我们设计并实现了GFS：一个高扩展性，适用于数据密集型应用的分布式文件系统。运行在廉价的商用服务器上，它提供了容错能力，它能够在大量客户端请求时提供较好的整体性能。
当享用众多具有同样上述目的的分布式文件系统时，我们的设计驱动力来对应用的工作量和技术环境，无论是当前还是预期，也折射出与早期的文件系统的背离。这些引导我们重新检测传统选择或者探索一个不同的设计方式。
这种文件系统比较成功的满足了我们的存储需要，它作为一个数据的存储和处理平台被广泛的应用在google，作为研究和开发大数据集合数据。最大的分布式数据能够提供成千上万TB的数据存储，存储在无数个硬盘和机器上，同时可以支持大量的客户端并发调用。
简介：
我们已经设计和实现了GFS来满足在大数据处理方面快速增长的需要，GFS 和先前的文件系统，具
有相同的目标：扩展性，可用性，可靠性。
首先，组件故障是一个平常的事情而不是异常。GFS系统可能会有上千台机器组成，而且也会有相当级别的客户端（调用），组件的数量和质量实质上决定了某时的可用性和数据的恢复能力，我们遇到过很多问题，它们是有多方面原因造成的，例如应用的bug，操作系统的bug，人为的错误，硬盘问题，内存，网络，电力供应等等。所以，持续的监控，错误检测，容错，自动恢复这些特性将被融入整个系统。
再者，对于传统的标准而言，这些文件将是很庞大的，数GB的文件是很常见的。每个文件会包含许多像web文档这样的数据，当我们定期的去处理这些数TB的这种特性的数据. 快速增长的数据集合时，会发现管理它们将是一件很棘手的事情，尽管文件系统能够支持它。因此，设计假设和IO操作的参数/block尺寸等，需要重新对待。
第三，大部分文件数据的变更是通过append（追加）而不是重写的方式，在一个文件内随机写操作几乎是不存在的。一旦写入，那么这个文件只读，并且经常是有序读。有些能够构成大仓储，数据分析程序能够扫描。有些或许是应用程序持续产生的数据流。有些或许是档案数据，有些或许是供其他机器处理的中间数据（实时或者稍后）。针对这些特定的大文件存储方式，appending成为了性能优化和原子性保证的焦点，同时在客户端缓存数据的方式失去了优势。
第四，联合设计应用和文件系统api，通过增加我们的灵活性，使整个系统收益。例如，我们放松了GFS的数据一致性模型，大大简化了文件系统的设计，并且没有给应用系统增加额外的负担。我们引入了原子性append操作，可以让多个客户端操作并发的append一个文件，在它们之间却无需额外的同步。
多个GFS分布式环境应用与不同的目的，最大的一个超过1000个存储节点，超过300TB的硬盘存储，并且被无数个客户端大量的访问着。
设计总览：
在设计这个文件系统时，预期的设想使我们遇到了很多挑战。我们展示以下GFS设计的关键点。
1）系统构建在廉价的商业服务器上，且它们会经常出现故障。系统需要持续的自我监测，检测/容忍/并能在故障时及时修复。
2）系统存储适当量的大文件，我们预期有数百万的文件，文件在100M左右，当然GB级别的文件也是很常有的并且需要被高效的管理。小文件也必须支持，但是我们可能不会优化它们（意思是，针对大文件存储，是优化的重点）
3）主要包括2种方式的read：大数据流read和小随即读。在大数据流读中，个别的操作是读取上百KB，1MB或者更大的读取将是很常见的。同一客户端的连续操作经常会读取一个文件邻近的region。小随即读通常会在任意的offset读取几个KB的数据。对于性能敏感的应用经常批量和排序这些small reads，稳步向前操作文件，而不是来回移动。（顺序读取）
4）还会有很多大数据/顺序写操作，通过向文件append的方式进行。我们的文件经常作为producer-consumer（生产者-消费者）队列或者多路合并。多个生产者运行在一台机器上，将会并发的append文件。原子性与最小同步开销是必不可少的。
5）持续的高带宽比低延迟更加重要。我们的大部分目标应用，要求对大量数据的处理速度，而不是个别read或者write上严格的响应时间。
GFS提供了一些类似的文件系统接口，虽然它没有按照规范的API例如POSIX。文件通过目录层级组织起来，通过路径名称来识别。我们支持常用的操作如create/delete，open，close，read，write。
此外，GFS具有snapshot（快照）和记录追加（record append）操作。snapshot以较少的开支创建一个文件或者目录树（directory tree）的copy。Record append允许多个客户端并发的在同一个文件中追加数据，同时尚可确保每个client append操作的原子性，这对实现多路合并结果（multi-way merge）很有用，producer-consumer队列可以被多个客户端同时append而无需多余的lock。我们发现这些文件特性在构建大规模分布式应用时具有重要价值。
架构：
