Clustering de Alta Disponibilidad

bajo GNU/Linux


Vicente José Aguilar Roselló

<v.aguilar@terra.es>, <vjaguilar@renr.es>

Septiembre 2001





Tutor: D. Manuel Marco Such

Departamento de Lenguajes y Sistemas Informáticos





Resumen:


Este trabajo explora las distintas posibilidades que nos ofrece hoy en día el mundo del Software Libre para implantar servidores de alta disponibilidad en el terreno empresarial y orientados principalmente al servicio en Internet (servidores HTTP, SMTP, POP, etc), basados en la replicación de servidores (clustering) con arquitecturas PC Intel x86 y bajo el Sistema Operativo GNU/Linux.


El presente documento se publica bajo los términos de la licencia FDL (Free Documentation License) de GNU y puede ser redistribuido o modificado según los mismos. Todos los programas, scripts o ficheros de configuración aquí expuestos se distribuyen bajo la licencia GPL (General Public License) de GNU, y se garantiza el derecho de redistribución y modificación bajo los términos de dicha licencia. El texto de ambas licencias se puede encontrar en la página web de GNU en http://www.gnu.org y en los enlaces de la bibliografía al final de este documento.

Este trabajo ha sido desarrollado íntegramente utilizando software libre: la plataforma de desarrollo fue Debian GNU/Linux (http://www.debian.org) con el entorno de escritorio GNOME (http://www.gnome.org, http://www.ximian.com); para la edición del texto se utilizó AbiWord (http://www.abisource.com) y Open Office (http://www.openoffice.org); para los diagramas, figuras y esquemas, DIA (http://www.lysator.liu.se/~alla/dia/); para los gráficos de barras, el gnuplot (http://www.gnuplot.org); y para el retoque de gráficos, el GIMP (http://www.gimp.org); y para convertir el fichero PostScript generado por OpenOffice a PDF con el conversor ps2pdf del paquete GhostScript (http://www.ghostscript.com).




2001 ã Vicente José Aguilar Roselló <v.aguilar@terra.es>, <vjaguilar@renr.es>.












