分布式存储系统架构图

⑴ 如何实现企业数据 大数据平台 分布式存放

Hadoop在可伸缩性、健壮性、计算性能和成本上具有无可替代的优势，事实上已成为当前互联网企业主流的大数据分析平台。本文主要介绍一种基于Hadoop平台的多维分析和数据挖掘平台架构。作为一家互联网数据分析公司，我们在海量数据的分析领域那真是被“逼上梁山”。多年来在严苛的业务需求和数据压力下，我们几乎尝试了所有可能的大数据分析方法，最终落地于Hadoop平台之上。
1. 大数据分析大分类
Hadoop平台对业务的针对性较强，为了让你明确它是否符合你的业务，现粗略地从几个角度将大数据分析的业务需求分类，针对不同的具体需求，应采用不同的数据分析架构。
按照数据分析的实时性，分为实时数据分析和离线数据分析两种。
实时数据分析一般用于金融、移动和互联网B2C等产品，往往要求在数秒内返回上亿行数据的分析，从而达到不影响用户体验的目的。要满足这样的需求，可以采用精心设计的传统关系型数据库组成并行处理集群，或者采用一些内存计算平台，或者采用HDD的架构，这些无疑都需要比较高的软硬件成本。目前比较新的海量数据实时分析工具有EMC的Greenplum、SAP的HANA等。
对于大多数反馈时间要求不是那么严苛的应用，比如离线统计分析、机器学习、搜索引擎的反向索引计算、推荐引擎的计算等，应采用离线分析的方式，通过数据采集工具将日志数据导入专用的分析平台。但面对海量数据，传统的ETL工具往往彻底失效，主要原因是数据格式转换的开销太大，在性能上无法满足海量数据的采集需求。互联网企业的海量数据采集工具，有Facebook开源的Scribe、LinkedIn开源的Kafka、淘宝开源的Timetunnel、Hadoop的Chukwa等，均可以满足每秒数百MB的日志数据采集和传输需求，并将这些数据上载到Hadoop中央系统上。
按照大数据的数据量，分为内存级别、BI级别、海量级别三种。
这里的内存级别指的是数据量不超过集群的内存最大值。不要小看今天内存的容量，Facebook缓存在内存的Memcached中的数据高达320TB，而目前的PC服务器，内存也可以超过百GB。因此可以采用一些内存数据库，将热点数据常驻内存之中，从而取得非常快速的分析能力，非常适合实时分析业务。图1是一种实际可行的MongoDB分析架构。

图1 用于实时分析的MongoDB架构
MongoDB大集群目前存在一些稳定性问题，会发生周期性的写堵塞和主从同步失效，但仍不失为一种潜力十足的可以用于高速数据分析的NoSQL。
此外，目前大多数服务厂商都已经推出了带4GB以上SSD的解决方案，利用内存+SSD，也可以轻易达到内存分析的性能。随着SSD的发展，内存数据分析必然能得到更加广泛的应用。
BI级别指的是那些对于内存来说太大的数据量，但一般可以将其放入传统的BI产品和专门设计的BI数据库之中进行分析。目前主流的BI产品都有支持TB级以上的数据分析方案。种类繁多，就不具体列举了。
海量级别指的是对于数据库和BI产品已经完全失效或者成本过高的数据量。海量数据级别的优秀企业级产品也有很多，但基于软硬件的成本原因，目前大多数互联网企业采用Hadoop的HDFS分布式文件系统来存储数据，并使用MapRece进行分析。本文稍后将主要介绍Hadoop上基于MapRece的一个多维数据分析平台。
数据分析的算法复杂度
根据不同的业务需求，数据分析的算法也差异巨大，而数据分析的算法复杂度和架构是紧密关联的。举个例子，Redis是一个性能非常高的内存Key-Value NoSQL，它支持List和Set、SortedSet等简单集合，如果你的数据分析需求简单地通过排序，链表就可以解决，同时总的数据量不大于内存（准确地说是内存加上虚拟内存再除以2），那么无疑使用Redis会达到非常惊人的分析性能。
还有很多易并行问题（Embarrassingly Parallel），计算可以分解成完全独立的部分，或者很简单地就能改造出分布式算法，比如大规模脸部识别、图形渲染等，这样的问题自然是使用并行处理集群比较适合。
而大多数统计分析，机器学习问题可以用MapRece算法改写。MapRece目前最擅长的计算领域有流量统计、推荐引擎、趋势分析、用户行为分析、数据挖掘分类器、分布式索引等。
2. 面对大数据OLAP大一些问题