一个GFS分布式环境，有一个master和多个chunkserver构成，它可以被多个客户端访问。这些（server，client）通常是一些运行着用户级别的服务程序的商用linux机器。chunkserver和client运行在同一台机器也是很容易的，当然前提是机器的资源是允许使用的，同时较低的可用性是可以接受的。
文件被分成固定尺寸的chunks，每个chunk通过一个全局不变的64位chunk handle来标识，这个chunk handle是chunk创建时master机器分配的。chunkserver以linux文件的方式把chunks存储在本地磁盘上，对于read/write数据时将会操作由chunk handle和字节区间（byte range）指定的chunk。为了可用性，每个chunk被复制分散在多台机器上；默认情况下，每个chunk的replicas有3个，当然用户可以指定不同的file namespace中的region具有不同的replication的级别。
Master机器保存了文件系统的所有metadata（元数据），包括namespace（命名空间），访问权限控制，文件与chunks的影射关系，还有当前chunks的位置。它（master）也控制系统范围内的activities（活动），例如chunk lease（契约）管理，孤立（失效）chunk的回收，chunkserver间 chunk的迁移（migration）。master会间歇性的与每个chunkserver通讯，在heartbeat messages（心跳消息）中发送指令和收集chunkserver的状态。
GFS客户端程序（client code）会被引入到实现文件系统API的应用中，应用程序通过client code与master和chunkserver交互，来实现对数据的read和write。Client与master交互进行metadata方面的操作，但是实际数据的交互将直接与chunkserver通信。我们没有提供POSIX API，因此将不需要挂载到linux vnode层。
client和chunkserver均不会缓存文件数据。client缓存收益甚微，因为大部分应用stream through庞大的文件或者加工的数据的太大而无法缓存。没有缓存，意味着将无需考虑缓存数据同步的因素，这简化了客户端以及整个系统的设计。chunkservers也无需缓存文件数据，因为chunks存储在本地文件文件中，linux buffer cache已经把这些频繁访问的数据保存了在内存中。
单Master：
单Master很大程度上简化了我们的设计，使得master能够使用全局知识（global knowledge）来做复杂的chunk置放和复制方面的决策。此外，我们必须最小化对master的调用，所以master不会成为cluster的瓶颈。client从不通过master去read和write文件数据，相反，client会询问master 去连接哪个chunkserver，client会缓存这些信息，接下来操作就是client和chunkserver直接交互。
让我们解释一下一个简单的read操作的交互过程，参见图1.首先，使用固定chunk size，client将应用指定的文件名称和byte offset转换成文件系统的一个chunk索引（filename 和byte offset可以最终确定为某个file中的特定chunk信息）。然后，它（client）向master发送一个包含文件明和chunk索引的请求，master响应给client相应的chunk handle和replicas的位置。Client使用fileName和chunk index作为key来缓存这些信息。
此后client向其中一个replicas发送请求，多数情况下是最近的一个replicas。请求指定了chunk handle和此chunk中的byte range。后续对同一个chunk 的reads将无需与master交互，直到cache过期或者file被重新打开。事实上，client通常会在一次master交互中询问多个chunk的情况，避免了以后client-master的多次交互，事实上也不会带来额外的性能开支。
Chunk Size：
chunk size是一个关键的设计参数，我们选择了64MB，这个值通常比文件系统的block size要大很多。每个chunk replicas都是作为一个普通的linux文件存储在server上，并且会在需要的时候扩展它。延迟空间分配策略避免了对存储空间的浪费（内部碎片），也许最大的反对点就是这种大尺寸的chunk。
