《大规模分布式存储系统》 第4章 分布式文件系统【4.1】

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分布式文件系统的主要功能有两个：一个是存储文档、图像、视频之类的Blob
类型数据；另外一个是作为分布式表格系统的持久化层。
  X( G$ R& ?- i$ G  s1 f分布式文件系统中最为著名的莫过于Google File System（GFS），它构建在廉价
的普通PC服务器之上，支持自动容错。GFS内部将大文件划分为大小约为64MB的数
据块（chunk），并通过主控服务器（Master）实现元数据管理、副本管理、自动负
载均衡等操作。其他文件系统，例如Taobao File System（TFS）、Facebook Haystack
' z3 Z/ m2 G8 F& @或多或少借鉴了GFS的思路，架构上都比较相近。
' T$ z, K- q- F本章首先重点介绍GFS的内部实现机制，接着介绍TFS和Face book Haystack的内
部实现。最后，本章还会简单介绍内容分发网络（Content Delivery Network,CDN）技
% r: Z5 ^  b% v4 \. C+ ?术，这种技术能够将图像、视频之类的数据缓存在离用户“最近”的网络节点上，从
而降低访问延时，节省带宽。
; t% O' N1 _, M4.1　Google文件系统
Google文件系统（GFS）是构建在廉价服务器之上的大型分布式系统。它将服务
" V8 d# c+ K+ U* C4 T  r器故障视为正常现象，通过软件的方式自动容错，在保证系统可靠性和可用性的同
时，大大降低系统的成本。
! D+ h5 \4 E! oGFS是Google分布式存储的基石，其他存储系统，如Google Bigtable、Google
Megastore、Google Percolator均直接或者间接地构建在GFS之上。另外，Google大规
模批处理系统MapReduce也需要利用GFS作为海量数据的输入输出。
4.1.1　系统架构
如图4-1所示，GFS系统的节点可分为三种角色：GFS Master（主控服务器）、
GFS ChunkServer（CS，数据块服务器）以及GFS客户端。
, w' a5 [( X. }. d图　4-1　GFS整体架构
GFS文件被划分为固定大小的数据块（chunk），由主服务器在创建时分配一个
64位全局唯一的chunk句柄。CS以普通的Linux文件的形式将chunk存储在磁盘中。为
了保证可靠性，chunk在不同的机器中复制多份，默认为三份。
主控服务器中维护了系统的元数据，包括文件及chunk命名空间、文件到chunk之
9 K2 f; b( u: M2 w1 m5 ]间的映射、chunk位置信息。它也负责整个系统的全局控制，如chunk租约管理、垃圾
! K! K9 T& ^4 I回收无用chunk、chunk复制等。主控服务器会定期与CS通过心跳的方式交换信息。
客户端是GFS提供给应用程序的访问接口，它是一组专用接口，不遵循POSIX规
; v! u1 g- o! N7 X& K! u5 c范，以库文件的形式提供。客户端访问GFS时，首先访问主控服务器节点，获取与之
进行交互的CS信息，然后直接访问这些CS，完成数据存取工作。
需要注意的是，GFS中的客户端不缓存文件数据，只缓存主控服务器中获取的元
- u* H$ k9 }& ^2 v. _) F数据，这是由GFS的应用特点决定的。GFS最主要的应用有两个：MapReduce与
Bigtable。对于MapReduce,GFS客户端使用方式为顺序读写，没有缓存文件数据的必
要；而Bigtable作为分布式表格系统，内部实现了一套缓存机制。另外，如何维护客
  y; y# U* C0 C: @# x4 R户端缓存与实际数据之间的一致性是一个极其复杂的问题。
# _5 f9 d3 n8 y0 T8 G, Y- }+ i4.1.2　关键问题
1.租约机制