OLAP分析需要进行大量的数据分组和表间关联，而这些显然不是NoSQL和传统数据库的强项，往往必须使用特定的针对BI优化的数据库。比如绝大多数针对BI优化的数据库采用了列存储或混合存储、压缩、延迟加载、对存储数据块的预统计、分片索引等技术。

Hadoop平台上的OLAP分析，同样存在这个问题，Facebook针对Hive开发的RCFile数据格式，就是采用了上述的一些优化技术，从而达到了较好的数据分析性能。如图2所示。
然而，对于Hadoop平台来说，单单通过使用Hive模仿出SQL，对于数据分析来说远远不够，首先Hive虽然将HiveQL翻译MapRece的时候进行了优化，但依然效率低下。多维分析时依然要做事实表和维度表的关联，维度一多性能必然大幅下降。其次，RCFile的行列混合存储模式，事实上限制死了数据格式，也就是说数据格式是针对特定分析预先设计好的，一旦分析的业务模型有所改动，海量数据转换格式的代价是极其巨大的。最后，HiveQL对OLAP业务分析人员依然是非常不友善的，维度和度量才是直接针对业务人员的分析语言。
而且目前OLAP存在的最大问题是：业务灵活多变，必然导致业务模型随之经常发生变化，而业务维度和度量一旦发生变化，技术人员需要把整个Cube（多维立方体）重新定义并重新生成，业务人员只能在此Cube上进行多维分析，这样就限制了业务人员快速改变问题分析的角度，从而使所谓的BI系统成为死板的日常报表系统。
使用Hadoop进行多维分析，首先能解决上述维度难以改变的问题，利用Hadoop中数据非结构化的特征，采集来的数据本身就是包含大量冗余信息的。同时也可以将大量冗余的维度信息整合到事实表中，这样可以在冗余维度下灵活地改变问题分析的角度。其次利用Hadoop MapRece强大的并行化处理能力，无论OLAP分析中的维度增加多少，开销并不显着增长。换言之，Hadoop可以支持一个巨大无比的Cube，包含了无数你想到或者想不到的维度，而且每次多维分析，都可以支持成千上百个维度，并不会显着影响分析的性能。


而且目前OLAP存在的最大问题是：业务灵活多变，必然导致业务模型随之经常发生变化，而业务维度和度量一旦发生变化，技术人员需要把整个Cube（多维立方体）重新定义并重新生成，业务人员只能在此Cube上进行多维分析，这样就限制了业务人员快速改变问题分析的角度，从而使所谓的BI系统成为死板的日常报表系统。
3. 一种Hadoop多维分析平台的架构
整个架构由四大部分组成：数据采集模块、数据冗余模块、维度定义模块、并行分 析模块。

数据采集模块采用了Cloudera的Flume，将海量的小日志文件进行高速传输和合并，并能够确保数据的传输安全性。单个collector宕机之后，数据也不会丢失，并能将agent数据自动转移到其他的colllecter处理，不会影响整个采集系统的运行。如图5所示。

数据冗余模块不是必须的，但如果日志数据中没有足够的维度信息，或者需要比较频繁地增加维度，则需要定义数据冗余模块。通过冗余维度定义器定义需要冗余的维度信息和来源（数据库、文件、内存等），并指定扩展方式，将信息写入数据日志中。在海量数据下，数据冗余模块往往成为整个系统的瓶颈，建议使用一些比较快的内存NoSQL来冗余原始数据，并采用尽可能多的节点进行并行冗余；或者也完全可以在Hadoop中执行批量Map，进行数据格式的转化。

维度定义模块是面向业务用户的前端模块，用户通过可视化的定义器从数据日志中定义维度和度量，并能自动生成一种多维分析语言，同时可以使用可视化的分析器通过GUI执行刚刚定义好的多维分析命令。
并行分析模块接受用户提交的多维分析命令，并将通过核心模块将该命令解析为Map-Rece，提交给Hadoop集群之后，生成报表供报表中心展示。
核心模块是将多维分析语言转化为MapRece的解析器，读取用户定义的维度和度量，将用户的多维分析命令翻译成MapRece程序。核心模块的具体逻辑如图6所示。