一个大尺寸的chunk你能够提供一些重要的优势。首先，它降低了client与master交互的次数，因为read和write同一个chunk只需要初始时与master一次交互获取chunk位置即可。它的降低，对于我们的workloads来说特别显著，因为应用大多数是顺序的read和write一个大文件。即使一些小的随即度操作（small random reads），客户端能够适当的缓存数TB数据中所有的chunk位置信息。再者，对于一个较大的chunk，客户端能够运行大量操作在此指定的chunk上，它能够通过保持现有的TCP连接（client-->chunkserver的连接）来降低网络开销。第三，它（大尺寸chunk设计）降低了master中metadata的存储尺寸，这就允许我们把metadata存储在内存中，也会带来其他的优势（接下来讨论）。
另一个方面开说，大尺寸chunk，即使采用延迟空间分配，也会有它的缺点。小文件包含少量的chunk，或许只有一个。在多个客户端访问同一个文件时，存储这些chunk的chunkserver可能成为热点（hot spots）。实践中，hot spots还不是一个主要的问题，因为我们的应用大多数情况下是顺序read一个多chunks的大文件。
可是，在hotspots尚未发展时，GFS开始使用的是批量队列系统：一个可执行文件作为一个single-chunk的文件被写入到GFS，然后同时在多个机器上启动。存储这个可执行文件（executeable）的几个chunkservers在数个请求同时访问时可能会过载。我们解决了这个问题，通过使用更高的复制因子（higher replication factor）存储这个执行文件，使被处理队列系统错开应用启动的时间。在这种情况下，一个潜在的解决办法就是允许客户端可以从其他客户端读取数据。（事实上此解决办法是不可取的）
Metadata：
master存储3个主要类型的metadata：file and chunk namespaces（文件和chunk的命名空间），the mapping from files to chunks（文件与chunk影射关系），the location of each chunks‘ replicas（chunk replicas位置）。这些元数据保存在master的内存中。前2种类型的metadata（namespaces ，file-chunk mapping）也会通过记录变更的方式持久存储一个操作日志文件中（operation log），这个操作日志文件存储在master的本地磁盘并且被replicated在其他的远程机器上（和chunk的机制一样）。有了日志，我们就能够简单而且可靠的去更新master的状态，无需担心master机器crash所带来的不一致问题。
因为metadata存储在内存中，master操作将是很迅速的。此外，对与master后台间歇性扫描整个state也将是很简单和高效的。间歇性扫描，是用来实现chunk回收/重复制故障机器的chunk/chunk迁移（负载均衡，和跨chunkserver磁盘空间使用率）。
这种内存存储方式，有一个潜在的顾虑是chunk的数量，因为整个系统的容量会受到master内存大小的限制。在实践中，这似乎不是一个很严重的限制。每个64MB的chunk，在master中之需要64B的metadata存储，大部分chunk都是满的（full）因为通常一个文件会包含多个chunks，只有最后一个（chunk）是可以被filled（填充数据）。类似，file namespace数据通常只需要少于64B的数据，因为它（master）存储file names会进行前缀压缩。
如果需要支撑更大的文件系统，那么给master机器增加内存也是很简单和廉价的。因此将metadata内存储存，可以获得灵活性/性能/可用性/简易性等。
Chunk位置：
master不会持久存储chunkserver所持有的replicas信息，它（master）仅仅是在启动后去各个chuankserver上poll这些数据，然后会保持自己所持有chunk信息的更新，因为它控制了所有chunk位置分配，以及使用定期的heartbeat消息监控chunkserver的状态。
我们起初尝试过在master上持久存储chunk位置信息，但是我们觉得master启动时从chunkserver请求这些数据然后间歇性同步的设计更加简单。这样可以避免一些问题：保持master和chunkservers的同步（chunkserver的加入，离群），修改名称失败，重启等等。在一个具有数百台机器的分布式环境中，这些情况还是会经常发生的。
可以从另一个方向来认识这种设计，chunkserver上是否持有chunk，chunkserver具有最终决定权。那就没有必要在master中再持久存储一份视图数据，而且chunkserver的一些error会导致chunk信息的丢失（硬盘损坏或者不可用），甚至有的操作会重命名chunkserver。
GFS论文整理(二):[http://shift-alt-ctrl.iteye.com/blog/1842286]
GFS论文整理(三):[http://shift-alt-ctrl.iteye.com/blog/1842509]
GFS论文整理(四):[http://shift-alt-ctrl.iteye.com/blog/1842510]