GFS数据追加以记录为单位，每个记录的大小为几十KB到几MB不等，如果每次
8 b) L7 R+ ]- c5 _记录追加都需要请求Master，那么Master显然会成为系统的性能瓶颈，因此，GFS系
统中通过租约（lease）机制将chunk写操作授权给ChunkServer。拥有租约授权的
* \6 A! r* g  ^2 M% OChunkServe称为主ChunkServer，其他副本所在的ChunkServer称为备ChunkServer。租
  R" r+ Q$ j, N/ Z4 r约授权针对单个chunk，在租约有效期内，对该chunk的写操作都由主ChunkServer负
责，从而减轻Master的负载。一般来说，租约的有效期比较长，比如60秒，只要没有
出现异常，主ChunkServer可以不断向Master请求延长租约的有效期直到整个chunk写
满。
& m  b+ c, a: T$ m: r# O假设chunk A在GFS中保存了三个副本A1、A2、A3，其中，A1是主副本。如果副
本A2所在ChunkServer下线后又重新上线，并且在A2下线的过程中，副本A1和A3有
$ `9 l5 F( n9 i, g0 m更新，那么A2需要被Master当成垃圾回收掉。GFS通过对每个chunk维护一个版本号
来解决，每次给chunk进行租约授权或者主ChunkServer重新延长租约有效期时，
6 u. b- T* Y* |1 gMaster会将chunk的版本号加1。A2下线的过程中，副本A1和A3有更新，说明主
0 `5 B$ w% ~" _/ S2 tChunkServer向Master重新申请租约并增加了A1和A3的版本号，等到A2重新上线后，
Master能够发现A2的版本号太低，从而将A2标记为可删除的chunk,Master的垃圾回收
任务会定时检查，并通知ChunkServer将A2回收掉。
2.一致性模型
& H' e/ n( J9 D9 ]5 w& EGFS主要是为了追加（append）而不是改写（overwrite）而设计的。一方面是因
; m  j. h4 B4 K+ @7 E为改写的需求比较少，或者可以通过追加来实现，比如可以只使用GFS的追加功能构
" R& I. @) Y% k" e& y" z& O$ ^建分布式表格系统Bigtable；另一方面是因为追加的一致性模型相比改写要更加简单
( K7 w, m) G9 o' c$ I* ^8 r; Z有效。考虑chunk A的三个副本A1、A2、A3，有一个改写操作修改了A1、A2但没有
修改A3，这样，落到副本A3的读操作可能读到不正确的数据；相应地，如果有一个
追加操作往A1、A2上追加了一个记录，但是追加A3失败，那么即使读操作落到副本
# B% G$ W5 H6 |A3也只是读到过期而不是错误的数据。
* R( g1 D4 e! [) T我们只讨论追加的一致性。如果不发生异常，追加成功的记录在GFS的各个副本
0 U7 [' v! \9 w5 I中是确定并且严格一致的；但是如果出现了异常，可能出现某些副本追加成功而某
些副本没有成功的情况，失败的副本可能会出现一些可识别的填充（padding）记
录。GFS客户端追加失败将重试，只要返回用户追加成功，说明在所有副本中都至少
1 n1 Z8 j6 g& [追加成功了一次。当然，可能出现记录在某些副本中被追加了多次，即重复记录；
也可能出现一些可识别的填充记录，应用层需要能够处理这些问题。
另外，由于GFS支持多个客户端并发追加，多个客户端之间的顺序是无法保证
的，同一个客户端连续追加成功的多个记录也可能被打断，比如客户端先后追加成
7 U2 O. R& z  A功记录R1和R2，由于追加R1和R2这两条记录的过程不是原子的，中途可能被其他客
/ x4 _  ^1 `7 d  b7 Q" M3 m' B户端打断，那么GFS的chunk中记录的R1和R2可能不连续，中间夹杂着其他客户端追
加的数据。
( {/ `# U2 u; N5 H% I7 pGFS的这种一致性模型是追求性能导致的，这增加了应用程序开发的难度。对于
