Второе интервью с Эдуардом Шишкиным, разработчиком ФС Reiser4
Опубликовано второе интервью с разработчиком файловой системы Reiser4 Эдуардом Шишкиным.
Для начала напомни, пожалуйста, читателям, где и кем ты работаешь.
Я работаю в должности Principal Storage Architect в компании Huawei Technologies, German Research Center. В отделе виртуализации занимаюсь разными аспектами хранения данных. Моя деятельность не связана с конкретной операционной системой.
Коммитишь ли ты сейчас в основную ветку ядра?
Очень редко, и только если это требует мой работодатель. Последний раз года три назад я посылал патчи, позволяющие повысить пропускную способность для хранилищ, расшаренных на хостах по протоколу 9p (другое название этого дела — VirtFS). Здесь надо сделать одно важное замечание: хоть я и давно работаю рядом с Линукс, его фанатом я никогда не являлся, то есть, «дышу ровно», как впрочем и ко всему остальному. В частности, если я заметил какой-то изъян, то могу указать на него максимум один раз. А так, чтобы потом за кем-то ходить и уговаривать — такого не будет.
Помнится, в прошлый раз, десять лет назад, ты довольно критически отзывался о стиле разработки ядра. Поменялось ли с твоей (или, возможно, корпоративной) точки зрения что-либо, сообщество стало более отзывчивым или нет? Если нет, кто, по-твоему, в этом виноват?
Я так и не увидел каких-либо сдвигов в лучшую сторону. Основная проблема сообщества — это подмена науки политтехнологиями, персональными отношениями, мнением большинства, популизмом, советами «внутренних голосов», гнилыми компромиссами, всем чем угодно кроме науки. Computer science, как ни крути, прежде всего точная наука. И если кто-то начинает провозглашать для 2×2 своё значение, отличное от 4, под флагом «Linux way», либо под каким другим, то кроме вреда это вряд ли что принесёт.
Все беды прежде всего от некомпетентности и необразованности тех, кто принимает решения. Если руководитель некомпетентен, он не способен принять объективное адекватное решение. Если он к тому же и бескультурный, он не способен найти компетентного специалиста, который даст ему правильный совет. С большой вероятностью выбор падёт на мошенника, говорящего «с виду правильные вещи». Вокруг некомпетентных лидеров-одиночек всегда складывается коррумпированное окружение. Причём, история не знает исключений на этот счёт, и сообщество — ярчайшее тому подтверждение.
Как ты оцениваешь прогресс в разработке Btrfs? Эта ФС избавилась от детских болезней? Как ты её для себя позиционируешь — как ФС «для дома» или и для корпоративного применения тоже?
Не избавилась. Всё то, о чём я упоминал 11 лет назад, актуально и поныне. Одна из проблем Btrfs, делающая последнюю непригодной для серьёзных нужд, — это проблема свободного места. Я уж не говорю о том, что пользователю предлагается бежать в магазин за новым диском в ситуациях, когда любая другая ФС показала бы ещё уйму свободного места на разделе. Невозможность завершить операцию над логическим томом по причине нехватки свободного места — это тоже не самое страшное. Хуже всего то, что непривилегированный пользователь почти всегда может за достаточно короткое время в обход любых дисковых квот лишить всех свободного места.
Выглядит это так (проверено для ядра Linux 5.12). На свежеинсталлированной системе запускается скрипт, который в цикле создаёт в домашней директории файлы с определёнными именами, записывает в них данные по определённым смещениям и затем удаляет эти файлы. Через минуту работы этого скрипта ничего необычного не происходит. Через пять минут порция занятого места на разделе слегка увеличивается. Через два-три часа она достигает 50% (при начальном значении 15%). А после пяти-шести часов работы скрипт валится с ошибкой «нет свободного места на разделе». После этого вы уже не в состоянии записать на ваш раздел даже 4К файл.
Происходит интересная ситуация: вы ничего на раздел в итоге не записали, а всё свободное место (порядка 85%) куда-то улетучилось. Анализ раздела, подвергнутого такой атаке, покажет множество узлов дерева, содержащих всего один айтем (объект, снабженный ключом), размером несколько байт. То есть, контент, который ранее занимал 15% дискового пространства оказался равномерно «размазанным» на весь раздел так, что новый файл записать уже некуда, ибо его ключ больше всех существующих, а свободные блоки на разделе закончились.
