大话存储系列14——集群文件系统

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当 DFS 客户端请求 DFS 共享的引用时,DFS 服务器将使用分区情况汇报表 (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有另一一个多副本,可能性该站点中这麼提供副本,则连接到该站点以外的有有另一一个多副本。

3、数据完整性性

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妙招,而“并行”指的是用户对哪几种数据的访问妙招。分布和访问是有有另一一个多层面,本身含义的。

文件系统是操作系统的有有另一一个多重要组成每项,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。

1、硬件错误是常态,而非异常情况汇报,HDFS可能性是有成百上千的server组成,任何有有另一一个多组件都有可能性总爱 失效,因此错误检测和快速、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,它们主而是以流式读为主,做批量除理;比之关注数据访问的低延迟难题,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,有有另一一个多存储在上边的典型文件大小一般都有千兆至T字节,有有另一一个多单一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。有有另一一个多文件经过创建、写,关闭之后就不前要改变。这俩 假设繁杂了数据一致性难题,使高吞吐量的数据访问成为可能性。典型的如MapReduce框架,可能性有有另一一个多web crawler应用都很适合这俩 模型。5、移动计算的代价比之移动数据的代价低。有有另一一个多应用请求的计算,离它操作的数据越近就越高效,这在数据达到海量级别的之后更是这麼。将计算移动到数据周边,比之将数据移动到应用所在显然更好,HDFS提供给应用有有另另一一个多的接口。6、在异构的软硬件平台间的可移植性。NamenodeDatanodeHDFS采用master/slave架构。有有另一一个多HDFS集群是有有另另一一个多Namenode和一定数目的Datanode组成。Namenode是有有另一一个多中心服务器,负责管理文件系统的namespace和客户端对文件的访问。Datanode在集群中一般是有有另一一个多节点有有另一一个多,负责管理节点上它们附带的存储。在内部人员,有有另一一个多文件虽然分成有有另一一个多或多个block,哪几种block存储在Datanode集合里。Namenode执行文件系统的namespace操作,类事打开、关闭、重命名文件和目录,一起去决定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qq。NamenodeDatanode都有设计成都可不可以跑在普通的廉价的运行linux的机器上。HDFS采用java语言开发,因此都可不可以部署在很大范围的机器上。有有另一一个多典型的部署场景是一台机器跑有有另一一个多单独的Namenode节点,集群中的全都机器各跑有有另一一个多Datanode实例。这俩 架构太满说排除一台机器上跑多个Datanode,不过这比较少见。

3、HDFS文件系统架构

2Replication因子的减小

  DFS 拓扑从 DFS 树的根目录现在现在现在开始。趋于稳定逻辑层次社会形态顶部的 DFS 根目录映射到有有另一一个多物理共享。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。

八、数据组织 1、数据块

      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,除理器通过系统总线都可不可以直接访问。

  \\服务器名\共享名

  \\DfsServer\Dfsroot

  用户在访问此共享中的文件夹时将被重定向到中含共享资源的网络位置。有有另另一一个多,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。



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起去,通过单一的存储服务器提供。这俩 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。可能性系统所有的数据传输和元数据除理都有通过服务器,不仅单个服务器的除理能力有限,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这麼大的互联网应用中,传统的分布式文件系统可能性不能自己满足应用的前要。

于是,本身新的分布式文件系统的社会形态出现了,那而是利用存储区域网络(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。在有有另另一一个多的社会形态里,所有的应用服务器都都可不可以直接访问存储在SAN中的数据,而可不可以关于文件信息的元数据才经过元数据服务器除理提供,减少了数据传输的上边环节,提高了传输下行速率 ,减轻了元数据服务器的负载。

十、空间的回收 1、文件的删除和恢复

七、健壮性 HDFS的主要目标而是实现在失败情况汇报下的数据存储可靠性。常见的本身失败:Namenode failures, Datanode failures和网络分割(network partitions)

单除理器单用户的本地文件系统,如DOS的文件系统;

引入了IO节点之后,一方面客户端都可不可以使用廉价的以太网来访问IO节点了,花费降低;本人面,对于像Ibrix这俩 架构,所有节点都一起去作为MDC和IO节点,IO节点就都可不可以接管故障节点之后所挂载的lun以及文件系统,继续提供服务,假使 系统中还剩有有另一一个多IO节点/MDC,这麼整个系统就太满瘫痪。容错高了,付出的代价而是IO传输下行速率 的降低,毕竟以太网的下行速率 比不上光纤。