3 Q( n0 g) E9 q# K: `6 N- vMapReduce应用，由于其批处理特性，可以先将数据追加到一个临时文件，在临时文
件中维护索引记录每个追加成功的记录的偏移，等到文件关闭时一次性将临时文件
% V: K/ d7 J# @改名为最终文件。对于上层的Bigtable，有两种处理方式，后面将会介绍。
3.追加流程
追加流程是GFS系统中最为复杂的地方，而且，高效支持记录追加对基于GFS实
0 G( V8 b, j0 K/ g现的分布式表格系统Bigtable是至关重要的。如图4-2所示，追加流程大致如下：
图　4-2　GFS追加流程
1）客户端向Master请求chunk每个副本所在的ChunkServer，其中主ChunkServer持
3 Z' y1 T9 [7 f) Y1 j) y1 C/ V有修改租约。如果没有ChunkServer持有租约，说明该chunk最近没有写操作，Master
0 M3 I  v/ q5 v3 }* G- P  I会发起一个任务，按照一定的策略将chunk的租约授权给其中一台ChunkServer。
8 E( {1 y7 `  X5 u4 F" y7 y2）Master返回客户端主副本和备副本所在的ChunkServer的位置信息，客户端将
缓存这些信息供以后使用。如果不出现故障，客户端以后读写该chunk都不需要再次
请求Master。
3）客户端将要追加的记录发送到每一个副本，每一个ChunkServer会在内部的
4 @- [! c1 S# QLRU结构中缓存这些数据。GFS中采用数据流和控制流分离的方法，从而能够基于网
络拓扑结构更好地调度数据流的传输。
4）当所有副本都确认收到了数据，客户端发起一个写请求控制命令给主副本。
由于主副本可能收到多个客户端对同一个chunk的并发追加操作，主副本将确定这些
操作的顺序并写入本地。
5）主副本把写请求提交给所有的备副本。每一个备副本会根据主副本确定的顺
序执行写操作。
6）备副本成功完成后应答主副本。
7）主副本应答客户端，如果有副本发生错误，将出现主副本写成功但是某些备
: z  V( j: w0 x; r3 F3 o副本不成功的情况，客户端将重试。
GFS追加流程有两个特色：流水线及分离数据流与控制流。流水线操作用来减少
1 d7 M. M. |  b延时。当一个ChunkServer接收到一些数据，它就立即开始转发。由于采用全双工网
& j0 E* _" a8 {8 [: U络，立即发送数据并不会降低接收数据的速率。抛开网络阻塞，传输B个字节到R个
副本的理想时间是B/T+RL，其中T是网络吞吐量，L是节点之间的延时。假设采用千
9 M& h- w) e/ Y兆网络，L通常小于1ms，传输1MB数据到多个副本的时间小于80ms。分离数据流与
" p. a  I! y! _2 Y+ u* D3 X) R控制流主要是为了优化数据传输，每一台机器都是把数据发送给网络拓扑图上“最
' i! }7 b" h; H6 l. x/ \$ |近”的尚未收到数据的数据。举个例子，假设有三台ChunkServer：S1、S2和S3，S1与
4 g3 ^; C: C8 Q8 ?S3在同一个机架上，S2在另外一个机架上，客户端部署在机器S1上。如果数据先从
S1转发到S2，再从S2转发到S3，需要经历两次跨机架数据传输；相对地，按照GFS
5 k! D' V7 d( P中的策略，数据先发送到S1，接着从S1转发到S3，最后转发到S2，只需要一次跨机
1 {! r* c7 |4 W; k. ~+ B. K" e架数据传输。
+ [; W0 x# W9 P8 l2 ]分离数据流与控制流的前提是每次追加的数据都比较大，比如MapReduce批处理
' `8 `- j: a7 r8 f! g7 S+ o系统，而且这种分离增加了追加流程的复杂度。如果采用传统的主备复制方法，追
加流程会在一定程度上得到简化，如图4-3所示：
- B: N  E2 t5 I+ Q, Y( g7 C/ a$ H& l) t0 z图　4-3　GFS追加流程（数据流与控制流合并）