Причём это всё происходит уже на базовой конфигурации Btrfs (безо всяких снапшотов, сабвольюмов и пр.), и не имеет значения то, как вы решили хранить тела файлов в той ФС (как «фрагменты» в дереве, или же как экстенты неформатированных блоков) — конечный результат будет один и тот же.
Подвергнуть такой атаке остальные файловые системы из апстрима вам не удастся (что бы вам там ни говорили). Причину проблемы я уже давно объяснил: это полное извращение в Btrfs понятия B-дерева, что делает возможным его спонтанное или намеренное вырождение. В частности, при некоторых нагрузках ваша ФС в процессе эксплуатации будет непрерывно «разваливаться» и сама, без посторонней помощи. Понятно, что всевозможные «поджимающие» фоновые процессы спасут дело только на индивидуальных десктопах.
На коллективных же серверах злоумышленник всегда будет в состоянии их «опередить». Системный администратор даже не сможет определить, кто именно над ним издевался. Быстрее всего исправить эту проблему в Btrfs можно лишь восстановив структуру регулярного B-дерева, т.е. заново перепроектировав дисковый формат и переписав существенную часть кода Btrfs. Это займёт 8–10 лет вместе с отладкой при условии что разработчики чётко следовали оригинальным статьям по соответствующим алгоритмам и структурам данным, а не играли в «испорченный телефон», как это принято (и поощряется) в «Linux way».
Сюда ещё надо прибавить время, необходимое разработчикам на то, чтобы понять всё это. Вот тут уже сложнее. Во всяком случае, 10 лет на понимание им не хватило. Ну, а до этого можете не уповать на чудо. Оно не произойдёт в виде опции монтирования «про которую мы с вами не знали», или в виде патча, который приготовить «всего-то делов». Для каждого такого скоропалительного «исправления» я предъявлю новый сценарий вырождения. B-деревья — это одна из моих излюбленных тем, и должен сказать, что вольности в обращении с собой эти структуры не терпят!
Как я для себя позиционирую Btrfs? Как нечто, что именоваться файловой системой категорически не может, не говоря уже об использовании. Ибо по определению ФС — это подсистема ОС, ответственная за эффективное управление ресурсом «дисковое пространство», чего в случае c Btrfs мы не наблюдаем. Ну, представьте, что вы пришли в магазин купить часы, чтобы не опаздывать на работу, а там вместо часов вам впарили электрогриль с таймером на 30 минут максимум. Так вот — с Btrfs ситуация ещё хуже.
Просматривая листы рассылок, я часто сталкиваюсь с утверждением, что эффективно управлять дисковым пространством уже не актуально по причине дешевизны накопителей. Это полнейший бред. Без эффективного менеджера дискового пространства ОС станет уязвимой и непригодной к использованию. Вне зависимости от того, какой ёмкости диски стоят на вашей машине.
Хотелось бы попросить прокомментировать прекращение поддержки Btrfs в RHEL.
Тут особо нечего комментировать, всё предельно ясно. Она же была у них «technology preview». Вот, и не прошла это самое «preview». Не висеть же вечно этому ярлыку! А запустить ущербный by-design продукт с полной поддержкой они не могут. RHEL — это энтерпрайз, то есть прописанные товарно-денежные отношения. Red Hat не может издеваться над пользователями, как это происходит в листе рассылки Btrfs. Просто представьте ситуацию: клиент, заплативший свои кровные за диск и ещё вам за поддержку, хочет понять, куда делось его дисковое пространство, после того, как он ничего не записал. Что вы ему на это ответите?
Далее. В число клиентов Red Hat входят известные крупные банки, биржи. Представьте, что будет, если они подвергнутся DoS-атакам, основанным на упомянутой уязвимости в Btrfs. Как вы думаете, кто за это ответит? Тем, кто собрался ткнуть пальцем в строчку лицензии GPL, где написано, что автор ни за что не отвечает, сразу скажу: «спрячьте её подальше!» Ответит Red Hat, причём так, что мало не покажется! Но я знаю, что Red Hat-у такого рода проблемы не грозят, учитывая их особенно сильную команду QA-инженеров, с которыми мне довелось плотно поработать в своё время.