九、可访问性 HDFS给应用提供了多种访问妙招,都可不可以通过DFSShell通过命令行与HDFS数据进行交互,都可不可以通过java API调用,也都可不可以通过C语言的封装API访问,因此提供了浏览器访问的妙招。正在开发通过WebDav协议访问的妙招。具体使用参考文档。

单一节点的Namenode大大繁杂了系统的架构。Namenode负责保管和管理所有的HDFS元数据,因而用户数据就不前要通过Namenode(也而是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,与大多数全都文件系统类事,用户都可不可以创建目录,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,而是支持链接(link),不过当前的架构太满说排除实现哪几种社会形态。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。应用都可不可以设置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,这俩 信息也是由Namenode保存。数据克隆qqHDFS被设计成在有有另一一个多大集群中都可不可以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,除了最后有有另一一个多block,所有的block都有同样的大小。文件的所有block为了容错都有被克隆qq。每个文件的block大小和replication因子都有可配置的。Replication因子都可不可以在文件创建的之后配置,之后也都可不可以改变。HDFS中的文件是write-one,因此严格要求在任多会儿候可不可以有另另一一个多writerNamenode全权管理block的克隆qq,它周期性地从集群中的每个Datanode接收心跳包和有有另一一个多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采用本身称为rack-aware的策略来改进数据的可靠性、有效性和网络下行速率 的利用。这俩 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前要通过交换机,显然通常情况汇报下,同有有另一一个多机架内的有有另一一个多节点间的下行速率 会比不同机架间的两台机器的下行速率 大。

通过有有另一一个多称为Rack Awareness的过程,Namenode决定了每个Datanode所属的rack id。有有另一一个多简单但这麼优化的策略而是将副本存放在单独的机架上。有有另另一一个多都可不可以除理整个机架(非副本存放)失效的情况汇报,因此允许读数据的之后都可不可以从多个机架读取。这俩 简单策略设置都可不可以将副本分布在集群中,有益于组件失败情况汇报下的负载均衡。因此,这俩 简单策略加大了写的代价,可能性有有另一一个多写操作前要传输block到多个机架。

在大多数情况汇报下,replication因子是3HDFS的存放策略是将有有另一一个多副本存放在本地机架上的节点,有有另一一个多副本放在同一机架上的有有另另一一个多节点,最后有有另一一个多副本放在不同机架上的有有另一一个多节点。机架的错误远远比节点的错误少,这俩 策略太满影响到数据的可靠性和有效性。三分之一的副本在有有另一一个多节点上,三分之二在有有另一一个多机架上,全都保趋于稳定剩下的机架中,这俩 策略改进了写的性能。

2、副本的选取,为了降低整体的下行速率 消耗和读延时,HDFS会尽量让reader读最近的副本。可能性在reader的同有有另一一个多机架上有有另另一一个多副本,这麼就读该副本。可能性有有另一一个多HDFS集群跨太满个数据中心,这麼reader也将首先尝试读本地数据中心的副本。

5、快照

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这麼任何全都除理模块,全都其IO的下行速率 是最高的,因此去掉 FC网络的下行速率 ,这俩 系统的下行速率 和下行速率 均较高。因此相对来讲,其成本也将随着客户端数量的增大而正比增加,可能性目前FC适配器贵死了。。。此外可能性后端的LUN皆是由MDC来挂载和管理,而系统中的MDC数量有限(目前最多有有另一一个多),全都一旦有有另一一个多MDC都出难题,这麼整个系统就瘫痪了。

4、元数据磁盘错误

集群文件系统虽然最后演化成了两大阵营:有有另一一个多是客户端直接发问后端的SAN的模式,有有另另一一个多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。后者又都可不可以根据客户端访问IO节点使用协议的不同而分为更多种类。

2、集群均衡

      相对于并行地串行,即串行文件系统,而是指客户端可不可以从所有节点中的有有另一一个多节点来读写所有数据,可能性前要读写的数据这麼了所连接的节点上,这麼前要由这俩 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人员交换矩阵传输过来之后,再传给客户端。也而是说数据是串行的传输的。分布不一定并行,因此并行一定是分布的。并行文件系统均要在主机客户端安装有有另一一个多代理,可能性有有另一一个多新文件系统挂载器,用来专门实现并行访问。