图6中根据JobConf参数进行Map和Rece类的拼装并不复杂，难点是很多实际问题很难通过一个MapRece Job解决，必须通过多个MapRece Job组成工作流（WorkFlow），这里是最需要根据业务进行定制的部分。图7是一个简单的MapRece工作流的例子。

MapRece的输出一般是统计分析的结果，数据量相较于输入的海量数据会小很多，这样就可以导入传统的数据报表产品中进行展现。

⑵ 云存储架构分哪些层次,各自实现了什么功能_云存储架构包含哪些内容

(1)存储层

云存储系统对外提供多种不同的存储服务，各种服务的数据统一存放在云存储系统中，形成一个海量数据池。从大多数网络服务后台数据组织方式来看，传统基于单服务器的数据组织难以满足广域网多用户条件下的吞吐性能和存储容量需求；基于P2P架构的数据组织需要庞大的节点数量和复杂编码算法保证数据可靠性。相比而言，基于多存储服务器的数据组织方法能够更好满足在线存储服务的应用需求，在用户规模较大时，构建分布式数据中心能够为不同地理区域的用户提供更好的服务质量。

云存储的存储层将不同类型的存储设备互连起来，实现海量数据的统一管理，同时实现对存储设备的集中管理、状态监控以及容量的动态扩展，实质是一种面向服务的分布式存储系统。

(2)基础管理层

云存储系统架构中的基础管理层为上层提供不同服务间公共管理的统一视图。通过设计统一的用户管理、安全管理、副本管理及策略管理等公共数据管理功能，将底层存储与上层应用无缝衔接起来，实现多存储设备之间的协悔早同工作，以更好的性能对外提供多种服务。

(3)应用接口层

应用接口层是云存储平台中可以灵活扩展的、直接面向用户的部分。根据用户需求，可以开发出不同的应用接口，提供相应的服务。比如数据存储服务、空间租赁服务、公共资源服务、多用户数据共享服务、数据备份服务等。

(4)访问层

通过访问层，任何一个授权用户都可以在任何地方，使用一台联网的终端设备，按照标准的公用应用接口来登录云存储平台，享受云存储服务。

2云存储技术的优势

作为新兴的存储技术，与传统的购买存储设备和部署存储软件相比，云存储方式存在以下优点：

(1)成本低、见效快

传统的购买存储设备或软件定制方式下，企业根据信息化管理的需求，一次性投入大量资金购置硬件设备首饥、搭建平台。软件开发则经过漫长的可行性分析、需求调研、软件设计、编码、测试这一过程。往往在软件开发完成以后，业务需求发生变化，不得不对软件进行返工，不仅影响质量，提高成本，更是延误了企业信息化进程，同时造成了企业之间的低水平重复投资以及企业内部周期性、高成本的技术升级。在云存储方式下，企业除了配置必要的终端设备接收存储服务外，不需要投入额外的资金来搭建平台。企业只需按用户数分期租用服务，规避了一次性投资的风险，降低了使用成本，而且对于选定的服务，可以立即投入使用，既方便又快捷。

(2)易者前返于管理

传统方式下，企业需要配备专业的IT人员进行系统的维护，由此带来技术和资金成本。云存储模式下，维护工作以及系统的更新升级都由云存储服务提供商完成，企业能够以最低的成本享受到最新最专业的服务。

(3)方式灵活

传统的购买和定制模式下，一旦完成资金的一次性投入，系统无法在后续使用中动态调整。随着设备的更新换代，落后的硬件平台难以处置；随着业务需求的不断变化，软件需要不断地更新升级甚至重构来与之相适应，导致维护成本高昂，很容易发展到不可控的程度。而云存储方式一般按照客户数、使用时间、服务项目进行收费。企业可以根据业务需求变化、人员增减、资金承受能力，随时调整其租用服务方式，真正做到“按需使用”。

3云存储技术趋势

随着宽带网络的发展，集群技术、网格技术和分布式文件系统的拓展，CDN内容分发、P2P、数据压缩技术的广泛运用，以及存储虚拟化技术的完善，云存储在技术上已经趋于成熟，以“用户创造内容”和“分享”为精神的Web2.0推动了全网域用户对在线服务的认知