Почему некоторые компании продолжают поддерживать Btrfs в своих энтерпрайз-продуктах?
Заметьте, что приставка «энтерпрайз» в названии продукта мало о чём говорит. Энтерпрайз — это мера ответственности, заложенная в договорные отношения с клиентом. Я знаю только один энтерпрайз, основанный на GNU/Linux — это RHEL. Всё остальное, с моей точки зрения, лишь выдаётся за энтерпрайз, но таковым не является. И, наконец, если на что-либо есть спрос, то всегда будет и предложение (в нашем случае это упомянутая «поддержка»). Спрос же бывает абсолютно на всё, в т.ч. и на непригодный к использованию софт. Как он формируется такой спрос, и кто его подпитывает — это уже другая тема.
Так что, я бы не стал делать какие-то выводы после того, как Facebook по слухам развернул Btrfs на своих серверах. Более того, адреса тех серверов я бы порекомендовал тщательно хранить в тайне по вышеупомянутым причинам.
Почему в последнее время очень много усилий приложено к вылизыванию кода XFS? Ведь изначально это — сторонняя ФС, да и ext4 давно стабильна и имеет преемственность от предыдущих таких же стабильных версий. Какой интерес у Red Hat’а к XFS? Есть ли смысл активно разрабатывать две похожие по предназначению ФС — ext4 и XFS?
Уже не помню, чем это мотивировалось. Вполне возможно, что инициатива шла от клиентов Red Hat. Я помню, что проводились исследования такого рода: на некоторых файловых системах из апстрима создавалось гигантское количество объектов на хай-енд накопителях нового поколения. По результатам XFS повела себя лучше ext4. Вот её и стали продвигать как наиболее перспективную. В любом случае, я бы не искал тут чего-то сенсационного.
По мне, так сменили шило на мыло. Разрабатывать ext4 и XFS нет смысла. Как параллельно, так и любую из них на выбор. Из этого ничего хорошего не получится. Хотя, в природе часто встречаются ситуации, когда потенций для роста много, а объёма куда расти нет. В этом случае возникают разные причудливо-уродливые новообразования, на которые все показывают пальцем («О, смотри, чего только в этой жизни не увидишь!»).
Считаешь ли ты вопрос о layer violation исчерпанным (в негативном смысле) с появлением функций шифрования в ext4, F2FS (не говоря уже о RAID в Btrfs)?
Вообще, введение каких-либо уровней и принятие решения о их ненарушении — это обычно вопрос политики, и я не берусь тут что-либо комментировать. Объективные же аспекты нарушения уровней мало кому интересны, но мы можем рассмотреть некоторые из них на примере нарушения «сверху», а именно, реализацию в ФС функциональности, уже имеющейся на block layer. Такое «нарушение» оправдано всего лишь за редким исключением. Для каждого такого случая вы сначала должны доказать две вещи: что это действительно нужно, и что дизайну системы при этом не будет причинён ущерб.
Скажем, зеркалирование, которое традиционно являлось занятием для block layer, имеет смысл реализовать на уровне файловой системы. По разным причинам. Например, на дисковых накопителях имеет место «тихая» порча данных (bit rot). Это когда устройство исправно работает, но данные блока неожиданно повреждаются под воздействием жесткого гамма-кванта, испущенного далёким квазаром и т.п. Хуже всего, если этим блоком оказался системный блок ФС (суперблок, bitmap-блок, узел дерева-хранилища и т.д), ибо это непременно приведёт к kernel panic.
Заметьте, что зеркала, предлагаемые block layer (т.н. RAID 1) от этой проблемы не спасут. Ну, действительно: кто-то же должен проверять контрольные суммы и считывать реплику в случае неудачи? Кроме того, имеет смысл зеркалировать не тупо все подряд, а только метаданные. Некоторые важные данные (к примеру, исполняемые файлы критических приложений) можно хранить на правах мета-данных. В этом случае они получают такие же гарантии сохранности. Защиту же остальных данных имеет смысл поручить другим подсистемам (возможно, даже пользовательским приложениям) — мы предоставили для этого все необходимые условия.