Índice de contenidos

1. Introducción 1

1.1. GNU/Linux y el Software Libre 2

1.2. Introducción al clustering de servidores 3

1.3. Consideraciones previas 5

2. Gestión del almacenamiento 7

2.1. Gestión avanzada de los discos 7

2.1.1. RAID 7

2.1.2. LVM 10

2.2. Sistemas de Ficheros 13

2.2.1. ext2 13

2.2.1.1. Estructura física 15

2.2.1.2. Los i-nodos 16

2.2.1.3. Uso 17

2.2.1.4. ext3 18

2.2.2. ReiserFS 18

2.2.2.1. Sistemas transaccionales 18

2.2.2.2. Características de ReiserFS 19

2.2.2.3. Árboles B* 20

2.2.2.4. Uso 22

2.2.3. xfs y jfs 24

3. Distribución de los datos 25

3.1. Replicación de archivos 25

3.1.1. rsync 25

3.1.1.2. El algoritmo rsync 26

3.1.1.3. Resultados 27

3.1.1.4. Instalación y uso 28

3.2. Sistemas de ficheros distribuidos 30

3.2.1. NFS 30

3.2.1.1. Los protocolos detrás de NFS 30

3.2.1.2. El servidor 31

3.2.1.3. El cliente 33

3.2.1.4. Precauciones 34

3.2.2. Samba 35

3.2.2.1. Programas 36

3.2.2.2. Configuración 36

3.2.2.3. Accediendo a Windows desde Linux 38

3.2.3. CODA 39

3.2.3.1. Terminología CODA 40

3.2.3.2. Los servidores 41

3.2.3.3. Los clientes 45

3.2.3.4. Características avanzadas 45

3.2.4. GFS 46

3.2.4.1. Sistemas de discos compartidos 47

3.2.4.2. Características de GFS 47

3.2.4.2. Instalación de GFS sobre Canal de Fibra 48

3.2.4.3. Limitaciones de GFS 53

4. Monitorización 55

4.1. daemontools y ucspi-tcp 55

4.1.1. Configuración y uso 55

4.2. mon 57

4.3. heartbeat y fake 58

4.4. Failover de red con iANS de Intel 58

4.4.1. Configuración de iANS en modo AFT 60

4.4.2. Ejemplo de configuración manual 62

5. Clustering de Alta Disponibilidad 63

5.1. Linux Virtual Server 63

5.1.1. Visión general de LVS 63

5.1.2. Cómo distribuir la carga 65

5.1.3. Modos de balanceado de carga en LVS 66

5.1.3.1. Balanceado por NAT (VS-NAT) 66

5.1.3.2. Balanceado por encapsulado IP (VS-Tun) 69

5.1.3.3. Balanceado por enrutamiento directo (VS-DR) 71

5.1.3.4. Resumen de los métodos de balanceado 73

5.1.4. Planificación del balanceo de carga 73

5.1.4.1. Round Robin 73

5.1.4.2. Round Robin Ponderado 74

5.1.4.3. Servidor con menos conexiones activas 74

5.1.4.4. Servidor con menos conexiones activas (ponderado) 75

5.1.4.5. Menos conectado basado en servicio 75

5.1.4.6. Tablas hash por origen y destino 75

5.1.4.7. Conexiones persistentes 75

5.1.5. Alta disponibilidad en LVS 76

5.1.5.1. mon+heartbeat+fake+coda 76

5.1.5.2. ldirectord+heartbeat 78

5.1.6. El software 79

5.1.6.1. lvs-gui 80

5.1.6.2. LVSM 82

5.1.6.3. Módulo webmin para LVS 82

5.1.6.4. Ultra Monkey 82

5.1.6.5. Piranha 85

5.2. Super Sparrow 86

5.2.1. BGP 86

5.2.2. Funcionamiento de Super Sparrow 87

5.2.3. El software 89

5.2.4. Super Sparrow y Apache 91

6. Programas para la instalación y administración 93

6.1. Linux Utility for cluster Installation (LUI) 93

6.2. FAI 95

6.2.1. Funcionamiento 95

6.3. VA SystemInstaller 96

6.3.1. Requerimientos 97

6.3.2. Funcionamiento 98

6.4. webmin 100

7. Probando el software 103

7.1. Instalación de GNU/Linux en un equipo 103

7.2. RAID, LVM, ext2 y reiserfs 103

7.3. Instalación remota con VA System Imager 112

7.3.1. Instalación del software en el servidor 112

7.3.2. Instalación linux en el golden client 113

7.3.3. Instalación del software cliente en el golden client 114

7.3.4. Ejecutar getimage en el servidor 115

7.3.5. Creación del disco de arranque para instalar los clientes 122

7.4. CODA 124

7.4.1. El servidor CODA 125

7.4.2. El cliente CODA 132

7.4.3. Pruebas de rendimiento 135

7.5. mon 141

7.6. iANS 143

8. Conclusiones 147

9. Bibliografía 151

9.1. Documentación, HOWTOs y FAQs 151

9.2. RFCs 152

9.3. Licencias 153

10. Enlaces 155









Índice de imágenes

Imagen 1. RAID: Situación 9

Imagen 2. LVM: Situación 11

Imagen 3. LVM: Asignación de espacio 12

Imagen 4. ext2: Estructura del disco 15

Imagen 5. ext2: Estructura de una partición 15

Imagen 6. ext2: i-nodos 16

Imagen 7. ReiserFS: Árboles B 21

Imagen 8. CODA: Árbol de directorios 40

Imagen 9. CODA: Organización de una celda 43

Imagen 10. GFS: Esquema general 48

Imagen 11. LVS: Esquema general 63

Imagen 12. LVS: VS-NAT 66

Imagen 13. LVS: VS-NAT, esquema físico 67

Imagen 14. LVS: Encapsulado IP 69

Imagen 15. LVS: VS-Tun 69

Imagen 16. LVS: VS-DR 71

Imagen 17. LVS: Alta disponibilidad 77

Imagen 18. LVS: lvs-gui 81

Imagen 19. LVS: Ultra Monkey, método 1 83

Imagen 20. LVS: Ultra Monkey, método 2 83

Imagen 21. LVS: Ultra Monkey, método 3 84

Imagen 22. LVS: Ultra Monkey, método 4 84

Imagen 23. Super Sparrow: Ejemplo BGP 87

Imagen 24. Super Sparrow: Ejemplo de funcionamiento 88

Imagen 25. Super Sparrow: Funcionamiento de mod_supersparrow 90

Imagen 26. Super Sparrow: Integración con Apache 91

Imagen 27. LUI: Interfaz gráfico 94

Imagen 28. VA SystemImager: Instalación, paso 1 99

Imagen 29. VA SystemImager: Instalación, paso 2 99

Imagen 30. VA SystemImager: Instalación, paso 3 99

Imagen 31. webmin: Menú principal 100

Imagen 32. webmin: Administración Cyrus IMAP 101

Imagen 33. Comparativa: ext2 vs. reiserfs (1/2) 104

Imagen 34. Comparativa: ext2 vs. reiserfs (2/2) 105

Imagen 35. Comparativa: RAID + LVM + ext2 (1/2) 106

Imagen 36. Comparativa: RAID + LVM + ext2 (2/2) 107

Imagen 37. Comparativa: RAID + LVM + reiserfs (1/2) 108

Imagen 38. Comparativa: RAID + LVM + reiserfs (2/2) 109

Imagen 39. Comparativa: RAID + ext2 vs. RAID + reiserfs 110

Imagen 40. Comparativa: RAID1 + reiserfs 111

Imagen 41. Comparativa: NFS vs. CODA 140

Imagen 42. Conclusión: Cluster sencillo 147



Índice de tablas

Tabla 1. rsync: Rendimiento 27

Tabla 2. NFS: Demonios 31

Tabla 3. NFS: Servicios, puertos y protocolos 35

Tabla 4. CODA: Procesos servidores 42

Tabla 5. CODA: Particiones en el servidor 44

Tabla 6. LVS: Métodos de direccionamiento 73

Tabla 7. VA SystemImager: Distribuciones soportadas 97

Tabla 8. VA SystemImager: Otras distribuciones 97



1. Introducción


Con el actual ritmo de crecimiento del comercio y el movimiento de datos de todo tipo en Internet (más de un 100% anual) y la incuestionable importancia de la informática en las empresas actuales de cualquier tamaño, es cada día más importante que los sistemas informáticos de éstas puedan funcionar de forma ininterrumpida y sin errores las 24h del día, 7 días a la semana y 365 días al año, ya sea para dar soporte interno (contabilidad, control de personal, desarrollo...) como para ofrecer servicios a través de Internet (comercio electrónico, correo, portales, etc). A esta necesidad de un servicio ininterrumpido y fiable se le conoce como alta disponibilidad.


Dos estudios independientes realizados en 1995 por Oracle Corp. y Datamation revelaron que una empresa media pierde entre 80,000 y 350,000 dólares (entre 15 y 70 millones de pesetas) por hora de interrupción no planeada de sus servicios informáticos. Otro ejemplo de la necesidad de la alta disponibilidad es que tras el atentado en el World Trade Center en 1993, 145 de las 350 empresas que allí se hospedaban (algo más del 40%) tuvieron que cerrar sus puertas tras este incidente por no disponer de una infraestructura informática redundante.


