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1、word第十章、分布式文件系统名字空间实现研究1、空间概述名字空间(Namespace)即文件系统文件目录的组织方式，是文件系统的重要组成局部，为用户提供可视化的、可理解的文件系统视图，从而解决或降低人类与计算机之间在数据存储上的语义间隔。目前树状结构的文件系统组织方式与现实世界的组织结构最为相似，被人们所广泛承受。因此绝大多数的文件系统皆以Tree方式来组织文件目录，包括各种磁盘文件系统(EXTx, XFS, JFS, Reiserfs, ZFS, Btrfs, NTFS, FAT32等)、网络文件系统(NFS, AFS, CIFS/SMB等)、集群文件系统(Lustre, PNFS, PV
2、FS, GPFS, PanFS等)、分布式文件系统(GoogleFS, HDFS, MFS, KFS, TaobaoFS, FastDFS等)。随着面向对象存储和云存储的开展，出现了一种称为偏平化(Flat)的文件系统组织方式，典型代表有Lustre, PanFS, Amazon S3, Google Storage。这种方式把所有文件目录看作对象Object，每一个对象有一个全局唯一的标识UUID，户使用此UUID(而非路径)来访问存储系统。然而，UUID仅仅对计算机有意义，在用户接口层往往还是需要提供树状文件系统视图，再由系统在Path和UUID之间进展转换。在对象存储层，对象或对象数据分
3、片以文件形式存储在磁盘文件系统之上，物理存储层仍然是树状存储结构。另外，对于法规遵从数据存储领域广泛使用的固定内容存储系统CAS(Content addressed storage, 内容寻址存储)，采用基于对象的存储系统，机制与此类似。具体实现上，磁盘文件系统的名字空间直接在磁盘上来实现，通常以B*/B+/B-树的形式来组织，元数据和数据存储在一样的介质上。而对于分布式文件系统来说，元数据和数据和存储和访问是别离的，这是由高性能、可用性、可扩展性等设计要求所决定的。通常，数据的存取由I/O服务器来实现，而元数据由元数据服务器来负责。名字空间是元数据服务器的核心任务之一，此外可能还要负责安全机
4、制(如授权与认证)、锁机制、I/O负载均衡等。因此，由于元数据与数据的别离，分布式文件系统名字空间实现的自由度比拟大，实现方式有更多的选择空间。这里将要介绍四种分布式文件系统名字空间实现机制，均为树状文件系统视图，大致分为基于文件系统的实现和基于全内存的实现，但不包括基于数据库的实现。基于数据库来实现文件系统名字间有众所周知的性能问题，尤其是递归遍历文件目录空间。2、文件系统名字空间实现(1)基于文件系统的设计这是一种站在巨人肩膀上的设计。磁盘文件系统本身就是树状结构视图，因此可以利用这现成的机制在元数据服务器上实现名字空间。对于分布式文件系统中的每一个目录或文件，在元数据服务器的本地文件系统
5、之上一一对应创建一个目录或文件(以下称为元目录和元文件)，两者之间的映射关系如图1所示。元目录用来表示DFS中的目录，其元目录属性保存DFS目录属性；元文件用来表示DFS中的文件，元文件属性保存DFS文件属性，元文件内容如此用来保存元数据，包括更详细的文件属性、访问控制信息、数据分片信息、数据存储位置等信息。图1 基于文件系统的设计(DFS与本地文件系统名字映射)基于文件系统我们以极小的代价构建了DFS的名字空间，实现起来简单快速。元文件仅用来存储数据文件的元数据，一般都是小于1KB的小文件，如果文件目录数量达到千万量级就会形成LOSF(Lots of small files)的性能问题。实际
6、应用中如何来解决这种问题呢？目前主要有两种解决方法，一是采用适合海量小文件存储的文件系统。Reiserfs对小文件存储进展了特别优化，它不仅文件查找效率高，而且节省磁盘存储空间，实际测试结果也验证了这一点。二是采用高性能的存储介质，尤其是IOPS指标。非常幸运，固态硬盘SSD技术上已经比拟成熟，本钱不断降低，非常适合高性能的存储应用。SSD的特点是IOPS高，普通SSD读写IPOS可以达到10000 50000，高端SSD甚至可以达到100000以上，而FC、SAS、SATA磁盘的IPOS根本小于300，远远小于SSD。因此，采用SSD和Reiserfs文件系统，性能能够得到大幅提升，大多数应
7、用问题不大。(2)基于全内存的分层设计这种方式与HDFS实现相仿。与基于文件系统的实现不同，名字空间完全在元数据服务器的内存中，使用层次结构来表示，如图2所示。这种层次结构相当于一棵树，每个结点表示DFS的一个目录或文件，结点的孩子结点理论上没有数量限制(取决于内存可用量)，孩子结点使用动态数组来表示。结点数据结构如下所示，其中metadata表示(1)中文件目录类似的元数据信息，children是孩子结点动态数组，使用二分法实现插入、查找和删除操作，严格按照名称进展升序排序。图2 基于全内存的分层设计cppview plaincopyprint?1. structinode2. char*d