Такие «экономные» зеркала вполне имеют право на существование и эффективно их организовать можно только на уровне файловой системы. В остальном же layering violation — это захламление подсистемы дублированным кодом ради каких-то микроскопических выгод. Яркий тому пример — это реализация RAID-5 средствами ФС. Такие решения (собственные RAID / LVM в файловой системе) убивает последнюю в архитектурном плане. Здесь ещё нужно отметить, что layering violation «поставлено на поток» разного рода маркетинговыми мошенниками. За отсутствием каких-либо идей, в подсистемы добавляется функциональность давно уже реализованная на соседних уровнях, это выдается за новую черезвычайно полезную фичу и активно проталкивается.
Reiser4 же обвинили в нарушении уровней «снизу». Исходя из того, что файловая система не монолитная, как все остальные, а модульная, было сделано ничем не обоснованное предположение, что она занимается тем, чем должен заниматься уровень выше (VFS).
Можно ли говорить о смерти ReiserFS v3.6 и, например, JFS? Последнее время им в ядре почти не уделяется внимания. Они морально устарели?
Здесь надо определить, что значит смерть программного продукта. С одной стороны, они с успехом используются (их для этого и создавали, в конце концов) — значит живут. С другой стороны, не скажу за JFS (мало знаю), а вот ReiserFS (v3) очень трудно приспособить к новым тенденциям (проверено на практике). Значит, разработчики в дальнейшем будут уделять внимание не ей, а тем, которые легче приспособить. С этой стороны получается, что, увы, мертва в архитектурном плане. Понятием «морально устаревший» я бы вообще не манипулировал. Оно хорошо применимо, например, к гардеробу, но никак не к программным продуктам. Есть понятие уступать и превосходить в чем-либо. Совершенно точно могу сказать, что ReserFS v3 сейчас во всём уступает Reiser4, но на некоторых типах рабочей нагрузки превосходит все остальные ФС из апстрима.
Известно ли тебе о разработке ФС Tux3 и HAMMER/HAMMER2 (ФС для DragonFly BSD)?
Да, известно. В Tux3 меня когда-то заинтересовала технология их снимков (т.н. «версионные указатели»), но в Reiser4 мы, скорее всего, пойдём другим путём. Я давно думаю о поддержке снимков (snapshots) и ещё не определился с тем, как их реализовать для простых Reiser4 томов. Дело в том, что новомодная техника «ленивых» счётчиков ссылок, предложенная Охадом Родехом, работает лишь для B-деревьев. У нас их нет. Для тех структур данных, которые используются в Reiesr4, «ленивые» счётчики не определены — для их введения необходимо решить определённые алгоритмические проблемы, за что пока никто не брался.
По HAMMERу: читал статью от создателя. Не заинтересовало. Опять же, B-деревья. Эта структура данных безнадёжно устарела. Мы отказались от неё ещё в прошлом веке.
Как ты оцениваешь нарастающую востребованность в сетевых кластерных ФС по типу CephFS/GlusterFS/etc? Означает ли эта востребованность сдвиг приоритетов разработчиков в сторону сетевых ФС и недостаточность внимания к локальным ФС?
Да, такой сдвиг приоритетов произошел. Разработка локальных ФС стагнировала. Увы, сделать что-то существенное для локальных томов сейчас довольно сложно и далеко не всем под силу. Вкладываться в их разработку никто не хочет. Это примерно так же, как попросить коммерческую структуру выделить деньги на математические исследования — вас без этнузиазма спросят, а как на новой теореме можно будет заработать. Теперь локальная ФС — это нечто, что магически появляется «из коробки» и «всегда должно работать», а если не работает, то вызывает безадресное ворчание навроде: «да, что они там себе думают!».
Отсюда недостаток внимания к локальным ФС, хотя работы в той области ещё невпроворот. И да, все повернулись к распределённым хранилищам, которые строятся на базе уже существующих локальных ФС. Это сейчас очень модно. Словосочетание «Big Data» у многих вызывает выброс адреналина, ассоциируясь с конференциями, воркшопами, большими зарплатами и т.п.