La principal técnica para obtener estos sistemas tolerantes a fallos es la redundancia, estrategia utilizada en la industria aeronáutica prácticamente desde sus principios, que consiste en replicar las zonas críticas del sistema, teniendo una unidad activa y varias copias inactivas que, tras el fallo de la principal, sean capaces de retomar su labor en el punto que aquella falló, en el menor tiempo posible y de forma transparente para el usuario.


Existen gran cantidad de servidores altamente redundantes en el mercado fabricados por SUN, IBM y demás empresas del ramo. Son grandes máquinas multiprocesador , con varias controladoras de disco, configuraciones RAID, fuentes de alimentación redundantes, y un largo etcétera de circuitos y controladoras duplicadas para que, en caso de fallo, haya alguna de respaldo. El precio de este tipo de equipos rara vez baja de varias decenas de millones de pesetas. Además, cuando una máquina de este tipo queda obsoleta, no nos queda otro remedio que comprar otra mayor y deshacernos de la antigua.


El presente estudio se centrará en la técnica de obtener una alta disponibilidad por medio de la redundancia, instalando varios servidores completos en lugar de uno sólo, que sean capaces de trabajar en paralelo y de asumir las caídas de algunos de sus compañeros, y podremos añadir y quitar servidores al grupo (cluster) según las necesidades. A esta técnica se la denomina clustering. Por otra parte, también se abordarán todas las técnicas necesarias para asegurar la estabilidad de cada uno de los servidores del cluster, técnicas que en muchos casos también se basarán en la redundancia de dispositivos. En todos caso los equipos serán PCs normales de los que podemos encontrar en cualquier tienda de informática personal, con procesadores Intel Pentium o AMD, que en ningún caso valdrá cada uno más de doscientas mil pesetas.


Este trabajo está estructurado según el orden que seguiremos a la hora de ir configurando cada uno de los equipos que formarán parte de nuestro cluster: tras una introducción inicial a las diversas técnicas de clustering, su problemática y sus soluciones, comenzaremos viendo los métodos para asegurar que la información almacenada en los discos de nuestros servidores sea segura, cómo conseguir que éstos compartan información, cómo conseguir que un equipo tome el control de los servicios de otro, cómo organizar y administrar el cluster y cómo dividir el cluster geográficamente en un “cluster de clusters”.



1.1. GNU/Linux y el Software Libre


GNU/Linux es un sistema operativo compatible UNIX, multiusuario y multitarea. Su núcleo, el kernel Linux, fue diseñado a principios de los 90 por Linus Torvalds para los PCs 80x86 y compatibles de la época y, gracias a su código abierto y al desarrollo distribuido en Internet, ha sido adaptado a gran cantidad de arquitecturas, desde estaciones de trabajo RISC hasta PDAs como el IPac de Compaq o incluso a la consola de videojuegos PlayStation de Sony. GNU (acrónimo recursivo de GNU is Not Unix) por su parte, es un proyecto iniciado por Richard Stallman (otro de los “gurús” del software libre) a mediados de los 80 cuyo objetivo es el de conseguir un sistema operativo tipo UNIX completamente gratuito y con el código disponible bajo una licencia abierta. En principio, el kernel para GNU iba (y va) a ser Hurd, todavía en desarrollo, pero cuando Torvalds liberó las primeras versiones de Linux se vio claramente que se necesitaban el uno al otro, ya que el núcleo era la pieza que faltaba para poder “echar a andar” el sistema operativo de GNU, mientras que el kernel Linux de por si, sin utilidades ni librerías ni entorno operativo, no podía valerse por sí mismo. Así nació el binomio GNU (herramientas y entorno) / Linux (núcleo).


Se podría decir que el sistema GNU/Linux es el “buque insignia” del movimiento conocido como Software Libre. Este movimiento (casi una filosofía de vida) promueve el desarrollo cooperativo del software, por medio de la liberación bajo licencias abiertas del código fuente de los programas, de forma que cualquier persona en cualquier parte del mundo pueda aportar su “granito de arena”. Existen gran cantidad de licencias dentro del mundo del soft libre, siendo las más importantes y extendidas de ellas la General Public License (GPL) de GNU, que prácticamente da permisos para hacer cualquier cosa con el programa (incluso cobrar por su distribución, siempre que se cumplan el resto de cláusulas) excepto derivar de él trabajos y que éstos no se liberen también bajo la GPL, ni que formen parte de software propietario (un programa propietario no puede enlazarse con una librería GPL); la Lesser General Public License (LGPL) también de GNU, similar a la GPL pero que si permite que un programa con licencia propietaria enlace con librerías LGPL; y la licencia BSD, que elimina prácticamente todas las restricciones de la GPL y LGPL, permitiendo que el código de un programa con licencia BSD sea incluido en un programa comercial sin problemas. Al final de este trabajo se incluyen enlaces a los textos de varias de estas licencias.


Cabe aclarar aquí que todas estas licencias bajo ningún concepto dan derecho a nadie de ADUEÑARSE del código: el concepto de copyright (derechos de autor) sigue presente en todas ellas y se proteje con especial cuidado. Lo que persiguen las licencias abiertas es dar al usuario final una serie de derechos y libertades sobre el software mucho mayores de las que dan las licencias propietarias, pero manteniendo siempre el autor del programa los derechos sobre su obra. Esta es la principal diferencia entre el software libre y el software de Dominio Público (el autor cede TODOS los derechos, incluido el copyright), el Freeware (se puede utilizar gratuitamente pero generalmente no se dispone del código fuente, y cuando se dispone su uso y modificación está restringido) y el Shareware (se puede utilizar libremente con ciertas restricciones o durante un cierto periodo de tiempo tras el que hay que registrarse, y el código fuente no está disponible).


