Страж файлового дерева: развертываем распределенную файловую систему DFS. Эти разные корни. Взаимодействия внутри системы

Оставьте комментарий 6,950

Сегодня уже трудно кого-либо удивить разветвленными сетями со сложной
топологией, наличием удаленных и мобильных офисов. Для администратора
организация любого сервиса в таких условиях — дело непростое. Но не нужно
забывать и о наших пользователях — им в этом случае придется работать с большим
количеством разрозненных устройств и ресурсов, находящихся на различных
компьютерах и серверах сети, соответственно, поиск необходимой информации может
быть крайне затруднен. позволяет решить эту
проблему. Давай посмотрим, как именно.

Назначение и возможности DFS

Распределенная файловая система DFS (Distributed File System ) появилась как
стандартный компонент еще в Win2k. Ее задача — облегчить управление, доступ и
поиск данных в сети. Для этого файловые ресурсы, находящиеся на разных
компьютерах, объединяются в единое логическое пространство имен. Пользователь,
вместо того чтобы запоминать имена всех общих сетевых ресурсов (Universal Naming
Convention, UNC), вроде \\Server\Folder, будет обращаться к единому пространству
UNC-имен, в котором объединены все серверы и общие ресурсы сети. А на каком
конкретно компьютере находится запрашиваемый файл, уже забота DFS , пользователю
не нужно беспокоиться о реальном расположении файла. При обращении клиента он
просто перебрасывается на нужный ему каталог. На месте источника, на который
указывает ссылка, может быть любая операционная система, к ресурсам которой
можно обратиться, используя UNC (Windows, Linux, xBSD, NetWare). Физические
объекты, связанные ссылками с DFS , называются целевыми объектами (targets) или
репликами (replics).

Но удобство для пользователей и администраторов — далеко не самое важное из
основных преимуществ DFS . Дело в том, что с одним логическим именем может быть
связано несколько общих ресурсов, в которых хранится идентичная информация.
Такой набор альтернативных общих ресурсов, связанных с одним логическим именем
DFS , называется набором реплик. И если общие ресурсы находятся в одном
пространстве доменного корня DFS и располагаются на серверах Win2k или Win2k3,
есть возможность настроить автоматическую синхронизацию информации между ними.
Пользователь, обратившийся к DFS , обычно перенаправляется к ближайшей реплике, и
если она не доступна, он будет перенаправлен к альтернативному ресурсу. Для
уменьшения нагрузки на сервер DFS на стороне клиента данные кэшируются, поэтому
при частом обращении к одному и тому же ресурсу каждый запрос к DFS не
производится. Таким образом, автоматическое резервирование важной информации ,
реализованное в DFS , еще и повышает отказоустойчивость всей системы (выход
одного сервера или дискового устройства не повлияет на работу пользователей).
Хотя следует помнить, что DFS не создавалась для работы часто с обновляющимися
данными, и особенно для тех случаев, когда файл одновременно может обновляться в
нескольких местах (в DFS остается та версия файла, где были внесены последние
изменения).

В реализации DFS в Win2k можно было разместить только одно пространство имен,
в Win2k3 их может быть уже несколько. В Win2k3 R2 появилась новая версия этой
системы — DFS Namespaces , в которой многие вопросы уже решены. За репликацию
данных в Win2k3 SP1 и SP2 отвечает FRS (File Replication Server ), в Win2k3 R2 —
DFS Replicatio n. Главным их отличием является то, что в FRS самым маленьким
объектом, подлежащим репликации, является файл, в DFS Replication используется
более развитая технология RDC (Remote Differential Compression ), которая умеет
копировать только изменившиеся части файла, а функция cross-file RDC меньше
нагружает канал при копировании новых файлов. Таким образом, использование DFS
еще и уменьшает нагрузку на сеть, что особенно актуально для удаленных офисов с
недостаточной пропускной способностью. В службе DFS не используется никаких
дополнительных средств обеспечения безопасности. При обращении к targets
проверяются только права доступа файловой системы и установленные для этих
объектов разрешения в каталоге Active Directory.

Эти разные корни

Начальной точкой для всех имен дерева DFS служит корень распределенной
файловой системы. Фактически корень — это некоторый общий ресурс, находящийся на
сервере, все остальные логические имена системы DFS будут подключаться как
следующий иерархический уровень. Корни в DFS могут быть двух видов, каждый
отличается способами хранения данных и возможностями. Изолированный (автономный)
корень (Standalone DFS ) не связан с Active Directory, и все ссылки на сетевые
ресурсы хранятся в реестре самого сервера DFS . Такой корень не использует
DFS
Replication , то есть не предполагает дублирование информации на другие ресурсы,
и поэтому не обеспечивает отказоустойчивость. При выходе из строя сервера DFS
вся иерархия становится не доступной, хотя пользователи могут обращаться к
ресурсам напрямую. К слову, несколько Standalone DFS серверов способны работать
в кластере, поэтому эта проблема может быть решена. Если сервер DFS является
членом домена, используется доменный корень (Domain-based DFS ). При таком
варианте можно подключать несколько реплик и использовать DFS Replication для
репликации как самого корня, так и ссылок DFS . Если в Domain-based DFS корни
находятся на компьютерах под управлением Win2k и Win2k3, то такой корень
называется "Mixed mode domain DFS ".

При доменном DFS вся информация о пространстве имен находится на контроллере
домена, к которому периодически обращается сервер DFS . Учитывая синхронизацию
между DFS в домене, которая становится все более сложной при каждом изменении
структуры, эти запросы могут быть узким местом в системе, поэтому в этом случае
также есть некоторые ограничения. Так в Win2k существовало ограничение на 16
корней для одного пространства имен. В Win2k3 это ограничение снято, так как
сервер DFS теперь может обращаться к любому DC, а не только к эмулятору PDC.
Второе ограничение доменных корней связано с тем, что вся структура хранится в
специальном объекте, который также необходимо дублировать на всех DC при любом
малейшем изменении в структуре DFS . В документации рекомендуется ограничивать
максимальный размер объекта 5-тью Мб, что приблизительно соответствует 5000
ссылкам (каталогам). Эта величина зависит от многих параметров, длины имени
ссылок, наличия и размера комментариев, которые также хранятся в этом объекте.
Но в среднем DFS редко когда превышает 50-100 ссылок, и после первоначальной
настройки она остается в основном статичной, а значит, часто дублироваться не
будет, и этих ограничений достигнуть просто не удастся. Кстати, в будущей
Windows 2008 ограничение в 5000 ссылок уже снято, но для этого все серверы
должны работать под управлением Longhorn. Для Standalone DFS рекомендованный
лимит ссылок на порядок выше и составляет 50000 ссылок .

Настройка DFS

Для примера настроим DFS на компьютере под управлением Win2k3 с SP2, все
настройки в SP1 аналогичны. В настройках DFS в R2 и Win2k есть некоторые
отличия, но не настолько глобальные, чтобы не разобраться самостоятельно. Все
управление распределенной файловой системой выполняется централизованно с
помощью оснастки MMC "Распределенная файловая система DFS ", которую можно
вызвать во вкладке "Администрирование" Панели управления Windows. С ее помощью
можно создавать и удалять корни, подключаться к любым корням DFS . Удобно, что в
одной вкладке может отображаться несколько корней DFS . В случае работы корня в "Mixed
mode domain DFS ", то есть когда реплики и корни DFS располагаются на компьютерах
под управлением разных версий Windows, управление DFS необходимо производить с
компьютера, работающего под Win2k3. Как вариант, можно установить пакет Win2k3 Administration Tools Pack (adminpak.msi), который лежит в свободном доступе на
сайте корпорации. В этом случае для управления можно использовать и компьютеры с
WinXP. Информацию по этому пакету найдешь по адресу

support.microsoft.com/kb/304718 . Кроме этого, для работы с DFS также можно
использовать утилиты командной строки dfscmd.exe и dfsutil.exe. Последняя имеет
больше возможностей, но по умолчанию не включена в состав операционной системы,
чтобы ее использовать, необходимо установить пакет Win2k3 Support Tools. Обрати
внимание, что для успешной установки Support Tools требуется скачать два файла:
suptools.msi и support.cab.

Для создания нового корня вызываем оснастку, щелкаем мышкой по заголовку и в
контекстном меню выбираем "Создать корень" (New Root), как вариант, можно
выбрать аналогичный пункт в меню "Действие". Появляется Мастер создания нового
корня (New Root Wizard), следуем его подсказкам. На втором шаге выбираем тип
создаваемого корня (доменный или изолированный), указываем несущий домен и
сервер. После проверки соединения с выбранным сервером вводим имя корня. Обрати
внимание, как будет выглядеть UNC путь к новому корню, по умолчанию \\server\nameshare.
Так как на данный момент общего каталога не существует, на следующем шаге нужно
выбрать локальный каталог, который будет использоваться в качестве общего. Этот
каталог не содержит реальных данных, в нем будут находиться ссылки, указывающие
на физическое расположение данных. Мастер создает ресурсы, разрешающие чтение и
выполнение членам группы Пользователи. При необходимости следует скорректировать
разрешения. Теперь нажимаем кнопку Готово, новый корень появится в окне консоли.
Если сервер работает под управлением Win2k3, аналогичным образом создаем и
другие корни. С помощью команды Проверить статус (Check Status), вызываемую из
меню консоли или контекстного меню, можно проверить состояние реплики. Состояние
будет указано в одноименном столбце и рядом с именем появится кружок с отметкой.
Если она зеленого цвета, значит, все нормально. Для проверки можно зайти по
указанному UNC или использовать на локальном компьютере команду «net share» или
«net view computer_name» с удаленного. Команда «dfsutil /Root:\\server\share /View»
покажет информацию о DFS .

