摘要

云存储系统的三个指标： 高可靠性，低存储开销，高读写性能。

这三个指标是没有办法同一时候满足的，许多时候须要进行tradeoff。

副本系统和纠删码是两种在存储系统中广泛使用的策略，它们在保证高可靠性的前提下，选择了不同极端的tradeoff。 副本存储开销大，但性能较好。纠删码存储开销低。但性能较差。本文提出了MICS系统。它将一个对象以两种形式存储，一种採用副本。一种採用分片纠删码，不仅如此。还设计了针对这种hyprid结构的精细的读写协议。

在服务使用者的角度。MICS通过PRAM一致性协议保证高可用性。

实验方面。在I/O吞吐率上有所提高，同一时候在多种真实负载情况下，依旧表现出优越的性能。方差很小。

论文名字：MICS : Mingling Chained Storage Combining Replication and Erasure Coding

疑问：
为什么副本不适合写密集型应用。而纠删码适合？
感觉副本和纠删码在写密集型应用上的性能表现应该是一致的。假设採用三副本以及RS(4,2)编码，那么更新(改动)数据的开销，都须要更新三个块(副本是三个相同的块。纠删码是1个数据块加上两个校验块)。 我觉得这个写应该是追加写。假设是追加4个数据块的话，对于副本来说系统须要创建12个数据块才干够满足三副本的要求。而对于RS(4,2)编码，系统仅仅须要创建6个数据块就可以。因此更快。

简单介绍

MICS是对象存储系统，对于每个数据对象使用两部分进行存储，Master Node存储这个对象的完整副本，而纠删码节点(ECC)存储对象的编码分片。

对于一个数据对象，採用RS($k$,$m$)编码，那么会生成$k+m$个分配。$k$个数据片，$m$的校验片。 这全部的数据会被分散存储到$1+k+m$个存储节点上，因此称这种编码为MICS(1,k,m)编码。

MICS实现了两种实际可行的机制：读写协议和一致性模型。

读写协议：
顺序读，顺序写。随机写
Master Node(MN)节点承担了绝大部分的读请求，ECC保证了在MN节点挂掉后依旧能够对外服务读；在訪问随机写方面，ECC通过Parity Logging机制以较低的网络和延迟实现了随机写的过程。
一致性模型：
本文採用了PARM一致性模型来提供有效的读写性能。

严格一致性

读出的数据始终为近期写入的数据。也就是说这次写入。后面的全部人的都能够正常读取，须要全局锁，在分布式网络环境不可能实现。

Sequencial一致性

全部使用者以相同的顺序看到对同一数据的操作，可是该顺序不一定是实时的。也就是说，假设有一组对元素x的更新操作。它不保证每次更新都会立马被随后的读取到上次的更新，可是保证先读到更新一定在前。后读到的更新一定在后。

因果一致性

对有因果关系，须要保证顺序，无因果关系的能够并行运行。无需关注它们的先后顺序。

Pipe random-access memory一致性

不同用户的写操作在不同的用户上来看是没有严格的顺序的，但同一个用户的写操作在不同的用户看来是有严格的顺序的。

说起来很拗口，简单举个样例： 用户A进行了A.1, A.2操作，用户B进行了B.1, B.2操作，那么在用户C他可能看到的操作有 A.1 A.2 B.1 B.2， A.1 B.1 B.2 A.2, B.1 B.2 A.1 A.2等等， 也就是说他看到的A的操作必须有A.1在A.2之前。B的操作有B.1在B.2之前，可是对于A和B的操作，他并没有得到严格的顺序。

借用wiki的一个样例：
P1:W(x)1
P2: R(x)1W(x)2
P3: R(x)1R(x)2
P4: R(x)2R(x)1
Time —->
上面的这个是符合PRAM一致性的，这是因为对于P3和P4来说。它们仅仅能看到P1的操作有顺序性。P2的操作有顺序性。可是并不能看到P1和P2的操作具有顺序性。
可是要注意的是，上面的样例不符合强一致性，顺序一致性(要求先读到的一定是先操作的，尽管不是实时的，P4进程不符合要求)。因果一致性(x的两个写入操作有因果关系，须要保证顺序性)

eventual一致性

在没有新的更新的情况下。先前的更新会终于同步到全部的节点。能够保证数据终于是一致的。而在更新的过程中。用户有可能读到陈旧的数据。

架构设计

系统架构例如以下图

本系统主要包括三部分，外部client，代理服务器PSC，以及底层对象存储池OSC。
client
前端webserver，三种操作upload, download, update，也就是说顺序写。读。随机写。每个请求的头包括例如以下字段：
client_id, req_type, node_id, obj_id, req_ts
PSC
几个高性能机器，维持全局一致性。PSC负责将用户的请求导向相应的存储节点。
OSC
包括10-1000台的存储机器集群，每一台节点负责管理它上面的对象的metadata。

obj_id, obj_meta

写协议

顺序写
首先到达Master Node，然后这个object被成功存储之后，MN节点对这个对象进行分片，并将数据和校验分片散步到ECC中多个节点上，每个ECC节点在存储完成之后向MN返回ACK，MN在收到全部ECC分片的ACK之后回应client。同一时候每个节点都在mem_table中插入下面条目：
obj_id, data_type, version_history
数据类型记录了分片的位置信息，版本号历史是一个链表记录了此对象的历史更新。它包括一堆entry，每个entry就是一个version，包括client_id， req_ts， offset(初始上传之后。此处offset为0)，delta_block，tag(标记数据是clean还是dirty)。