Además del sistema operativo GNU/Linux, otros notables éxitos del software libre son el servidor de HTTP Apache (líder en el terreno de los servidores Web, por delante del IIS de Microsoft), el lenguaje de script en el servidor embebido en HTTP PHP (claro competidor frente al ASP de Microsoft y el JSP de Sun), el navegador multiplataforma Mozilla (derivado del código fuente del Netscape Navigator 4.7x que liberó Netscape), la “suite” ofimática multiplataforma y compatible con MS Office Open Office, y los entornos de escritorio GNOME y KDE (a pesar de los problemas de licencias que tuvo en el pasado por una librería de la que depende).


GNU/Linux y el software libre en general han pasado en los últimos años de ser considerados como poco más que “juguetes” para “locos de la informática”, a formar parte clave de la estrategia comercial y la infraestructura de grandes empresas. Como ejemplo cabe destacar la investigación y desarrollo de aplicaciones que están realizando empresas como IBM o SUN y su adopción del sistema operativo Linux, y el apoyo que está recibiendo también desde el entorno de las instituciones gubernamentales, donde cabe señalar el proyecto GPG (GNU Privacy Guard, una alternativa open source al programa de criptografía de clave privada PGP), que ha sido patrocinado por el gobierno alemán. Aquí en España habría que destacar el proyecto de modernización de los sistemas informáticos del Ministerio de Administraciones Públicas, llevado a cabo por la empresa madrileña Andago y basado íntegramente en software libre bajo GNU/Linux.


Todo el software que se va a analizar y discutir en este trabajo se distribuye bajo licencias abiertas, principalmente la General Public License (GPL) de GNU, la licencia BSD y la de Apache. Son, por tanto, programas gratuitos y con el código fuente disponible.



1.2. Introducción al clustering de servidores


En el verano de 1994 Thomas Sterling y Don Becker, trabajando para el CESDIS (Center of Excellence in Space Data and Informarion Sciencies) bajo el patrocinio del Proyecto de las Ciencias de la Tierra y el Espacio (ESS) de la NASA, construyeron un Cluster de Computadoras que consistía en 16 procesadores DX4 conectados por una red Ethernet a 10Mbps. Ellos llamaron a su máquina Beowulf. La máquina fue un éxito inmediato y su idea de proporcionar sistemas basados en COTS (equipos de sobremesa) para satisfacer requisitos de cómputo específicos se propagó rápidamente a través de la NASA y en las comunidades académicas y de investigación. El esfuerzo del desarrollo para esta primera máquina creció rápidamente en lo que ahora llamamos el Proyecto Beowulf.


Este Beowulf construido en la NASA en 1994 fué el primer cluster de la historia, y su finalidad era el cálculo masivo de datos. Desde entonces, la tecnología de clusters se ha desarrollado enormemente, apareciendo gran cantidad de estudios, teorías, programas y arquitecturas implantando clusters para diversos fines.


En general, podríamos decir que hay dos tipos de clusters, atendiendo a su finalidad:



El ejemplo más claro de este tipo el el Proyecto Beowulf, del que ya hemos hablado. Este tipo de clusters, por lo general, aprovechan la posibilidad de paralelización de cierto tipo de operaciones matemáticas (en especial, el cálculo matricial) para repartir los datos entre todos los equipos del cluster y poder así operar varios grados de magnitud más rápido. Para este fin se utilizan librerías como las PVM (Parallel Virtual Machine), que facilitan la distribución de datos entre las máquinas, incluso entre máquinas con distintos sistemas operativos, arquitecturas y lenguajes de programación.


Otro ejemplo de cluster de este tipo sería el caso de MOSIX, unos parches para el núcleo de Linux con los que se consigue poder utilizar de forma transparente toda una red de equipos como si fuera una única supercomputadora, permitiendo el migrado transparente de cara al usuario de procesos de una máquina a otra y la compartición de recursos.


Toda la teoría sobre este tipo de clusters se centra en cómo compartir los recursos de procesador, memoria y/o red entre los equipos que forman el cluster para obtener un mejor rendimiento general.




En este caso lo que se busca no es exactamente conseguir una gran potencia de cálculo si no conseguir un conjunto de máquinas que todas realicen la misma función y que, ante el fallo de una de ellas, las demás puedan asumir sus tareas de una forma transparente y rápida. Por supuesto, la escalabilidad también es importante, ya que siempre podremos añadir más máquinas al cluster para así conseguir más potencia, pero el objetivo prioritario no es este si no la resistencia a cualquier fallo imprevisto.


Aquí lo que se busca con la replicación de máquinas es evitar los puntos únicos de fallo, del inglés SPF (Single Point of Failure), que serían aquellas máquinas imprescindibles para el correcto funcionamiento del servicio que queremos dar: si únicamente tenemos una instancia de cada máquina de este tipo, se convierte en un SPF y ante cualquier fallo en este equipo, todo el cluster queda inutilizado. La teoría sobre este tipo de clusters gira en torno a estos SPF y cómo evitarlos, mediante redundancia hardware y el software apropiado para controlar el correcto funcionamiento de todos los equipos y, en caso negativo, hacer que una máquina de respaldo suplante a la que acaba de fallar.



Como ya hemos adelantado, la técnica que vamos a explorar aquí para obtener alta disponibilidad en nuestros servicios será la replicación de servidores a tantos niveles como nos sea posible. Por lo tanto, el tipo de clusters que nos interesa es el segundo de los expuestos.


Los clusters de alta disponibilidad necesitan de un amplio abanico de componentes que consideren diversos factores, entre otros:



Todos estos detalles habrá que tenerlos en cuenta a la hora de diseñar el cluster y elegir el software que lo gestionará, ya que este software debe ser capaz por sí mismo de atender todos estos puntos de atención y reaccionar a tiempo ante un fallo en cualquiera de ellos.



