必须要考量的特性。

对分布式文件系统的要求

对一个分布式文件系统而言,有一些特性是必须要满足的,否则就无法有竞争力。主要如下:
  • 应该符合POSIX的文件接口标准,使该系统易于使用,同时对于用户的遗留系统也无需改造;
  • 对用户透明,能够像使用本地文件系统那样直接使用;
  • 持久化,保证数据不会丢失;
  • 具有伸缩性,当数据压力逐渐增长时能顺利扩容;
  • 具有可靠的安全机制,保证数据安全;
  • 数据一致性,只要文件内容不发生变化,什么时候去读,得到的内容应该都是一样的;


还有些特性,是加分项:
  • 支持的空间越大越好;
  • 支持的并发访问请求越多越好;
  • 性能越快越好;
  • 硬件资源的利用率越高越合理,就越好。


架构模型

从业务模型和逻辑架构上,分布式文件系统需要这几类组件:
  • 存储组件:负责存储文件数据,它要保证文件的持久化、副本间数据一致、数据块的分配/合并等等;
  • 管理组件:负责meta信息,即文件数据的元信息,包括文件存放在哪台服务器上、文件大小、权限等,除此之外,还要负责对存储组件的管理,包括存储组件所在的服务器是否正常存活、是否需要数据迁移等;
  • 接口组件:提供接口服务给应用使用,形态包括SDK(Java/C/C++等)、CLI命令行终端、以及支持FUSE挂载机制。


而在部署架构上,有着“中心化”和“无中心化”两种路线分歧,即是否把“管理组件”作为分布式文件系统的中心管理节点。两种路线都有很优秀的产品,下面分别介绍它们的区别。

有中心节点

以GFS为代表,中心节点负责文件定位、维护文件meta信息、故障检测、数据迁移等管理控制的职能,下图是GFS的架构图:
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GFS架构

该图中GFS master即为GFS的中心节点,GF chunkserver为GFS的存储节点。其操作路径如下:
  • Client向中心节点请求“查询某个文件的某部分数据”
  • 中心节点返回文件所在的位置(哪台chunkserver上的哪个文件)以及字节区间信息
  • Client根据中心节点返回的信息,向对应的chunk server直接发送数据读取的请求
  • chunk server返回数据


在这种方案里,一般中心节点并不参与真正的数据读写,而是将文件meta信息返回给Client之后,即由Client与数据节点直接通信。其主要目的是降低中心节点的负载,防止其成为瓶颈。这种有中心节点的方案,在各种存储类系统中得到了广泛应用,因为中心节点易控制、功能强大。

无中心节点

以Ceph为代表,每个节点都是自治的、自管理的,整个ceph集群只包含一类节点,如下图(最下层红色的RADOS就是ceph定义的“同时包含meta数据和文件数据”的节点):
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Ceph架构

A [Ceph Node] leverages commodity hardware and intelligent daemons, and a [Ceph Storage Cluster] accommodates large numbers of nodes, which communicate with each other to replicate and redistribute data dynamically. Ceph provides an infinitely scalable [Ceph Storage Cluster] based upon RADOS

无中心化的最大优点是解决了中心节点自身的瓶颈,这也就是ceph号称可以无限向上扩容的原因。但由Client直接和Server通信,那么Client必须要知道,当对某个文件进行操作时,它该访问集群中的哪个节点。ceph提供了一个很强大的原创算法来解决这个问题——CRUSH算法。这个算法挺复杂的,有兴趣的可以看看@crush paper(要翻墙才能打开)。

持久化

对于文件系统来说,持久化是根本,只要Client收到了Server保存成功的回应之后,数据就不应该丢失。这主要是通过多副本的方式来解决,但在分布式环境下,多副本有这几个问题要面对:

如何保证每个副本的数据是一致的

同步写入是保证副本数据一致的最直接的办法。当Client写入一个文件的时候,Server会等待所有副本都被成功写入,再返回给Client。

这种方式简单、有保障,唯一的缺陷就是性能会受到影响。假设有3个副本,如果每个副本需要N秒,则可能会阻塞Client 3N秒的时间,有几种方式,可以对其进行优化:
  • 并行写:由一个副本作为主副本,并行发送数据给其他副本;
  • 链式写:几个副本组成一个链(chain),并不是等内容都接受到了再往后传播,而是像流一样,边接收上游传递过来的数据,一边传递给下游;
    还有一种方式是采用CAP中所说的W+R>N的方式,比如3副本(N=3)的情况,W=2,R=2,即成功写入2个就认为成功,读的时候也要从2个副本中读。这种方式通过牺牲一定的读成本,来降低写成本,同时增加写入的可用性。这种方式在分布式文件系统中用地比较少。