1）同图4-2 GFS追加流程：客户端向Master请求chunk每个副本所在的
ChunkServer。
2）同图4-2 GFS追加流程：Master返回客户端主副本和备副本所在ChunkServer的
位置信息。
) I3 E* s! m1 C" ]* {  S/ z. A* v3）Client将待追加数据发送到主副本，主副本可能收到多个客户端的并发追加
请求，需要确定操作顺序，并写入本地。
* N) a# _: C. W. G# b) j. B, c4）主副本将数据通过流水线的方式转发给所有的备副本。
5）每个备副本收到待追加的记录数据后写入本地，所有副本都在本地写成功并
且收到后一个副本的应答消息时向前一个副本回应，比如图4-3中备副本A需要等待
备副本B应答成功且本地写成功后才可以应答主副本。
6）主副本应答客户端。如果客户端在超时时间之内没有收到主副本的应答，说
2 V) N3 V3 I; m- F3 [* |! @明发生了错误，需要重试。
* W3 I: M9 A# M, y当然，实际的追加流程远远没有这么简单。追加的过程中可能出现主副本租约
过期而失去chunk修改操作的授权，以及主副本或者备副本所在的ChunkServer出现故
, D5 J3 W4 [. E' N9 Q  b障，等等。由于篇幅有限，追加流程的异常处理留作读者思考。
4.容错机制
- ]" D8 i$ K# E（1）Master容错
Master容错与传统方法类似，通过操作日志加checkpoint的方式进行，并且有一
2 F! \2 F  ?2 @1 T, x6 `台称为"Shadow Master"的实时热备。
Master上保存了三种元数据信息：
●命名空间（Name Space），也就是整个文件系统的目录结构以及chunk基本信
息；
●文件到chunk之间的映射；
1 Z2 @- W: \1 D0 i3 f- ^●chunk副本的位置信息，每个chunk通常有三个副本。
GFS Master的修改操作总是先记录操作日志，然后修改内存。当Master发生故障
" L2 f2 g" L$ k0 N! D3 \( |  O重启时，可以通过磁盘中的操作日志恢复内存数据结构。另外，为了减少Master宕机
9 B9 b  I) v2 T$ U恢复时间，Master会定期将内存中的数据以checkpoint文件的形式转储到磁盘中，从
而减少回放的日志量。为了进一步提高Master的可靠性和可用性，GFS中还会执行实
8 p0 ~8 R, H% J时热备，所有的元数据修改操作都必须保证发送到实时热备才算成功。远程的实时
. n1 S( b! b* F) e- h热备将实时接收Master发送的操作日志并在内存中回放这些元数据操作。如果Master
. \% ~' N5 q/ U" E/ \宕机，还可以秒级切换到实时备机继续提供服务。为了保证同一时刻只有一台
Master,GFS依赖Google内部的Chubby服务进行选主操作。
Master需要持久化前两种元数据，即命名空间及文件到chunk之间的映射；对于
" C/ q+ k, I8 ^' a3 _第三种元数据，即chunk副本的位置信息，Master可以选择不进行持久化，这是因为
ChunkServer维护了这些信息，即使Master发生故障，也可以在重启时通过
ChunkServer汇报来获取。
% |6 D# H  f* K（2）ChunkServer容错
& m9 z0 ^4 K2 h( M1 W' Y, ?GFS采用复制多个副本的方式实现ChunkServer的容错，每个chunk有多个存储副
$ i; j/ z, f* A7 h; d本，分别存储在不同的ChunkServer上。对于每个chunk，必须将所有的副本全部写入
- v, Z% |6 `* @. A成功，才视为成功写入。如果相关的副本出现丢失或不可恢复的情况，Master自动将
副本复制到其他ChunkServer，从而确保副本保持一定的个数。
另外，ChunkServer会对存储的数据维持校验和。GFS以64MB为chunk大小来划分
