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分布式存储--理解分布式文件系统分布式块存储分布式对象存储分布式数据库

时间：2023-12-05 02:16:45

1. 单机文件系统 vs 分布式文件系统

传统单机文件系统是计算机中一个非常重要的组件，为存储设备提供一致的访问和管理方式。在不同的操作系统中，文件系统会有一些差别，但也有一些共性几十年都没怎么变化：

数据是以文件的形式存在，提供 Open、Read、Write、Seek、Close 等API 进行访问；文件以树形目录进行组织，提供原子的重命名（Rename）操作改变文件或者目录的位置。

文件系统提供的访问和管理方法支撑了绝大部分的计算机应用，Unix 的“万物皆文件”的理念更是凸显了它的重要地位。

随着互联网企业的高速发展，这些企业对数据存储的要求越来越高，而且模式各异，如淘宝主站的大量商品图片，其特点是文件较小，但数量巨大；而类似于youtube，优酷这样的视频服务网站，其后台存储着大量的视频文件，尺寸大多在数十兆到数吉字节不等。这些应用场景都是传统文件系统不能解决的。

单机文件系统的问题：

（1）共享：无法同时为分布在多个机器中的应用提供访问，于是有了 NFS 协议，可以将单机文件系统通过网络的方式同时提供给多个机器访问。
（2）容量：无法提供足够空间来存储数据，数据只好分散在多个隔离的单机文件系统里。
（3）性能：无法满足某些应用需要非常高的读写性能要求，应用只好做逻辑拆分同时读写多个文件系统。
（4）可靠性：受限于单个机器的可靠性，机器故障可能导致数据丢失。
（5）可用性：受限于单个操作系统的可用性，故障或者重启等运维操作会导致不可用。

分布式文件系统将数据存储在物理上分散的多个存储节点上，对这些节点的资源进行统一的管理与分配，并向用户提供文件系统访问接口。

2. 分布式文件系统原理

目前比较主流的分布式文件系统架构，如下图所示。

主控服务器（或称元数据服务器、名字服务器等，通常会配置备用主控服务器以便在故障时接管服务，也可以两个都为主的模式）多个数据服务器（或称存储服务器，存储节点等）以及多个客户端，客户端可以是各种应用服务器，也可以是终端用户。

这种方式简单易实现，目前很多分布式文件系统都采用这种方式如GFS、TFS、MooseFS 等。

主控服务器在负载较大时会出现单点，较多的解决方案是配置备用服务器，以便在故障时接管服务，如果需要，主备之间需要进行数据的同步。

2.1 主控服务器

（1）命名空间的维护

Master负责维护整个文件系统的命名空间，并暴露给用户使用，命名空间的结构主要有典型目录树结构如MooseFS等，扁平化结构如淘宝TFS（目前已提供目录树结构支持），图结构（主要面向终端用户，方便用户根据文件关联性组织文件，只在论文中看到过）。

为了维护名字空间，需要存储一些辅助的元数据如文件（块）到数据服务器的映射关系，文件之间的关系等，为了提升效率，很多文件系统采取将元数据全部内存化（元数据通常较小）的方式如GFS, TFS；有些系统借则助数据库来存储元数据如DBFS，还有些系统则采用本地文件来存储元数据如MooseFS。

（2）数据服务器管理

除了维护文件系统的命名空间，Master还需要集中管理数据DS，可通过轮询DS或由DS报告心跳的方式实现。在接收到客户端写请求时，Master需要根据各个DS的负载等信息选择一组（根据系统配置的副本数）DS为其服务；当Master发现有DS宕机时，需要对一些副本数不足的文件（块）执行复制计划；当有新的DS加入集群或是某个DS上负载过高，Master也可根据需要执行一些副本迁移计划。

如果Master的元数据存储是非持久化的，则在DS启动时还需要把自己的文件（块）信息汇报给Master。在分配DS时，基本的分配方法有随机选取，RR轮转、低负载优先等，还可以将服务器的部署作为参考（如HDFS分配的策略），也可以根据客户端的信息，将分配的DS按照与客户端的远近排序，使得客户端优先选取离自己近的DS进行数据存取.