如何分散副本,以使灾难发生时,不至于所有副本都被损坏

这主要避免的是某机房或某城市发生自然环境故障的情况,所以有一个副本应该分配地比较远。它的副作用是会带来这个副本的写入性能可能会有一定的下降,因为它离Client最远。所以如果在物理条件上无法保证够用的网络带宽的话,则读写副本的策略上需要做一定考虑。可以参考同步写入只写2副本、较远副本异步写入的方式,同时为了保证一致性,读取的时候又要注意一些,避免读取到异步写入副本的过时数据。

怎么检测被损坏或数据过期的副本,以及如何处理

如果有中心节点,则数据节点定期和中心节点进行通信,汇报自己的数据块的相关信息,中心节点将其与自己维护的信息进行对比。如果某个数据块的checksum不对,则表明该数据块被损坏了;如果某个数据块的version不对,则表明该数据块过期了。

如果没有中心节点,以Ceph为例,它在自己的节点集群中维护了一个比较小的monitor集群,数据节点向这个monitor集群汇报自己的情况,由其来判定是否被损坏或过期。

当发现被损坏或过期副本,将它从meta信息中移除,再重新创建一份新的副本就好了,移除的副本在随后的回收机制中会被收回。

该返回哪个副本给Client

这里的策略就比较多了,比如round-robin、速度最快的节点、成功率最高的节点、CPU资源最空闲的节点、甚至就固定选第一个作为主节点,也可以选择离自己最近的一个,这样对整体的操作完成时间会有一定节约。

伸缩性

存储节点的伸缩

当在集群中加入一台新的存储节点,则它主动向中心节点注册,提供自己的信息,当后续有创建文件或者给已有文件增加数据块的时候,中心节点就可以分配到这台新节点了,比较简单。但有一些问题需要考虑:
  • 如何尽量使各存储节点的负载相对均衡。首先要有评价存储节点负载的指标。有多种方式,可以从磁盘空间使用率考虑,也可以从磁盘使用率+CPU使用情况+网络流量情况等做综合判断。一般来说,磁盘使用率是核心指标;其次在分配新空间的时候,优先选择资源使用率小的存储节点;而对已存在的存储节点,如果负载已经过载、或者资源使用情况不均衡,则需要做数据迁移。
  • 怎样保证新加入的节点,不会因短期负载压力过大而崩塌。当系统发现当前新加入了一台存储节点,显然它的资源使用率是最低的,那么所有的写流量都路由到这台存储节点来,那就可能造成这台新节点短期负载过大。因此,在资源分配的时候,需要有预热时间,在一个时间段内,缓慢地将写压力路由过来,直到达成新的均衡。
  • 如果需要数据迁移,那如何使其对业务层透明。在有中心节点的情况下,这个工作比较好做,中心节点就包办了——判断哪台存储节点压力较大,判断把哪些文件迁移到何处,更新自己的meta信息,迁移过程中的写入怎么办,发生重命名怎么办。无需上层应用来处理。


如果没有中心节点,那代价比较大,在系统的整体设计上,也是要考虑到这种情况,比如ceph,它要采取逻辑位置和物理位置两层结构,对Client暴露的是逻辑层(pool和place group),这个在迁移过程中是不变的,而下层物理层数据块的移动,只是逻辑层所引用的物理块的地址发生了变化,在Client看来,逻辑块的位置并不会发生改变。

中心节点的伸缩

如果有中心节点,还要考虑它的伸缩性。由于中心节点作为控制中心,是主从模式,那么在伸缩性上就受到比较大的限制,是有上限的,不能超过单台物理机的规模。我们可以考虑各种手段,尽量地抬高这个上限。有几种方式可以考虑:
  • 以大数据块的形式来存储文件——比如HDFS的数据块的大小是64M,ceph的的数据块的大小是4M,都远远超过单机文件系统的4k。它的意义在于大幅减少meta data的数量,使中心节点的单机内存就能够支持足够多的磁盘空间meta信息;
  • 中心节点采取多级的方式——顶级中心节点只存储目录的meta data,其指定某目录的文件去哪台次级总控节点去找,然后再通过该次级总控节点找到文件真正的存储节点;
  • 中心节点共享存储设备——部署多台中心节点,但它们共享同一个存储外设/数据库,meta信息都放在这里,中心节点自身是无状态的。这种模式下,中心节点的请求处理能力大为增强,但性能会受一定影响。iRODS就是采用这种方式。