  ^1 _# a- o# c  V. k文件，每个chunk又以Block为单位进行划分，Block大小为64KB，每个Block对应一个
: o  |' E, L1 p& j! p' D32位的校验和。当读取一个chunk副本时，ChunkServer会将读取的数据和校验和进行
3 i5 O+ Z$ h" m1 ?! i6 ?比较，如果不匹配，就会返回错误，客户端将选择其他ChunkServer上的副本。
4.1.3　Master设计
1.Master内存占用
Master维护了系统中的元数据，包括文件及chunk命名空间、文件到chunk之间的
" {: m, W  N" e! j* ?/ S7 G映射、chunk副本的位置信息。其中前两种元数据需要持久化到磁盘，chunk副本的位
置信息不需要持久化，可以通过ChunkServer汇报获取。
内存是Master的稀有资源，接下来介绍如何估算Master的内存使用量。chunk的元
6 c" a0 F- c. Q8 [! c信息包括全局唯一的ID、版本号、每个副本所在的ChunkServer编号、引用计数等。
- x5 s* X4 f& {" M3 [5 W9 jGFS系统中每个chunk大小为64MB，默认存储3份，每个chunk的元数据小于64字节。
那么1PB数据的chunk元信息大小不超过1PB×3/64MB×64=3GB。另外，Master对命名
( [' [) K0 A; z0 u# A6 J空间进行了压缩存储，例如有两个文件foo1和foo2都存放在目
# u& \% _4 S5 U$ Z1 J录/home/very_long_directory_name/中，那么目录名在内存中只需要存放一次。压缩存
储后，每个文件在文件命名空间的元数据也不超过64字节，由于GFS中的文件一般都
是大文件，因此，文件命名空间占用内存不多。这也就说明了Master内存容量不会成
& L5 a& Y4 Z4 ^0 P为GFS的系统瓶颈。
2.负载均衡
' r( \5 u" }: g: ?3 l0 `0 n! DGFS中副本的分布策略需要考虑多种因素，如网络拓扑、机架分布、磁盘利用率
等。为了提高系统的可用性，GFS会避免将同一个chunk的所有副本都存放在同一个
  H1 n0 O' a& J1 {机架的情况。
$ ^9 G0 w' [; Y) c6 u系统中需要创建chunk副本的情况有三种：chunk创建、chunk复制（re-
replication）以及负载均衡（rebalancing）。
1 S8 s- R; K8 F* r0 t6 q当Master创建了一个chunk，它会根据如下因素来选择chunk副本的初始位置：1）
( M* f# i9 x4 W7 x3 n! W3 O4 w新副本所在的ChunkServer的磁盘利用率低于平均水平；2）限制每个Chunk-Server“最
$ @+ k  m# m9 E0 @6 R近”创建的数量；3）每个chunk的所有副本不能在同一个机架。第二点容易忽略但却
很重要，因为创建完chunk以后通常需要马上写入数据，如果不限制“最近”创建的数
量，当一台空的ChunkServer上线时，由于磁盘利用率低，可能导致大量的chunk瞬间
迁移到这台机器从而将它压垮。
$ O8 n" F. {' r0 x6 E当chunk的副本数量小于一定的数量后，Master会尝试重新复制一个chunk副本。
2 W# [6 U. z  I8 y8 m5 i4 o3 }9 k可能的原因包括ChunkServer宕机或者ChunkServer报告自己的副本损坏，或者
ChunkServer的某个磁盘故障，或者用户动态增加了chunk的副本数，等等。每个chunk
; N8 Y/ n: W* ^3 j! J" E复制任务都有一个优先级，按照优先级从高到低在Master排队等待执行。例如，只有
一个副本的chunk需要优先复制。另外，GFS会提高所有阻塞客户端操作的chunk复制