>dfsutil /Root:\\server.com\first /View
DFS Utility Version 5.2 (built on 5.2.3790.3959)
Domain Root with 0 Links
Root Name="\\SERVER\first" Comment="first Root" State="1" Timeout="300"
Target Server="GRINDERS" Folder="first" State="2"

После создания корня его можно опубликовать в Active Directory. Для этого в
контекстном меню выбираем Свойства, переходим на вкладку Публикация и
устанавливаем флажок "Опубликовать этот корень в Active Directory". Доменные
корни публикуются автоматически и в обязательном порядке.

Создание ссылок

После создания корня можно начинать подключать общие ресурсы. Для чего в том
же контекстном меню выбираем пункт Создать ссылку (New Link). В появившемся окне
"Новая ссылка", в поле "Имя ссылки", вводим имя ссылки, под которым она будет
доступна в DFS, затем чуть ниже UNC-путь к целевому каталогу (должен уже
существовать). Для поиска общих ресурсов можно использовать кнопку Обзор, чуть
ниже можно изменить время кэширования этой ссылки для клиентов DFS (по умолчанию
1800 сек). По окончании нажимаем кнопку ОК. Команда «dfsutil /view» должна
показать состояние всех подключенных ссылок и их свойства. Если в сети работает
несколько серверов, есть возможность добавить реплику, указывающую на
альтернативную ссылку. Реплика на корень или отдельный объект создается
аналогично, только в первом случае в контекстном меню выбираем пункт "Создать
корневую целевую папку", а во втором – "Создать папку".

Общие ресурсы, с которыми будет производиться репликация, должны
располагаться в разделах с файловой системой NTFS на компьютерах, работающих под
управлением серверных версий Windows от 2000 (лучше 2003). В поле "Путь к
целевой общей папке" появившегося окна вводим или при помощи кнопки Обзор
указываем общий ресурс, располагающийся на другом компьютере. В том случае если
для синхронизации информации между этими ресурсами планируется использовать
альтернативные программы (или синхронизация будет производиться вручную),
следует снять флажок "Добавить эту целевую папку к набору репликации" (Add this
target to the replication set). Нажимаем ОК, и появляется Мастер настройки
репликации (Configure Replication Wizard), который поможет выбрать
мастер-реплику и топологию репликации. На первом шаге указываем каталог, который
будет использоваться в качестве основного целевого, вся информация из этого
каталога затем будет скопирована в другую папку. Последняя должна быть пустой,
если в ней есть файлы, они будут скопированы во временный каталог, а затем
удалены. Если общий ресурс по каким-либо причинам не подходит для репликации
(например, расположен не в разделе с NTFS), он будет отмечен красным крестиком,
при попытке перейти к следующему шагу мастер предложит указать другую ссылку или
закончить работу.

Нажатием кнопки "Промежуточное хранение " (Staging Folder ) можно изменить
расположение каталога, который будет использоваться для временного хранения
реплицируемых данных. По умолчанию этот каталог размещается в разделе, отличном
от того, на котором находится общий ресурс, связанный с DFS . Далее мастер
предложит выбрать топологию репликации. Необходимо будет указать один из
следующих вариантов:

Кольцо (Ring) - все реплики обмениваются информацией с двумя соседними;
Звезда (Hub and spoke) - указывается основная ссылка, с которой и будут
обмениваться информацией все остальные реплики;
Полная сетка (Mesh) - все реплики обмениваются друг с другом;
Особая (Custom) - позднее администратор самостоятельно настроит репликацию
для каждой пары серверов.

Кольцевая топология установлена по умолчанию и подходит для большинства
случаев. В идеале выбранная топология репликации должна соответствовать схеме
сети. Например, если есть центральный офис, где располагаются основные ресурсы,
а многочисленные филиалы подключаются к ним по мере необходимости, то в этом
случае больше подойдет схема Звезда. Если ничего из предустановок не подходит,
следует обратиться к пункту Особая.

После создания реплики для ссылки соответствующий ей значок в окне оснастки
изменится. В контекстном меню также появятся два новых пункта: Отобразить/Скрыть
статус репликации и Остановить репликацию. В поле статуса репликации может быть
один из трех результатов. Если процесс репликации завершен нормально, на значках
будут зеленые флажки. Красный крестик на значке реплики укажет, что она в данный
момент недоступна, в поле Состояние подпись изменится на Автономный. Если в
проверяемой ссылке недоступны лишь некоторые реплики, в значке появится желтый
восклицательный знак.

Перед удалением одной из альтернативных реплик сначала следует запретить
репликацию. При возобновлении репликации тебя встретит тот же мастер. Если
сервер является контроллером домена, вместе со всеми данными DFS будет
реплицировать и содержимое тома SYSVOL. Поэтому следует помнить, что до тех пор,
пока не произойдет полная репликация всех реплик, начинать любые изменения в
конфигурации DFS очень рискованно, это может нарушить работоспособность всего
домена.

Если выбранный вариант топологии репликации по каким-либо причинам не
подошел, топологию репликации впоследствии можно легко изменить, выбрав окно
свойств соответствующей ссылки и перейдя на вкладку Репликация. Здесь находятся
еще несколько полезных настроек. По умолчанию репликация выполняется постоянно,
нажав кнопку Расписание, можно изменить расписание репликаций для всех
подключений. Чуть ниже указываются фильтры для файлов и подпапки, которые не
будут реплицироваться. Для этого нажимаем Изменить и вводим шаблоны файлов или
подкаталогов.

Для принудительной репликации информации, хранящейся на определенном сервере,
можно воспользоваться утилитой NtfrsUtl.exe, которая входит в состав пакета
Support Tools . Команда проста: «ntfrsutl poll /now server.com». Чтобы увидеть
установленные временные интервалы, через которые производится репликация,
следует ввести «ntfrsutl poll». Все установки доступны по команде «ntfrsutl sets
server.com».

В окне свойств общего ресурса, представленного в службе DFS , появится еще
одна вкладка – DFS . Открыв ее, пользователь может просмотреть, с какими общими
папками сопоставлена эта ссылка, проверить состояние реплики, выбрать активную
реплику, к которой он будет перенаправляться в первую очередь.

Администратору для контроля следует почаще заглядывать в журнал
"Администрирование – Просмотр событий – Служба репликации файлов", где можно
найти информацию обо всех событиях, происходящих со службой FRS.

В настоящее время, в условиях роста информации, возникают задачи хранения и обработки данных очень большого объема. Поэтому эти данные обрабатывается сразу на нескольких серверах одновременно, которые образуют кластеры. Для упрощения работы с данными на кластерах и разрабатывают распределенные файловые системы. Мы подробно рассмотрим пример распределенной файловой системы Google File System , используемую компанией Google . (Статья является, фактически, вольным и урезанным переводом оригинальной статьи).

GFS является наиболее, наверное, известной распределенной файловой системой. Надежное масштабируемое хранение данных крайне необходимо для любого приложения, работающего с таким большим массивом данных, как все документы в интернете. GFS является основной платформой хранения информации в Google . GFS - большая распределенная файловая система, способная хранить и обрабатывать огромные объемы информации.
GFS строилась исходя из следующим критериев:

Система строится из большого количества обыкновенного недорого оборудования, которое часто дает сбои. Должны существовать мониторинг сбоев, и возможность в случае отказа какого-либо оборудования восстановить функционирование системы.
Система должна хранить много больших файлов. Как правило, несколько миллионов файлов, каждый от 100 Мб и больше. Также часто приходится иметь дело с многогигабайтными файлами, которые также должны эффективно храниться. Маленькие файлы тоже должны храниться, но для них не оптимизируется работа системы.
Как правило, встречаются два вида чтения: чтение большого последовательного фрагмента данных и чтение маленького объема произвольных данных. При чтении большого потока данных обычным делом является запрос фрагмента размером в 1Мб и больше. Такие последовательные операции от одного клиента часто читают подряд идущие куски одного и того же файла. Чтение небольшого размера данных, как правило, имеет объем в несколько килобайт. Приложения, критические по времени исполнения, должны накопить определенное количество таких запросов и отсортировать их по смещению от начала файла. Это позволит избежать при чтении блужданий вида назад-вперед.
Часто встречаются операции записи большого последовательного куска данных, который необходимо дописать в файл. Обычно, объемы данных для записи такого же порядка, что и для чтения. Записи небольших объемов, но в произвольные места файла, как правило, выполняются не эффективно.
Система должна реализовывать строго очерченную семантику параллельной работы нескольких клиентов, в случае если они одновременно пытаются дописать данные в один и тот же файл. При этом может случиться так, что поступят одновременно сотни запросов на запись в один файл. Для того чтобы справится с этим, используется атомарность операций добавления данных в файл, с некоторой синхронизацией. То есть если поступит операция на чтение, то она будет выполняться, либо до очередной операции записи, либо после.
Высокая пропускная способность является более предпочтительной, чем маленькая задержка. Так, большинство приложений в Google отдают предпочтение работе с большими объемами данных, на высокой скорости, а выполнение отдельно взятой операции чтения и записи, вообще говоря, может быть растянуто.