Насколько разумным в принципе выглядит подход, при котором сетевая ФС реализуется в пространстве ядра, а не в пространстве пользователя?
Очень разумный подход, который до сих пор нигде не был реализован. Вообще, вопрос о том, в каком пространстве надо реализовывать сетевую ФС — это «палка о двух концах». Ну, давайте рассмотрим на примере. Клиент записал данные на удалённой машине. Они упали в её page cache в виде грязных страниц. Это работа для «тонкого шлюза» сетевой ФС в пространстве ядра. Дальше операционная система рано или поздно попросит записать те страницы на диск для их освобождения. Тогда в дело включается IO-forwarding (отправляющий) модуть сетевой ФС. Он определяет на какую серверную машину (server node) эти страницы попадут.
Потом эстафету принимает сетевой стек (а он, как мы знаем, реализован в пространстве ядра). Далее, server node принимает тот пакет с данными или метаданными и даёт указание backend storage — модулю (т.е. локальной ФС, которая работает в пространстве ядра) записать всё это хозяйство. Итак, мы свели вопрос к тому, где должны работать «отправляющий» и «принимающий» модули. Если какой-либо из тех модулей работают в пространстве пользователя, то это неминуемо приведёт к переключению контекстов (из-за необходимости пользования сервисами ядра). Число таких переключений зависит от деталей реализации.
Если таких переключений много, то будет падать пропускная способность хранилища (производительность ввода-вывода). Если ваш backend storage составлен из медленных дисков, то значительного падения вы не заметите. Но если у вас диски быстрые (SSD, NVRAM и т.д), то переключение контекстов уже становится «бутылочным горлышком» и, сэкономив на переключении контекстов, производительность можно увеличить в разы. Стандартный путь такой экономии заключается в переносе модулей в пространство ядра. К примеру, мы выяснили, что перенос 9p-сервера из QEMU в ядро на хост-машине приводит к трёхкратному приросту производительности VirtFS.
Это, конечно, не сетевая ФС, но суть вещей вполне отражает. Обратная сторона такой оптимизации — это проблемы с переносимостью. Для кого-то последняя может оказаться критичной. К примеру, GlusterFS вообще не имеет модулей в составе ядра. Благодаря этому она сейчас работает на многих платформах, в том числе и на NetBSD.
Какие концепции локальные ФС могли бы позаимствовать у сетевых и наоборот?
Сейчас сетевые ФС, как правило, есть надстройки над локальными ФС, поэтому я не совсем понимаю, как можно у последних что-то позаимствовать. Ну, действительно, рассмотрим компанию из 4 сотрудников, в которой каждый занимается своим делом: один распределяет, другой отправляет, третий получает, четвертый хранит. И вопрос, а что же компания может позаимствовать от её сотрудника, который хранит, звучит как-то некорректно (то, что можно было от него позаимствовать она уже давно имеет).
А вот локальным ФС есть чему поучиться у сетевых. Во-первых, у них стоит поучиться агрегировать логические тома на высоком уровне. Сейчас т.н. «передовые» локальные ФС агрегируют логические тома исключительно при помощи технологии «виртуальных девайсов», заимствованной из LVM (тот самый заразный layering violation, который сначала был реализован в ZFS). Иначе говоря, происходит трансляция виртуальных адресов (номеров блоков) в реальные и обратно на низком уровне (т.е. после того, как файловая система издала запрос ввода-вывода).
Заметьте, что добавление и удаление устройств в логические тома (не зеркала), скомпанованные на block layer ведёт к проблемам, о которых поставщики подобных «фич» скромно умалчивают. Я говорю, о фрагментации на реальных устройствах, которая может достигать чудовищных значений, в то время, как на виртуальном устройстве у вас всё замечательно. Однако виртуальные устройства мало кого интересуют: всем интересно, что у вас происходит на реальных устройствах. Но ZFS-подобные ФС (также как и любые ФС в связках с LVM) работают только с виртуальными дисковыми устройствами (выделяют виртуальные дисковые адреса из числа свободных, дефрагментируют эти виртуальные устройства и т.д.). А что происходит на реальных устройствах они даже понятия не имеют!
