最近了解了一个分布式文件系统——MooseFS，之前对分布式的东西知道的很少，分布式文件系统、分布式数据库都是近而远之，觉得太复杂了离我还很遥远。在各位老师的推动下我用6台机器实践了一下moosefs，moosefs的部署还是很简单的，和配置NFS很像，就是多了两种角色的机器，正是有了它们，才使得moosefs在可扩展性和稳定性上都要远好于NFS，在读写的性能方面，通过dd进行的简单测试来看，moosefs也就是写入的速度稍微好于NFS，读上没有差别。下面是对于MFS知识点的一些总结。
MFS系统由4个部分构成，master、metalogger、chunkserver、client。
Master —— mfs的大脑，记录着管理信息，比如：文件大小，存储的位置，份数等，和innodb中共享空间（ibdata）中存储的信息类似，这些信息被记录到metadata.mfs中，当该文件被载入内存后，该文件会重命名为metadata.mfs.back，当chunkserver上有更新时，master会定期将获得的新的信息回写到metadata.mfs.back中，保证元数据的可靠。
硬件推荐：大内存，因为内存中需要将metadata.mfs加载进来，这个文件的大小取决于你chunkserver上存储的数据量，内存的大小会成为之后的问题，要ECC的可以进行错误校验，当内存中数据量达到一定程度，如果没有个容错的机制，会很可怕；冗余电池，和磁盘配置RAID1/RAID5/RAID10，都是为了保证高可靠。
Metalogger —— mfs的备份，好比mysql中的m-s结构，metalogger会定期重master上将的metadata、changelog、session类型的文件下载同步到本地目录下，并加后缀”_ml”将其重命名。
硬件推荐：与master机器配置一致，metalogger本身就是master的一个备机，当master宕机后，可以直接将metalogger提升为master。
Chunkserver —— 数据存储地，文件以chunk大小存储，每chunk最大为64M，小于64M的，该chunk的大小即为该文件大小，超过64M的文件将被均分，每一份（chunk）的大小以不超过64M为原则；文件可以有多份copy，即除了原始文件以外，该文件还存储的份数，当goal为1时，表示只有一份copy，这份copy会被随机存到一台chunkserver上，当goal的数大于1时，每一份copy会被分别保存到每一个chunkserver上，goal的大小不要超过chunkserver的数量，否则多出的copy，不会有chunkserver去存，goal设置再多实际上也就没有意义的。Copy的份数，一般设为大于1份，这样如果有一台chukserver坏掉后，至少还有一份copy，当这台又被加进来后，会将失去的那份copy补回来，始终保持原有的copy数，而如果goal设为1copy，那么当存储该copy的chunkserver坏掉，之后又重新加入回来，copy数将始终是0，不会恢复到之前的1个copy。
Chunkserver上的剩余存储空间要大于1GB（Reference Guide有提到），新的数据才会被允许写入，否则，你会看到No space left on device的提示，实际中，测试发现当磁盘使用率达到95%左右的时候，就已经不能写入了，当时可用空间为1.9GB。
硬件建议：普通的机器就行，就是要来存几份数据，只要磁盘够大就好。
Client —— 客户端通过内核加载的FUSE模块，再通过和master的沟通，将chunkserver共享的分区挂载到本地，然后进行读写操作。由于FUSE模块是外加的模块，当系统重启后，需要执行modprobe fuse，将其加载到内核中。
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