Файлы в GFS организованы иерархически, при помощи каталогов, как и в любой другой файловой системе, и идентифицируются своим путем. С файлами в GFS можно выполнять обычные операции: создание, удаление, открытие, закрытие, чтение и запись.
Более того, GFS поддерживает резервные копии, или снимки (snapshot). Можно создавать такие резервные копии для файлов или дерева директорий, причем с небольшими затратами.

Архитектура GFS

Рисунок взят из оригинальной статьи.

В системе существуют мастер-сервера и чанк-сервера, собственно, хранящие данные. Как правило, GFS кластер состоит из одной главной машины мастера (master) и множества машин, хранящих фрагменты файлов чанк-серверы (chunkservers). Клиенты имеют доступ ко всем этим машинам. Файлы в GFS разбиваются на куски - чанки (chunk, можно сказать фрагмент). Чанк имеет фиксированный размер, который может настраиваться. Каждый такой чанк имеет уникальный и глобальный 64 - битный ключ, который выдается мастером при создании чанка. Чанк-серверы хранят чанки, как обычные Linux файлы, на локальном жестком диске. Для надежности каждый чанк может реплицироваться на другие чанк-серверы. Обычно используются три реплики.
Мастер отвечает за работу с метаданными всей файловой системы. Метаданные включают в себя пространства имен, информацию о контроле доступа к данным, отображение файлов в чанки, и текущее положение чанков. Также мастер контролирует всю глобальную деятельность системы такую, как управление свободными чанками, сборка мусора (сбор более ненужных чанков) и перемещение чанков между чанк-серверами. Мастер постоянно обменивается сообщениями (HeartBeat messages) с чанк-серверами, чтобы отдать инструкции, и определить их состояние (узнать, живы ли еще).
Клиент взаимодействует с мастером только для выполнения операций, связанных с метаданными. Все операции с самими данными производятся напрямую с чанк-серверами. GFS - система не поддерживает POSIX API, так что разработчикам не пришлось связываться с VNode уровнем Linux.
Разработчики не используют кеширование данных, правда, клиенты кешируют метаданные. На чанк-серверах операционная система Linux и так кеширует наиболее используемые блоки в памяти. Вообще, отказ от кеширования позволяет не думать о проблеме валидности кеша (cache coherence).

Мастер

Использование одного мастера существенно упрощает архитектуру системы. Позволяет производить сложные перемещения чанков, организовывать репликации, используя глобальные данные. Казалось бы, что наличие только одного мастера должно являться узким местом системы, но это не так. Клиенты никогда не читают и не пишут данные через мастера. Вместо этого они спрашивают у мастера, с каким чанк-сервером они должны контактировать, а далее они общаются с чанк-серверами напрямую.
Рассмотрим, как происходит чтение данных клиентом. Сначала, зная размер чанка,
имя файла и смещение относительно начала файла, клиент определяет номер чанка внутри файла. Затем он шлет запрос мастеру, содержащий имя файла и номер чанка в этом файле. Мастер выдает чанк-серверы, по одному в каждой реплике, которые хранят нужный нам чанк. Также мастер выдает клиенту идентификатор чанка.
Затем клиент решает, какая из реплик ему нравится больше (как правило та, которая ближе), и шлет запрос, состоящий из чанка и смещения относительно начала чанка. Дальнейшее чтения данных, не требует вмешательства мастера. На практике, как правило, клиент в один запрос на чтение включает сразу несколько чанков, и мастер дает координаты каждого из чанков в одном ответе.
Размер чанка является важной характеристикой системы. Как правило, он устанавливается равным 64 мегабайт, что гораздо больше, чем размер блока в обычной файловой системе. Понятно, что если необходимо хранить много файлов, размеры которых меньше размера чанка, то будем расходоваться много лишней памяти. Но выбор такого большого размера чанка обусловлен задачами, которые приходится компании Google решать на своих кластерах. Как правило, что-то считать приходится для всех документов в интернете, и поэтому файлы в этих задачах очень большого размера.

Метаданные

Мастер хранит три важных вида метаданных: пространства имен файлов и чанков, отображение файла в чанки и положение реплик чанков. Все метаданные хранятся в памяти мастера. Так как метаданные хранятся в памяти, операции мастера выполняются быстро. Состояние дел в системе мастер узнает просто и эффективно. Он выполняется сканирование чанк-серверов в фоновом режиме. Эти периодические сканирования используются для сборки мусора, дополнительных репликаций, в случае обнаружения недоступного чанк-сервера и перемещение чанков, для балансировки нагрузки и свободного места на жестких дисках чанк-серверов.
Мастер отслеживает положение чанков. При старте чанк-сервера мастер запоминает его чанки. В процессе работы мастер контролирует все перемещения чанков и состояния чанк-серверов. Таким образом, он обладает всей информацией о положении каждого чанка.
Важная часть метаданных - это лог операций. Мастер хранит последовательность операций критических изменений метаданных. По этим отметкам в логе операций, определяется логическое время системы. Именно это логическое время определяет версии файлов и чанков.
Так как лог операций важная часть, то он должен надежно храниться, и все изменения в нем должны становиться видимыми для клиентов, только когда изменятся метаданные. Лог операций реплицируется на несколько удаленных машин, и система реагирует на клиентскую операцию, только после сохранения этого лога на диск мастера и диски удаленных машин.
Мастер восстанавливает состояние системы, исполняя лог операций. Лог операций сохраняет относительно небольшой размер, сохраняя только последние операции. В процессе работы мастер создает контрольные точки, когда размер лога превосходит некоторой величины, и восстановить систему можно только до ближайшей контрольной точки. Далее по логу можно заново воспроизвести некоторые операции, таким образом, система может откатываться до точки, которая находится между последней контрольной точкой и текущем временем.

Взаимодействия внутри системы

Выше была описана архитектура системы, которая минимизирует вмешательства мастера в выполнение операций. Теперь же рассмотрим, как взаимодействуют клиент, мастер и чанк-серверы для перемещения данных, выполнения атомарных операций записи, и создания резервной копии (snapshot).
Каждое изменение чанка должно дублироваться на всех репликах и изменять метаданные. В GFS мастер дает чанк во владение (lease) одному из серверов, хранящих этот чанк. Такой сервер называется первичной (primary) репликой. Остальные реплики объявляются вторичными (secondary). Первичная реплика собирает последовательные изменения чанка, и все реплики следуют этой последовательности, когда эти изменения происходят.
Механизм владения чанком устроен таким образом, чтобы минимизировать нагрузку на мастера. При выделении памяти сначала выжидается 60 секунд. А затем, если потребуется первичная реплика может запросить мастера на расширение этого интервала и, как правило, получает положительный ответ. В течение этого выжидаемого периода мастер может отменить изменения.
Рассмотрим подробно процесс записи данных. Он изображен по шагам на рисунке, при этом тонким линиям соответствуют потоки управления, а жирным потоки данных.

Этот рисунок также взят из оригинальной статьи.

Клиент спрашивает мастера, какой из чанк-серверов владеет чанком, и где находится этот чанк в других репликах. Если необходимо, то мастер отдает чанк кому-то во владение.
Мастер в ответ выдает первичную реплику, и остальные (вторичные) реплики. Клиент хранит эти данные для дальнейших действий. Теперь, общение с мастером клиенту может понадобиться только, если первичная реплика станет недоступной.
Далее клиент отсылает данные во все реплики. Он может это делать в произвольном порядке. Каждый чанк-сервер будет их хранить в специальном буфере, пока они не понадобятся или не устареют.
Когда все реплики примут эти данные, клиент посылает запрос на запись первичной реплике. В этом запросе содержатся идентификация данных, которые были посланы в шаге 3. Теперь первичная реплика устанавливает порядок, в котором должны выполняться все изменения, которые она получила, возможно от нескольких клиентов параллельно. И затем, выполняет эти изменения локально в этом определенном порядке.
Первичная реплика пересылает запрос на запись всем вторичным репликам. Каждая вторичная реплика выполняет эти изменения в порядке, определенном первичной репликой.
Вторичные реплики рапортуют об успешном выполнении этих операций.
Первичная реплика шлет ответ клиенту. Любые ошибки, возникшие в какой-либо реплике, также отсылаются клиенту. Если ошибка возникла при записи в первичной реплике, то и запись во вторичные реплики не происходит, иначе запись произошла в первичной реплике, и подмножестве вторичных. В этом случае клиент обрабатывает ошибку и решает, что ему дальше с ней делать.

Из примера выше видно, что создатели разделили поток данных и поток управления. Если поток управления идет только в первичную реплику, то поток данных идет во все реплики. Это сделано, чтобы избежать создания узких мест в сети, а взамен широко использовать пропускную способность каждой машины. Так же, чтобы избежать узких мест и перегруженных связей, используется схема передачи ближайшему соседу по сетевой топологии. Допустим, что клиент передает данные чанк-серверам S1 ,..., S4 . Клиент шлет ближайшему серверу данные, пусть S1 . Он далее пересылает ближайшему серверу, пусть будет S2 . Далее S2 пересылает их ближайшему S3 или S4 , и так далее.
Также задержка минимизируется за счет использования конвейеризации пакетов передаваемых данных по TCP . То есть, как только чанк-сервер получил какую-то часть данных, он немедленно начинает их пересылать. Без сетевых заторов, идеальное время рассылки данных объемом B байт на R реплик будет B/T + RL , где T сетевая пропускная способность, а L - задержка при пересылке одного байта между двумя машинами.
GFS поддерживает такую операцию, как атомарное добавление данных в файл. Обычно, при записи каких-то данных в файл, мы указываем эти данные и смещение. Если несколько клиентов производят подобную операцию, то эти операции нельзя переставлять местами (это может привести к некорректной работе). Если же мы просто хотим дописать данные в файл, то в этом случае мы указываем только сами данные. GFS добавит их атомарной операцией. Вообще говоря, если операция не выполнилась на одной из вторичных реплик, то GFS , вернет ошибку, а данные будут на разных репликах различны.
Еще одна интересная вещь в GFS - это резервные копии (еще можно сказать мгновенный снимок) файла или дерева директорий, которые создаются почти мгновенно, при этом, почти не прерывая выполняющиеся операции в системе. Это получается за счет технологии похожей на сopy on write . Пользователи используют эту возможность для создания веток данных или как промежуточную точку, для начала каких-то экспериментов.