高可用性

中心节点的高可用

中心节点的高可用,不仅要保证自身应用的高可用,还得保证meta data的数据高可用。

meta data的高可用主要是数据持久化,并且需要备份机制保证不丢。一般方法是增加一个从节点,主节点的数据实时同步到从节点上。也有采用共享磁盘,通过raid1的硬件资源来保障高可用。显然增加从节点的主备方式更易于部署。

meta data的数据持久化策略有几种方式:
  • 直接保存到存储引擎上,一般是数据库。直接以文件形式保存到磁盘上,也不是不可以,但因为meta信息是结构化数据,这样相当于自己研发出一套小型数据库来,复杂化了。
  • 保存日志数据到磁盘文件(类似MySQL的binlog或Redis的aof),系统启动时在内存中重建成结果数据,提供服务。修改时先修改磁盘日志文件,然后更新内存数据。这种方式简单易用。


当前内存服务+日志文件持久化是主流方式。一是纯内存操作,效率很高,日志文件的写也是顺序写;二是不依赖外部组件,独立部署。

为了解决日志文件会随着时间增长越来越大的问题,以让系统能以尽快启动和恢复,需要辅助以内存快照的方式——定期将内存dump保存,只保留在dump时刻之后的日志文件。这样当恢复时,从最新一次的内存dump文件开始,找其对应的checkpoint之后的日志文件开始重播。

存储节点的高可用

在前面“持久化”章节,在保证数据副本不丢失的情况下,也就保证了其的高可用性。

性能优化和缓存一致性

这些年随着基础设施的发展,局域网内千兆甚至万兆的带宽已经比较普遍,以万兆计算,每秒传输大约1250M字节的数据,而SATA磁盘的读写速度这些年基本达到瓶颈,在300-500M/s附近,也就是纯读写的话,网络已经超过了磁盘的能力,不再是瓶颈了,像NAS网络磁盘这些年也开始普及起来。

但这并不代表,没有必要对读写进行优化,毕竟网络读写的速度还是远慢于内存的读写。常见的优化方法主要有:
  • 内存中缓存文件内容
  • 预加载数据块,以避免客户端等待
  • 合并读写请求,也就是将单次请求做些积累,以批量方式发送给Server端


缓存的使用在提高读写性能的同时,也会带来数据不一致的问题:
  • 会出现更新丢失的现象。当多个Client在一个时间段内,先后写入同一个文件时,先写入的Client可能会丢失其写入内容,因为可能会被后写入的Client的内容覆盖掉;
  • 数据可见性问题。Client读取的是自己的缓存,在其过期之前,如果别的Client更新了文件内容,它是看不到的;也就是说,在同一时间,不同Client读取同一个文件,内容可能不一致。


这类问题有几种方法:
  • 文件只读不改:一旦文件被create了,就只能读不能修改。这样Client端的缓存,就不存在不一致的问题。
  • 通过锁:用锁的话还要考虑不同的粒度。写的时候是否允许其他Client读?读的时候是否允许其他Client写?这是在性能和一致性之间的权衡,作为文件系统来说,由于对业务并没有约束性,所以要做出合理的权衡,比较困难,因此最好是提供不同粒度的锁,由业务端来选择。但这样的副作用是,业务端的使用成本抬高了。


安全性

由于分布式文件存储系统,肯定是一个多客户端使用、多租户的一个产品,而它又存储了可能是很重要的信息,所以安全性是它的重要部分。

主流文件系统的权限模型有这么几种:
  • DAC:全称是Discretionary Access Control,就是我们熟悉的Unix类权限框架,以user-group-privilege为三级体系,其中user就是owner,group包括owner所在group和非owner所在的group、privilege有read、write和execute。这套体系主要是以owner为出发点,owner允许谁对哪些文件具有什么样的权限。
  • MAC:全称是Mandatory Access Control,它是从资源的机密程度来划分。比如分为“普通”、“机密”、“绝密”这三层,每个用户可能对应不同的机密阅读权限。这种权限体系起源于安全机构或军队的系统中,会比较常见。它的权限是由管理员来控制和设定的。Linux中的SELinux就是MAC的一种实现,为了弥补DAC的缺陷和安全风险而提供出来。关于SELinux所解决的问题可以参考What is SELinux?
  • RBAC:全称是Role Based Access Control,是基于角色(role)建立的权限体系。角色拥有什么样的资源权限,用户归到哪个角色,这对应企业/公司的组织机构非常合适。RBAC也可以具体化,就演变成DAC或MAC的权限模型。


