《大规模分布式存储系统》 第4章 分布式文件系统【4.2】

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4.2　Taobao File System
$ ^0 d/ g# x. Y0 W1 e- r互联网应用经常需要存储用户上传的文档、图片、视频等，比如Facebook相
册、淘宝图片、Dropbox文档等。文档、图片、视频一般称为Blob数据，存储Blob数
- b1 ~5 X3 R; a% O据的文件系统也相应地称为Blob存储系统。每个Blob数据一般都比较大，而且多个
Blob之间没有关联。Blob文件系统的特点是数据写入后基本都是只读，很少出现更
: t3 `# R8 H" \7 M. D! E新操作。这两节分别以Taobao File System和Facebook Haystack为例说明Blob文件系统
的架构。
2007年以前淘宝的图片存储系统使用了昂贵的NetApp存储设备，由于淘宝数据
量大且增长很快，出于性能和成本的考虑，淘宝自主研发了Blob存储系统Tabao File
( T/ q3 n! G/ lSystem（TFS）。目前，TFS中存储的图片规模已经达到百亿级别。
+ R. @. y" i$ J2 ~TFS架构设计时需要考虑如下两个问题：
; Z2 _( `, w3 x, W●Metadata信息存储。由于图片数量巨大，单机存放不了所有的元数据信息，假
2 N1 D1 E% S1 d4 p  o5 \5 e3 F设每个图片文件的元数据占用100字节，100亿图片的元数据占用的空间为
% K/ v* d, c0 ~9 q/ ^0 L10G×0.1KB=1TB，单台机器无法提供元数据服务。
5 a  U& X, f$ X3 m7 a●减少图片读取的IO次数。在普通的Linux文件系统中，读取一个文件包括三次
磁盘IO：首先读取目录元数据到内存，其次把文件的inode节点装载到内存，最后读
取实际的文件内容。由于小文件个数太多，无法将所有目录及文件的inode信息缓存
到内存，因此磁盘IO次数很难达到每个图片读取只需要一次磁盘IO的理想状态。
因此，TFS设计时采用的思路是：多个逻辑图片文件共享一个物理文件。
" {: j, Q7 U. |4 X4.2.1　系统架构
TFS架构上借鉴了GFS，但与GFS又有很大的不同。首先，TFS内部不维护文件
2 v# x" {+ g0 M- I目录树，每个小文件使用一个64位的编号表示；其次，TFS是一个读多写少的应用，
相比GFS,TFS的写流程可以做得更加简单有效。
如图4-4所示，一个TFS集群由两个NameServer节点（一主一备）和多个
DataServer节点组成，NameServer通过心跳对DataSrver的状态进行监测。NameServer
相当于GFS中的Master,DataServer相当于GFS中的ChunkServer。NameServer区分为主
NameServer和备NameServer，只有主NameServer提供服务，当主NameServer出现故障
  F2 N1 B  Y7 Q7 A* t& o6 x( a0 `时，能够被心跳守护进程检测到，并将服务切换到备NameServer。每个DataServer上
会运行多个dsp进程，一个dsp对应一个挂载点，这个挂载点一般对应一个独立磁盘，
从而管理多块磁盘。
: N$ y: m! M. p6 F7 \  t图　4-4　TFS整体架构
在TFS中，将大量的小文件（实际数据文件）合并成一个大文件，这个大文件称
为块（Block），每个Block拥有在集群内唯一的编号（块ID），通过＜块ID，块内偏
) U1 F; u1 U! C- w9 k移＞可以唯一确定一个文件。TFS中Block的实际数据都存储在DataServer中，大小一
7 W3 S" n" C, ~7 C9 A! \般为64MB，默认存储三份，相当于GFS中的chunk。应用客户端是TFS提供给应用程
: a" z/ c* a6 H! J9 Y序的访问接口，应用客户端不缓存文件数据，只缓存NameServer的元数据。
# i; x( a1 w6 L; Y; \& V1.追加流程
) ]$ j) g$ {, ^, f! g( l6 yTFS中的追加流程相比GFS要简单有效很多。GFS中为了减少对Master的压力，
引入了租约机制，从而将修改权限下放到主ChunkServer，很多追加操作都不需要
1 l; f- W! D+ D0 W( Y$ gMaster参与。然而，TFS是写少读多的应用，即使每次写操作都需要经过NameNode
也不会出现问题，大大简化了系统的设计。另外，TFS中也不需要支持类似GFS的多
客户端并发追加操作，同一时刻每个Block只能有一个写操作，多个客户端的写操作
# j" b4 J; U' w会被串行化。
1 x5 V$ n/ E3 q5 ]) Q如图4-5所示，客户端首先向NameServer发起写请求，NameServer需要根据
