大话存储系列14——集群文件系统

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根据计算环境和所提供功能的不同,文件系统可划分为5个层次,从低到高依次是:

  \\DfsServer\Dfsroot

  \\服务器名\共享名\路径\文件名

1、硬件错误是常态,而非异常清况 ,HDFS有后后 是有成百上千的server组成,任何有另5个 组件就有有后后 无缘无故失效,有后后 错误检测和快速、自动的恢复是HDFS的核心架构目标。2、跑在HDFS上的应用与一般的应用不同,它们主有后后 以流式读为主,做批量处里;比之关注数据访问的低延迟问题 ,更关键的在于数据访问的高吞吐量。3HDFS以支持大数据集合为目标,有另5个 存储在上面的典型文件大小一般就有千兆至T字节,有另5个 单一HDFS实例应该能支撑数以千万计的文件。4HDFS应用对文件要求的是write-one-read-many访问模型。有另5个 文件经过创建、写,关闭后后就不那末 改变。这种 假设错综复杂了数据一致性问题 ,使高吞吐量的数据访问成为有后后 。典型的如MapReduce框架,有后后 有另5个 web crawler应用都很适合这种 模型。5、移动计算的代价比之移动数据的代价低。有另5个 应用请求的计算,离它操作的数据越近就越高效,这在数据达到海量级别的后后更是那末 。将计算移动到数据附近,比之将数据移动到应用所在显然更好,HDFS提供给应用原本的接口。6、在异构的软硬件平台间的可移植性。NamenodeDatanodeHDFS采用master/slave架构。有另5个 HDFS集群是有有另5个 Namenode和一定数目的Datanode组成。Namenode是有另5个 中心服务器,负责管理文件系统的namespace和客户端对文件的访问。Datanode在集群中一般是有另5个 节点有另5个 ,负责管理节点上它们附带的存储。在内部管理,有另5个 文件我觉得分成有另5个 或多个block,什么block存储在Datanode集合里。Namenode执行文件系统的namespace操作,这类打开、关闭、重命名文件和目录,一块儿决定block到具体Datanode节点的映射。DatanodeNamenode的指挥下进行block的创建、删除和克隆技术。NamenodeDatanode就有设计成能那末 跑在普通的廉价的运行linux的机器上。HDFS采用java语言开发,有后后 能那末 部署在很大范围的机器上。有另5个 典型的部署场景是一台机器跑有另5个 单独的Namenode节点,集群中的有后后 机器各跑有另5个 Datanode实例。这种 架构从不排除一台机器上跑多个Datanode,不过这比较少见。

引入了IO节点后后,一方面客户端能那末 使用廉价的以太网来访问IO节点了,花费降低;有后后 人面,对于像Ibrix这种 架构,所有节点都一块儿作为MDC和IO节点,IO节点就能那末 接管故障节点后后所挂载的lun以及文件系统,继续提供服务,只要系统中还剩有另5个 IO节点/MDC,那末 整个系统就后要瘫痪。容错高了,付出的代价有后后 IO传输效率的降低,毕竟以太网的效率比不上光纤。

1、分布式文件系统

  DFS 拓扑从 DFS 树的根目录开始英文。占据 逻辑层次底部形态顶部的 DFS 根目录映射到有另5个 物理共享。DFS 链接将域名系统 (DNS) 名称映射到目标共享文件夹或目标 DFS 根目录的 UNC 名称。

集群文件系统我觉得最后演化成了两大阵营:有另5个 是客户端直接发问后端的SAN的模式,原本则是在客户端和后端FC SAN lun 之间引入基于以太网链路访问的IO节点模式。后者又能那末 根据客户端访问IO节点使用协议的不同而分为更多种类。

多处里器多用户的本地文件系统,如Unix的本地文件系统;

多处里器单用户的本地文件系统,如OS/2的文件系统;

每个元数据服务器能那末 向更多的应用服务器提供文件系统元数据服务。这种 模式一般称之为带外模式(Out-of-band Mode)。最近的Storage Tank、CXFS、Lustre、BWFS等都采用原本的底部形态,有后后 它们能那末 取得更好的性能和扩展性。区分带内模式和带外模式的主要土办法是,关于文件系统元数据操作的控制信息不是和文件数据一块儿都通过服务器转发传送。前者那末 服务器转发,后者是直接访问。

当 DFS 客户端访问 DFS 共享文件夹时,DFS 服务器将 DNS 名称映射到 UNC 名称并将引用返回给该客户端,以使它后要可不还还能能 找到共享文件夹。将 DNS 名称映射到 UNC 名称使数据的物理位置对用户是透明的,原本用户便从不记住存储文件夹的服务器。