市面上的分布式文件系统有不同的选择,像ceph就提供了类似DAC但又略有区别的权限体系,Hadoop自身就是依赖于操作系统的权限框架,同时其生态圈内有Apache Sentry提供了基于RBAC的权限体系来做补充。

其他

空间分配

有连续空间和链表空间两种。连续空间的优势是读写快,按顺序即可,劣势是造成磁盘碎片,更麻烦的是,随着连续的大块磁盘空间被分配满而必须寻找空洞时,连续分配需要提前知道待写入文件的大小,以便找到合适大小的空间,而待写入文件的大小,往往又是无法提前知道的比如可编辑的word文档,它的内容可以随时增大);

而链表空间的优势是磁盘碎片很少,劣势是读写很慢,尤其是随机读,要从链表首个文件块一个一个地往下找。为了解决这个问题,出现了索引表——把文件和数据块的对应关系也保存一份,存在索引节点中(一般称为i节点),操作系统会将i节点加载到内存,从而程序随机寻找数据块时,在内存中就可以完成了。通过这种方式来解决磁盘链表的劣势,如果索引节点的内容太大,导致内存无法加载,还有可能形成多级索引结构。

文件删除

实时删除还是延时删除?实时删除的优势是可以快速释放磁盘空间;延时删除只是在删除动作执行的时候,置个标识位,后续在某个时间点再来批量删除,它的优势是文件仍然可以阶段性地保留,最大程度地避免了误删除,缺点是磁盘空间仍然被占着。在分布式文件系统中,磁盘空间都是比较充裕的资源,因此几乎都采用逻辑删除,以对数据可以进行恢复,同时在一段时间之后(可能是2天或3天,这参数一般都可配置),再对被删除的资源进行回收。

怎么回收被删除或无用的数据? 可以从文件的meta信息出发——如果meta信息的“文件-数据块”映射表中包含了某个数据块,则它就是有用的;如果不包含,则表明该数据块已经是无效的了。所以,删除文件,其实是删除meta中的“文件-数据块”映射信息(如果要保留一段时间,则是把这映射信息移到另外一个地方去)。

面向小文件的分布式文件系统

有很多这样的场景,比如电商——那么多的商品图片、个人头像,比如社交网站——那么多的照片,它们具有的特性,可以简单归纳下:
  • 每个文件都不大
  • 数量特别巨大
  • 读多写少
  • 不会修改


针对这种业务场景,主流的实现方式是仍然是以大数据块的形式存储,小文件以逻辑存储的方式存在,即文件meta信息记录其是在哪个大数据块上,以及在该数据块上的offset和length是多少,形成一个逻辑上的独立文件。这样既复用了大数据块系统的优势和技术积累,又减少了meta信息。

文件指纹和去重

文件指纹就是根据文件内容,经过算法,计算出文件的唯一标识。如果两个文件的指纹相同,则文件内容相同。在使用网络云盘的时候,发现有时候上传文件非常地快,就是文件指纹发挥作用。云盘服务商通过判断该文件的指纹,发现之前已经有人上传过了,则不需要真的上传该文件,只要增加一个引用即可。在文件系统中,通过文件指纹可以用来去重、也可以用来判断文件内容是否损坏、或者对比文件副本内容是否一致,是一个基础组件。

文件指纹的算法也比较多,有熟悉的md5、sha256、也有google专门针对文本领域的simhash和minhash等。

总结

分布式文件系统内容庞杂,要考虑的问题远不止上面所说的这些,其具体实现也更为复杂。本文只是尽量从分布式文件系统所要考虑的问题出发,给予一个简要的分析和设计,如果将来遇到类似的场景需要解决,可以想到“有这种解决方案”,然后再来深入研究。

同时,市面上也是存在多种分布式文件系统的形态,下面就是有研究小组曾经对常见的几种分布式文件系统的设计比较。
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几种分布式文件系统的比较

从这里也可以看到,选择其实很多,并不是GFS论文中的方式就是最好的。在不同的业务场景中,也可以有更多的选择策略。

原文链接:https://www.jianshu.com/p/fc0aa34606ce,作者:张轲1983

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