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都使用有有另一一个多称为Editlog的事务日志记录下来。类事,在HDFS中创建有有另一一个多文件,Namenode就会在Editlog中插入两根记录来表示;同样,修改文件的replication因子也将往Editlog插入两根记录。Namenode在本地OS的文件系统中存储这俩 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,这俩 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。这俩 关键的元数据设计得很紧凑,因而有有另一一个多中含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,并将这俩 新版本的FsImage从内存中flush到硬盘上,因此再truncate这俩 旧的Editlog,可能性这俩 旧的Editlog的事务都可能性作用在FsImage上了。这俩 过程称为checkpoint。在当前实现中,checkpoint只趋于稳定在Namenode启动时,在不久的将来亲戚亲戚让当我们将实现支持周期性的checkpoint

Datanode并我想知道关于文件的任何东西,除了将文件中的数据保趋于稳定本地的文件系统上。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太满说在同有有另一一个多目录创建所有的文件,相反,它用启发式地妙招来选取每个目录的最佳文件数目,因此在适当的之后创建子目录。在同有有另一一个多目录创建所有的文件都有最优的选取,可能性本地文件系统可能性无法高效地在单一目录中支持多量的文件。当有有另一一个多Datanode启动时,它扫描本地文件系统,对哪几种本地文件产生相应的有有另一一个多所有HDFS数据块的列表,因此发送报告到Namenode,这俩 报告而是Blockreport

六、通讯协议所有的HDFS通讯协议都有构建在TCP/IP协议上。客户端通过有有另一一个多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抽象出有有另一一个多远程调用(RPC),在设计上,Namenode太满主动发起RPC,而是是响应来自客户端和DatanodeRPC请求。

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

2、分布式文件系统:同有有另一一个多文件系统下的文件(可能性同有有另一一个多文件的多个每项)都有被放在单一节点内,而是被分开存放在多个节点之内,这而是所谓的“分布式”的意义。分布式与共享式是对立的,全都分布式文件系统等价于非共享存储的集群文件系统。

 1san共享式文件系统:虽然这俩 叫法狭义上而是自助型、共享存储型的集群文件系统。广义上也都可不可以泛指共享存储型的集群文件系统,可算不算自助型,也可算不算服务型。因此最常用的还是Stornext、中科蓝鲸BWFSIBM SanFS有有另另一一个多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”。

3SafeMode

多除理器单用户的本地文件系统,如OS/2的文件系统;

      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,而是通过计算机网络与节点相连。

精彩连接:

平时亲戚亲戚让当我们有全都叫法:哪几种集群文件系统、san共享文件系统、分布式文件系统、并行文件系统。。等等等。。这麼哪几种概念之间到底有哪几种联系呢?

2、分布式文件系统访问妙招

1、分布式文件系统

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,用户或线程池池运行前要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。类事:



可能性互联网应用的不断发展,本地文件系统可能性单个节点本身的局限性,可能性不能自己满足海量数据存取的前要了,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。

  通过 DFS(分布式文件系统),一台服务器上的某个共享点都可不可以作为驻留在全都服务器上的共享资源的宿主。DFS 以透明妙招链接文件服务器和共享文件夹,因此将其映射到单个层次社会形态,以便都可不可以从有有另一一个多位置对其进行访问,而实际上数据却分布在不同的位置。用户太满说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:

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,以使它都可不可以找到共享文件夹。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,有有另另一一个多用户便太满说记住存储文件夹的服务器。

多除理器多用户的本地文件系统,如Unix的本地文件系统;

3、并行文件系统:都可不可以提供并行访问的集群文件系统。客户端访问哪几种被分开存储的文件时,都可不可以直接从多个节点并行地读取多个文件,可能性有有另一一个多文件的多个每项,这而是并发的直接从存有对应数据的节点上来读取哪几种数据,这而是所谓的“并行”。

  或

每个元数据服务器都可不可以向更多的应用服务器提供文件系统元数据服务。这俩 模式一般称之为带外模式(Out-of-band Mode)。最近的Storage Tank、CXFS、Lustre、BWFS等都采用有有另另一一个多的社会形态,因此它们都可不可以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妙招是,关于文件系统元数据操作的控制信息算不算和文件数据一起去都通过服务器转发传送。前者前要服务器转发,后者是直接访问。

  \\服务器名\共享名\路径\文件名

多除理器多用户的分布式文件系统,如Lustre文件系统.

3、流水线克隆qq

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,而是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。有有另一一个多典型的网络可能性包括多个供多用户访问的服务器。另外,对等社会形态允许全都系统扮演客户机和服务器的双重角色。类事,用户都可不可以“发表”有有另一一个多允许全都客户机访问的目录,一旦被访问,这俩 目录对客户机来说就象使用本地驱动器一样

根据计算环境和所提供功能的不同,文件系统可划分为3个层次,从低到高依次是: