Управление дисками и файловыми ресурсами. [Занятие 12]
Развертывание и администрирование сети с выделенным сервером на базе Windows Server 2003
vsit, Wednesday 25 October 2006 - 09:54:06

Занятие 12. Управление дисками и файловыми ресурсами.

Все вопросы связанные с администрированием дисковых и файловых ресурсов были подробно рассмотрены в разделе, посвященном Windows XP Professional (Курс "Системный администратор компьютерной сети" ). Управление этими ресурсами в семействе Windows Server 2003 осуществляется аналогично и в данном разделе рассматриваться не будет.

В этом разделе мы рассмотрим дополнительные возможности файловой системы, применяемые на серверах, и реализованные в операционной системе Windows Server 2003, предназначенные для работы с устройствами хранения информации. К таковым относятся: распределенная файловая система (Distributed file system, DFS), теневые копии дисков (Shadow Copies), технологии сжатия файлов.

С помощью Распределенной файловой системы (DFS) системный администратор может упростить для пользователей доступ к файлам, физически распределенным по сети, и управление ими. Система DFS дает возможность предоставить пользователям файлы, находящиеся на разных серверах, так как если бы они находились в едином месте. Для доступа к таким файлам пользователям не потребуется указывать их действительное физическое положение.

Например, если рабочие материалы находятся на разных серверах домена, можно использовать DFS, чтобы для пользователей все эти материалы располагались на одном сервере. При этом пользователям не придется обращаться к различным сетевым ресурсам, чтобы найти требуемые данные.

Основания для использования DFS

• Предполагается добавление файловых серверов или изменение расположения файлов.
• Пользователи обращаются к целевым папкам с разных узлов.
• Большинству пользователей необходим доступ к нескольким целевым папкам.
• Распределение целевых папок позволяет сделать загрузку сервера более эффективной.
• Пользователям требуется непрерывный доступ к целевым папкам.
• В организации есть веб-узлы для внутреннего и внешнего использования.

Типы DFS

Распределенная файловая система может быть реализована двумя путями:

• распределенная файловая система с изолированным корнем
• доменная распределенная файловая система.

Доступ к целевым папкам DFS с других компьютеров

Наряду с серверным компонентом DFS семейства Windows Server 2003 существует также клиентский компонент DFS. Клиент DFS выполняет кэширование обращений к корню DFS или к ссылке DFS в течение времени, заданного администратором и может работать с различными системами Windows.

Преимущества.

Распределенная файловая система DFS обладает рядом преимуществ позволяющих обеспечивать высокую отказоустойчивость и сбалансированную нагрузку.

Простой доступ к файлам

Распределенная файловая система упрощает доступ к файлам. Пользователи используют единый сетевой ресурс для доступа к файлам, даже если эти файлы физически находятся на разных серверах. Даже если изменится физическое расположение целевой папки, это не повлияет на доступ пользователей к ней. Они смогут обращаться к папке как раньше, поскольку ее видимое расположение не изменится.

Пользователям не требуется подключать несколько дисков для доступа к своим файлам. Кроме того, задачи по обслуживанию сервера, обновлению программ и другие, которые обычно требуют отключения сервера, могут выполняться без отключения пользователей от ресурсов. Это особенно полезно для веб-серверов. Выбрав корневой каталог веб-узла в качестве корня DFS, можно перемещать ресурсы в рамках распределенной файловой системы, не нарушая ссылки HTML.

Доступность

Доменные DFS обеспечивают пользователям доступ к файлам двумя способами:

• Операционная система Windows Server 2003 автоматически публикует топологию DFS в Active Directory. Благодаря этому пространство имен DFS всегда видимо для пользователей всех серверов в домене.
• Администратор может реплицировать корень DFS и целевые папки. Репликация означает дублирование корней и целевых папок DFS на нескольких серверах домена. При этом пользователи всегда могут получить доступ к своим файлам, даже если один из физических серверов, на котором эти файлы находятся, становится недоступным.

Корень DFS может поддерживать несколько целевых папок DFS, которые физически распределены по сети. Например, это полезно, если есть файл, который активно используется пользователями. Пользователи будут обращаться к этому файлу не на одном сервере, сильно загружая его, а к файлу, распределенному системой DFS по разным серверам. Однако для пользователей этот файл будет виден в едином месте в сети.

Безопасность файлов и папок

Поскольку общие ресурсы, управляемые DFS, используют стандартные разрешения NTFS и разрешения общего доступа к файлам, можно использовать существующие группы безопасности и учетные записи пользователей, чтобы гарантировать, что только авторизованные пользователи имеют доступ к важным данным.

Структура файловой системы.

Структура распределенной файловой системы DFS состоит из корня DFS, одной или нескольких ссылок DFS и указаний на одну или несколько целевых папок.

Сервер домена, на котором располагается корень DFS, называется узловым сервером. Можно реплицировать корень DFS, создав корневые целевые папки на других серверах домена. Это обеспечит доступ к файлам при отключении узлового сервера.

Для пользователей структура DFS предоставляет единый прозрачный интерфейс доступа к сетевым ресурсам. Для системных администраторов структура DFS - это простое пространство имен DNS: при использовании доменной DFS имена DNS корневых папок DFS разрешаются на узловые сервера для корня DFS.

Поскольку узловой сервер доменной распределенной файловой системы является сервером домена, структура DFS по умолчанию автоматически публикуется в Active Directory, обеспечивая синхронизацию структур DFS на узловых серверах. Это, в свою очередь, обеспечивает защиту от сбоев корня DFS и поддерживает возможность репликации целевых папок DFS.

Можно расширить структуру DFS, добавив ссылку DFS к корню DFS. Единственное ограничение на число иерархических уровней в структуре DFS определяется максимальной длиной пути к любому файлу, которая в семействе Windows Server 2003 равна 260 символам. Новая ссылка DFS может указывать на целевую папку, содержащую или не содержащую подпапки, а также на весь том семейства Windows Server 2003. Если у пользователя есть соответствующие разрешения, он может также обращаться к любым локальным папкам, существующим в целевой папке или добавляемым в нее.

Клиенты.

Для обеспечения доступа к структуре DFS вам необходимо установить на компьютеры пользователей клиентский компонент DFS. Ниже приведены типы клиентской поддержки DFS, предоставляемые различными операционными системами.

Автономный клиент DFS работает только с автономными серверами (входящими в состав рабочей группы), на которых расположен корень DFS.

Серверы.

Любая операционная система семейства Windows Server 2003, включая Windows Server 2003 Web Edition, а также Windows 2000 Server, может содержать корень DFS. При этом сервер, на котором расположен корень DFS, может работать как в составе домена, так и в автономном режиме (в составе рабочей группы).

Операционная система Windows NT 4 Server с установленным Service Pack 3 или более поздней версии, тоже может содержать корень DFS, но только в автономном режиме.

Чтобы использовать синхронизацию папок из системы DFS для обеспечения идентичности двух разделяемых файловых ресурсов, корень DFS должен быть расположен на сервере, работающим в режиме домена, а разделяемые файловые ресурсы должны размещаться на разделах NTFS контроллеров домена.

Дерево DFS.

Распределенная файловая система DFS является иерархической древовидной структурой, похожей на обычную файловую систему. Однако, иерархия DFS, в отличие от файловой системы, строится из трех основных элементов: корни DFS, ссылки DFS и цели (целевые папки).

Семейство Windows Server 2003 поддерживает целевые папки на следующих платформах.

Для поддержки синхронизации целевых папок ресурс для ссылки на них должен находиться в разделе NTFS семейства Windows Server 2003.

Корень DFS (DFS root)

Структура дерева DFS начинается с корня DFS, аналогично тому, как файловая система начинается с диска. Корень - начальная точка пространства имен распределенной файловой системы DFS. Корень часто используют для обращения к пространству имен как к целому и сопоставляется одной или нескольким корневым целевым папкам, каждая из которых соответствует общей папке на сервере.

Windows NT 4.0 и Windows 2000 поддерживают только один корень DFS на один сервер. Windows Server 2003 не имеет такого ограничения.

Ссылка создает связь корня DFS с другими разделяемыми файловыми ресурсами и отображается в виде подпапки (подкаталога) корня DFS. DFS-ссылка является элементом в пространстве имен распределенной файловой системы DFS, расположенным ниже корня и сопоставленным одной или нескольким целевым папкам, каждая из которых соответствует общей папке или другому корню DFS.

Ссылка не обязательно должна ссылаться на одну конкретную папку, она может представлять связь с несколькими идентичными папками (не более 32), которые называются целевыми, причем клиент DFS видит их как одну обычную папку.