1.3. Consideraciones previas


A lo largo de este trabajo vamos a estudiar las características y funcionamiento de diversos paquetes de software. Se explicará cómo configurarlos y utilizarlos una vez instalados pero, salvo excepciones, no se explicará paso a paso como instalar cada programa ya que existe abundante documentación en Internet (FAQs, HOW-TOs, etc) sobre como compilar e instalar software desde el código fuente, cómo parchear y reconfigurar el núcleo de linux, o cómo obtener software en el formato propio de nuestra distribución (.deb para Debian, .rpm para RedHat y derivadas) e instalarlo. En la bibliografía se pueden encontrar enlaces a varios de estos documentos, así como en webs dedicadas a recopilar información sobre Linux tales como el Linux Documentation Project (en inglés) o el Proyecto LuCAS (en castellano).


En la última parte de este trabajo, donde se exponen los resultados de las pruebas realizadas con algunos de los programas que aquí examinaremos, sí que se detallará todo el proceso de instalación, configuración y pruebas tal y como se llevaron a cabo en su día.


2. Gestión del almacenamiento


Una de las primeras cosas en las que tendremos que pensar a la hora de implantar un sistema de alta disponibilidad será en cómo asegurar la integridad y fiabilidad de los datos almacenados en los discos de nuestros servidores, que deberán estar disponibles de forma continuada durante largos (indefinidos) periodos de tiempo. Un fallo en un dispositivo de almacenamiento podría llevarnos a dar datos erróneos si el fallo se produce en una zona de datos ,con efectos imprevisibles para nuestra empresa; o a un mal funcionamiento del programa si el fallo se localiza en una zona que almacene ejecutables, con efectos aún más imprevisibles, desde la entrega de datos erróneos, hasta el mal funcionamiento del servidor pasando desde el servicio de datos erróneos hasta la corrupción irreversible de los mismos.


En este capítulo vamos a analizar las distintas técnicas disponibles para asegurar la consistencia de los datos albergados en los dispositivos de almacenamiento de nuestros servidores.


Todo el software que veremos en esta sección está formado de dos componentes: un controlador en el kernel, que tendremos que compilar (y que, salvo que se indique, viene de serie en el kernel 2.4.x y no tendremos que parchearlo); y una serie de utilidades en el espacio de usuario para modificar de alguna forma el funcionamiento del sistema (formatear particiones, etc).



2.1. Gestión avanzada de los discos


La primera pregunta es cómo asignar el espacio del que disponemos. La serie del kernel de Linux 2.4.x nos ofrece dos opciones: agrupar los dispositivos en configuraciones RAID y la gestión avanzada de particiones virtuales conocida como LVM.



2.1.1. RAID


RAID (Redundant Array of Inexpensive Disks), como su propio nombre indica, consiste en crear un array (cadena) de varios discos simples (“inexpensive”, baratos), y tratarlos como un todo a la hora de acceder a ellos. El standard RAID consta de varios niveles, y en cada uno de ellos el acceso a los discos y su contenido se organiza de una forma u otra para conseguir bien mayor capacidad que la de un único disco físico, bien mayor rapidez en el acceso a los datos, bien tolerancia a fallos, o bien alguna combinación de las anteriores.


Los distintos niveles de RAID son:


Dos o más discos se utilizan en sucesión, uno detrás del otro (cuando se llena el disco ‘A’ se utiliza el ‘B’), hasta completar el tamaño de los dos. No se consigue un aumento de velocidad ni seguridad por redundancia (si se daña un disco, se pierde la información que tuviera almacenada), tan sólo un dispositivo “virtual” de mayor tamaño. Es el modo RAID más simple.


Similar al modo lineal, pero la información se va guardando en paralelo en ambos discos por bloques de un tamaño fijo. Tampoco añade seguridad, pero en este caso se consigue un aumento de velocidad al acceder a los dos dispositivos en paralelo. Los discos deben ser de aproximadamente el mismo tamaño y misma velocidad para obtener rendimientos óptimos.


Es el primer modo que añade redundancia. Se puede utilizar con dos o más discos, y todos contienen los mismos datos (de ahí lo de “espejado”). Se pueden estropear o quitar hasta N-1 discos y no se pierde la información. Aparece el concepto de discos inactivos, que son discos que se añaden al RAID pero están en espera de que algún otro dispositivo falle, en cuyo caso el sistema inutiliza el disco dañado y utiliza uno de los discos libres para sustituirlo. Los discos deben ser del mismo tamaño. La escritura es lenta (como mucho, tan rápida como con un sólo disco) porque hay que replicar la información en todos los discos; la velocidad de lectura depende de la implementación del RAID, pero puede ser bastante rápida ya que se puede acceder en paralelo a los datos de varios discos.



Se necesitan tres o más discos, en uno se guarda información de paridad y en los otros se almacenan los datos en paralelo, al estilo de RAID-0. El tamaño del conjunto es de (N-1)*T, siendo N el número total de discos activos y T el tamaño de los discos (o el del de menor tamaño, si no son iguales). Si falla un disco, la información se puede reconstruir gracias a los datos de paridad; si fallan dos, se pierde todo.

Este modo RAID tiene un problema que hace que no se utilice mucho, y es que, a pesar de escribir los datos en paralelo, como la información de paridad va siempre al mismo disco, éste se convierte en un cuello de botella, ralentizando todo el sistema.


Se puede montar sobre tres o más discos, con o sin discos inactivos adicionales. Similar a RAID-4, pero la información de paridad se distribuye entre todos los discos, eliminando así el problema del cuello de botella con el disco de paridad. Si falla un disco, la información no se pierde gracias a la paridad, y el contenido del disco dañado se reconstruye en un disco inactivo. Si fallan dos discos de forma simultánea, o si nos quedamos sin discos inactivos, la información se pierde. Tanto la velocidad de lectura como la de escritura aumentan, al realizarse en paralelo.




