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# 3.4 GFS Master 节点

接下来看看GFS的大致架构，这在论文的图1中也有介绍。

假设我们有上百个客户端和一个Master节点。尽管实际中可以拿多台机器作为Master节点，但是GFS中Master是Active-Standby模式，所以只有一个Master节点在工作。Master节点保存了文件名和存储位置的对应关系。除此之外，还有大量的Chunk服务器，可能会有数百个，每一个Chunk服务器上都有1-2块磁盘。

![](https://2933519158-files.gitbook.io/~/files/v0/b/gitbook-legacy-files/o/assets%2F-MAkokVMtbC7djI1pgSw%2F-MDXpIeVbIlkMWAWBqGj%2F-MDXpMRM96sWfokse1w8%2Fimage.png?alt=media\&token=6cbfcd7e-14d7-4769-ad69-0814d7c3864c)

在这里，Master节点用来管理文件和Chunk的信息，而Chunk服务器用来存储实际的数据。这是GFS设计中比较好的一面，它将这两类数据的管理问题几乎完全隔离开了，这样这两个问题可以使用独立设计来解决。Master节点知道每一个文件对应的所有的Chunk的ID，这些Chunk每个是64MB大小，它们共同构成了一个文件。如果我有一个1GB的文件，那么Master节点就知道文件的第一个Chunk存储在哪，第二个Chunk存储在哪，等等。当我想读取这个文件中的任意一个部分时，我需要向Master节点查询对应的Chunk在哪个服务器上，之后我可以直接从Chunk服务器读取对应的Chunk数据。

更进一步，我们看一下GFS的一致性以及GFS是如何处理故障。为了了解这些，我们需要知道Master节点内保存的数据内容，这里我们关心的主要是两个表单：

* 第一个是文件名到Chunk ID或者Chunk Handle数组的对应。这个表单告诉你，文件对应了哪些Chunk。但是只有Chunk ID是做不了太多事情的，所以有了第二个表单。
* 第二个表单记录了Chunk ID到Chunk数据的对应关系。这里的数据又包括了：
  * 每个Chunk存储在哪些服务器上，所以这部分是Chunk服务器的列表
  * 每个Chunk当前的版本号，所以Master节点必须记住每个Chunk对应的版本号。
  * 所有对于Chunk的写操作都必须在主Chunk（Primary Chunk）上顺序处理，主Chunk是Chunk的多个副本之一。所以，Master节点必须记住哪个Chunk服务器持有主Chunk。
  * 并且，主Chunk只能在特定的租约时间内担任主Chunk，所以，Master节点要记住主Chunk的租约过期时间。

![](https://2933519158-files.gitbook.io/~/files/v0/b/gitbook-legacy-files/o/assets%2F-MAkokVMtbC7djI1pgSw%2F-MDXpIeVbIlkMWAWBqGj%2F-MDXuz4aynu-GkBetOwm%2Fimage.png?alt=media\&token=0ce3d8a4-eedf-4aed-b576-fb81713451cb)

以上数据都存储在内存中，如果Master故障了，这些数据就都丢失了。为了能让Master重启而不丢失数据，Master节点会同时将数据存储在磁盘上。所以Master节点读数据只会从内存读，但是写数据的时候，至少有一部分数据会接入到磁盘中。更具体来说，Master会在磁盘上存储log，每次有数据变更时，Master会在磁盘的log中追加一条记录，并生成CheckPoint（类似于备份点）。

![](https://2933519158-files.gitbook.io/~/files/v0/b/gitbook-legacy-files/o/assets%2F-MAkokVMtbC7djI1pgSw%2F-MDXxi5c9SrnKgp7C3du%2F-MDXxjaMO7IuLnzjNW5z%2Fimage.png?alt=media\&token=2f52b4a2-59f1-403e-a852-db3c8c87de86)

有些数据需要存在磁盘上，而有些不用。它们分别是：

* Chunk Handle的数组（第一个表单）要保存在磁盘上。我给它标记成NV（non-volatile, 非易失），这个标记表示对应的数据会写入到磁盘上。
* Chunk服务器列表不用保存到磁盘上。因为Master节点重启之后可以与所有的Chunk服务器通信，并查询每个Chunk服务器存储了哪些Chunk，所以我认为它不用写入磁盘。所以这里标记成V（volatile），
* 版本号要不要写入磁盘取决于GFS是如何工作的，我认为它需要写入磁盘。我们之后在讨论系统是如何工作的时候再详细讨论这个问题。这里先标记成NV。
* 主Chunk的ID，几乎可以确定不用写入磁盘，因为Master节点重启之后会忘记谁是主Chunk，它只需要等待60秒租约到期，那么它知道对于这个Chunk来说没有主Chunk，这个时候，Master节点可以安全指定一个新的主Chunk。所以这里标记成V。
* 类似的，租约过期时间也不用写入磁盘，所以这里标记成V。

![](https://2933519158-files.gitbook.io/~/files/v0/b/gitbook-legacy-files/o/assets%2F-MAkokVMtbC7djI1pgSw%2F-MDXxi5c9SrnKgp7C3du%2F-MDY-4W2L3zBTBWOSKC8%2Fimage.png?alt=media\&token=3bd27421-78e9-4092-a31c-426897021754)

任何时候，如果文件扩展到达了一个新的64MB，需要新增一个Chunk或者由于指定了新的主Chunk而导致版本号更新了，Master节点需要向磁盘中的Log追加一条记录说，我刚刚向这个文件添加了一个新的Chunk或者我刚刚修改了Chunk的版本号。所以每次有这样的更新，都需要写磁盘。GFS论文并没有讨论这么多细节，但是因为写磁盘的速度是有限的，写磁盘会导致Master节点的更新速度也是有限的，所以要尽可能少的写入数据到磁盘。

这里在磁盘中维护log而不是数据库的原因是，数据库本质上来说是某种B树（b-tree）或者hash table，相比之下，追加log会非常的高效，因为你可以将最近的多个log记录一次性的写入磁盘。因为这些数据都是向同一个地址追加，这样只需要等待磁盘的磁碟旋转一次。而对于B树来说，每一份数据都需要在磁盘中随机找个位置写入。所以使用Log可以使得磁盘写入更快一些。

当Master节点故障重启，并重建它的状态，你不会想要从log的最开始重建状态，因为log的最开始可能是几年之前，所以Master节点会在磁盘中创建一些checkpoint点，这可能要花费几秒甚至一分钟。这样Master节点重启时，会从log中的最近一个checkpoint开始恢复，再逐条执行从Checkpoint开始的log，最后恢复自己的状态。