2、分布式文件系统:同有另5个 文件系统下的文件(有后后 同有另5个 文件的多个要素)就有被放在单一节点内,有后后 被分开存放在多个节点之内,这有后后 所谓的“分布式”的意义。分布式与共享式是对立的,有后后 分布式文件系统等价于非共享存储的集群文件系统。

  \\服务器名\共享名

文件系统是操作系统的有另5个 重要组成要素,通过对操作系统所管理的存储空间的抽象,向用户提供统一的、对象化的访问接口,屏蔽对物理设备的直接操作和资源管理。

九、可访问性 HDFS给应用提供了多种访问土办法,能那末 通过DFSShell通过命令行与HDFS数据进行交互,能那末 通过java API调用,不可不还还能能 那末 通过C语言的封装API访问,有后后 提供了浏览器访问的土办法。正在开发通过WebDav协议访问的土办法。具体使用参考文档。

2、分布式文件系统访问土办法

      本地文件系统(Local File System)是指文件系统管理的物理存储资源直接连接在本地节点上,处里器通过系统总线能那末 直接访问。

文件系统元数据的持久化

Namenode存储HDFS的元数据。对于任何对文件元数据产生修改的操作,Namenode都使用有另5个 称为Editlog的事务日志记录下来。这类,在HDFS中创建有另5个 文件,Namenode就会在Editlog中插入一根记录来表示;同样,修改文件的replication因子也将往Editlog插入一根记录。Namenode在本地OS的文件系统中存储这种 Editlog。整个文件系统的namespace,包括block到文件的映射、文件的属性,都存储在称为FsImage的文件中,这种 文件也是放在Namenode所在系统的文件系统上。

Namenode在内存中保存着整个文件系统namespace和文件Blockmap的映像。这种 关键的元数据设计得很紧凑,因而有另5个 涵盖4G内存的Namenode足够支撑海量的文件和目录。当Namenode启动时,它从硬盘中读取EditlogFsImage,将所有Editlog中的事务作用(apply)在内存中的FsImage,并将这种 新版本的FsImage从内存中flush到硬盘上,有后后 再truncate这种 旧的Editlog,有后后 这种 旧的Editlog的事务都有后后 作用在FsImage上了。这种 过程称为checkpoint。在当前实现中,checkpoint只占据 在Namenode启动时,在不久的将来大伙儿儿将实现支持周期性的checkpoint

Datanode并别问我关于文件的任何东西,除了将文件中的数据保占据 本地的文件系统上。它把每个HDFS数据块存储在本地文件系统上隔离的文件中。Datanode从没得同有另5个 目录创建所有的文件,相反,它用启发式地土办法来选泽每个目录的最佳文件数目,有后后 在适当的后后创建子目录。在同有另5个 目录创建所有的文件就有最优的选泽,有后后 本地文件系统有后后 无法高效地在单一目录中支持絮状的文件。当有另5个 Datanode启动时,它扫描本地文件系统,对什么本地文件产生相应的有另5个 所有HDFS数据块的列表,有后后 发送报告到Namenode,这种 报告有后后 Blockreport

六、通讯协议所有的HDFS通讯协议就有构建在TCP/IP协议上。客户端通过有另5个 可配置的端口连接到Namenode,通过ClientProtocolNamenode交互。而Datanode是使用DatanodeProtocolNamenode交互。从ClientProtocolDatanodeprotocol抽象出有另5个 远程调用(RPC),在设计上,Namenode后要主动发起RPC,有后后 是响应来自客户端和DatanodeRPC请求。

3、并行文件系统:能那末 提供并行访问的集群文件系统。客户端访问什么被分开存储的文件时,能那末 直接从多个节点并行地读取多个文件,有后后 有另5个 文件的多个要素,这有后后 并发的直接从存有对应数据的节点上来读取什么数据,这有后后 所谓的“并行”。

      分布式文件系统(Distributed File System)是指文件系统管理的物理存储资源不一定直接连接在本地节点上,有后后 通过计算机网络与节点相连。

平时大伙儿儿有有后后 叫法:什么集群文件系统、san共享文件系统、分布式文件系统、并行文件系统。。等等等。。那末 什么概念之间到底有什么联系呢?

