分布式文件系统用于解决海量数据存储的问题，腾讯大数据采用HDFS（Hadoop分布式文件系统）作为数据存储的基础设施，并在其上构建如Hive、HBase、Spark等计算服务。
HDFS块存储采用三副本策略来保证数据可靠性，随着数据量的不断增长，三副本策略为可靠性牺牲的存储空间也越来越大。如何在不降低数据可靠性的基础上，进一步降低存储空间成本，成为腾讯大数据迫切需要解决的问题。
我们对facebook版本的hadoop raid分析发现，还有很多细节需要优化改进，本文就hadoop raid存在的问题进行探讨，并对一些可以改进的地方给出思路。
首先介绍一下hadoop raid的原理和架构：
原理分析
HDFS Raid以文件为单位计算校验，并将计算出来的校验block存储为一个HDFS文件。HDFS Raid支持XOR和RS两种编码方式，其中XOR以位异或生成校验信息；而RS又称里所码，即Reed-solomon codes，是一种纠错能力很强的信道编码，被广泛应用在CD、DVD和蓝光光盘的数据纠错当中。
HDFS为每个block创建3个副本，可以容忍2个block丢失，因此存储空间为数据量的3倍。而采用RS编码，如按条带（Stripe length）和校验块（Parity block）个数比例为10,4计算，则只需要1.4倍的存储开销，就可以容忍同一条带内任意4个block丢失，即存储量可以节省16/30。
Hadoop Raid架构
DRFS
l DRFS：应用Raid方案后的HDFS
l RaidNode：根据配置路径，对需要Raid的文件（source file），从HDFS DataNode中读取对应的数据块，计算出校验块文件（parity file，所有校验块组成一个HDFS文件），并将parity file存储在HDFS中；RaidNode周期性的检查源文件及校验块文件对应的block数据是否丢失，如有丢失，则重新计算以恢复丢失的block
l Raid File System：提供访问DRFS的HDFS客户端，其在HDFS Client接口上进行封装，当读取已丢失或损坏的block时，通过对应的校验块计算恢复的block数据返回给应用，恢复过程对应用是透明的
l RaidShell：DRFS管理工具，可手工触发生成parity file、恢复丢失block等
问题与优化
l 问题1 集群压力增加
集群压力增加表现为NameNode元数据增多、访问量增加、Raid和数据恢复时集群网络及IO负载增加几个方面，具体如下：
其一，raid过程中会生成校验文件以及目录结构，导致元数据增加。如下图所示，对于每一个原始文件，都会在目标目录生成一个对应的检验文件，造成元数据量double。由于校验文件读操作远大于删除等更新操作，解决方案为对校验文件做har打包，将目录打包成一个har文件，以节省元数据量。
其二，RaidNode周期性的访问NameNode，查询哪些文件需要做raid、是否存在废弃的parity file（源文件被删除，则对应的parity file已经无效了，需要清理掉）、是否存在Missing Block等，这些操作都对NameNode产生一定压力。解决方案为调整RaidNode访问NameNode的频率，控制在可接受的范围。
其三，做Raid生成校验文件及恢复丢失的block时，需要读取相同stripe的多个block数据，导致集群内网络及IO负载增加。解决方案为选择空闲时段进行操作，减少对现网生产环境的影响。
其四，Raid完成后，源文件block副本数减少，job本地化概率减小，同时增加了网络流量和job的执行时间。为减少影响，只对访问频率较低的冷数据做Raid，而冷数据的判定，则需要从数据生成时间、访问时间、访问次数综合考虑。
l 问题2 集群性能下降
性能下降则包括块删除速度变慢、读取频繁移动的块速度变慢，具体如下：
其一，NameNode应用Raid块放置策略，删除block需要考虑相同stripe的其他block的位置情况，以保证同一DataNode上不会存储该stripe的多个block，避免由于该DataNode故障缺失过多的块，造成数据无法恢复的风险。另外，在集群启动时，NameNode要重建元数据信息，同时对比block的实际副本数和配置值，用以删除和增加block；由于Raid块放置策略的引入，每个block的增加和删除都需要考虑相同stripe的其他block位置信息，这一过程非常耗时，导致NameNode启动变慢很多。
解决方案是，在启动时使用默认的块放置策略，保持启动过程同原有流程相同，待启动完成，再修改为Raid块放置策略，动态刷新到NameNode生效。
其二，RaidNode周期性的扫描原始文件和检验文件，如发现同一DataNode上存储该stripe内的过多block，则将超出来的block迁移到其他DataNode上。RaidNode的检查周期默认值为10分钟，然而块移动过程NameNode并不会及时清掉block同移出DataNode的映射关系，而要等到下次DataNode块上报，块上报的周期比较长，一般2个小时。这样在下次块上报之前，NameNode中block映射的DataNode会不断累积，直至遍布整个集群。客户端读取这个block数据就会因很多DataNode上并不存在块文件而重试，导致性能下降。解决方案为调整RaidNode扫描周期，要大于DataNode的块上报周期，期间NameNode来修正block和DataNode的映射关系。
l 问题3 数据安全性问题
表现在rebalance不理解raid概念：
Rebalance不理解raid的条带的概念，将block在集群中重新移动后，可能会导致相同stripe的多个block保存在相同的DataNode上，存在丢块的风险。解决方案为NameNode增加RPC接口，查询block所属文件，进而结合raid块放置策略，将stripe的多个block分散得更散。
l 问题4 Raid过程Job数据倾斜
RaidNode提交job对多个源文件做raid，理想效果如图(a)，多个文件平均分配到每个map中raid操作，但执行过程中发现大部分map迅速完成，统计读取记录为0，而另外少部分map执行时间较长。
分析流程发现，RaidNode采用同distcp相同的方式，先将需要raid的文件列表，以SequenceFile格式写入HDFS，且每10个文件写入一次SYNC标识，分片时再将每个文件构造成FileSplit作为分片单元；map读取输入使用SequenceFileRecordReader，以SYNC标识为起止位置。以(b)图为例，map1的起止位置跨越了SYNC1，因读取的数据为SYNC1和SYNC2之间的10个文件列表，而其它map的起止位置在同一SYNC区间内，则读取数据为0，这就是job倾斜的原因。
解决方案为每个文件后面都写入一次SYNC标识，多个文件就会平均分配到map中执行。而SYNC标识占用20个字节，且只在job执行结束SequenceFile就会清理掉，存储代价微乎其微。