8、name;/*目录或文件名，不包括路径*/3. char*metadata;/*元数据*/4. structinode*children;/*孩子结点数组*/5. uint32_tcount;/*子目录和文件计数器*/6. ;对于文件系统ls操作，首先对路径进展解析并拆分成独立的目录名，然后从root结点开始查找，孩子结点数组使用logN的二分搜索BinarySearch查找，直到找到对应的目录结点，然后遍历结点的孩子结点数组即可。假设目录深度为h，目录宽度为n，如此查找目录文件的时间复杂度为O(h * log(n)。对于文件系统来说，这种查找时间复杂度显得有点高，尤其是目录层次很深、子目录文
9、件数量庞大的分布式文件系统。HDFS的设计思想源自GFS，可是在名字空间设计上还是与GFS存在一定的差距，可谓形似而神不似。另外，全内存设计对内存需求比拟高，假设每个目录文件的元数据大小为100字节，如此1千万目录文件的元数据大小总量约等于1,000,000,000 = 1GB。如果需要支持更多的目录文件，如此需要应增加内存量。(3)基于全内存的Hash设计这种方式与GFS实现相仿。GFS论文中指出其名字空间采用了全内存设计、偏平式组织、前缀压缩算法、二分查找算法、没有支持ls的数据结构，论文中还指出ls操作的效率较低。GFS没有开源，不像HDFS可以查阅原代码，因此也无法完全重现GFS的名字
10、空间实现，根本全内存的Hash设计可能比拟接近其设计。这种设计采用Hash和二分查找相结合的来实现，即目录以完整的绝对路径进展hash定位，该目录下的孩子结点使用二分查找进展定位，如图3所示。它与分层设计的主要不同在于，只需要一次hash和一次二分查找，而分层设计需要屡次的二分查找，在性能上更优。我们仅对目录进展Hash，名字空间具有一定的偏平性，但没有达到GFS的完全偏平；子文件目录不包括父路径局部，相当于作了前缀压缩，但不如分层前缀压缩彻底。大胆猜想，GFS可能采用了全HASH设计或全列表设计，ls操作通过前缀匹配来实现，即具有一样前缀的文件属于同一个目录，如此实现名字空间。图3 基于内存
11、的hash设计这种设计下，查找指定文件或执行ls，首先将路径分解成父路径名和目录文件名，对父路径名进展hash运算定位至其孩子结点列表，然后二分查找指定文件，或者遍历孩子结点列表实现ls操作。假设目录宽度为n，查找时间复杂性为log(n)，在内存占用量上要稍稍大于分层设计，因为目录结点均重复一次。这种设计具有支持ls的数据结构，相对于GFS来说，执行ls效率要高出许多，如果GFS是全Hash设计如此需要遍历整个文件空间进展前缀匹配，如果GFS是全列表设计如此需要以父路径名进展二分查找然后局部前缀匹配。(4)基于全内存的双重Hash设计这种方式是对基于全内存hash设计的改良。它先对目录进展第一
12、次hash运算，然后对子文件目录进展第二次hash运算，从而将查找时间复杂性从log(n)进一步降低至O(2)，如图4所示。目录Hash表是全局的，而目录结点的Hash表是局部的，每一个目录结点都包含一个Hash表，仅用来存储本目录下的子文件目录信息，目录结点数据结构如下所示。图4 基于内存的双重hash设计cppview plaincopyprint?1. structinode2. char*dname;/*目录或文件名，包括路径*/3. char*metadata;/*元数据*/4. hashtable*children;/*孩子结点hash表*/5. uint32_tcount;/*子
13、目录和文件计数器*/6. ;struct inode char *dname; /* 目录或文件名，包括路径 */char *metadata; /* 元数据 */hashtable *children; /* 孩子结点hash表 */uint32_t count; /* 子目录和文件计数器 */;对于文件系统ls操作，对路径名进展一次hash运算定位到目录结点，然后对目录结点中的hash表进展遍历即可。文件查找时，首先将路径名分解成父路径名和文件目录名，对父路径名进展hash运算定位父目录结点，然后对文件目录名进展hash运算并在父目录结点中的hash表进展定位。目录结点中的hash表初始为
14、未创建，直到第一次创建子文件目录时方才创建，hash表项数量定义为平均目录包含的子文件目录数量，在性能和内存空间节省之间进展折中。如果内存充足，hash表项数量应该尽量设置大些，以达到更好的散列效果。与基于全内存的Hash设计相比，这种设计查找性能上更上层楼，内存消耗相应有所增加。3、分析与应用选择上述分布式文件系统名字空间的四种实现方式，按照实现位置划分，可分为基于文件系统的实现和基于内存的实现。基于文件系统实现的优点是实现简单，内存要求低，可以运行在普通的机器上，缺点是性能可能较低。如果采用SSDReiserfs实现，性能应该不是大问题，但本钱也随之提高许多。基于内存实现的优点是性能高，缺点是对内存要求极高，实现起来比拟复杂，并需要对内存的名字空间进展持久性保护措施防止意外宕机或出错。基于内存的三种实现，性能方面双重hash设计 hash设计 分层设计，内存需求方面如此相反。实际实现和应用中，应该结合本钱预算和性能需求进展选择，选择的原如此是，在满足设计要求的前提下尽量争取性价比最大化。6 / 6
第十章、分布式件系统名字空间实现地地研究