⑶ 海量分布式存储系统Doris原理概述

Doris( https://github.com/itisaid/Doris )是一个海量分布式 KV 存储系统，其设计目 标是支持中等规模高可用可伸缩的 KV 存储集群。
Doris可以实现海量存储，线性伸缩、平滑扩容，自动容错、故障转移，高并发，且运维成本低。部署规模，建议部署4-100+台服务器。

Doris采用两层架构，Client 和 DataServer+Store。
有四个核心组件，Client、DataServer、Store、Administration。
应用程序通过Client SDK进行Doris的访问，
每台服务器上部署一个Data Sever做服务器的管理，每台服务器上有自己的存储Store，整个集群的数据存储，每台机器独立部署。数据通过路由选择写入到不同的机器中。
Administration为管理中心，提供配置、管理和监控。
config指，应用程序启动一个Data Server，在启动时要配置管理中心的ip地址，通关管理中心。管理中心会修改配置项感知到集群中加了新机器，对新机器管理，扩容等。待机器处于可用状态，将该机器的配置项通知给KV Client。从而KV Client进行新的路由选择。
扩容、下线机器等的控制台界面通过Management管理。
Monitor监控机器是否正常。

client写数据，绑定产品的namespace（逻辑隔离），构成新key，路由到具体机器上读写。

路由解析算法是设计的一个关键点，决定集群的管理方式，也决定了集群扩容的复杂性和难度。
Doris的算法类似redis，有桶的概念，key映射到1w个虚拟节点，虚拟节点在映射到物理节点。
由于Doris设计时，用于4-100+规模的集群。因此，Doris分了1w个虚拟节点，当服务器超过100会导致负载不均衡，1000会更差，相当于每一个集群上有10个虚拟节点，虚拟节点会有10%的影响。
扩容时，需要调节虚拟节点指向新的位置。具体过程为，暴利轮询新节点添加后，一个服务器上应该承载的虚拟节点个数，将超出的虚拟节点迁移到新机器即可。如上图左图有2个物理节点，扩容后，有3个物理节点，变为右图。

为了保证高可用。doris所有服务分成2个组，两组服务器对等。两个group是可以有不同数量的服务器。
写操作时，client的路由算法在两个group分别选2个服务器，分别（同时）写入，两个服务器全部返回后，再继续向下进行。读操作时，从两个服务器随机选一个读。这样，提高可用性，数据持久性，不会丢失。

集群管理的重要角色Config Server，有一个功能是负责发现故障服务器。
发现故障的方式有2种：

节点失效分为：瞬间失效、临时失效、永久失效
应用服务器向服务器写，如果写失败，为 瞬间失效 。接着应用服务器进行3次重试。3次都失败，通知管理服务器，进行服务的失效判断。
管理服务器再写一次，如果写成功，认为是客户端自己通信通信问题。如果写入失败，判断为 临时失效 ，通知所有client，服务器失效，不要写，也不读。
如果2小时恢复，则节点为临时失效。如果2小时没有恢复，认为是 永久失效 。

如图，如果节点2失效，进入临时失效阶段。

如图，节点2临时失效2个小时还未恢复，判定为永久失效。进入永久失效的恢复。

设计中，有临时日志节点（备份节点），有空白节点。实际使用中没有节点3空白节点。原因：1 自动迁移有风险，还是需要手动迁移。2 几年宕机1台，一直有一个空白节点standby浪费。一般晚上报警失效也没有事情，第二天，找机器扩容即可。认为24小时之内，同样编号的2台机器连续down掉，概率很低。

物理节点分成2个group，写的时候，向2个group同时写。当其中一个group扩容机器时，该group上的所有节点进入临时失效状态。停止读写，将数据迁移到新的服务器上。
由于是虚拟节点的映射在调整，所以迁移是按照虚拟节点调整。为了迁移方便，虚拟节点物理化，一个虚拟节点对应一个文件。迁移时其实就是拷贝文件。这时，如果group1有节点失效也会出现不一致，但是，通常扩容的过程很快，因为，是scp拷贝文件，瓶颈为网络带宽，通常几十T数据，几分钟迁移完成，十来分钟进行数据恢复。