Операции, выполняемые мастером

Мастер важное звено в системе. Он управляет репликациями чанков: принимает решения о размещении, создает новые чанки, а также координирует различную деятельность внутри системы для сохранения чанков полностью реплицированными, балансировки нагрузки на чанк-серверы и сборки неиспользуемых ресурсов.
В отличие от большинства файловых систем GFS не хранит состав файлов в директории. GFS логически представляет пространство имен, как таблицу, которая отображает каждый путь в метаданные. Такая таблица может эффективно храниться в памяти в виде бора (словаря этих самых путей). Каждая вершина в этом дереве (соответствует либо абсолютному пути к файлу, либо к директории) имеет соответствующие данные для блокировки чтения и записи(read write lock). Каждое операция мастера требует установления некоторых блокировок. В этом месте в системе используются блокировки чтения-записи. Обычно, если операция работает с /d1/d2/.../dn/leaf , то она устанавливает блокировки на чтение на /d1, /d1/d2, ..., d1/d2/.../dn и блокировку, либо на чтение, либо на запись на d1/d2/.../dn/leaf . При этом leaf может быть как директорией, так и файлом.
Покажем на примере, как механизм блокировок может предотвратить создание файла /home/user/foo во время резервного копирования /home/user в /save/user . Операция резервного копирования устанавливает блокировки на чтение на /home и /save , а так же блокировки на запись на /home/user и /save/user . Операция создания файла требует блокировки на чтение /home и /home/user , а также блокировки на запись на /home/user/foo . Таким образом, вторая операция не начнет выполняться, пока не закончит выполнение первая, так как есть конфликтующая блокировка на /home/user . При создании файла не требуется блокировка на запись родительской директории, достаточно блокировки на чтение, которая предотвращает удаление этой директории.
Кластеры GFS , являются сильно распределенными и многоуровневыми. Обычно, такой кластер имеет сотни чанк-серверов, расположенных на разных стойках. Эти сервера, вообще говоря, доступны для большого количества клиентов, расположенных в той же или другой стойке. Соединения между двумя машинами из различных стоек может проходить через один или несколько свитчей. Многоуровневое распределение представляет очень сложную задачу надежного, масштабируемого и доступного распространения данных.
Политика расположения реплик старается удовлетворить следующим свойствам: максимизация надежности и доступности данных и максимизация использование сетевой пропускной способности. Реплики должны быть расположены не только на разных дисках или разных машинах, но и более того на разных стойках. Это гарантирует, что чанк доступен, даже если целая стойка повреждена или отключена от сети. При таком расположении чтение занимает время приблизительно равное пропускной способности сети, зато поток данных при записи должен пройти через различные стойки.
Когда мастер создает чанк, он выбирает где разместить реплику. Он исходит из нескольких факторов:

Желательно поместить новую реплику на чанк-сервер с наименьшей средней загруженностью дисков. Это будет со временем выравнивать загруженность дисков на различных серверах.
Желательно ограничить число новых создаваемых чанков на каждом чанк-сервере. Несмотря на то, что создание чанка сама по себе быстрая операция, она подразумевает последующую запись данных в этот чанк, что уже является тяжелой операцией, и это может привести к разбалансировке объема трафика данных на разные части системы.
Как сказано выше, желательно распределить чанки среди разных стоек.

Как только число реплик падает ниже устанавливаемой пользователем величины, мастер снова реплицирует чанк. Это может случиться по нескольким причинам: чанк-сервер стал недоступным, один из дисков вышел из строя или увеличена величина, задающая число реплик. Каждому чанку, который должен реплицироваться, устанавливается приоритет, который тоже зависит от нескольких факторов. Во-первых, приоритет выше у того чанка, который имеет наименьшее число реплик. Во-вторых, чтобы увеличить надежность выполнения приложений, увеличивается приоритет у чанков, которые блокируют прогресс в работе клиента
Мастер выбирает чанк с наибольшим приоритетом и копирует его, отдавая инструкцию одному из чанк-серверов, скопировать его с доступной реплики. Новая реплика располагается, исходя из тех же причин, что и при создании.
Во время работы мастер постоянно балансирует реплики. В зависимости от распределения реплик в системе, он перемещает реплику для выравнивания загруженности дисков и балансировки нагрузки. Также мастер должен решать, какую из реплик стоит удалить. Как правило, удаляется реплика, которая находится на чанк-сервере с наименьшим свободным местом на жестких дисках.
Еще одна важная функция, лежащая на мастере - это сборка мусора. При удалении файла, GFS не требует мгновенного возвращения освободившегося дискового пространства. Он делает это во время регулярной сборки мусора, которая происходит как на уровне чанков, так и на уровне файлов. Авторы считают, что такой подход делает систему более простой и надежной.
При удалении файла приложением, мастер запоминает в логах этот факт, как и многие другие. Тем не менее, вместо требования немедленного восстановления освободившихся ресурсов, файл просто переименовывается, причем в имя файла добавляется время удаления, и он становится невидимым пользователю. А мастер, во время регулярного сканирования пространства имен файловой системы, реально удаляет все такие скрытые файлы, которые были удалены пользователем более трех дней назад (этот интервал настраивается). А до этого момента файл продолжает находиться в системе, как скрытый, и он может быть прочитан или переименован обратно для восстановления. Когда скрытый файл удаляется мастером, то информация о нем удаляется также из метаданных, а все чанки этого файла отцепляются от него.
Мастер помимо регулярного сканирования пространства имен файлов делает аналогичное сканирование пространства имен чанков. Мастер определяет чанки, которые отсоединены от файла, удаляет их из метаданных и во время регулярных связей с чанк-серверами передает им сигнал о возможности удаления всех реплик, содержащих заданный чанк. У такого подхода к сборке мусора много преимуществ, при одном недостатке: если место в системе заканчивается, а отложенное удаление увеличивает неиспользуемое место, до момента самого физического удаления. Зато есть возможность восстановления удаленных данных, возможность гибкой балансировки нагрузки при удалении и возможность восстановления системы, в случае каких-то сбоев.

Устойчивость к сбоям и диагностика ошибок

Авторы системы считают одной из наиболее сложных проблем частые сбои работы компонентов системы. Количество и качество компонентов делают эти сбои не просто исключением, а скорее нормой. Сбой компонента может быть вызван недоступностью этого компонента или, что хуже, наличием испорченных данных. GFS поддерживает систему в рабочем виде при помощи двух простых стратегий: быстрое восстановление и репликации.
Быстрое восстановление - это, фактически, перезагрузка машины. При этом время запуска очень маленькое, что приводит к маленькой заминке, а затем работа продолжается штатно. Про репликации чанков уже говорилось выше. Мастер реплицирует чанк, если одна из реплик стала недоступной, либо повредились данные, содержащие реплику чанка. Поврежденные чанки определяется при помощи вычисления контрольных сумм.
Еще один вид репликаций в системе, про который мало было сказано - это репликация мастера. Реплицируется лог операций и контрольные точки (checkpoints). Каждое изменение файлов в системе происходит только после записи лога операций на диски мастером, и диски машин, на которые лог реплицируется. В случае небольших неполадок мастер может перезагрузиться. В случае проблем с жестким диском или другой жизненно важной инфраструктурой мастера, GFS стартует нового мастера, на одной из машин, куда реплицировались данные мастера. Клиенты обращаются к мастеру по DNS, который может быть переназначен новой машине. Новый мастер является тенью старого, а не точной копией. Поэтому у него есть доступ к файлам только для чтения. То есть он не становится полноценным мастером, а лишь поддерживает лог операций и другие структуры мастера.
Важной частью системы является возможность поддерживать целостность данных. Обычный GFS кластер состоит из сотен машин, на которых расположены тысячи жестких дисков, и эти диски при работе с завидным постоянством выходят из строя, что приводит к порче данных. Система может восстановить данные с помощью репликаций, но для этого необходимо понять испортились ли данные. Простое сравнение различных реплик на разных чанк-серверах является неэффективным. Более того, может происходить несогласованность данных между различными репликами, ведущая к различию данных. Поэтому каждый чанк-сервер должен самостоятельно определять целостность данных.
Каждый чанк разбивается на блоки длиной 64 Кбайт . Каждому такому блоку соответствует 32 -битная контрольная сумма. Как и другие метаданные эти суммы хранятся в памяти, регулярно сохраняются в лог, отдельно от данных пользователя.
Перед тем как считать данные чанк-сервер проверяет контрольные суммы блоков чанка, которые пересекаются с затребованными данными пользователем или другим чанк-сервером. То есть чанк-сервер не распространяет испорченные данные. В случае несовпадения контрольных сумм, чанк-сервер возвращает ошибку машине, подавшей запрос, и рапортует о ней мастеру. Пользователь может считать данные из другой реплики, а мастер создает еще одну копию из данных другой реплики. После этого мастер дает инструкцию этому чанк-серверу об удалении этой испорченной реплики.
При добавлении новых данных, верификация контрольных сумм не происходит, а для блоков записывается новые контрольные суммы. В случае если диск испорчен, то это определится при попытке чтения этих данных. При записи чанк-сервер сравнивает только первый и последний блоки, пересекающиеся с границами, в которые происходит запись, поскольку часть данных на этих блоках не перезаписывается и необходимо проверить их целостность.