任务的优先级，例如客户端正在往一个只有一个副本的chunk追加数据，如果限制至
( ~/ ]# y2 W: {1 \少需要追加成功两个副本，那么这个chunk复制任务会阻塞客户端写操作，需要提高
4 Z* G+ d# e/ i  I$ d* |优先级。
4 t) |7 p$ n0 i7 s. s, H$ y最后，Master会定期扫描当前副本的分布情况，如果发现磁盘使用量或者机器负
载不均衡，将执行重新负载均衡操作。
# ~& n' t9 f3 S无论是chunk创建，chunk重新复制，还是重新负载均衡，这些操作选择chunk副本
位置的策略都是相同的，并且需要限制重新复制和重新负载均衡任务的拷贝速度，
否则可能影响系统正常的读写服务。
3.垃圾回收
. u4 k9 H3 ]8 V' f& PGFS采用延迟删除的机制，也就是说，当删除文件后，GFS并不要求立即归还可
用的物理存储，而是在元数据中将文件改名为一个隐藏的名字，并且包含一个删除
时间戳。Master定时检查，如果发现文件删除超过一段时间（默认为3天，可配
. ?- d5 D  E$ ^' M; Y- k置），那么它会把文件从内存元数据中删除，以后ChunkServer和Master的心跳消息
中，每一个ChunkServer都将报告自己的chunk集合，Master会回复在Master元数据中
0 q/ |2 X: |) z9 B0 p4 e. i  }3 D已经不存在的chunk信息，这时，ChunkServer会释放这些chunk副本。为了减轻系统的
负载，垃圾回收一般在服务低峰期执行，比如每天晚上凌晨1:00开始。
另外，chunk副本可能会因为ChunkServer失效期间丢失了对chunk的修改操作而导
  G8 \5 f1 _* K致过期。系统对每个chunk都维护了版本号，过期的chunk可以通过版本号检测出来。
+ k! k  t  T. {* r! _Master仍然通过正常的垃圾回收机制来删除过期的副本。
' x% T" g" b. I0 J+ z4.快照
快照（Snapshot）操作是对源文件/目录进行一个“快照”操作，生成该时刻源文
件/目录的一个瞬间状态存放于目标文件/目录中。GFS中使用标准的写时复制机制生
* b3 V& b1 k# j; U$ t1 f9 p成快照，也就是说，“快照”只是增加GFS中chunk的引用计数，表示这个chunk被快照
文件引用了，等到客户端修改这个chunk时，才需要在ChunkServer中拷贝chunk的数据
  k4 X7 `7 i4 c+ r生成新的chunk，后续的修改操作落到新生成的chunk上。
* q. K  B/ o7 t- K为了对某个文件做快照，首先需要停止这个文件的写服务，接着增加这个文件
5 a% @' E: T& ^8 P的所有chunk的引用计数，以后修改这些chunk时会拷贝生成新的chunk。对某个文件执
: D% l9 r2 f! ]5 o+ H% ~0 X" d行快照的大致步骤如下：
& {) C* R! Y6 A) f9 n1）通过租约机制收回对文件的每个chunk写权限，停止对文件的写服务；
% x9 g" _0 |7 q, ?& n! v, B2）Master拷贝文件名等元数据生成一个新的快照文件；
3）对执行快照的文件的所有chunk增加引用计数。
例如，对文件foo执行快照操作生成foo_backup,foo在GFS中有三个chunk：C1、C2
和C3（简单起见，假设每个chunk只有一个副本）。Master首先需要收回C1、C2和C3
* o! D0 a( N- m6 H的写租约，从而保证文件foo处于一致的状态，接着Master复制foo文件的元数据用于
; x( T0 N/ x! R7 P生成foo_backup,foo_backup同样指向C1、C2和C3。快照前，C1、C2和C3只被一个文
* s0 {$ N/ o$ h+ U. _' `& R7 Q件foo引用，因此引用计数为1；执行快照操作后，这些chunk的引用计数增加为2。以
