《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
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
' g8 C4 p- G1 u) U* V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
- j- t) w. A' t7 oBlob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
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
5 P& j( H& i; D$ k2 \! z( A' B+ R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
System（TFS）。目前，TFS中存储的图片规模已经达到百亿级别。
7 n1 ]6 [' X+ V5 }8 x2 _5 QTFS架构设计时需要考虑如下两个问题：
●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
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
/ j- j6 Z) E: v* B10G×0.1KB=1TB，单台机器无法提供元数据服务。
●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
7 A$ S- Y; u" [& P& T( ]( P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。
& P% @" b' L9 ?# d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。
2 [2 p, O9 e' `# Y/ U6 ]4.2.1　系统架构
) T8 T( x8 b3 c0 t. t$ V" E4 ITFS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
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
; U. W5 O2 `0 }8 Y% Y1 [3 K$ TDataServer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
* u# \% G  V: K5 U$ }! p$ S, b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
1 P0 I- H/ s3 j/ ?* l+ u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。
图　4-4　TFS整体架构
. m; z* c' k0 H% K  @+ l( ^% d  s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
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
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
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。
1.追加流程
TFS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
Master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
% H6 a( `. ^$ R会被串行化。
如图4-5所示，客户端首先向NameServer发起写请求，NameServer需要根据
DataServer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
Block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
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
. C3 ]8 h* M( g% Y/ P" T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
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
4 w. y, K9 z, p+ D' a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
# h# \5 b% d/ H: @需求驱动的，用最简单的方式解决用户面临的问题。
" i' s  i1 b* v; @4 ]: v: F( g图　4-5　TFS追加流程
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，
9 X( R; \, u# T7 m9 |) u" t% W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。
2.NameServer
5 J* e% O6 S/ C0 x5 {7 w; S) W! d% ~. fNameServer主要功能是：Block管理，包括创建、删除、复制、重新均衡；Data-
Server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
. G) S' t; h( ]; G& t! L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
8 c7 n: Y8 B( J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
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
7 N( Q9 v6 b2 ~) @; G- l入的Block数量防止被压垮。
NameServer采用了HA结构，一主一备，主NameServer上的操作会重放至备
5 R3 v2 s- h- i& jNameServer。如果主NameServer出现问题，可以实时切换到备NameServer。
4.2.2　讨论
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
除。
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
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
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
, U7 m' F9 }' \+ c8 B0 ^0 J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
, H# p' P, Y: I6 S4 z0 C' C6 j内部使用5.2节中的Tair来进行图片去重。
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＜
Block id,Block offset＞标识的，且Block偏移是在Block文件中的物理偏移，因此，每
; V% B8 N6 y+ p/ y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。
3 G# c5 l: m" x0 n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
8 v' d& N" N! xHaystack系统中具体说明。
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