Pr0grammer 29 октября 2009 в 01:31

Распределенная файловая система GFS (Google File System)

Разработка веб-сайтов

Система строится из большого количества обыкновенного недорого оборудования, которое часто дает сбои. Должны существовать мониторинг сбоев, и возможность в случае отказа какого-либо оборудования восстановить функционирование системы.
Система должна хранить много больших файлов. Как правило, несколько миллионов файлов, каждый от 100 Мб и больше. Также часто приходится иметь дело с многогигабайтными файлами, которые также должны эффективно храниться. Маленькие файлы тоже должны храниться, но для них не оптимизируется работа системы.
Как правило, встречаются два вида чтения: чтение большого последовательного фрагмента данных и чтение маленького объема произвольных данных. При чтении большого потока данных обычным делом является запрос фрагмента размером в 1Мб и больше. Такие последовательные операции от одного клиента часто читают подряд идущие куски одного и того же файла. Чтение небольшого размера данных, как правило, имеет объем в несколько килобайт. Приложения, критические по времени исполнения, должны накопить определенное количество таких запросов и отсортировать их по смещению от начала файла. Это позволит избежать при чтении блужданий вида назад-вперед.
Часто встречаются операции записи большого последовательного куска данных, который необходимо дописать в файл. Обычно, объемы данных для записи такого же порядка, что и для чтения. Записи небольших объемов, но в произвольные места файла, как правило, выполняются не эффективно.
Система должна реализовывать строго очерченную семантику параллельной работы нескольких клиентов, в случае если они одновременно пытаются дописать данные в один и тот же файл. При этом может случиться так, что поступят одновременно сотни запросов на запись в один файл. Для того чтобы справится с этим, используется атомарность операций добавления данных в файл, с некоторой синхронизацией. То есть если поступит операция на чтение, то она будет выполняться, либо до очередной операции записи, либо после.
Высокая пропускная способность является более предпочтительной, чем маленькая задержка. Так, большинство приложений в Google отдают предпочтение работе с большими объемами данных, на высокой скорости, а выполнение отдельно взятой операции чтения и записи, вообще говоря, может быть растянуто.

Архитектура GFS

Рисунок взят из оригинальной статьи.

Мастер

Метаданные

Взаимодействия внутри системы

Этот рисунок также взят из оригинальной статьи.

Клиент спрашивает мастера, какой из чанк-серверов владеет чанком, и где находится этот чанк в других репликах. Если необходимо, то мастер отдает чанк кому-то во владение.
Мастер в ответ выдает первичную реплику, и остальные (вторичные) реплики. Клиент хранит эти данные для дальнейших действий. Теперь, общение с мастером клиенту может понадобиться только, если первичная реплика станет недоступной.
Далее клиент отсылает данные во все реплики. Он может это делать в произвольном порядке. Каждый чанк-сервер будет их хранить в специальном буфере, пока они не понадобятся или не устареют.
Когда все реплики примут эти данные, клиент посылает запрос на запись первичной реплике. В этом запросе содержатся идентификация данных, которые были посланы в шаге 3. Теперь первичная реплика устанавливает порядок, в котором должны выполняться все изменения, которые она получила, возможно от нескольких клиентов параллельно. И затем, выполняет эти изменения локально в этом определенном порядке.
Первичная реплика пересылает запрос на запись всем вторичным репликам. Каждая вторичная реплика выполняет эти изменения в порядке, определенном первичной репликой.
Вторичные реплики рапортуют об успешном выполнении этих операций.
Первичная реплика шлет ответ клиенту. Любые ошибки, возникшие в какой-либо реплике, также отсылаются клиенту. Если ошибка возникла при записи в первичной реплике, то и запись во вторичные реплики не происходит, иначе запись произошла в первичной реплике, и подмножестве вторичных. В этом случае клиент обрабатывает ошибку и решает, что ему дальше с ней делать.

Операции, выполняемые мастером

Желательно поместить новую реплику на чанк-сервер с наименьшей средней загруженностью дисков. Это будет со временем выравнивать загруженность дисков на различных серверах.
Желательно ограничить число новых создаваемых чанков на каждом чанк-сервере. Несмотря на то, что создание чанка сама по себе быстрая операция, она подразумевает последующую запись данных в этот чанк, что уже является тяжелой операцией, и это может привести к разбалансировке объема трафика данных на разные части системы.
Как сказано выше, желательно распределить чанки среди разных стоек.

Устойчивость к сбоям и диагностика ошибок

Сетевая прозрачность.
Самая важная цель - обеспечить те же самые возможности доступа к файлам, распределенным по сети ЭВМ, которые обеспечиваются в системах разделения времени на централизованных ЭВМ.

Высокая доступность.
Другая важная цель - обеспечение высокой доступности. Ошибки систем или осуществление операций копирования и сопровождения не должны приводить к недоступности файлов.

Понятие файлового сервиса и файлового сервера .

Файловый сервис - это то, что файловая система предоставляет своим клиентам, т.е. интерфейс с файловой системой.
Файловый сервер - это процесс, который реализует файловый сервис.

Пользователь не должен знать, сколько файловых серверов имеется и где они расположены.

Так, как файловый сервер обычно является обычным пользовательским процессом, то в системе могут быть различные файловые серверы, предоставляющие различный сервис (например, UNIX файл сервис и MS-DOS файл сервис).

5.1 Архитектура распределенных файловых систем

Распределенная система обычно имеет два существенно отличающихся компонента - непосредственно файловый сервис и сервис директорий.

5.1.1 Интерфейс файлового сервера

Для любой файловой системы первый фундаментальный вопрос - что такое файл. Во многих системах, таких как UNIX и MS-DOS, файл - не интерпретируемая последовательность байтов. На многих централизованных ЭВМ (IBM/370) файл представляется последовательность записей, которую можно специфицировать ее номером или содержимым некоторого поля (ключом). Так, как большинство распределенных систем базируются на использовании среды UNIX и MS-DOS, то они используют первый вариант понятия файла.

Файл может иметь атрибуты (информация о файле, не являющаяся его частью). Типичные атрибуты - владелец, размер, дата создания и права доступа.

Важный аспект файловой модели - могут ли файлы модифицироваться после создания. Обычно могут, но есть системы с неизменяемыми файлами. Такие файлы освобождают разработчиков от многих проблем при кэшировании и размножении.

Защита обеспечивается теми же механизмами, что и в однопроцессорных ЭВМ - мандатами и списками прав доступа. Мандат - своего рода билет, выданный пользователю для каждого файла с указанием прав доступа. Список прав доступа задает для каждого файла список пользователей с их правами. Простейшая схема с правами доступа - UNIX схема, в которой различают три типа доступа (чтение, запись, выполнение), и три типа пользователей (владелец, члены его группы, и прочие).

Файловый сервис может базироваться на одной из двух моделей - модели загрузки/разгрузки и модели удаленного доступа . В первом случае файл передается между клиентом (памятью или дисками) и сервером целиком, а во втором файл сервис обеспечивает множество операций (открытие, закрытие, чтение и запись части файла, сдвиг указателя, проверку и изменение атрибутов, и т.п.). Первый подход требует большого объема памяти у клиента, затрат на перемещение ненужных частей файла. При втором подходе файловая система функционирует на сервере, клиент может не иметь дисков и большого объема памяти.

5.1.2 Интерфейс сервера директорий

Обеспечивает операции создания и удаления директорий, именования и переименования файлов, перемещение файлов из одной директории в другую.

Определяет алфавит и синтаксис имен. Для спецификации типа информации в файле используется часть имени (расширение) либо явный атрибут.

Все распределенные системы позволяют директориям содержать поддиректории - такая файловая система называется иерархической . Некоторые системы позволяют создавать указатели или ссылки на произвольные директории, которые можно помещать в директорию. При этом можно строить не только деревья, но и произвольные графы (разница между ними очень важна для распределенных систем, поскольку в случае графа удаление связи может привести к появлению недостижимых поддеревьев. Обнаруживать такие поддеревья в распределенных системах очень трудно).

Ключевое решение при конструировании распределенной файловой системы - должны или не должны машины (или процессы) одинаково видеть иерархию директорий. Тесно связано с этим решением наличие единой корневой директории (можно иметь такую директорию с поддиректориями для каждого сервера).

Прозрачность именования .
Две формы прозрачности именования различают - прозрачность расположения (/server/d1/f1) и прозрачность миграции (когда изменение расположения файла не требует изменения имени).

Имеются три подхода к именованию:

машина + путь;
монтирование удаленных файловых систем в локальную иерархию файлов;
единственное пространство имен, которое выглядит одинаково на всех машинах.

Последний подход необходим для достижения того, чтобы распределенная система выглядела как единый компьютер, однако он сложен и требует тщательного проектирования.