8 D& e# f6 K% y" [- _3 ]后客户端再次向C3追加数据时，Master发现C3的引用计数大于1，通知C3所在的
/ V+ w* ?" i  ~9 x1 M  xChunkServer本次拷贝C3生成C3'，客户端的追加操作也相应地转向C3'。
4.1.4　ChunkServer设计
ChunkServer管理大小约为64MB的chunk，存储的时候需要保证chunk尽可能均匀
地分布在不同的磁盘之中，需要考虑的可能因素包括磁盘空间、最近新建chunk数
等。另外，Linux文件系统删除64MB大文件消耗的时间太长且没有必要，因此，删除
chunk时可以只将对应的chunk文件移动到每个磁盘的回收站，以后新建chunk的时候可
以重用。
! Y% f4 R2 y" s, s; A% d; J; O/ EChunkServer是一个磁盘和网络IO密集型应用，为了最大限度地发挥机器性能，
, Z' p3 x; B5 E. D& K# s+ L需要能够做到将磁盘和网络操作异步化，但这会增加代码实现的难度。
4.1.5　讨论
( I2 D4 t2 N. k6 O从GFS的架构设计可以看出，GFS是一个具有良好可扩展性并能够在软件层面自
动处理各种异常情况的系统。Google是一家很重视自动化的公司，从早期的GFS，再
% N/ w- Z; z) U9 e3 e到Bigtable、Megastore，以及最近的Spanner,Google的分布式存储系统在这一点上一脉
相承。由于Google的系统一开始能很好地解决可扩展性问题，所以后续的系统能够
+ E3 r% D, s* {- F( {/ b构建在前一个系统之上并且一步一步引入新的功能，如Bigtable在GFS之上将海量数
1 h' h8 W; Y! o0 V9 j  n+ M# |据组织成表格形式，Megastore、Spanner又进一步在Bigtable之上融合一些关系型数据
& ^! K  ~- S5 N$ P% O库的功能，整个解决方案完美华丽。
1 ]$ `( d9 n/ |8 C- Y& b. y  {* Y自动化对系统的容错能力提出了很高的要求，在设计GFS时认为节点失效是常
) l& B  R  \: H6 f态，通过在软件层面进行故障检测，并且通过chunk复制操作将原有故障节点的服务
迁移到新的节点。系统还会根据一定的策略，如磁盘使用情况、机器负载等执行负
, C2 g) l. C8 c! {3 }0 e5 n载均衡操作。Google在软件层面的努力获得了巨大的回报，由于软件层面能够做到
自动化容错，底层的硬件可以采用廉价的错误率较高的硬件，比如廉价的SATA盘，
这大大降低了云服务的成本，在和其他厂商的竞争中表现出价格优势。比较典型的
9 f) `& J, ], d7 a) ?0 j1 f例子就是Google的邮箱服务，由于基础设施成本低，Gmail服务能够免费给用户提供
; p* Z8 @/ \- W6 H3 M' O更大的容量，令其他厂商望尘莫及。
Google的成功经验也表明了一点：单Master的设计是可行的。单Master的设计不
仅简化了系统，而且能够较好地实现一致性，后面我们将要看到的绝大多数分布式
存储系统都和GFS一样依赖单总控节点。然而，单Master的设计并不意味着实现GFS
: E) G8 |# n+ @/ _( \% J0 e只是一些比较简单琐碎的工作。基于性能考虑，GFS提出了“记录至少原子性追加一
" F$ S4 ~4 H7 N: w( N$ ^5 V, R次”的一致性模型，通过租约的方式将每个chunk的修改授权下放到ChunkServer从而减
  C- |, a% o3 N6 h少Master的负载，通过流水线的方式复制多个副本以减少延时，追加流程复杂繁琐。
另外，Master维护的元数据有很多，需要设计高效的数据结构，占用内存小，并且能
够支持快照操作。支持写时复制的B树能够满足Master的元数据管理需求，然而，它
的实现是相当复杂的。
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