（3）服务调度

Master最终的目的还是要服务好客户端的请求，除了一些周期性线程任务外，Master需要服务来自客户端和DS的请求，通常的服务模型包括单线程、每请求一线程、线程池（通常配合任务队列）。

单线程模型下，Master只能顺序的服务请求，该方式效率低，不能充分利用好系统资源；每请求一线程的方式虽能并发的处理请求，但由于系统资源的限制，导致创建线程数存在限制，从而限制同时服务的请求数量，另外，线程太多，线程间的调度效率也是个大问题；线程池的方式目前使用较多，通常由单独的线程接受请求，并将其加入到任务队列中，而线程池中的线程则从任务队列中不断的取出任务进行处理。

（4）主备（主）容灾

Master在整个分布式文件系统中的作用非常重要。

为了避免Master的单点问题，通常会为其配置备用服务器，以保证在主控服务器节点失效时接管其工作。通常的实现方式是通过HA、UCARP等软件为主备服务器提供一个虚拟IP提供服务，当备用服务器检测到主宕机时，会接管主的资源及服务。

如果Master需要持久化一些数据，则需要将数据同步到备用Master，对于元数据内存化的情况，为了加速元数据的构建，有时也需将主上的操作同步到备Master。

处理方式可分为同步和异步两种。

同步方式将每次请求同步转发至备Master，这样理论上主备时刻保持一致的状态，但这种方式会增加客户端的响应延迟（在客户端对响应延迟要求不高时可使用这种方式），当备Master宕机时，可采取不做任何处理，等备Master起来后再同步数据，或是暂时停止写服务，管理员介入启动备Master再正常服务（需业务能容忍）；异步方式则是先暂存客户端的请求信息（如追加至操作日志），后台线程重放日志到备Master，这种方式会使得主备的数据存在不一致的情况，具体策略需针对需求制定。

2.2 数据服务器

（1）数据本地存储

数据服务器负责文件数据在本地的持久化存储，最简单的方式是将客户每个文件数据分配到一个单独的DS上作为一个本地文件存储，但这种方式并不能很好的利用分布式文件系统的特性，很多文件系统使用固定大小的块来存储数据如GFS, TFS, HDFS，典型的块大小为64M。

对于小文件的存储，可以将多个文件的数据存储在一个块中，并为块内的文件建立索引，这样可以极大的提高存储空间利用率。

Facebook用于存储照片的HayStack系统的本地存储方式为，将多个图片对象存储在一个大文件中，并为每个文件的存储位置建立索引，其支持文件的创建和删除，不支持更新（通过删除和创建完成），新创建的图片追加到大文件的末尾并更新索引，文件删除时，简单的设置文件头的删除标记，系统在空闲时会对大文件进行compact把设置删除标记且超过一定时限的文件存储空间回收（延迟删除策略）。

淘宝的TFS系统采用了类似的方式，对小文件的存储进行了优化，TFS使用扩展块的方式支持文件的更新。对小文件的存储也可直接借助一些开源的KV存储解决方案，如Tokyo Cabinet（HDB, FDB, BDB, TDB）、Redis等。

对于大文件的存储，则可将文件存储到多个块上，多个块所在的DS可以并行服务，这种需求通常不需要对本地存储做太多优化。

（2）状态维护

DS除了简单的存储数据外，还需要维护一些状态，首先它需要将自己的状态以心跳包的方式周期性的报告给Master，使得Master知道自己是否正常工作，通常心跳包中还会包含DS当前的负载状况（CPU、内存、磁盘IO、磁盘存储空间、网络IO等、进程资源，视具体需求而定），这些信息可以帮助Master更好的制定负载均衡策略。