Existen en el mercado dispositivos de almacenamiento de diversos fabricantes con configuraciones RAID, que externamente para el sistema se comportan como un dispositivo normal (generalmente son discos SCSI), pero internamente llevan varios discos y una controladora dedicada que accede a ellos según alguno de los niveles RAID. Además de estas soluciones prefabricadas, algunos sistemas operativos son capaces de tomar varios dispositivos normales (discos IDE o SCSI) y realizar un RAID por software que, si bien resulta algo más lento que uno por hardware, ya que es el procesador del equipo y no la controladora dedicada quien tiene que tratar con la organización de los datos en los discos, también resultan mucho más baratos y flexibles que los dispositivos prefabricados. El RAID software se sitúa como una capa software más entre el sistema de ficheros y los dispositivos físicos:



Imagen 1. RAID: Situación




Vamos a estudiar cómo se configura un sistema RAID por software en Linux:


Para poder hacer RAID por software en Linux, tendremos que habilitar esta opción en el kernel (en “make menuconfig”, Multi-device support (RAID and LVM) ---> RAID support, y los modos que queramos) e instalar las “raidtools”, que nos permitirán configurar el RAID. Para definir el nivel RAID que vamos a implantar y los discos que lo forman, editamos el fichero /etc/raidtab, que tiene esta forma:


raiddev /dev/md0 (el dispositivo a crear)

raid-level linear (nivel: linear,0,1,4,5)

nr-raid-disks 2 (nº de discos activos)

chunk-size 32 (tamaño del bloque l/e)

persistent-superblock 1 (almacena estructura)

device /dev/sdb6 (dispositivo)

raid-disk 0 (nº disco en el RAID)

device /dev/sdc5 (dispositivo)

raid-disk 1 (nº disco en el raid)


Conviene que los dispositivos indicados en las líneas “device” sean particiones, aún que si fuéramos a utilizar todo el disco podríamos acceder directamente a /dev/hd?. Si son particiones, podemos asignarles un tipo específico para RAID (tipo ‘fd’ en el fdisk), y de esta forma el kernel sabe nada más arrancar que se trata de una partición en uso por un sistema RAID.


La opción “persistent-superblock” almacena el contenido del fichero /etc/raidtab al inicio de todos los discos que participan en el RAID. De esta forma, se puede arrancar el sistema desde un dispositivo en RAID (antes de aparecer esta opción, había que montar el dispositivo raíz desde un disco sin RAID para poder leer el fichero /etc/raidtab y montar el RAID). Por su parte, “chunk-size” indica el tamaño en Kb de los bloques para las lecturas y escrituras en el RAID, que según el nivel RAID serán los bloques que se escribirán en paralelo en los discos.


Si tuviéramos discos libres y el nivel RAID a configurar los soportara, se indicarían como:



nr-spare-disks 1

device /dev/sdf1

spare-disk 0


Para activar el RAID, llamamos a:


mkraid /dev/md0


Una vez hecho esto, ya tenemos disponible /dev/md0, que podemos utilizar como un dispositivo de bloques más: lo podremos formatear y posteriormente montar, copiar con dd, utilizar en un LVM como veremos en el siguiente apartado, etc.


El kernel nos provee de información sobre el estado del array a través del fichero /proc/mdstat. Aquí veremos si hay algún dispositivo dañado, o en caso de que se esté produciendo una reconstrucción o un espejado de algún disco, veremos el progreso.


Por último, señalar la recomendación, no sólo para Linux si no para cualquier sistema que soporte RAID por software, de que si se va a montar el RAID sobre dispositivos IDE, conviene no utilizar más de un disco por canal (es decir, no utilizar discos “esclavos”). Esto es porque la velocidad soportada por los canales IDE es limitada, y si añadimos dos discos por canal es muy probable que se sature, bajando el rendimiento del sistema. Con dispositivos SCSI, por lo general, no tendremos este problema.



2.1.2. LVM


LVM (Logical Volume Manager) es un subsistema para la gestión avanzada de unidades de almacenamiento “en caliente”, que se ha convertido en un estándar “de-facto” en varias implementaciones de UNIX. Inicialmente desarrollado por IBM, posteriormente adoptado por la OSF (Open Standards Foundation, ahora OpenGroup) para su sistema operativo OSF/1, que fue la base de las implementaciones de HP-UX y Digital UNIX. Otra implementación de LVM es la desarrollada por Veritas, que está disponible para gran cantidad de sistemas UNIX pero funciona de forma distinta al resto. La versión de Linux, desarrollada por la empresa Sistina Software y liberada bajo la licencia GPL, es muy similar a la de HP-UX. Logical Volume Manager añade una capa software adicional entre los dispositivos físicos y el interfaz de entrada/salida de bloques del kernel, de forma similar a como lo hace el RAID por software, pero con un objetivo distinto.




Imagen 2. LVM: Situación


















LVM nos ofrece una forma más potente y flexible de asignar en particiones el espacio físico de los discos duros. En lugar de dividir cada disco de forma individual en una o más particiones, como se haría con fdisk, con las habituales desventajas de no poder tener particiones que ocupen más de un disco (salvo con RAID) y no poder variar el tamaño de las particiones una vez creadas, con lvm agrupamos volúmenes físicos (PV, de Physical Volumes), que pueden ser cualquier dispositivo de bloques (particiones, discos completos o dispositivos /dev/md? del RAID por software) en grupos de volúmenes (VG, Volume Groups). Un VG consiste de uno o más PV, y se dividen en particiones virtuales al estilo de las tradicionales, denominadas volúmenes lógicos (LV, Logical Volumes). Lo novedoso de esta tecnología es que, una vez configurados todos los volúmenes físicos y lógicos, podemos añadir o quitar en cualquier momento y en caliente (si el hardware y software lo permite) más volúmenes físicos a un grupo virtual, o más espacio a un volumen lógico. De esta forma, se elimina de un plumazo el típico problema de tener que parar y reinstalar un sistema porque una partición se ha quedado pequeña y no se puede ampliar.