⑷ 什么是分布式存储系统

分布式存储系统，是将数据分散存储在多台独立的设备上。传统的网络存储系统采用集中的存储服务器存放所有数据，存储服务器成为系统性能的瓶颈，也是可靠性和安全性的焦点，不能满足大规模存储应用的需要。分布式网络存储系统采用可扩展的系统结构，利用多台存储服务器分担存储负荷，利用位置服务器定位存储信息，它不但提高了系统的可靠性、可用性和存取效率，还易于扩展。

(4)分布式存储系统架构图扩展阅读：

分布式存储，集中管理，在这个方案中，共有三级：

1、上级监控中心：上级监控中心通常只有一个，主要由数字矩阵、认证服务器和VSTARClerk软件等。

2、本地监控中心：本地监控中心可以有多个，可依据地理位置设置，或者依据行政隶属关系设立，主要由数字矩阵、流媒体网关、iSCSI存储设备、VSTARRecorder软件等组成；音视频的数据均主要保存在本地监控中心，这就是分布式存储的概念。

3、监控前端：主要由摄像头、网络视频服务器组成，其中VE4000系列的网络视频服务器可以带硬盘，该硬盘主要是用于网络不畅时，暂时对音视频数据进行保存，或者需要在前端保存一些重要数据的情况。

⑸ 基于Spring+SpringMVC+Mybatis分布式敏捷开发系统架构（附源码）

前言

zheng项目不仅仅是一个开发架构，而是努力打造一套从 前端模板 - 基础框架 - 分布式架构 - 开源项目 - 持续集成 - 自动化部署 - 系统监测 - 无缝升级 的全方位J2EE企业级开发解决方案。

项目介绍

基于Spring+SpringMVC+Mybatis分布式敏捷开发系统架构，提供整套公共微服务服务模块：内容管理、支付中心、用户管理（包括第三方）、微信平台、存储系统、配置中心、日志分析、任务和通知等，支持服务治理、监控和追踪，努力为中小型企业打造全方位J2EE企业级开发解决方案。

技术

名称

官网

技术

名称

官网

架构图

模块依赖

Spring+SpringMVC+Mybatis框架集成公共模块，包括公共配置、MybatisGenerator扩展插件、通用BaseService、工具类等。

基于bootstrap实现的响应式Material Design风格的通用后台管理系统，zheng项目所有后台系统都是使用该模块界面作为前端展示。

各个子系统前台thymeleaf模板，前端资源模块，使用nginx代理，实现动静分离。

本系统是基于RBAC授权和基于用户授权的细粒度权限控制通用平台，并提供单点登录、会话管理和日志管理。接入的系统可自由定义组织、角色、权限、资源等。用户权限=所拥有角色权限合集+用户加权限-用户减权限，优先级：用户减权限>用户加权限>角色权限

文件存储系统，提供四种方案：

阿里云OSS

服务网关，对外暴露统一规范的接口和包装响应结果，包括各个子系统的交互接口、对外开放接口、开发加密接口、接口文档等服务，可在该模块支持验签、鉴权、路由、限流、监控、容错、日志等功能。示例图：

API网关

内容管理系统：支持多标签、多类目、强大评论的内容管理，有基本单页展示，菜单管理，系统设置等功能。

统一扫码支付

通用用户管理系统， 实现最常用的用户注册、登录、资料管理、个人中心、第三方登录等基本需求，支持扩展二次开发。

微信公众号管理平台，除实现官网后台自动回复、菜单管理、素材管理、用户管理、消息群发等基础功能外，还有二维码推广、营销活动、微网站、会员卡、优惠券等。

微信小程序后台

基于Netty实现SocketIO的实时推送系统。支持命名空间、二进制数据、SSL、ACK等功能。

环境搭建

开发指南

maven编译安装zheng/pom.xml文件即可

启动演示

约定优于配置(convention over configuration)，此框架约定了很多编程规范，下面一一列举：

数据库模型

拓扑图

⑹ Bigtable---分布式的结构化数据存储系统

sina

Bigtable 是一个分布式的结构化数据存储系统，它被设计用来处理海量数据：通常是分布在数千台普通服务器上的PB 级的数据。Google 的很多项目使用Bigtable 存储升唯数据，包括Web 索引、GoogleEarth、Google Finance。这些应用对Bigtable 提出的要求差异非常大，无论是在数据量上（从URL到网页到卫星图像）还是在响应速度上（从后端的批量处理到实时数据服务）。
Bigtable 已经实现了下面的几个目标：适用性广泛、可扩展、高性能和高可用性,Bigtable 是一个稀疏的、分布式的、持久化存储的多维度排序Map。

图一：一个存储Web 网页的例子的表的片断。行名是一个反向URL。contents 列族存放的是网页的内容，anchor 列族存放引用该网页的锚链接文本（alex 注：如果不知道HTML 的Anchor，请Google一把）。CNN 的主页被Sports Illustrater和MY-look 的主页引用，因此该行包含了名为“anchor:cnnsi.com”和“anchhor:my.look.ca”的列。每个锚链接只有一拿缺个版本（alex 注：注意时间戳标识了列的版本，t9 和t8 分别标识了两个锚链接的版本）；而contents 列则有三个版本，分别由时间戳t3，t5，和t6 标识。

行
Bigtable 通过行关键字的字典顺序来组织数据。表中的每个行都可以动态分区。每个分区叫做一个”Tablet”，Tablet 是数据分布和负载均衡调整的最小单位。

列族
Webtable 有个列族language，language 列族用来存放撰写网页的语言。
我们在language 列族中只使用一个列关键字，用来存放每个网页的语言标识ID。Webtable 中另一个有用的列族是anchor；这个列族的每一个列关键字代表一个锚链接，如图一所示。Anchor 列族的限定词是引用该网页的站点名；Anchor 列族每列的数据项存放的是链接文本。访问控制、磁盘和内存的使用统计都是在列族层面进行的。

时间戳
不同版本的数据通过时间戳来索引。Bigtable 时间戳的类型是64 位整型。
Bigtable 可以给时间戳赋值，用来表示精确到毫秒的“实时”时间；用户程序也可以给时间戳赋值。如果应用程序需要避免数据版本冲突，那么它必须自己生成具有唯一性的时间戳。数据项中，不同版本的数据按照时间戳倒序排序，即最新的数据排在最前面。为了减轻多个版本数据的管理负担，我们对每一个列族配有两个设置参数， Bigtable 通过这两个参数可以对废弃版本的数据自动进行垃圾收集。用户可以指定只保存最后n 个版本的数据，或者只保存“足够新”的版本的数据（比如，只保存最近7 天的内容写入的数据）。

Bigtable支持的其他特性
1、Bigtable 支持单行上的事务处理，利用这个功能，用户可以对存储在一个行关键字下的数据进行原子性的读-更新-写操作。
2、Bigtable 允许把数据项用做整数计数器。
3、Bigtable 允许用户在服务器的地址空间内执行脚本程序
4、Bigtable 可以和MapRece一起使用，MapRece 是Google 开发的大规模并行计算框架。我们已经开发了一些Wrapper 类，通过使用这些Wrapper 类，Bigtable 可以作为MapRece 框架的输入和输出。

Bigtable依赖于google的几项技术。用GFS来存储日志和数据文件；按SSTable文件格式存储数据；用Chubby管理元数据：
Bigtable是建立在其它的几个Google基础构件上的。BigTable 使用Google 的分布式文件系统(GFS)存储日志文件和数据文件。BigTable 集群通常运行在一个共享的机器池中，池中的机器还会运行其它的各种各样的分布式应用程序，BigTable 的进程经消笑辩常要和其它应用的进程共享机器。BigTable 依赖集群管理系统来调度任务、管理共享的机器上的资源、处理机器的故障、以及监视机器的状态。
BigTable 内部存储数据的文件是Google SSTable 格式的。SSTable 是一个持久化的、排序的、不可更改的Map 结构，而Map 是一个key-value 映射的数据结构，key 和value 的值都是任意的Byte串，从内部看，SSTable 是一系列的数据块（通常每个块的大小是64KB，这个大小是可以配置的）。。SSTable 使用块索引（通常存储在SSTable 的最后）来定位数据块；在打开SSTable的时候，索引被加载到内存。每次查找都可以通过一次磁盘搜索完成：首先使用二分查找法在内存中的索引里找到数据块的位置，然后再从硬盘读取相应的数据块。也可以选择把整个SSTable 都放在内存中，这样就不必访问硬盘了。