很多分布式文件系统如HDFS在外围提供一套监控系统，可以实时的获取DS或Master的负载状况，管理员可根据监控信息进行故障预防。

（3）副本管理

为了保证数据的安全性，分布式文件系统中的文件会存储多个副本到DS上，写多个副本的方式，主要分为3种。

最简单的方式是客户端分别向多个DS写同一份数据，如DNFS采用这种方式；第2种方式是客户端向主DS写数据，主DS向其他DS转发数据，如TFS采用这种方式；第三种方式采用流水复制的方式，client向某个DS写数据，该DS向副本链中下一个DS转发数据，依次类推，如HDFS、GFS采取这种方式。

当有节点宕机或节点间负载极不均匀的情况下，Master会制定一些副本复制或迁移计划，而DS实际执行这些计划，将副本转发或迁移至其他的DS。DS也可提供管理工具，在需要的情况下由管理员手动的执行一些复制或迁移计划。

2.3 客户端

（1）接口

用户最终通过文件系统提供的接口来存取数据，linux环境下，最好莫过于能提供POSIX接口的支持，这样很多应用（各种语言皆可，最终都是系统调用）能不加修改的将本地文件存储替换为分布式文件存储。

要想文件系统支持POSIX接口，

一种方式时按照VFS接口规范实现文件系统，这种方式需要文件系统开发者对内核有一定的了解；另一种方式是借助FUSE()软件，在用户态实现文件系统并能支持POSIX接口，但是用该软件包开发的文件系统会有额外的用户态内核态的切换、数据拷贝过程，从而导致其效率不高。很多文件系统的开发借助了fuse，参考/apps/mediawiki/fuse/index.php?title=FileSystems。

如果不能支持POSIX接口，则为了支持不同语言的开发者，需要提供多种语言的客户端支持，如常用的C/C++、java、php、python客户端。使用客户端的方式较难处理的一种情况时，当客户端升级时，使用客户端接口的应用要使用新的功能，也需要进行升级，当应用较多时，升级过程非常麻烦。

目前一种趋势是提供Restful接口的支持，使用http协议的方式给应用（用户）访问文件资源，这样就避免功能升级带来的问题。

另外，在客户端接口的支持上，也需根据系统需求权衡，比如write接口，在分布式实现上较麻烦，很难解决数据一致性的问题，应该考虑能否只支持create（update通过delete和create组合实现），或折中支持append，以降低系统的复杂性。

（2）缓存

分布式文件系统的文件存取，要求客户端先连接Master获取一些用于文件访问的元信息，这一过程一方面加重了Master的负担，一方面增加了客户端的请求的响应延迟。

为了加速该过程，同时减小Master的负担，可将元信息进行缓存，数据可根据业务特性缓存在本地内存或磁盘，也可缓存在远端的cache系统上如淘宝的TFS可利用tair作为缓存（减小Master负担、降低客户端资源占用）。

维护缓存需考虑如何解决一致性问题及缓存替换算法，一致性的维护可由客户端也可由服务器完成：

一种方式是客户端周期性的使cache失效或检查cache有效性（需业务上能容忍）或由服务器在元数据更新后通知客户端使cache失效（需维护客户端状态）。使用得较多的替换算法如LRU、随机替换等。

（3）其他

客户端还可以根据需要支持一些扩展特性，如将数据进行加密保证数据的安全性、将数据进行压缩后存储降低存储空间使用，或是在接口中封装一些访问统计行为，以支持系统对应用的行为进行监控和统计。

3. 分布式文件系统对比

3.1 HDFS

出自 Yahoo 的 Hadoop 算是 Google 的 GFS、MapReduce 等的开源Java实现版，HDFS 也是基本照搬 GFS 的设计，这里就不再重复了，下图是HDFS的架构图。

HDFS的可靠性和可扩展能力还是非常不错的，有不少几千节点和 100PB 级别的部署，支撑大数据应用表现还是很不错的，少有听说丢数据的案例（因为没有配置回收站导致数据被误删的除外）。