Теперь представьте, что на виртуальном устройстве у вас фрагментация равна нулю (то есть, у вас там живёт всего один гигантский экстент), вы добавляете диск в ваш логический том, а затем удаляете другой случайный диск из вашего логического тома с последующей перебалансировкой. И так вот много раз. Нетрудно сообразить, что на виртуальном устройстве у вас по-прежнему будет жить тот самый единственный экстент, но вот на реальных устройствах вы ничего хорошего уже не увидите.
Хуже всего то, что вы даже не в состоянии исправить эту ситуацию! Единственное, что тут можно сделать — это попросить файловую систему дефрагментировать виртуальное устройство. Но она вам скажет, что у вас там всё замечательно — есть один только экстент, фрагментация равна нулю, а лучшего и быть не может! Итак, логические тома, скомпанованные на блочном уровне не предназначены для многократного добавления/удаления устройств. По-хорошему, нужно только один раз скомпановать логический том на блочном уровне, отдать его файловой системе, и потом ничего уже больше с ним не делать.
Кроме того, связка независимых подсистем ФС+LVM никак не позволяет учитывать разную природу накопителей, из которых агрегируются логические тома. Действительно, предположим, скомпановали вы логический том из НЖМД и твердотельных устройств. Но тогда первые потребуют дефрагментации, а вторые — нет. Для вторых нужно издавать discard-запросы, а для первых — нет, и т.п. Однако в указанной связке такую избирательность проявить достаточно сложно.
Заметьте, что после создания в файловой системе своего собственного LVM, ситуация сильно лучше не становится. Более того, этим вы фактически ставите крест на перспективе когда-либо её улучшить в будущем. Это очень плохо. На одной и той же машине могут жить накопители разного типа. И если не файловая система будет их различать, то кто тогда?
Еще одна проблема подстерегает т.н. «Write-Anywhere» файловые системы (сюда же входит и Reiser4, если во время монтирования вы задали соответствующую транзакционную модель). Такие файловые системы должны предъявить беспрецедентные по своей мощи средства дефрагментации. А низкоуровневый менеджер томов тут не помогает, а только мешает. Дело в том, что с таким менеджером ваша ФС будет хранить карту свободных блоков только одного девайса — виртуального. Соответственно, дефрагментировать вы сможете только виртуальный девайс. Это значит, что дефрагментатор ваш будет долго-долго пахать на огромном едином пространстве виртуальных адресов.
И если у вас много пользователей, делающих случайные перезаписи, то полезный эффект от такого дефрагментатора сведётся к нулю. Система ваша неминуемо начнёт тормозить, и вам останется лишь сложить руки перед неутешительным диагнозом «broken design». Несколько дефрагментаторов, работающих на одном и том же пространстве адресов будут только мешать друг другу. Совсем другое дело, если для каждого реального устройства вы поддерживаете свою карту свободных блоков. Это позволит эффективно распараллелить процесс дефрагментации.
Но сделать это можно, лишь обладая высокоуровневым менеджером логических томов. Локальных ФС с такими менеджерами ранее не существовало (по крайней мере, я о них не знаю). Такими менеджерами обладали только сетевые ФС (например GlusterFS). Другой очень важный пример — утилита проверки целостности тома (fsck). Если для каждого подтома у вас хранится своя независимая карта свободных блоков, то процедуру проверки логического тома можно эффективно распараллелить. Иначе говоря, логические тома с высокоуровневыми менеджерами лучше масштабируются.
Кроме того, с низкоуровневыми менеджерами томов вы не сможете организовать полноценные снимки (snapshots). С LVM и в ZFS-подобных ФС вы можете делать только локальные снимки, но никак не глобальные. Локальные снимки позволяют моментально откатывать только регулярные файловые операции. A операции с логическими томами (добавление / удаление устройств) вам никто там не откатит. Давайте рассмотрим это на примере. В некоторый момент времени, когда у вас имеется логический том из двух устройств А и В, содержащий 100 файлов, вы делаете снимок S системы и затем создаете ещё одну сотню файлов.