3、流水线克隆技术

于是,这种 新的分布式文件系统的底部形态总出 了,那有后后 利用存储区域网络(SAN)技术,将应用服务器直接和存储设备相连接,大大提高数据的传输能力,减少数据传输的延时。在原本的底部形态里,所有的应用服务器都能那末 直接访问存储在SAN中的数据,而那末 关于文件信息的元数据才经过元数据服务器处里提供,减少了数据传输的上面环节,提高了传输效率,减轻了元数据服务器的负载。

http://blog.csdn.net/liuben/article/details/6284551

3、HDFS文件系统架构

2Replication因子的减小

当 DFS 客户端请求 DFS 共享的引用时,DFS 服务器将使用分区清况 表 (PKT) 将 DFS 客户端定向到物理共享。对于基于域的 DFS,PKT 存储在 Active Directory 中;对于独立的 DFS,PKT 存储在注册表中。在网络环境中,PKT 维护有关 DFS 拓扑的所有信息,包括其到基础物理共享的映射。DFS 服务器将 DFS 客户端定向到与请求的 DFS 链接相对应的副本共享列表后,DFS 客户端使用 Active Directory 站点拓扑连接到同一站点中的有另5个 副本,有后后 该站点中那末 提供副本,则连接到该站点以外的有另5个 副本。

4、集群文件系统:分布式文件系统、并行文件系统、共享式文件系统,三者统称为集群文件系统。 其中,“分布式”和“共享式”指的是集群中数据分布的土办法,而“并行”指的是用户对什么数据的访问土办法。分布和访问是有另5个 层面,这种 含义的。

3、数据全版性

2、集群均衡

      相对于并行地串行,即串行文件系统,有后后 指客户端那末 从所有节点中的有另5个 节点来读写所有数据,有后后 那末 读写的数据没得所连接的节点上,那末 那末 由这种 节点来向存有对应数据的节点发起请求,将数据从对应节点通过内部管理交换矩阵传输过来后后,再传给客户端。也有后后 说数据是串行的传输的。分布不一定并行,有后后 并行一定是分布的。并行文件系统均要在主机客户端安装有另5个 代理,有后后 有另5个 新文件系统挂载器,用来专门实现并行访问。

 1san共享式文件系统:我觉得这种 叫法狭义上有后后 自助型、共享存储型的集群文件系统。广义上不可不还还能能 那末 泛指共享存储型的集群文件系统,能那末 是自助型,不可不还还能能 那末 是服务型。有后后 最常用的还是Stornext、中科蓝鲸BWFSIBM SanFS原本的自助型共享存储集群。San共享文件系统又可被称为:“San文件系统”。

  或

  用户在访问此共享中的文件夹时将被重定向到涵盖共享资源的网络位置。原本,用户只需知道 DFS 根目录共享即可访问整个企业的共享资源。

八、数据组织 1、数据块

七、健壮性 HDFS的主要目标有后后 实现在失败清况 下的数据存储可靠性。常见的这种 失败:Namenode failures, Datanode failures和网络分割(network partitions)

单一节点的Namenode大大错综复杂了系统的架构。Namenode负责保管和管理所有的HDFS元数据,因而用户数据就不那末 通过Namenode(也有后后 说文件数据的读写是直接在Datanode上)。文件系统的namespaceHDFS支持传统的层次型文件组织,与大多数有后后 文件系统这类,用户能那末 创建目录,并在其间创建、删除、移动和重命名文件。HDFS不支持user quotas和访问权限,有后后 支持链接(link),不过当前的架构从不排除实现什么底部形态。Namenode维护文件系统的namespace,任何对文件系统namespace和文件属性的修改都将被Namenode记录下来。应用能那末 设置HDFS保存的文件的副本数目,文件副本的数目称为文件的replication因子,这种 信息也是由Namenode保存。数据克隆技术HDFS被设计成在有另5个 大集群中能那末 跨机器地可靠地存储海量的文件。它将每个文件存储成block序列,除了最后有另5个 block,所有的block就有同样的大小。文件的所有block为了容错就有被克隆技术。每个文件的block大小和replication因子就有可配置的。Replication因子能那末 在文件创建的后后配置,后后不可不还还能能 那末 改变。HDFS中的文件是write-one,有后后 严格要求在任何后后那末 有另5个 writerNamenode全权管理block的克隆技术,它周期性地从集群中的每个Datanode接收心跳包和有另5个 Blockreport。心跳包的接收表示该Datanode节点正常工作,而Blockreport包括了该Datanode上所有的block组成的列表。