HDFS 的 HA 方案是后来补上的，做得比较复杂，以至于最早做这个 HA 方案的 Facebook 在很长一段时间（至少3年）内都是手动做故障切换（不信任自动故障切换）。

因为 NameNode 是 Java 实现的，依赖于预先分配的堆内存大小，分配不足容易触发 Full GC 而影响整个系统的性能。有一些团队尝试把它用 C++ 重写了，但还没看到有成熟的开源方案。

HDFS 也缺乏成熟的非 Java 客户端，使得大数据（Hadoop等工具）以外的场景（比如深度学习等）使用起来不太方便。

3.2 MooseFS

MooseFS 是来自波兰的开源分布式 POSIX 文件系统，也是参照了 GFS 的架构，实现了绝大部分 POSIX 语义和 API，通过一个非常成熟的 FUSE 客户端挂载后可以像本地文件系统一样访问。MooseFS 的架构如下图所示：

MooseFS 支持快照，用它来做数据备份或者备份恢复等还是恢复方便的。

MooseFS 是由 C 实现的，Master 是个异步事件驱动的单线程，类似于 Redis。不过网络部分使用的是 poll 而不是更高效的 epoll，导致并发到 1000 左右时 CPU 消耗非常厉害。

开源的社区版没有HA，是通过 metalogger 来实现异步冷备，闭源的收费版有 HA。

为了支持随机写操作，MooseFS 中的 chunk 是可以修改的，通过一套版本管理机制来保证数据一致性，这个机制比较复杂容易出现诡异问题（比如集群重启后可能会有少数 chunk 实际副本数低于预期）。

3.3 CephFS

CephFS 始于 Sage Weil 的博士论文研究，目标是实现分布式的元数据管理以支持 EB 级别数据规模。，Sage Weil 成立了 InkTank 继续支持 CephFS 的开发，于被 Redhat 收购。直到年，CephFS 才发布可用于生产环境的稳定版（CephFS 的元数据部分仍然是单机的）。现在，CephFS 的分布式元数据仍然不成熟。

Ceph 是一个分层的架构，底层是一个基于 CRUSH（哈希）的分布式对象存储，上层提供对象存储（RADOSGW）、块存储（RDB）和文件系统（CephFS）三个API，如下图所示。

用一套存储系统来满足多个不同场景的存储需求（虚拟机镜像、海量小文件和通用文件存储）还是非常吸引人的，但因为系统的复杂性需要很强的运维能力才能支撑，实际上目前只有块存储还是比较成熟应用得比较多，对象存储和文件系统都不太理想，听到不少负面的使用案例（他们用过一段时间Ceph 后就放弃了）。

3.4 分布式块存储 vs 分布式文件存储 vs 分布式对象存储

块设备速度快，对存储的数据没有进行组织管理，但在大多数场景下，用户数据读写不方便（以块设备位置offset + 数据的length来记录数据位置，读写数据）。

而在块设备上构建了文件系统后，文件系统帮助块设备组织管理数据，数据存储对用户更加友好（以文件名来读写数据）。Ceph文件系统接口解决了“Ceph块设备+本地文件系统”不支持多客户端共享读写的问题，但由于文件系统结构的复杂性导致了存储性能较Ceph块设备差。

对象存储接口是一种折中，保证一定的存储性能，同时支持多客户端共享读写。

4. 分布式数据库

根据不同的应用的领域，分布式存储系统有下面的类别：

分布式协同系统（分布式日志复制）分布式任务调度框架流计算框架分布式文件/对象系统分布式NoSQL存储分布式关系数据库（OLAP、OLTP）；各种消息队列mq

分布式数据库有那些类别？

Key-Value 存储: Redis类BigTable存储: Apache HBase, Apache Cassandra文档数据库: MongoDB

Key-Value 键值对存储是非常简单而强大的。下面的很多技术基本上都是基于这个技术开始发展的。但是，Key-Value有一个非常致命的问题，那就是如果我们需要查找一段范围内的key。（陈皓注：学过hash-table数据结构的人都应该知道，hash-table是非序列容器，其并不像数组，链接，队列这些有序容器，我们可以控制数据存储的顺序）。于是，有序键值（Ordered Key-Value）数据模型被设计出来解决这一限制，来从根本上提高数据集的问题。