Dentro de un VG, de los que puede haber varios en nuestro sistema, tanto los PV como los LV se dividen en extensiones, físicas (PE) y lógicas (LE) respectivamente. Estas extensiones son bloques de tamaño fijo, que son la unidad de la asignación de espacio de un PV a un LV, habiendo una relación uno a uno entre cada PE asignada y las LE de los LV:




Imagen 3. LVM: Asignación de espacio










Por supuesto, se pueden dejar PE sin asignar. En el gráfico, la 5ª PE de PV1 no está asignada, ni tampoco las 1ª y 6ª de PV2. En cualquier momento podríamos asignar alguna de estas PE libres a un LV existente para aumentar su tamaño, o crear uno nuevo. De forma similar, podemos eliminar LEs de un LV reduciendo su tamaño y aumentando el número de LEs libres en el sistema.


A pesar de que en el gráfico del ejemplo las asignaciones de PE a LE se han hecho de forma desordenada, el ordenador llevará en principio el orden que nosotros le digamos:



Igual que ocurría con RAID, el jugando con estos modos de asignación podemos ganar en velocidad de lectura/escritura por el acceso a varios discos en paralelo.


Otra característica muy interesante de LVM es la posibilidad de crear “snapshots” (fotos) del sistema en un momento dado, algo muy útil a la hora de hacer una copia de seguridad. LVM necesita un LV para almacenar los datos del snapshot, que se recomienda que tenga sobre el 10% del tamaño del LV original que se quiere replicar. Cuando se le dice a LVM que “monte” el snapshot, crea un nuevo sistema de ficheros virtual, que será siempre una copia de sólo lectura del sistema original en el momento en que se creó el snapshot, y va utilizando el espacio que se le ha asignado para almacenar los cambios que se realicen sobre el sistema real. De esta forma, podemos seguir trabajando con el sistema normalmente, y disponemos de una imagen estable del sistema en un momento dado, de la que podemos hacer tranquilamente la copia de seguridad.


Para poder utilizar LVM en nuestro equipo, en primer lugar tendremos que compilar el kernel para que lo soporte. La opción se encuentra en “make menuconfig” -> Multi-device support (RAID and LVM) -> Logical volume manager (LVM) support.


Una vez que hemos arrancado un kernel con soporte para LVM, el primer paso será preparar un dispositivo (volumen físico) para añadirlo a un grupo virtual con la orden pvcreate (phisical volume create). Por ejemplo, si queremos preparar una partición física /dev/hda3, que deberá ser del tipo 8e (Linux LVM), tendríamos que hacer (siempre como root):


pvcreate /dev/hda3


Tras esto, la partición ya está preparada para añadirla a, o crear con ella, un grupo virtual. Como aún no tenemos ninguno, crearemos uno con vgcreate:


vgcreate /dev/lvm1 /dev/hda3


Podríamos haber añadido más dispositivos en este paso, si los hubiéramos tenido.


Con esto, ya tenemos un grupo virtual llamado /dev/lvm1 con toda la capacidad de hda3. Ahora tendremos que dividir este grupo en particiones virtuales (volúmenes lógicos) con lvcreate:


lvcreate -L 500M -n raiz /dev/lvm1


Esta orden crearía una partición virtual /dev/lvm1/raiz de 500Mb. Con la opción -L se indica el tamaño, y acepta los indicadores K (para Kb), M (para Mb) y G (para Gb). También podemos elegir el tamaño con la opción -l, indicando en este caso en número de extensiones en lugar de la capacidad. Con esta orden crearemos tantas particiones virtuales como consideremos necesarias para organizar nuestro sistema. En caso de haber añadido más de una partición física al grupo virtual /dev/lvm1, las particiones virtuales se repartirán entre todos los discos, de forma similar a lo que hace RAID, pero con menos control por nuestra parte del que podemos llegar a tener con RAID.


Una vez que tenemos creadas las particiones virtuales, tendremos que darles formato tal y como lo haríamos con una partición física (p.ej. mkfs como veremos en el siguiente apartado). Tras ello las montaremos, y se podrán utilizar normalmente.



2.2. Sistemas de Ficheros


Una vez que tenemos asignado el espacio en particiones (ya sean físicas de fdisk o lógicas de LVM, con o sin RAID) tenemos que darle una estructura lógica para que acoja los directorios y ficheros. A esta estructura lógica se le conoce como sistema de ficheros.


Linux soporta de serie gran cantidad de sistemas de ficheros, algunos considerados “nativos” de este sistema (diseñados para él específicamente, o para otros UNIX y adaptados y adoptados ampliamente bajo Linux), y otros propios de otros sistemas operativos (la vfat de Windows 9X/ME, el NTFS de Windows NT/2000 o el HPFS de MAC).

2.2.1. ext2


ext2 es el sistema de ficheros por excelencia de Linux, y el que instalan por defecto las distribuciones actuales (aún que algunas ya están ofreciendo la opción de utilizar ReiserFS). Ofrece funcionalidades estándar, soporta los archivos Unix (archivos regulares, directorios, archivos especiales, enlaces simbólicos) y ofrece funcionalidades avanzadas:



Además, ext2 incluye numerosas optimizaciones. En las lecturas de datos, se efectúan lecturas anticipadas. Ello significa que el código de gestión pide la lectura no sólo del bloque que necesita, sino también de otros bloques consecutivos. Esto permite cargar en memoria bloques que se usarían en las entradas/salidas siguientes. Este mecanismo se utiliza también en las lecturas de entradas de directorio, ya sean explícitas (por la primitiva readdir) o implícitas (en la resolución de nombres de archivos en la operación sobre el i-nodo lookup).