Двухуровневое именование .
Большинство систем используют ту или иную форму двухуровневого именования. Файлы (и другие объекты) имеют символические имена для пользователей, но могут также иметь внутренние двоичные имена для использования самой системой. Например, в операции открыть файл пользователь задает символическое имя, а в ответ получает двоичное имя, которое и использует во всех других операциях с данным файлом. Способы формирования двоичных имен различаются в разных системах:

если имеется несколько не ссылающихся друг на друга серверов (директории не содержат ссылок на объекты других серверов), то двоичное имя может быть то же самое, что и в ОС UNIX;
имя может указывать на сервер и файл;
в качестве двоичных имен при просмотре символьных имен возвращаются мандаты, содержащие помимо прав доступа либо физический номер машины с сервером, либо сетевой адрес сервера, а также номер файла.

В ответ на символьное имя некоторые системы могут возвращать несколько двоичных имен (для файла и его дублей), что позволяет повысить надежность работы с файлом.

5.1.3 Семантика разделения файлов

UNIX-семантика
Естественная семантика однопроцессорной ЭВМ - если за операцией записи следует чтение, то результат определяется последней из предшествующих операций записи. В распределенной системе такой семантики достичь легко только в том случае, когда имеется один файл-сервер, а клиенты не имеют кэшей. При наличии кэшей семантика нарушается. Надо либо сразу все изменения в кэшах отражать в файлах, либо менять семантику разделения файлов.

Неизменяемые файлы - очень радикальный подход к изменению семантики разделения файлов.
Только две операции - создать и читать. Можно заменить новым файлом старый - т.е. можно менять директории. Если один процесс читает файл, а другой его подменяет, то можно позволить первому процессу доработать со старым файлом в то время, как другие процессы могут уже работать с новым. Семантика сессий Изменения открытого файла видны только тому процессу (или машине), который производит эти изменения, а лишь после закрытия файла становятся видны другим процессам (или машинам). Что происходит, если два процесса одновременно работали с одним файлом - либо результат будет определяться процессом, последним закрывшим файл, либо можно только утверждать, что один из двух вариантов файла станет текущим.

Транзакции
Процесс выдает операцию НАЧАЛО ТРАНЗАКЦИИ, сообщая тем самым, что последующие операции должны выполняться без вмешательства других процессов. Затем выдает последовательность чтений и записей, заканчивающуюся операцией КОНЕЦ ТРАНЗАКЦИИ. Если несколько транзакций стартуют в одно и то же время, то система гарантирует, что результат будет таким, каким бы он был в случае последовательного выполнения транзакций (в неопределенном порядке). Пример - банковские операции.

5.2 Реализация распределенных файловых систем

Выше были рассмотрены аспекты распределенных файловых систем, которые видны пользователю. Ниже рассматриваются реализационные аспекты.

5.2.1 Использование файлов

Приступая к реализации очень важно понимать, как система будет использоваться. Приведем результаты некоторых исследований использования файлов (статических и динамических) в университетах. Очень важно оценивать представительность исследуемых данных.

большинство файлов имеют размер менее 10К (следует перекачивать целиком).
чтение встречается гораздо чаще записи (кэширование).
чтение и запись последовательны, произвольный доступ редок (упреждающее кэширование, чтение с запасом, выталкивание после записи следует группировать).
большинство файлов имеют короткое время жизни (создавать файл в клиенте и держать его там до уничтожения).
мало файлов разделяются (кэширование в клиенте и семантика сессий).
существуют различные классы файлов с разными свойствами (следует иметь в системе разные механизмы для разных классов).

5.2.2 Структура системы

Есть ли разница между клиентами и серверами ? Имеются системы, где все машины имеют одно и то же ПО и любая машина может предоставлять файловый сервис. Есть системы, в которых серверы являются обычными пользовательскими процессами и могут быть сконфигурированы для работы на одной машине с клиентами или на разных. Есть системы, в которых клиенты и серверы являются фундаментально разными машинами с точки зрения аппаратуры или ПО (требуют различных ОС, например).

Второй вопрос - должны ли быть файловый сервер и сервер директорий отдельными серверами или быть объединенными в один сервер. Разделение позволяет иметь разные серверы директорий (UNIX, MS-DOS) и один файловый сервер. Объединение позволяет сократить коммуникационные издержки.

В случае разделения серверов и при наличии разных серверов директорий для различных поддеревьев возникает следующая проблема. Если первый вызванный сервер будет поочередно обращаться ко всем следующим, то возникают большие коммуникационные расходы. Если же первый сервер передает остаток имени второму, а тот третьему, и т.д., то это не позволяет использовать RPC.

Возможный выход - использование кэша подсказок. Однако в этом случае при получении от сервера директорий устаревшего двоичного имени клиент должен быть готов получить отказ от файлового сервера и повторно обращаться к серверу директорий (клиент может не быть конечным пользователем!).

Последний важный вопрос - должны ли серверы хранить информацию о клиентах.

Серверы с состоянием . Достоинства.

Короче сообщения (двоичные имена используют таблицу открытых файлов).
выше эффективность (информация об открытых файлах может храниться в оперативной памяти).
блоки информации могут читаться с упреждением.
убедиться в достоверности запроса легче, если есть состояние (например, хранить номер последнего запроса).
возможна операция захвата файла.

Серверы без состояния . Достоинства.

устойчивость к ошибкам.
не требуется операций ОТКРЫТЬ/ЗАКРЫТЬ.
не требуется память для таблиц.
нет ограничений на число открытых файлов.
нет проблем при крахе клиента.

5.2.3 Кэширование

В системе клиент-сервер с памятью и дисками есть четыре потенциальных места для хранения файлов или их частей.

Во-первых, хранение файлов на дисках сервера. Нет проблемы когерентности, так как одна копия файла существует. Главная проблема - эффективность, поскольку для обмена с файлом требуется передача информации в обе стороны и обмен с диском.

Кэширование в памяти сервера. Две проблемы - помещать в кэш файлы целиком или блоки диска, и как осуществлять выталкивание из кэша.

Коммуникационные издержки остаются.

Избавиться от коммуникаций позволяет кэширование в машине клиента.

Кэширование на диске клиента может не дать преимуществ перед кэшированием в памяти сервера, а сложность повышается значительно.

Поэтому рассмотрим подробнее организацию кэширования в памяти клиента.

кэширование в каждом процессе. (Хорошо, если c файлом активно работает один процесс - многократно открывает и закрывает файл, читает и пишет, например в случае процесса базы данных).
кэширование в ядре. (Накладные расходы на обращение к ядру).
кэш-менеджер в виде отдельного процесса. (Ядро освобождается от функций файловой системы, но на пользовательском уровне трудно эффективно использовать память, особенно в случае виртуальной памяти. Возможна фиксация страниц, чтобы избежать обменов с диском).

Оценить выбор того или иного способа можно только при учете характера приложений и данных о быстродействии процессоров, памятей, дисков и сети.

Когерентность кэшей.

Алгоритм со сквозной записью .
Необходимость проверки, не устарела ли информация в кэше. Запись вызывает коммуникационные расходы (MS-DOS).

Алгоритм с отложенной записью .
Через регулярные промежутки времени все модифицированные блоки пишутся в файл. Эффективность выше, но семантика непонятная пользователю (UNIX).

Алгоритм записи в файл при закрытии файла .
Реализует семантику сессий. Не намного хуже случая, когда два процесса на одной ЭВМ открывают файл, читают его, модифицируют в своей памяти и пишут назад в файл.

Алгоритм централизованного управления .
Можно выдержать семантику UNIX, но не эффективно, ненадежно, и плохо масштабируется.

5.2.4 Размножение

Система может предоставлять такой сервис, как поддержание для указанных файлов нескольких копий на различных серверах. Главные цели:

Повысить надежность.
Повысить доступность (крах одного сервера не вызывает недоступность размноженных файлов.
Распределить нагрузку на несколько серверов.
Явное размножение (непрозрачно). В ответ на открытие файла пользователю выдаются несколько двоичных имен, которые он должен использовать для явного дублирования операций с файлами.
Ленивое размножение. Одна копия создается на одном сервере, а затем он сам автоматически создает (в свободное время) дополнительные копии и обеспечивает их поддержание.
Симметричное размножение. Все операции одновременно вызываются в нескольких серверах и одновременно выполняются.

Протоколы коррекции.
Просто посылка сообщений с операцией коррекции каждой копии является не очень хорошим решением, поскольку в случае аварий некоторые копии могут остаться не скорректированными. Имеются два алгоритма, которые решают эту проблему.

Метод размножения главной копии. Один сервер объявляется главным, а остальные - подчиненными. Все изменения файла посылаются главному серверу. Он сначала корректирует свою локальную копию, а затем рассылает подчиненным серверам указания о коррекции. Чтение файла может выполнять любой сервер. Для защиты от краха главного сервера до завершения всех коррекций, до выполнения коррекции главной копии главный сервер запоминает в стабильной памяти задание на коррекцию. Слабость - выход из строя главного сервера не позволяет выполнять коррекции.
Метод голосования. Идея - запрашивать чтение и запись файла у многих серверов (запись - у всех!). Запрос может получить одобрение у половины серверов плюс один. При этом должно быть согласие относительно номера текущей версии файла. Этот номер увеличивается на единицу с каждой коррекцией файла. Можно использовать различные значения для кворума чтения (Nr) и кворума записи (Nw). При этом должно выполняться соотношение Nr+Nw>N. Поскольку чтение является более частой операцией, то естественно взять Nr=1. Однако в этом случае для кворума записи потребуются все серверы.