Ordered Key-Value 有序键值模型也非常强大，但是，其也没有对Value提供某种数据模型。通常来说，Value的模型可以由应用负责解析和存取。这种很不方便，于是出现了 BigTable类型的数据库，这个数据模型其实就是map里有map，map里再套map，一层一层套下去，也就是层层嵌套的key-value（value里又是一个key-value），这种数据库的Value主要通过“列族”（column families），列，和时间戳来控制版本。

Document databases 文档数据库改进了 BigTable 模型，并提供了两个有意义的改善。第一个是允许Value中有主观的模式（scheme），而不是map套map。第二个是索引。 Full Text Search Engines 全文搜索引擎可以被看作是文档数据库的一个变种，他们可以提供灵活的可变的数据模式（scheme）以及自动索引。他们之间的不同点主要是，文档数据库用字段名做索引，而全文搜索引擎用字段值做索引。

4.1 Redis

(1) Redis简介

redis是开源BSD许可高级的key-value存储系统(NoSQL)，可以用来存储字符串，哈希结构，链表，集合，因此，常用来提供数据结构服务，Redis支持数据的持久化，可以将内存中的数据保存在磁盘中，重启的时候可以再次加载进行使用。支持简单的key-value类型的数据，同时还提供list，set，zset，hash等数据结构的存储。Redis支持数据的备份，即master-slave模式的数据备份。

（2）Redis应用场景

A）常规计数：粉丝数，微博数

B）用户信息变更

C）缓存处理，作为mysql的缓存

D）队列系统，建有优先级的队列系统，日志收集系统

（3）Redis的优缺点

优点：

(1) 速度快，因为数据存在内存中，类似于HashMap，HashMap的优势就是查找和操作的时间复杂度都是O(1)

(2) 支持丰富数据类型，支持string，list，set，sorted set，hash

(3) 支持事务，操作都是原子性，所谓的原子性就是对数据的更改要么全部执行，要么全部不执行

(4) 丰富的特性：可用于缓存，消息，按key设置过期时间，过期后将会自动删除

缺点：

（1）Redis不具备自动容错和恢复功能，主机从机的宕机都会导致前端部分读写请求失败，需要等待机器重启或者手动切换前端的IP才能恢复

（2）主机宕机，宕机前有部分数据未能及时同步到从机，切换IP后还会引入数据不一致的问题，降低了系统的可用性

（3）redis的主从复制采用全量复制，复制过程中主机会fork出一个子进程对内存做一份快照，并将子进程的内存快照保存为文件发送给从机，这一过程需要确保主机有足够多的空余内存。若快照文件较大，对集群的服务能力会产生较大的影响，而且复制过程是在从机新加入集群或者从机和主机网络断开重连时都会进行，也就是网络波动都会造成主机和从机间的一次全量的数据复制，这对实际的系统运营造成了不小的麻烦

（4）Redis较难支持在线扩容，在集群容量达到上限时在线扩容会变得很复杂。为避免这一问题，运维人员在系统上线时必须确保有足够的空间，这对资源造成了很大的浪费。

（4）Redis的持久化方案

redis提供两种方式进行持久化，一种是RDB持久化（原理是将Reids在内存中的数据库记录定时dump到磁盘上的RDB持久化），另外一种是AOF（append only file）持久化（原理是将Reids的操作日志以追加的方式写入文件）。

RDB持久化是指在指定的时间间隔内将内存中的数据集快照写入磁盘，实际操作过程是fork一个子进程，先将数据集写入临时文件，写入成功后，再替换之前的文件，用二进制压缩存储。