Целевая папка или цель (target)

Поскольку цель (реплика) состоит из нескольких идентичных папок, клиент DFS выбирает цель случайным образом, что позволяет равномерно распределить нагрузку между серверами. При отключении одной из целей клиентом автоматически выбирается другая цел, обеспечивая тем самым отказоустойчивость и балансирование нагрузки. Можно задавать синхронизацию цели с со всеми другими целями, для этого обязательно корень DFS должен быть в домене, а цели должны размещаться на серверах Windows, с запущеной службой репликации файлов. Эта служба запускается автоматически на контроллерах доменов, а на рядовых серверах запускается вручную из консоли Сервисы (Services).

Создание структуры DFS.

Для того, чтобы создать структуру DFS, необходимо сначала создать корень DFS, затем создать ссылки на любые файловые ресурсы, которые хотите включить в данный корень. Файловые ресурсы должны быть разделяемыми, т.е. с разрешенным общим доступом.

Создание корня.

Корень DFS может быть создан на разделе NTFS, находящемся на компьютере под управлением ОС семейства Windows Server 2003. Можно создать изолированный или доменный корень DFS.

Изолированный корень DFS:

• не использует службу Active Directory;
• не может иметь несколько целевых папок корневого уровня;
• не поддерживает автоматическую репликацию файлов с использованием службы репликации файлов;
• поддерживает отказоустойчивость, используя кластеры серверов.

Доменный корень DFS:

• должен находиться на сервере домена;
• имеет собственное пространство имен DFS, автоматически публикуемое службой Active Directory;
• может иметь несколько целевых папок корневого уровня;
• поддерживает автоматическую репликацию файлов с использованием службы репликации файлов;
• поддерживает отказоустойчивость, используя службу репликации файлов.

С помощью средства администрирования DFS указывается целевая папка, которая сопоставляется корню DFS. Пользователи получают доступ к этой папке и ее подпапкам.

При использовании Windows Server 2003, Enterprise Edition или Windows Server 2003, Datacenter Edition на одном компьютере может размещаться несколько корней DFS. В серверных кластерах имя, назначенное корню DFS вне кластера на локальном запоминающем устройстве узла, должно отличаться от имени корня DFS в кластере на устройстве хранения данных кластера.

Большие доменные пространства имен DFS могут вызвать заметное увеличение сетевого трафика в связи с размером объекта DFS Active Directory. Поэтому рекомендуется использовать не более 5000 ссылок DFS для корня домена. Рекомендуемый размер пространства имен для изолированного корня - не более 50 000 ссылок на серверах под управлением Windows Server 2003.

Если в пространство имен DFS включены корни и корневые папки, которые размещены как на компьютерах под управлением ОС семейства Windows Server 2003, так и под управлением Windows 2000, необходимо выполнять администрирование этих корней с компьютера под управлением Windows Server 2003 или же с компьютера с установленным пакетом средств администрирования Windows Server 2003 Administration Tools Pack. Нельзя управлять этим пространством имен DFS с компьютера под управлением Windows 2000.

Чтобы вносить изменения в существующее пространство имен DFS, необходимо быть членом группы Администраторы на сервере, на котором оно размещено. При этом по соображениям безопасности рекомендуется использовать команду RunAs (Запуск от имени).

Чтобы создать корень DFS выполните следующие действия:

Созданный корень отобразится в консоли Распределенная файловая система DFS.

Добавление корневой целевой папки.

Указание нескольких корневых целевых папок для доменного корня позволяет поддерживать работоспособность распределенной файловой системы, связанной с этим корнем DFS, в тех случаях, когда несущий сервер становится недоступен по каким-либо причинам.

Чтобы добавить корневую целевую папку, выделите корень домена и в меню Действие выберите команду Создать корневую целевую папку . Будет запущен Мастер создания нового корня.

Добавление ссылок.

Ссылка распределенной файловой системы DFS - элемент пространства имен DFS, который находится под корнем и ссылается на одну или несколько целевых папок. Вместо реального имени и физического расположения целевой папки пользователи, работающие с пространством имен DFS, видят имя ссылки, показанное как папка, расположенная под корнем. Поскольку имена ссылок не ограничены именем или расположением целевой папки, можно делать их осмысленными для пользователей. Например, можно создать ссылку «Маркетинг», указывающую на одну или несколько целевых папок, содержащих сведения о маркетинге, независимо от их реальных имен и расположения.

• Откройте оснастку Распределенная файловая система DFS.
• В дереве консоли выделите корень DFS.
• В меню Действие выберите Создать ссылку .
• В поле Имя ссылки введите имя новой ссылки, в поле Путь к целевой общей папке укажите путь к новой ссылке или нажмите кнопку Обзор , чтобы выбрать имеющуюся общую папку из списка.

Введите комментарий, если требуется дальнейшая идентификация или описание этой ссылки. Введите длительность кэширования этой ссылки (время в секундах) для клиентов DFS и нажмите кнопку OK .

Добавление целевых папок.

Для каждой ссылки DFS можно создать набор целевых папок, на который указывает эта ссылка. Первая папка добавляется в этот набор при создании ссылки DFS. Последующие целевые папки добавляются из диалогового окна Новая целевая папка средства администрирования DFS.

Можно выбрать, какие целевые папки из набора будут участвовать в репликации. Если добавляются целевые папки для корней DFS в домене, необходимо также выполнить следующие действия:

• Задать политику репликации для целевых папок.
• Проверить состояние репликации.

Чтобы добавить целевую папку выполните следующие действия:

Резервное копирование и восстановление базы данных.

Резервное копирование и восстановление базы данных DFS, работающей на сервере в домене, осуществляется стандартным способом резервного копирования, используемом в Active Directory.

Для резервного копирования и восстановления базы данных DFS, работающей на автономном сервере, используется утилита командной строки dfscmd. Она создает пакетный (текстовый) файл, содержащий информацию о корне DFS.

Следующие примеры показывают применение утилиты dfscmd (замените Имя_домена и Имя_корня на соответствующие имена).

Для резервного копирования корня DFS используйте следующую запись:

dfscmd /view \\Имя_домена\Имя_корня /batch > dfs_backup.bat

Для резервного копирования корня DFS без проверки правильности ссылок и целей используйте следующую запись:

dfscmd /view \\Имя_домена\Имя_корня /batchrestore > dfs_backup.bat

Для восстановления структуры DFS используйте следующую запись:

dfscmd /view \\Имя_домена\Имя_корня /restore > dfs_backup.bat

Теневые копии общих папок.

Теневые копии общих папок представляют собой копии файлов, расположенных на общих ресурсах, таких как файл-сервер, соответствующие определенному моменту. Теневые копии позволяют просматривать содержимое общих папок по состоянию на тот или иной момент в прошлом.

Теневые копии используются для восстановления файлов, которые были случайно удалены или перезаписаны, а также для сравнения различных версий файлов.

Планирование теневого копирования.

Прежде чем включать теневые копии общих папок и задавать параметры расписания, спланируйте работу теневого копирования, пользуясь следующими рекомендациями:

• Выберите в качестве хранилища теневых копий том, для которого не выполняется теневое копирование. Использование отдельного тома или другого диска дает два преимущества. Во-первых, устраняется возможность удаления теневых копий из-за высокой загрузки ввода/вывода. Во-вторых, такая конфигурация обеспечивает лучшую производительность. Она рекомендуется для интенсивно используемых файловых серверов.
• Настройте расписание теневого копирования так, чтобы оно соответствовало расписанию работы клиентов.
• При создании теневых копий присоединенные диски копироваться не будут. Теневые копии следует включать только для томов без точек подключения или в тех случаях, когда копирование общих ресурсов на присоединенном томе нежелательно.
• Если включена возможность загрузки предыдущей версии Windows (например, Windows NT 4.0), при загрузке старой версии существующие теневые копии могут быть повреждены и могут оказаться непригодными для использования после того, как компьютер снова будет запущен под управлением Windows Server 2003.
• Теневые копии общих папок не могут служить заменой регулярной архивации. Для максимальной готовности к восстановлению данных следует использовать программу архивации в координации с теневым копированием общих папок.
• По умолчанию копирование выполняется в 7:00 и 12:00 с понедельника по пятницу. Если вы считаете, что оно должно производиться чаще, убедитесь, что выделено достаточно места и что производительность сервера не падает из-за слишком частого копирования. На томе можно сохранить до 64 копий, прежде чем самая старая копия будет удалена. Если теневое копирование выполняется слишком часто, этот предел может быть достигнуто очень скоро, что приведет к быстрой потере старых копий.
• Если том удален, а задача теневого копирования не удалена, она не будет выполнена и в журнал событий будет записано событие с кодом 7001. Удаление задачи позволит избежать заполнения журнала событий такими ошибками.
• Если планируется выполнять дефрагментацию исходного тома, для которого будут включены теневые копии общих папок, рекомендуется при его первом форматировании установить размер кластера не меньше 16 КБ. В противном случае количество изменений, вызванных дефрагментацией, приведет к удалению предыдущих версий файлов.
• Если на исходном томе должно применяться сжатие файлов NTFS, размер кластера не может быть больше 4 КБ. В этом случае, если выполняется дефрагментация очень фрагментированного тома, старые теневые копии могут потеряться быстрее, чем предполагалось.

Включение теневых копий общих папок.

Чтобы включить теневые копии общих папок выполните следующее:

Для выполнения этой процедуры необходимо входить в группу Администраторы на локальном компьютере или получить соответствующие полномочия путем делегирования. Если компьютер присоединен к домену, эту процедуру могут выполнять члены группы Администраторы домена.

Настройка параметров.

В следующей таблице перечислены параметры службы теневого копирования, которые можно настраивать:

Параметр	Описание
Место хранения	Задает том, на котором сохраняются теневые копии. По умолчанию это том, содержащий исходные файлы. Для повышения быстродействия на интенсивно используемых файловых серверах рекомендуется использовать отдельный том на другом диске. Смена тома хранилища возможна только при отсутствии теневых копий. Чтобы сменить том хранилища для тома, на котором уже включены теневые копии, необходимо сначала удалить все теневые копии на этом томе.
Максимальный размер	Задает максимальный объем на конкретном томе, который может использоваться для хранения теневых копий. По умолчанию размер хранилища составляет 10% от размера тома, содержащего исходные файлы, для которых создаются теневые копии. Если теневые копии и исходные файлы хранятся на разных томах, следует изменить этот стандартный параметр, чтобы он отражал размер хранилища, который требуется выделить для теневых копий. Максимальный размер должен быть не меньше 100 мегабайт (МБ); использование этого ограничения позволяет сохранять только одну теневую копию. Если установлено жесткое ограничение на объем, следует убедиться, что для запланированных теневых копий хватает места. Удаление теневых копий без возможности восстановления из-за ограничений хранилища делает бессмысленным включение теневых копий общих папок.. Чтобы сравнить объем дискового пространства, используемого на томе хранилища, с максимальными ограничениями хранилища, нажмите кнопку Сведения .
Расписание	Задает параметры создания расписания для регулярного выполнения теневого копирования. Следует планировать теневое копирование на время, наиболее удобное для пользователей. По умолчанию копирование выполняется в 7:00 и 12:00 с понедельника по пятницу.

Чтобы изменить параметры теневых копий общих папок выполните следующее:

На одном томе может быть сохранено не более 64 теневых копий. По достижении этого предела самые старые копии будут удаляться без возможности восстановления.

Технологии сжатия файлов на томах NTFS.

Сжатие файлов, папок и программ позволяет сократить их размер и уменьшить объем пространства, занимаемого ими на дисках или устройствах со съемными носителями. Сжатие диска приводит к уменьшению объема пространства, занимаемого всеми файлами и папками на этом диске.

Windows Server 2003 поддерживает два вида сжатия файлов: сжатие NTFS и ZIP-папки.

Сжатие NTFS

Сжатие файлов доступно только на дисках NTFS-формата. Чтобы определить, отформатирован ли диск в файловой системе NTFS, откройте папку Мой компьютер, щелкните диск правой кнопкой мыши и выберите команду Свойства . Файловая система будет показана на вкладке Общие .
*Средствами NTFS можно сжимать как отдельные файлы и папки, так и диски NTFS целиком.
*Можно сжать папку, не сжимая ее содержимого.
*С файлами, сжатыми средствами NTFS, можно работать, не распаковывая их.
*Имена файлов и папок, сжатых средствами NTFS, можно для удобства выделять на экране другим цветом.
*При работе с файлами, сжатыми средствами NTFS, может наблюдаться некоторое снижение быстродействия. При открытии сжатого файла Windows автоматически распаковывает его, а при закрытии снова сжимает. Эти действия могут неблагоприятно отразиться на производительности компьютера.
*Файлы и папки, сжатые средствами NTFS, остаются в сжатом виде только на то время, пока они хранятся на диске NTFS.
*Файл, сжатый средствами NTFS, нельзя шифровать.
*В Windows XP Home Edition не поддерживается шифрование файлов NTFS.

ZIP-папки

ZIP-папки не поддерживаются в Windows XP 64-Bit Edition и 64-разрядных версиях семейства продуктов Windows Server 2003.

Сжатие NTFS.

Чтобы сжать файл или папку на диске NTFS выполните следующие действия:

При копировании файла в сжатую папку он автоматически сжимается. Однако, при перемещении файла в сжатую папку, находящуюся на этом же диске, файл сохраняется в исходном состоянии (сжатом или несжатом). При перемещении файла с другого диска NTFS в сжатую папку, также производится его сжатие.

Файлы и папки, сжимаемые средствами NTFS, нельзя шифровать.

ZIP-папки.

Чтобы создать ZIP-папку выполните следующие действия:

• Откройте папку Мой компьютер.
• Дважды щелкните диск (папку).
• Щелкните правой кнопкой мыши файл (папку), который требуется сжать, и выберите команду Отправить -> Сжатая ZIP-папка.
• Запускается процесс сжатия файла (папки), в результате которого создается на том же диске (папке) новая папка с именем сжимаемого файла (папки), но с расширением.zip.

При перемещении или копировании файла в ZIP-папку он автоматически сжимается.

Создание общих веб-папок.

Если вы установили службу Internet Information Services (IIS), то вы можете предоставлять папки для общего доступа пользователям вашей сети через браузер (например, Internet Explorer). Для предоставления общего доступа к папке выполните следующее:

По завершении настройки пользователи вашей сети смогут осуществлять доступ к папке через веб-браузер вводя в адресной строке полный путь к папке:

http://win2003s.test.fio.ru/tools

Прежде чем давать общий доступ через веб к папке, поместите в нее файл Default.htm, который будет открываться первым при обращении к данной папке.

Pr0grammer 29 октября 2009 в 01:31

Распределенная файловая система GFS (Google File System)

• Разработка веб-сайтов

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.

1. 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.
2. 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.
3. 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.
4. 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.
5. Первичная реплика пересылает запрос на запись всем вторичным репликам. Каждая вторичная реплика выполняет эти изменения в порядке, определенном первичной репликой.
6. Вторичные реплики рапортуют об успешном выполнении этих операций.
7. 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. Две главные цели.

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:

1. Повысить надежность.
2. Повысить доступность (крах одного сервера не вызывает недоступность размноженных файлов.
3. Распределить нагрузку на несколько серверов.
4. Явное размножение (непрозрачно). В ответ на открытие файла пользователю выдаются несколько двоичных имен, которые он должен использовать для явного дублирования операций с файлами.
5. Ленивое размножение. Одна копия создается на одном сервере, а затем он сам автоматически создает (в свободное время) дополнительные копии и обеспечивает их поддержание.
6. 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.

1. 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.
2. 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) предоставляет возможность просто и прозрачно управлять сетевыми дисками. Вместо использования физического расположения сетевого ресурса (по имени сервера), пользователи могут просто подключаться к корню распределенной файловой системы.

Корень распределенной файловой системы выступает в роли логической точки распределения сетевых дисков. Это значит, что пользователи могут просто перейти к корню распределенной файловой системы и просматривать список папок подключенных к этому корню. При щелчке на папке, пользователь может просматривать ее содержимое. Но пользователь может и не подозревать, что содержимое папки находится на другом сервере.

Все это значит, что распределенная файловая системе предоставляет дополнительный уровень прозрачности при доступе к содержимому сетевых ресурсов. Многие ссылаются на эту концепцию, как на виртуализацию хранения (storage virtualization). При использовании распределенной файловой системы пользователю не обязательно знать, где физически находятся данные. Вместо этого достаточно помнить расположение корня файловой системы.

Логически управляя расположением сетевых дисков можно перемещать данные между серверами в сети прозрачно для пользователей. С точки зрения пользователей, данные будут продолжать находиться в корне распределенной файловой системы. Все, что для этого необходимо, это скопировать данные в другое место и обновить ссылку распределенной файловой системы на совместно используемый объект, чтобы она отражала новое расположение.

Кроме предоставления прозрачного доступа к хранилищам данных, общие папки, управляемые распределенной файловой системой, можно настроить в качестве партнеров по репликации. Это позволяет предоставить уровень устойчивости к ошибкам и балансировку нагрузки (автоматически выполняется средствами распределенной файловой системы).

Репликация данных выполняется Службой репликации файлов (Fire Replication Service - FRS) , которая также занимается репликацией папки SYSVOL с объектами групповой политики Active Directory.

При первой настройке распределенной файловой системы необходимо указать начальную точку для дерева распределенной файловой системы. Она известна под именем корень распределенной файловой системы. Существует два типа корня распределенной файловой системы:

• Изолированный корень (Standalone) - конфигурация пространства имен распределенной файловой системы и архитектура хранятся локально на корневом сервере. Путь доступа (путь UNC) к корню начинается с имени сервера. Изолированный корень позволяет существование только одного корня распределенной файловой системы для пространства имен распределенной файловой системы. Это значит, что корень не предоставляет устойчивости к ошибкам и представляет единственную точку отказа при доступе к данным.
• Домен (Domain) - пространство имен распределенной файловой системы храниться в Active Directory. При использовании домена распределенной файловой системы можно создавать несколько устойчивых к ошибкам корней распределенной файловой системы, а клиенты будут получать доступ к распределенной файловой системе по имени домена. Использование интеграции в Active Directory позволяет клиентам автоматически быть перенаправленными к корню распределенной файловой системы в локальном сайте Active Directory, что имеет определенные преимущества в больших сетях, где инфраструктура распределенной файловой системы может простираться на несколько сайтов.

Еще одним термином, который необходимо знать, является Связь распределенной файловой системы (DFS link) . Корни являются точками начала распределенной файловой системы. При добавлении связей определяются имена сетевых дисков и расположения сетевых данных. Когда пользователь получает доступ к корню распределенной файловой системы, связи отображаются в виде логических подпапок корня.

Ключевым компонентом любой распределенной системы является файловая система. Как и в централизованных системах, в распределенной системе функцией файловой системы является хранение программ и данных и предоставление доступа к ним по мере необходимости. Файловая система поддерживается одной или более машинами, называемыми файл-серверами. Файл-серверы перехватывают запросы на чтение или запись файлов, поступающие от других машин (не серверов). Эти другие машины называются клиентами. Каждый посланный запрос проверяется и выполняется, а ответ отсылается обратно. Файл-серверы обычно содержат иерархические файловые системы, каждая из которых имеет корневой каталог и каталоги более низких уровней. Рабочая станция может подсоединять и монтировать эти файловые системы к своим локальным файловым системам. При этом монтируемые файловые системы остаются на серверах.

Важно понимать различие между файловым сервисом и файловым сервером. Файловый сервис – это описание функций, которые файловая система предлагает своим пользователям. Это описание включает имеющиеся примитивы, их параметры и функции, которые они выполняют. С точки зрения пользователей файловый сервис определяет то, с чем пользователи могут работать, но ничего не говорит о том, как все это реализовано. В сущности, файловый сервис определяет интерфейс файловой системы с клиентами.

Файловый сервер – это процесс, который выполняется на отдельной машине и помогает реализовывать файловый сервис. В системе может быть один файловый сервер или несколько, но в хорошо организованной распределенной системе пользователи не знают, как реализована файловая система. В частности, они не знают количество файловых серверов, их месторасположение и функции. Они только знают, что если процедура определена в файловом сервисе, то требуемая работа каким-то образом выполняется, и им возвращаются требуемые результаты. Более того, пользователи даже не должны знать, что файловый сервис является распределенным. В идеале он должен выглядеть также, как и в централизованной файловой системе.

Так как обычно файловый сервер – это просто пользовательский процесс (или иногда процесс ядра), выполняющийся на некоторой машине, в системе может быть несколько файловых серверов, каждый из которых предлагает различный файловый сервис. Например, в распределенной системе может быть два сервера, которые обеспечивают файловые сервисы систем UNIX и MS-DOS соответственно, и любой пользовательский процесс пользуется подходящим сервисом.

Файловый сервис в распределенных файловых системах (впрочем как и в централизованных) имеет две функционально различные части: собственно файловый сервис и сервис каталогов. Первый имеет дело с операциями над отдельными файлами, такими, как чтение, запись или добавление, а второй – с созданием каталогов и управлением ими, добавлением и удалением файлов из каталогов и т.п.

Для любого файлового сервиса, независимо от того, централизован он или распределен, самым главным является вопрос, что такое файл? Во многих системах, таких как UNIX и MS DOS, файл – это неинтерпретируемая последовательность байтов. Значение и структура информации в файле является заботой прикладных программ, операционную систему это не интересует.