  m# m, _: x8 @7 kDataServer上的可写块、容量和负载加权平均来选择一个可写的Block，并且在该
0 ~  N: S$ C- V# f" C4 fBlock所在的多个DataServer中选择一个作为写入的主副本（Primary），其他的作为
备副本（Secondary）。接着，客户端向主副本写入数据，主副本将数据同步到多个
( k# \6 F$ R. w$ n, X; J& }6 W备副本。如果所有的副本都修改成功，主副本会首先通知NameServer更新Block的版
本号，成功以后才会返回客户端操作结果。如果中间发生任何错误，客户端都可以
3 k! O; H) Q4 c4 i: [3 k从第一步开始重试。相比GFS,TFS的写流程不够优化，第一，每个写请求都需要多次
访问NameServer；第二，数据推送也没有采用流水线方式减小延迟。淘宝的系统是
+ M; b# u  X& M6 A需求驱动的，用最简单的方式解决用户面临的问题。
2 j1 ]2 p1 j2 A+ E, H3 x. k% t" G图　4-5　TFS追加流程
5 T# J- ?/ |, v8 s3 B每个写操作返回后，会返回客户端两个信息，小文件在TFS中的Block编号
（Block id）以及Block偏移（Block offset）。应用系统会将这些信息保存到数据库
中，图片读取的时候首先根据Block编号从NameServer查找Block所在的DataServer，
* j* e2 v5 k) o8 c4 J然后根据Block偏移读取图片数据。TFS的一致性模型保证所有返回给客户端的＜
Blockid,Block offset＞标识的图片数据在TFS中的所有副本都是有效的。
9 }2 b, x, h7 {6 @, v6 e8 M& O/ j- s2.NameServer
/ e9 k9 I) x1 i0 \8 p, c* v+ oNameServer主要功能是：Block管理，包括创建、删除、复制、重新均衡；Data-
# H7 }2 ~0 E* I9 Z( MServer管理，包括心跳、DataServer加入及退出；以及管理Block与所在DataServer之
间的映射关系。与GFS Master相比，TFS NameServer最大的不同就是不需要保存文件
7 S6 b' m" E3 D+ w! {& S- I目录树信息，也不需要维护文件与Block之间的映射关系。
NameServer与DataServer之间保持心跳，如果NameServer发现某台DataServer发
生故障，需要执行Block复制操作；如果新DataServer加入，NameServer会触发Block
负载均衡操作。和GFS类似，TFS的负载均衡需要考虑很多因素，如机架分布、磁盘
6 p# i! H+ L9 D( T利用率、DataServer读写负载等。另外，新DataServer加入集群时也需要限制同时迁
0 e# ]8 Z: `& D: w0 Q4 `入的Block数量防止被压垮。
( H" v9 i8 `: W+ g: ]NameServer采用了HA结构，一主一备，主NameServer上的操作会重放至备
( s7 i2 E$ J  h! |" T% n, CNameServer。如果主NameServer出现问题，可以实时切换到备NameServer。
4.2.2　讨论
; g* s" B) t1 m" y  E图片应用中有几个问题，第一个问题是图片去重，第二个问题是图片更新与删
$ n4 z/ u# w# f1 ~除。
% G' P! U* w4 k# ]$ b7 E由于用户可能上传大量相同的图片，因此，图片上传到TFS前，需要去重。一般
) B* H& J5 R4 B8 U) Y' g在外部维护一套文件级别的去重系统（Dedup），采用MD5或者SHA1等Hash算法为
0 \1 K% f1 R1 {/ [  W图片文件计算指纹（FingerPrint）。图片写入TFS之前首先到去重系统中查找是否存
& G8 C+ D& W$ T: _. w* I在指纹，如果已经存在，基本可以认为是重复图片；图片写入TFS以后也需要将图片
的指纹以及在TFS中的位置信息保存到去重系统中。去重是一个键值存储系统，淘宝
内部使用5.2节中的Tair来进行图片去重。
( Q- ]; S; G0 d! b- B  Q图片的更新操作是在TFS中写入新图片，并在应用系统的数据库中保存新图片的
位置，图片的删除操作仅仅在应用系统中将图片删除。图片在TFS中的位置是通过＜
) S* C2 U; Z5 n+ [$ [& ]4 L: `# r* U/ {' NBlock id,Block offset＞标识的，且Block偏移是在Block文件中的物理偏移，因此，每
个Block中只要还有一个有效的图片文件就无法回收，也无法对Block文件进行重整。
) {+ F8 }+ a4 @' `( G如果系统的更新和删除比较频繁，需要考虑磁盘空间的回收，这点会在Facebook
Haystack系统中具体说明。