После этого вы добавляете к вашему тому устройство С, и наконец откатываете вашу систему к снимку S. Вопрос: сколько файлов и устройств содержит ваш логический том после отката к S? Файлов, как вы уже догадались, будет 100, но вот устройств будет 3 — это те же устройства A, B и C, хотя, на момент создания снимка в системе было всего два устройства (A и B). Операция добавления устройства C не откатилась, и если вы сейчас удалите устройство C из компьютера, то это закорраптит ваши данные, так что перед удалением вам вам нужно будет сначала провести дорогостоящую операцию удаления устройства из логического тома с перебалансировкой, которая раскидает все данные с устройства C на устройства A и B. А вот если бы ваша ФС поддерживала глобальные снимки, такая перебалансировка бы не потребовалась, и после моментального отката к S вы бы могли смело удалить устройство C из компьютера.
Итак, глобальные снимки хороши тем, что они позволяют избежать дорогостоящего удаления (добавления) устройства из логического тома (в логический том) c большим количеством данных (разумеется, если вы не забыли «сфотографировать» свою систему в нужный момент). Напомню, что создание снимков и откат файловой системы к оным — моментальные операции. Может возникнуть вопрос:, а как вообще такое возможно — моментально откатить операцию с логическим томом, которая заняла у вас три дня? А вот возможно! При условии, что ваша ФС правильно спроектирована. Идея таких »3D-снапшотов» у меня возникла три года назад, а в прошлом году я запатентовал эту методику.
Следующее, чему стоит поучиться локальным ФС у сетевых — это хранить метаданные на отдельных устройствах точно так же, как сетевые ФС хранят их на отдельных машинах (так называемые метадата-серверы). Есть приложения, работающие в основном с метаданными, и эти приложения можно значительно ускорить, разместив метаданные на дорогостоящих высокопроизводительных накопителях. Со связкой ФС+LVM проявить такую избирательность вам не удастся: LVM не знает, что там на блоке, который вы ему передали (данные там или же метаданные).
От реализации в ФС собственного низкоуровневого LVM большого выигрыша по сравнению со связкой ФС+LVM вы не получите, а вот что у вас получится очень хорошо — так это захламить ФС так, что потом станет невозможно работать с её кодом. ZFS и Btrfs, поспешившие с виртуальными девайсами, — это всё наглядные примеры того, как layering violation убивает систему в архитектурном плане.Итак, к чему я всё это? Да к тому, что не нужно городить в файловой системе свой собственный низкоуровневый LVM. Вместо этого нужно агрегировать устройства в логические тома на высоком уровне, как это делают некоторые сетевые ФС с разными машинами (storage nodes). Правда, делают они это отвратительно по причине применения плохих алгоритмов.
Примеры совершенно ужасных алгоритмов — это транслятор DHT в файловой системе GlusterFS и так называемый CRUSH map в файловой системе Ceph. Ни один из тех алгоритмов, что я видел, не устроил меня в плане простоты и хорошей масштабируемости. А потому пришлось вспоминать алгебру и изобретать всё самому. В 2015 году, экспериментируя с расслоениями над хэш-функциями, я придумал и запатентовал то, что меня устраивает. Сейчас могу сказать, что попытка реализовать всё это на практике оказалась успешной. Никаких проблем с масштабируемостью в новом подходе я не вижу.
Да, каждый подтом потребует в памяти отдельную структуру типа суперблока. Это что, очень страшно? Вообще, я не знаю, кто собирается «кипятить океан» и создавать логические тома из сотен тысяч и более устройств на одной локальной машине. Если кто-нибудь мне это объяснит, буду очень благодарен. А пока что для меня это маркетинговый булшит.
Как повлияли изменения в подсистеме блочных устройств ядра (например, появление blk-mq) на требования к реализации ФС?
Никак не повлияли. Уж не знаю, что там должно такого случиться на block layer, что пришлось бы проектировать новую ФС. Интерфейс взаимодействия этих подсистем очень беден. Со стороны драйверов на ФС влиять должно только появление накопителей нового типа, к которым будет подстраиваться сначала block layer, а потом уже ФС (для reiser4 это будет означать появление новых плагинов).
Означает ли появление новых типов носителей (например, SMR, или повсеместное распространение SSD) принципиально новые вызовы для проектирования ФС?