也就是说在对象第一个创建之后，对于这一个对象会生成一个这种条目。

它的key就是对象的id。value是数据的类型以及版本号历史。刚创建之后会插入第一个版本号。即offset=0的版本号。
随机写：
採用parity-logging算法更新。
1，当数据更新的请求到达之后，它首先被PSC导向到更新位置相应的ECC的数据节点上（注意此处并不会先到达MN节点），当前数据节点立马用新的数据覆盖。并计算出一个delta_block。同一时候会构建一个新的version，此时version的tag为dirty数据。

2，新的version和delta_block会被发送给其它的校验ECC节点，而单独的version会被发送给MN节点。 全部的节点会将这个version插入到相应的obj_id的version_history中。
3。校验ECC节点在收到delta_block后。会将其增加到version相应delta_block条目中(当然事实上就是一个指针而已)。delta_block仅仅会放入到一个buffer中，然后将指针赋值给version的条目就可以。

4。被更新的数据节点在收到全部校验节点的ACK之后，就会回应client更新成功。然后通知MN发起reconstruct数据。
5。MN在收到重构请求后，開始从全部的ECC数据节点并行读取分片，并构建对象，存储对象。然后将第2步中收到的version置位为clean。

6，最后MN也通知其它的ECC节点将version的tag改为clean，校验节点将先前存储的delta_block删除就可以。

详细例如以下图：

读协议

正常读
$R_{nor}$，MN节点工作正常，具有相应的数据，能够直接读取就可以。
轻量failure读
$R_{lwf}$， MN节点没有相应的数据，而全部的数据节点能够正常回应。全部的ECC数据节点将内容assemble在一起传递给client就可以。 同一时候。也会像Mn发送重建请求并由MN决定是否发起对象重建。

假设MN仅仅是因为临时的延迟导致没有回应，那么MN就不会发送重建；假设数据确实故障了，须要发起重建请求。进行重建操作。
严重failure读
$R_{hf}$， 当MN以及至少一个data_node不能正常回应后，须要启动数据重建解码过程。

当解码完成后。数据返回给client。 同一时候重建请求也会发送给MN以及failed data_nodes来让它们决定是否发起数据重建操作。

PRAM一致性模型

假设read请求的req_ts是强制的，那么返回的对象版本号一定不能比req_ts旧。
1. 对于R_nor这种强制请求，返回对象的最新版本号。

2. 对于R_nor这种非强制请求，从版本号历史中寻找一个合适的版本号返回：
1. 假设最新版本号是clean的，那么直接返回。
2. 假设最新版本号是dirty的，MICS向前扫描version_history直到下面某一个条件满足：(a)obj_id是请求的对象id, (b)当前的版本号是clean的，(c)找到开头。

MICS然后返回给client，它要不从磁盘中读取。要不使用delta_block去重构它。

3. 对于R_lwf和R_hf。 MICS重建最新的版本号并返回给client，parity_nodes将全部的delta_blocks进行合并到校验块中，并删除除了最后一个的delta_blocks.

再增加一个一致性的图

实现不再描写叙述了。

关于一致性的问题：
upload创建数据对象。直到数据对象全然保存好。才返回给client。能够保证一致性。
update更新对象在全部的校验节点收到delta_block就会立马返回client更新成功。 它怎样保持的PRAM一致性的？ 当单个client发起连续的两个请求，仅仅有在第一个请求的全部delta_block全然写入到相应的校验节点上，才会返回给client，这样第二个请求才干够继续发起。

通过这种方式，两个delta_block肯定具有着先后顺序的，当其它用户发起读请求后，一定仅仅会先读到第一个请求的更新，再读到第二个更新。也就是说不同的客户的看到单独的某一个client的请求具有顺序性。

当有多个client同一时候发起请求后，比如A和B，它们同一时候发起update(x)的请求。这两个请求来源于不同的client，因为网络传输的不同，有些parity节点会先收到A的更新。有些parity节点会先收到B的更新，这样在pairty仅仅收到一个节点更新的情况下，有外部的其它的client来读。它们就有可能命中到先收到A的parity节点从而读取到A，也有可能从其它parity节点读取到B，也就是说不同的client看到不同的client的请求不具有顺序性，可是全部的parity节点终于都会收到A和B的请求，尽管它们到来的顺序不同。最后这些delta_block会在相应的parity节点上依照req_ts进行排序。从而保证终于一致性。

关于更新的磁盘开销。

4副本和MICS(1,4,2)对照： 4*4 / (4+1+2) = 2.33x
4副本和RS(6,3)对照： 4*6 / (1+3) = 6x