5.2.5 Пример: Sun Microsystems Network File System (NFS)

Изначально реализована Sun Microsystem в 1985 году для использования на своих рабочих станций на базе UNIX. В настоящее время поддерживается также другими фирмами для UNIX и других ОС (включая MS-DOS). Интересны следующие аспекты NFS - архитектура, протоколы и реализация. Архитектура NFS. Позволяет иметь произвольное множество клиентов и серверов на произвольных ЭВМ локальной или широкомасштабной сети.

Каждый сервер экспортирует некоторое число своих директорий для доступа к ним удаленных клиентов. При этом экспортируются директории со всеми своими поддиректориями, т.е. фактически поддеревья. Список экспортируемых директорий хранится в специальном файле, что позволяет при загрузке сервера автоматически их экспортировать.

Клиент получает доступ к экспортированным директориям путем их монтирования. Если клиент не имеет дисков, то может монтировать директории в свою корневую директорию.

Если несколько клиентов одновременно смонтировали одну и ту же директорию, то они могут разделять файлы в общей директории без каких либо дополнительных усилий. Простота - достоинство NFS. Протоколы NFS. Поскольку одна из целей NFS - поддержка гетерогенных систем, клиенты и серверы могут работать на разных ЭВМ с различной архитектурой и различными ОС. Поэтому необходимо иметь строгие протоколы их взаимодействия. NFS имеет два таких протокола.
Первый протокол поддерживает монтирование . Клиент может послать серверу составное имя директории (имя пути) и попросить разрешения на ее монтирование. Куда будет монтировать директорию клиент для сервера значения не имеет и поэтому не сообщается ему. Если путь задан корректно и директория определена как экпортируемая, то сервер возвращает клиенту дескриптор директории. Дескриптор содержит поля, уникально идентифицирующие тип ЭВМ, диск, номер i-вершины (понятие ОС UNIX) для данной директории, а также информацию о правах доступа к ней. Этот дескриптор используется клиентом в последующих операциях с директорией.

Многие клиенты монтируют требуемые удаленные директории автоматически при запуске (используя командную процедуру shell-интерпретатора ОС UNIX).

Версия ОС UNIX, разработанная Sun (Solaris), имеет свой специальный режим автоматического монтирования. С каждой локальной директорией можно связать множество удаленных директорий. Когда открывается файл, отсутствующий в локальной директории, ОС посылает запросы всем серверам (владеющим указанными директориями). Кто ответит первым, директория того и будет смонтирована. Такой подход обеспечивает и надежность, и эффективность (кто свободнее, тот раньше и ответит). При этом подразумевается, что все альтернативные директории идентичны. Поскольку NFS не поддерживает размножение файлов или директорий, то такой режим автоматического монтирования в основном используется для директорий с кодами программ или других редко изменяемых файлов.

Второй протокол - для доступа к директориям и файлам. Клиенты посылают сообщения, чтобы манипулировать директориями, читать и писать файлы. Можно получить атрибуты файла. Поддерживается большинство системных вызовов ОС UNIX, исключая OPEN и CLOSE. Для получения дескриптора файла по его символическому имени используется операция LOOKUP, отличающаяся от открытия файла тем, что никаких внутренних таблиц не создается. Таким образом, серверы в NFS не имеют состояния (stateless). Поэтому для захвата файла используется специальный механизм.

NFS использует механизм защиты UNIX. В первых версиях все запросы содержали идентификатор пользователя и его группы (для проверки прав доступа). Несколько лет эксплуатации системы показали слабость такого подхода. Теперь используется криптографический механизм с открытыми ключами для проверки законности каждого запроса и ответа. Данные не шифруются.

Все ключи, используемые для контроля доступа, поддерживаются специальным сервисом (и серверами) - сетевым информационным сервисом (NIS). Храня пары (ключ, значение), сервис обеспечивает выдачу значения кода при правильном подтверждении ключей. Кроме того, он обеспечивает отображение имен машин на их сетевые адреса, и другие отображения. NIS-серверы используют схему главный -подчиненные для реализации размножения (ленивое размножение). Реализация NFS (XDR - External Data Represantation)

Задача уровня виртуальной файловой системы - поддерживать для каждого открытого файла строку в таблице (v-вершину), аналогичную i-вершине UNIX. Эта строка позволяет различать локальные файлы от удаленных. Для удаленных файлов вся необходимая информация хранится в специальной r-вершине в NFS-клиенте, на которую ссылается v-вершина. У сервера нет никаких таблиц.

Передачи информации между клиентом и сервером NFS производятся блоками размером 8К (для эффективности).

Два кэша - кэш данных и кэш атрибутов файлов (обращения к ним очень часты, разработчики NFS исходили из оценки 90%). Реализована семантика отложенной записи - предмет критики NFS.

Имеется также кэш подсказок для ускорения получения v-вершины по символическому имени. При использовании устаревшей подсказки NFS-клиент будет обращаться к NFS-серверу и корректировать свой кэш (пользователь об этом ничего не должен знать).

Лаборатория Параллельных Информационных Технологий, НИВЦ МГУ

Распределенная файловая система (Distributed File System, DFS) настраивается в операционной системе Windows 2000 Server (Панель управления – Администрирование – Распределенная файловая система DFS ) и позволяет объединить файловые ресурсы, находящиеся на различных компьютерах, в одно пространство имен. Таким образом, вместо сети, состоящей из большого количества машин, пользователь видит структуру логических имен, связанных с общими ресурсами.

Преимущества DFS:

· возможность логического представления общих ресурсов, находящихся на различных серверах сети;

· удобное администрирование томов – общий ресурс, входящий в состав тома DFS, может быть отключен без какого-либо влияния на оставшуюся часть пространства имен;

· наличие графического инструмента администрирования;

· возможность организации отказоустойчивых схем хранения информации – одному логическому имени могут соответствовать несколько копий ресурса (реплик), наличие которых прозрачно для пользователя;

· сбалансированная нагрузка на общие ресурсы сети за счет связывания одного имени ресурса с разными репликами этого ресурса;

· прозрачность соответствия логического представления данных и их физического местоположения – пользователи не знают об изменениях физического местоположения ресурса;

· интегрирование с моделью безопасности Windows 2000 – используются единые учетные записи пользователей;

· интеллектуальное кэширование данных на стороне клиента;

· возможность взаимодействия с другими сетевыми файловыми системами.

Необходимость в развертывании распределенной файловой системы может возникать при наличии в сети нескольких файловых серверов или при необходимости предоставить многим пользователям постоянный доступ к нескольким общим ресурсам.

Начальной точкой для логических имен дерева DFS служит корень распределенной файловой системы, для создания которого необходимо указать некоторый общий ресурс, находящийся на сервере. Все остальные имена DFS будут находиться на следующем иерархическом уровне. Общие ресурсы компьютерной сети в дереве DFS представляются с помощью логических имен, имеющих следующее место в полном имени ресурса в сети: \\Имя_Сервера\Логическое_Имя_DFS\ Путь\Файл.

Распределенная файловая система DFS обеспечивает подключение к одному логическому имени до 32 альтернативных общих ресурсов (реплик). Если реплики находятся в разделе NTFS 5.0 в распределенной файловой системе, созданной на серверах Windows 2000 и интегрированной с Active Directory, то для них можно настроить автоматическую синхронизацию – согласование данных (репликацию). В других случаях согласование реплик необходимо выполнять вручную .

Элементы системной интеграции

В распределенных вычислительных системах или общедоступных компьютерных сетях, например в Интернете, существует множество объектов, представляющих интерес – таких, как базы данных, принтеры, серверы службы факсов, приложения, пользователи. Пользователям желательно уметь находить и использовать эти объекты. Администраторам необходимо управлять использованием этих объектов.

Служба каталогов

Каталогом называется информационный ресурс, используемый для хранения сведений о представляющих интерес объектах. В файловых системах в каталоге хранятся сведения о файлах.

Служба каталогов отличается от каталога тем, что является одновременно ресурсом данных и той службой, с помощью которой пользователи могут к этим данным обращаться и ими пользоваться.

Служба каталогов может решать следующие задачи:

· Обеспечивать уровень безопасности, определенный администраторами для защиты данных от несанкционированного доступа.

· Распределять каталог по различным компьютерам сети.

· Выполнять репликацию каталога, чтобы обеспечить доступ к нему большему числу пользователей и повысить защищенность сети от сбоев.

· Разбивать каталог на несколько разделов для обеспечения возможности хранения большого количества объектов.

Служба каталогов является как средством администратора, так и средством конечного пользователя. По мере роста числа объектов в сети повышается значение службы каталогов. Служба каталогов – это та ось, вокруг которой вращается большая распределенная система.

Active Directory – это служба каталогов, включенная в операционную систему Windows 2000/2003 Server. Она является наглядным примером системной интеграции – расширяет возможности существовавших ранее служб каталогов на базе Windows и добавляет совершенно новые возможности.

Служба каталогов Active Directory обеспечивает безопасность, распределенность, возможность разбиения на разделы и возможность репликации. Она рассчитана на установку в системе любого размера – от одиночного сервера с несколькими сотнями объектов до системы из тысяч серверов с миллионами объектов. Служба каталогов Active Directory предоставляет много новых возможностей, облегчающих поиск и управление большими объемами данных и позволяющих экономить время как администраторам, так и конечным пользователям.