1、副本的存放,副本的存放是HDFS可靠性和性能的关键。HDFS采用这种 称为rack-aware的策略来改进数据的可靠性、有效性和网络效率的利用。这种 策略实现的短期目标是验证在生产环境下的表现,观察它的行为,构建测试和研究的基础,以便实现更先进的策略。庞大的HDFS实例一般运行在多个机架的计算机形成的集群上,不同机架间的两台机器的通讯那末 通过交换机,显然通常清况 下,同有另5个 机架内的有另5个 节点间的效率会比不同机架间的两台机器的效率大。

通过有另5个 称为Rack Awareness的过程,Namenode决定了每个Datanode所属的rack id。有另5个 简单但那末 优化的策略有后后 将副本存放在单独的机架上。原本能那末 处里整个机架(非副本存放)失效的清况 ,有后后 允许读数据的后可不还还能能 那末 从多个机架读取。这种 简单策略设置能那末 将副本分布在集群中,促进组件失败清况 下的负载均衡。有后后 ,这种 简单策略加大了写的代价,有后后 有另5个 写操作那末 传输block到多个机架。

在大多数清况 下,replication因子是3HDFS的存放策略是将有另5个 副本存放在本地机架上的节点,有另5个 副本放在同一机架上的原本节点,最后有另5个 副本放在不同机架上的有另5个 节点。机架的错误远远比节点的错误少,这种 策略后要影响到数据的可靠性和有效性。三分之一的副本在有另5个 节点上,三分之二在有另5个 机架上,有后后 保占据 剩下的机架中,这种 策略改进了写的性能。

2、副本的选泽,为了降低整体的效率消耗和读延时,HDFS会尽量让reader读最近的副本。有后后 在reader的同有另5个 机架上有有另5个 副本,那末 就读该副本。有后后 有另5个 HDFS集群跨那末 来越多个数据中心,那末 reader也将首先尝试读本地数据中心的副本。

两大阵营各有利弊。直接访问后端SAN的模式,客户端与后端的磁盘阵列之间那末 任何有后后 处里模块,有后后 其IO的效率是最高的,有后后 再加FC网络的效率,这种 系统的效率和效率均较高。有后后 相对来讲,其成本也将随着客户端数量的增大而正比增加,有后后 目前FC适配器贵死了。。。此外有后后 后端的LUN皆是由MDC来挂载和管理,而系统中的MDC数量有限(目前最多有另5个 ),有后后 一旦有另5个 MDC都出问题 ,那末 整个系统就瘫痪了。

3SafeMode

  通过 DFS(分布式文件系统),一台服务器上的某个共享点后要可不还还能能 作为驻留在有后后 服务器上的共享资源的宿主。DFS 以透明土办法链接文件服务器和共享文件夹,有后后 将其映射到单个层次底部形态,以便能那末 从有另5个 位置对其进行访问,而实际上数据却分布在不同的位置。用户从不再转至网络上的多个位置以查找所需的信息,而只需连接到:

分布式文件系统(Distributed File System)是指文件系统管理的物理存储资源不一定直接连接在本地节点上,有后后 通过计算机网络与节点相连。分布式文件系统的设计基于客户机/服务器模式。有另5个 典型的网络有后后 包括多个供多用户访问的服务器。另外,对等底部形态允许有后后 系统扮演客户机和服务器的双重角色。这类,用户能那末 “发表”有另5个 允许有后后 客户机访问的目录,一旦被访问,这种 目录对客户机来说就象使用本地驱动器一样

在大多数环境中,共享资源驻留在多台服务器上的各个共享文件夹中。要访问资源,用户或守护系统进程那末 将驱动器映射到共享资源的服务器,或指定共享资源的通用命名约定 (UNC) 路径。这类:

5、快照

精彩连接:

单处里器单用户的本地文件系统,如DOS的文件系统;

十、空间的回收 1、文件的删除和恢复

4、元数据磁盘错误

多处里器多用户的分布式文件系统,如Lustre文件系统.



传统的分布式文件系统(如NFS)中,所有数据和元数据存放在一块儿,通过单一的存储服务器提供。这种 模式一般称之为带内模式(In-band Mode)。随着客户端数目的增加,服务器就成了整个系统的瓶颈。有后后 系统所有的数据传输和元数据处里就有通过服务器,不仅单个服务器的处还能能 力有限,存储能力受到磁盘容量的限制,吞吐能力也受到磁盘I/O和网络I/O的限制。在当今对数据吞吐量要求那末 大的互联网应用中,传统的分布式文件系统有后后 真难满足应用的那末 。



有后后 互联网应用的不断发展,本地文件系统有后后 单个节点这种 的局限性,有后后 真难满足海量数据存取的那末 了,因而不得不借助分布式文件系统,把系统负载转移到多个节点上。