BigTable 还依赖一个高可用的、序列化的分布式锁服务组件，叫做Chubby。Chubby有五个活跃副本，同时只有一个主副本提供服务，副本之间用Paxos算法维持一致性，Chubby提供了一个命名空间（包括一些目录和文件），每个目录和文件就是一个锁，Chubby的客户端必须和Chubby保持会话，客户端的会话若过期则会丢失所有的锁。

Bigtable 包括了三个主要的组件：链接到客户程序中的库、一个Master主服务器和多个Tablet片 服务器。
Bigtable会将表（table）进行分片，片（tablet）的大小维持在100-200MB范围，一旦超出范围就将分裂成更小的片，或者合并成更大的片。每个片服务器负责一定量的片，处理对其片的读写请求，以及片的分裂或合并。片服务器可以根据负载随时添加和删除。这里片服务器并不真实存储数据，而相当于一个连接Bigtable和GFS的代理，客户端的一些数据操作都通过片服务器代理间接访问GFS。主服务器负责将片分配给片服务器，监控片服务器的添加和删除，平衡片服务器的负载，处理表和列族的创建等。注意，主服务器不存储任何片，不提供任何数据服务，也不提供片的定位信息。

客户端需要读写数据时，直接与片服务器联系。因为客户端并不需要从主服务器获取片的位置信息，所以大多数客户端从来不需要访问主服务器，主服务器的负载一般很轻。

Master 服务器主要负责以下工作：为Tablet 服务器分配Tablets、检测新加入的或者过期失效的Table 服务器、对Tablet 服务器进行负载均衡、以及对保存在GFS 上的文件进行垃圾收集。除此之外，它还处理对模式的相关修改操作，例如建立表和列族。

我们使用一个三层的、类似B+树的结构存储Tablet 的位置信息。

第一层是一个存储在Chubby 中的文件，它包含了Root Tablet 的位置信息。这个Chubby文件属于Chubby服务的一部分，一旦Chubby不可用，就意味着丢失了root tablet的位置，整个Bigtable也就不可用了。
第二层是root tablet。root tablet其实是元数据表（METADATA table）的第一个分片，它保存着元数据表其它片的位置。root tablet很特别，为了保证树的深度不变，root tablet从不分裂。
第三层是其它的元数据片，它们和root tablet一起组成完整的元数据表。每个元数据片都包含了许多用户片的位置信息。

片的数据最终还是写到GFS里的，片在GFS里的物理形态就是若干个SSTable文件。下图展示了读写操作基本情况。

BigTable和GFS的关系
集群包括主服务器和片服务器，主服务器负责将片分配给片服务器，而具体的数据服务则全权由片服务器负责。但是不要误以为片服务器真的存储了数据（除了内存中memtable的数据），数据的真实位置只有GFS才知道，主服务器将片分配给片服务器的意思应该是，片服务器获取了片的所有SSTable文件名，片服务器通过一些索引机制可以知道所需要的数据在哪个SSTable文件，然后从GFS中读取SSTable文件的数据，这个SSTable文件可能分布在好几台chunkserver上。
一个简化的Bigtable结构图：

结构图以Webtable表为例，表中存储了网易、网络和豆瓣的几个网页。当我们想查找网络贴吧昨天的网页内容，可以向Bigtable发出查询Webtable表的(com..tieba, contents:, yesterday)。

假设客户端没有该缓存，那么Bigtable访问root tablet的片服务器，希望得到该网页所属的片的位置信息在哪个元数据片中。使用 METADATA.Webtable.com..tieba 为行键在root tablet中查找，定位到最后一个比它大的是 METADATA.Webtable.com..www ，于是确定需要的就是元数据表的片A。访问片A的片服务器，继续查找 Webtable.com..tieba ，定位到 Webtable.com..www 是比它大的，确定需要的是Webtable表的片B。访问片B的片服务器，获得数据。

这里需要注意的是，每个片实际都由若干SSTable文件和memtable组成，而且这些SSTable和memtable都是已排序的。这就导致查找片B时，可能需要将所有SSTable和memtable都查找一遍；另外客户端应该不会直接从元数据表获得SSTable的文件名，而只是获得片属于片服务器的信息，通过片服务器为代理访问SSTable。