Служба каталогов Active Directory образует пространство имен, в котором имя объекта в каталоге разрешается в сам объект.

Объект – это отдельный именованный набор атрибутов, представляющий нечто конкретное – например, пользователя, принтер, приложение.

Атрибуты содержат данные, описывающие ту сущность, которая идентифицируется объектом каталога. Атрибуты пользователя, например, могут содержать его имя, фамилию и адрес электронной почты.

Класс объектов определяет тип информации, содержащейся в Active Directory для экземпляров (объектов) данного класса. Следовательно, каждый объект принадлежит, по крайней мере, к одному объектному классу, представляющему собой некоторое семейство объектов с определенными общими характеристиками.

Схема службы каталогов Active Directory реализована как набор экземпляров классов объектов, которые хранятся в каталоге. Следовательно, схема – совокупность (матрица) всех атрибутов и классов.

Контейнер подобен объекту в том, что у него есть атрибуты и он является частью пространства имен службы каталогов Active Directory. Но он, в отличие от объекта, не представляет собой нечто конкретное. Он лишь «оболочка» для группы объектов и других контейнеров.

Термин дерево используется для описания иерархии объектов и контейнеров. Вершины дерева обычно являются объектами. Узлы дерева (точки, где дерево ветвится) являются контейнерами. Дерево показывает связь между объектами или путь от одного объекта к другому. Простой каталог является контейнером. Компьютерная сеть или домен также являются контейнерами. Непрерывным поддеревом называется любой неразрывный путь в дереве, включая все составляющие каждого включенного в этот путь контейнера (рис. 3.5).

Рис 3.5. Непрерывное поддерево каталога файлов

Имя идентифицирует любой объект службы каталогов Active Directory. Имена бывают двух типов: различающееся имя и относительное различающееся имя.

Различающееся имя (DN – distinguished name) определяет домен, содержащий объект, а также полный путь по иерархии контейнеров, ведущий к данному объекту. Типичное DN может иметь вид:

/O=Internet/DC=COM/DC=Microsoft/CN=Users/CN=James Smith

Это DN определяет объект-пользователь «James Smith» в домене Microsoft.com. Здесь CN обозначает общее имя. (рис. 3.6)

Рис. 3.6. Графическое представление различающегося имени

Относительное различающееся имя (RDN – Relative Distinguished Name) объекта – это часть его имени, которая представляет собой атрибут самого объекта. В предыдущем примере RDN объекта-пользователя «James Smith» будет CN=James Smith. RDN его родительского объекта будет CN=Users.

Служба каталогов Active Directory обеспечивает эффективную работу сложной корпоративной среды, предоставляя следующие возможности.

· Единая регистрация в сети . Пользователи могут регистрироваться в сети с одним именем и паролем и получать при этом доступ ко всем сетевым ресурсам (серверам, принтерам, приложениям, файлам и т. д.) независимо от их расположения в сети.

· Безопасность информации . Средства аутентификации и управления доступом к ресурсам, встроенные в службу Active Directory, обеспечивают централизованную защиту сети. Права доступа можно определять не только для каждого объекта каталога, но и каждого свойства (атрибута) объекта.

· Централизованное управление . Администраторы могут централизованно управлять всеми корпоративными ресурсами. Рутинные задачи администрирования не нужно повторять для многочисленных объектов сети.

· Администрирование с использованием групповых политик. При загрузке компьютера или регистрации пользователя в системе выполняются требования групповых политик; их настройки хранятся в объектах групповых политик (GPO) и «привязываются» к сайтам, доменам или организационным единицам. Групповые политики определяют, например, права доступа к различным объектам каталога или ресурсам, а также множество других «правил» работы в системе.

· Гибкость изменений . Служба каталогов гибко следует за изменениями структуры компании или организации. При этом реорганизация каталога не усложняется, а может и упроститься. Кроме того, службу каталога можно связать с Интернетом для взаимодействия с деловыми партнерами и поддержки электронной коммерции.

· Интеграция с DNS . Служба Active Directory тесно связана с DNS. Этим достигается единство в именовании ресурсов локальной сети и глобальной сети Интернет, в результате чего упрощается подключение пользовательской сети к Интернету. Служба каталогов Active Directory использует систему DNS в качестве службы определения местоположения. Имена доменов Windows 2000/2003 являются именами доменов DNS.

· Расширяемость каталога . Администраторы могут добавлять в схему каталога новые классы объектов или добавлять новые атрибуты к существующим классам.

· Масштабируемость . Служба Active Directory может охватывать как один домен, так и множество доменов, один контроллер домена или множество контроллеров домена – т. е. она отвечает требованиям сетей любого масштаба. Несколько доменов можно объединить в дерево доменов, а несколько деревьев доменов можно связать в лес.

· Репликация информации . В службе Active Directory используется репликация служебной информации в схеме со многими ведущими (multi-master), что позволяет модифицировать каталог на любом контроллере домена. Наличие в домене нескольких контроллеров обеспечивает отказоустойчивость и возможность распределения сетевой нагрузки.

· Гибкость запросов к каталогу . Пользователи и администраторы сети могут быстро находить объекты в сети, используя свойства объекта (например, имя пользователя или адрес его электронной почты, тип принтера или его местоположение и т. п.). Это, в частности, можно сделать при помощи команды Пуск – Поиск папку Мое сетевое окружение или оснастку Active Directory – пользователи и компьютеры .Оптимальность процедуры поиска достигается благодаря использованию глобального каталога.

· Стандартные интерфейсы . Для разработчиков приложений служба каталогов предоставляют доступ ко всем возможностям (средствам) каталога и поддерживают принятые стандарты и интерфейсы программирования (API). Служба каталогов тесно связана с операционной системой, что позволяет избежать дублирования в прикладных программах функциональных возможностей системы, например, средств безопасности.

Основные компоненты любой службы каталога – база данных, содержащая нужную информацию, и один или несколько протоколов, обеспечивающих доставку данных пользователям. Active Directory обеспечивает хранение любой общедоступной информации. Как и другие службы каталогов, Active Directory обеспечивает некоторый механизм хранения информации и протоколы для доступа к ней.

Можно сказать, что служба Active Directory «стоит на трех китах»:

· Стандарт Х.500

· Служба DNS (Domain Name Service)

· Протокол LDAP (Lightweight Directory Access Protocol)

В Active Directory частично реализована модель данных, описываемая стандартом Х.500. Традиционная в сетях TCP/IP служба DNS используется, в частности, для поиска контроллеров домена, а благодаря протоколу LDAP клиенты могут по имени находить в каталоге Active Directory нужные объекты и получать доступ к их атрибутам.

Для понимания структуры Active Directory рассмотрим сначала отличия Windows 2000 от предыдущих версий серверных операционных систем Windows. Компьютеры на базе Windows 2000 по-прежнему объединяются в домены. Домены – это известное решение для администрирования групп, предоставляющее каждому пользователю учетную запись в конкретном домене. Однако, в отличие от Windows NT Server 4.0, где доменам давались простые строковые имена (имена NetBIOS), в среде Windows 2000 Server каждый домен должен иметь имя, отвечающее соглашениям именования доменов Domain Name System (DNS). Так, домен, имеющий имя NetBIOS MainOffice при обновлении может получить новое имя типа mainoffice.company.com.

В каждом домене один или несколько компьютеров должны выполнять функции контроллеров домена. В среде Windows 2000 Server каждый контроллер домена содержит полную копию базы данных Active Directory этого домена.

В Active Directory используются так называемое ядро Extended Storage Engine (ESE) и два различных протокола, обеспечивающих связь между клиентами и базой данных.

Для поиска контроллера домена клиент обращается к протоколу, описанному в DNS – «стандартной» службе каталогов, применяемой в настоящее время для сетей TCP/IP.

Для доступа к данным в Active Directory клиент использует протокол Lightweight Directory Access Protocol (LDAP) (рис. 3.7).

Рис 3.7. Доступ к данным с использованием LDAP

После того как с помощью DNS нужный контроллер домена обнаружен, для доступа к данным Active Directory используется протокол LDAP. Протокол LDAP работает поверх TCP/IP и – как следует из названия протокола – определяет способы доступа к каталогу со стороны клиентов.

Помимо механизма доступа данный протокол реализует соглашения по именованию информации в каталоге, в явном виде описывая структуру этой информации. Для клиента все данные, хранящиеся в базе LDAP, представляются в виде иерархического дерева. Каждый узел дерева (объект или элемент) может быть либо контейнером, либо листом. Различие между ними вполне очевидно: контейнеры могут содержать другие элементы, а листья – нет.

Каждый элемент (контейнер или лист) представляет собой некоторый объектный класс, определяющий атрибуты (называемые также свойствами) данного элемента. Поскольку атрибуты есть и у контейнеров, и у листьев, информация, хранящаяся в дереве каталога, распределена по всем узлам.

Тип информации (объектные классы и типы атрибутов), содержащейся в конкретной базе данных Active Directory, задается схемой, определенной для этого каталога. В Active Directory схема каждого каталога представлена элементами, хранящимися непосредственно в самом каталоге. Компания Microsoft определяет стандартную схему, однако пользователи и разработчики программных средств могут добавлять новые классы и типы атрибутов. Изменение схемы каталога – полезная возможность, которой нужно пользоваться очень осторожно, поскольку такие изменения могут иметь весьма значительные последствия.