В ОС мейнфреймов поддерживаются разные типы логической организации файлов, каждый с различными свойствами. Файл может быть организован как последовательность записей, и у операционной системы имеются вызовы, которые позволяют работать на уровне этих записей. Большинство современных распределенных файловых систем поддерживают определение файла как последовательности байтов, а не последовательности записей. Файл характеризуется атрибутами: именем, размером, датой создания, идентификатором владельца, адресом и другими.

Важным аспектом файловой модели является возможность модификации файла после его создания. Обычно файлы могут модифицироваться, но в некоторых распределенных системах единственными операциями с файлами являются СОЗДАТЬ и ПРОЧИТАТЬ. Такие файлы называются неизменяемыми. Для неизменяемых файлов намного легче осуществить кэширование файла и его репликацию (тиражирование), так как исключается все проблемы, связанные с обновлением всех копий файла при его изменении.

Файловый сервис может быть разделен на два типа в зависимости от того, поддерживает ли он модель загрузки-выгрузки или модель удаленного доступа. В модели загрузки-выгрузки пользователю предлагаются средства чтения или записи файла целиком. Эта модель предполагает следующую схему обработки файла: чтение файла с сервера на машину клиента, обработка файла на машине клиента и запись обновленного файла на сервер. Преимуществом этой модели является ее концептуальная простота. Кроме того, передача файла целиком очень эффективна. Главным недостатком этой модели являются высокие требования к дискам клиентов. Кроме того, неэффективно перемещать весь файл, если нужна его маленькая часть.

Другой тип файлового сервиса соответствует модели удаленного доступа, которая предполагает поддержку большого количества операций над файлами: открытие и закрытие файлов, чтение и запись частей файла, позиционирование в файле, проверка и изменение атрибутов файла и так далее. В то время как в модели загрузки-выгрузки файловый сервер обеспечивал только хранение и перемещение файлов, в данном случае вся файловая система выполняется на серверах, а не на клиентских машинах. Преимуществом такого подхода являются низкие требования к дисковому пространству на клиентских машинах, а также исключение необходимости передачи целого файла, когда нужна только его часть.

Природа сервиса каталогов не зависит от типа используемой модели файлового сервиса. В распределенных системах используются те же принципы организации каталогов, что и в централизованных, в том числе многоуровневая организация каталогов.

Принципиальной проблемой, связанной со способами именования файлов, является обеспечение прозрачности. В данном контексте прозрачность понимается в двух слабо различимых смыслах. Первый – прозрачность расположения – означает, что имена не дают возможности определить месторасположение файла. Например, имя /server1/dir1/ dir2/x говорит, что файл x расположен на сервере 1, но не указывает, где расположен этот сервер. Сервер может перемещаться по сети, а полное имя файла при этом не меняется. Следовательно, такая система обладает прозрачностью расположения.

В системах, состоящих из клиентов и серверов, потенциально имеется четыре различных места для хранения файлов и их частей: диск сервера, память сервера, диск клиента (если имеется) и память клиента. Наиболее подходящим местом для хранения всех файлов является диск сервера. Он обычно имеет большую емкость, и файлы становятся доступными всем клиентам. Кроме того, поскольку в этом случае существует только одна копия каждого файла, то не возникает проблемы согласования состояний копий.

Проблемой при использовании диска сервера является производительность. Перед тем, как клиент сможет прочитать файл, файл должен быть переписан с диска сервера в его оперативную память, а затем передан по сети в память клиента. Обе передачи занимают время.

Значительное увеличение производительности может быть достигнуто за счет кэширования файлов в памяти сервера. Требуются алгоритмы для определения, какие файлы или их части следует хранить в кэш-памяти.

При выборе алгоритма должны решаться две задачи. Во-первых, какими единицами оперирует кэш. Этими единицами могут быть или дисковые блоки, или целые файлы. Если это целые файлы, то они могут храниться на диске непрерывными областями (по крайней мере в виде больших участков), при этом уменьшается число обменов между памятью и диском а, следовательно, обеспечивается высокая производительность. Кэширование блоков диска позволяет более эффективно использовать память кэша и дисковое пространство.

Во-вторых, необходимо определить правило замены данных при заполнении кэш-памяти. Здесь можно использовать любой стандартный алгоритм кэширования, например, алгоритм LRU (least recently used), соответствии с которым вытесняется блок, к которому дольше всего не было обращения.

Кэш-память на сервере легко реализуется и совершенно прозрачна для клиента. Так как сервер может синхронизировать работу памяти и диска, с точки зрения клиентов существует только одна копия каждого файла, так что проблема согласования не возникает.