Да. И это нормальные стимулы для развития ФС. Вызовы могут быть разные и совершенно неожиданные. К примеру, я слышал о накопителях, где скорость операции ввода-вывода сильно зависит от размера куска данных и его смещения. В Линуксе, где размер ФС-блока не может превышать размер страницы, такой накопитель по умолчанию не проявит свои полные возможности. Однако, если ваша ФС правильно спроектирована, то есть шанс много ещё чего из него «выжать».
Сколько людей сейчас работает с кодом Reiser4 кроме тебя?
Меньше, чем хотелось бы, но и острой нехватки ресурсов я не испытываю. Темпы развития Reiser4 меня более чем устраивают. «Гнать лошадей» я не собираюсь — это не та область. Здесь «тише едешь — дальше будешь!» Современная ФС — это самая сложная подсистема ядра, неправильные решения в дизайне которой могут перечеркнуть последующий многолетний труд людей.
Предлагая волонтёрам что-то реализовать, я всегда гарантирую, что усилия непременно приведут к корректному результату, который может быть востребован для серьёзных нужд. Как вы понимаете, таких гарантий не может быть много и сразу. В то же время я терпеть не могу «деятелей», которые бесстыдно пиарят «фичи» заведомо непригодного для использования софта, обманывая сотни пользователей и разработчиков, да при этом сидят и улыбаются на кернел саммитах.
Выражала ли какая-нибудь компания готовность поддержать разработку Reiser4?
Да, такие предложения были, в т.ч. и от крупного вендора. Но, для этого мне надо было переезжать в другую страну. К сожалению, мне уже давно не 30 лет, я не могу сорваться и уехать вот так вот по первому свисту.
Каких функций не хватает в Reiser4 сейчас?
Не хватает функции «растяжения» (resize) для простых томов по аналогии с той, что имеется в ReiserFS (v3). Кроме того, не помешали бы файловые операции с флагом DIRECT_IO. Далее, хотелось бы уметь сегрегировать том на «семантические подтома», которые не имеют фиксированного размера, и которые можно монтировать как самостоятельные тома. Эти задачи хороши для начинающих, желающих попробовать себя в «настоящем деле».
И, наконец, хотелось бы иметь сетевые логические тома с простой реализацией и администрированием (современные алгоритмы уже позволяют это сделать). А вот чего в Reiser4 точно никогда не будет — так это RAID-Z, скрабов, кэшей свободного пространства, 128-битных переменных и прочей маркетинговой ерунды, возникшей на фоне дефицита идей у разработчиков некоторых ФС.
Всё ли то, что может понадобиться, может быть реализовано плагинами?
Если говорить только в терминах интерфейсов и плагинов (модулей), которые их реализуют, то не всё. Но если ввести ещё и отношения на этих интерфейсах, то помимо всего прочего у вас возникнут понятия высших полиморфизмов, которыми уже можно обойтись. Представьте, что вы гипотетически заморозили объектно-ориентированную систему времени выполнения, поменяли значение instruction pointer, чтобы он указывал на другой плагин, который реализует тот же интерфейс X, а потом разморозили систему, так чтобы она продолжила выполнение.
Если при этом конечный пользователь не заметит такой «подмены», то мы говорим, что система обладает полиморфизмом нулевого порядка в интерфейсе X (или система гетерогенна в интерфейсе X, что то же самое). Если теперь у вас не просто набор интерфейсов, а ещё имеются и отношения на них (граф интерфейсов), то можно ввести полиморфизмы и более высоких порядков, которые будут характеризовать гетерогенность системы уже в «окрестности» какого-либо интерфейса. Такую классификацию я когда-то давно ввёл, но опубликовать, к сожалению, так и не получилось.
Так вот, при помощи плагинов и таких вот высших полиморфизмов можно описать любую известную фичу, а также «предсказать» те, которые никогда даже не упоминались. Строго доказать это мне не удалось, но и контрпримера я тоже пока не знаю. Вообще, вопрос этот напомнил мне «Эрлангенскую Программу» Феликса Клейна. Он в своё время пытался представить всю геометрию разделом алгебры (конкретно, теории групп).
Теперь к главному вопросу&nbs
Полный текст статьи читайте на OpenNet