Las asignaciones de bloques e i-nodos también se han optimizado. Se usan grupos de bloques para agrupar los i-nodos emparentados así como sus bloques de datos. Un mecanismo de preasignación permite también asignar bloques consecutivos a los archivos: cuando debe asignarse un bloque, se reservan hasta 8 bloques consecutivos. De este modo, las asignaciones de bloques siguientes ya se han satisfecho y el contenido de archivos tiende a escribirse en bloques contiguos, lo que acelera su lectura, especialmente gracias a las técnicas de lectura anticipada.


2.2.1.1. Estructura física


Un sistema de archivos de tipo ext2 debe estar presente sobre un dispositivo físico (disquete, disco duro, ...), y el contenido de este dispositivo se descompone lógicamente en varias partes, como muestra la siguiente figura:



Imagen 4. ext2: Estructura del disco






El sector de arranque contiene el código máquina necesario para cargar el núcleo en el arranque del sistema (p.ej., el lilo), y cada uno de los grupos de bloques se descompone a su vez en varios elementos:




Imagen 5. ext2: Estructura de una partición







Un sistema de archivos se organiza en archivos y directorios. Un directorio es un archivo de tipo particular, que contiene entradas. Cada una de las entradas de directorio contiene varios campos:



2.2.1.2. Los i-nodos


En el sistema de ficheros ext2, el i-nodo es el bloque de construcción básico; cada fichero y directorio del sistema de ficheros es descrito por un y sólo un i-nodo. Los i-nodos ext2 para cada Grupo de Bloque se almacenan juntos en la tabla de i-nodos con un mapa de bits (bitmap) que permite al sistema seguir la pista de i-nodos reservados y libres.


La tabla de i-nodos se descompone en varias partes: cada parte está contenida en un grupo de bloques. Esto permite utilizar estrategias de asignación particulares: cuando un bloque debe asignarse, el núcleo intenta asignarlo en el mismo grupo que su i-nodo, a fin de minimizar el desplazamiento de las cabezas de lectura/escritura en la lectura del archivo.


De todos los campos que componen un i-nodo (su estructura se encuentra en el código del kernel de Linux, en el fichero linux/Ext2_fs.h), el campo i_block contiene las direcciones de bloques de datos asociados al i-nodo. Esta tabla se estructura según el método clásico de Unix:



Este mecanismo de direccionamiento se ilustra a continuación (limitándose a dos niveles de indirección por razones de claridad):



Imagen 6. ext2: i-nodos






2.2.1.3. Uso


Para poder utilizar ext2 no tendremos que recompilar el kernel, ya que todas las distribuciones lo soportan por defecto (y si tuviéramos que compilarlo por añadir otras de las opciones que ya hemos visto, ext2 también viene marcado por defecto). Para formatear una partición ext2 debe tener tipo 83 (Linux), y se formatea con:


mke2fs /dev/hda3


Tras formatear la partición, la montamos con mount:


mount /dev/hda3 /mnt/prueba -t ext2


donde /mnt/prueba es el punto de montaje, y con la opción -t se ha indicado el tipo (a pesar de que los kernels modernos son capaces de reconocer el tipo).


Por último, comentar que se está desarrollando ya la siguiente encarnación del sistema de ficheros ext2, que será conocido con el original nombre de ext3. Éste será un sistema de ficheros transaccional (ver el siguiente punto) pero que será “compatible hacia atrás” con el ext2 tradicional, es decir, un kernel sin soporte ext3 será capaz de montarlo pero tratándolo como un ext2 normal, perdiendo las capacidades nuevas, mientras que un kernel moderno si que las aprovechará. No hemos llegado a probar este sistema ya que está todavía en una fase bastante experimental y las críticas que hemos leído sobre él no son demasiado buenas, más aún cuando ya existen sistemas transaccionales para Linux bastante estables.


2.2.1.4. ext3


ext3, como su nombre hace suponer, es la evolución de ext2. Sus principales características son que es un sistema de ficheros transaccional (ver siguiente punto), que se puede convertir “al vuelo” una partición ext2 en ext3 sin detener el sistema, y la compatibilidad “hacia atrás” con ext2. Es decir, si nuestro sistema operativo soporta ext3, la partición se montará con todas las nuevas características de ext3; si no, se podrá montar como ext2 y utilizarse sin problemas, perdiendo eso sí todas las nuevas prestaciones.


En principio, ext3 iba a ser el sistema de ficheros “estándar” para las nuevas versiones de Linux, pero ReiserFS ha llegado antes al grado de madurez necesario para utilizarlo en servidores importantes, mientras que ext3 todavía es un proyecto en desarrollo y plagado de errores y fallos. Por otro lado, las pruebas de rendimiento sobre las versiones de desarrollo de ext3 no dan resultados alentadores, resultando un sistema de ficheros lento y no muy eficiente (incluso algo peor que ext2 en algunos casos), que de hecho no es más que “un parche sobre un parche ... sobre ext2”, con los únicos hechos positivos de ser compatible con sistemas antiguos y ser transaccional. Es por esto que puede que ext3 tenga éxito a la hora de actualizar algún sistema que ya esté en ejecución, pero para sistemas nuevos es mucho mejor olvidarse de ext2 y ext3 y directamente implantarlos sobre ReiserFS, JFS o XFS, que seguidamente pasamos a comentar.




2.2.2. ReiserFS


ReiserFS, al igual que JFS y XFS que estudiaremos a continuación, es un sistema de ficheros transaccional que nos asegura que mantiene su contenido en un estado consistente ante una caída del sistema (cuelgue, fallo del suministro eléctrico, etc) en cuestión de segundos y sin necesidad de realizar un fsck. ReiserFS también tiene otras características que lo hacen muy aconsejable en el terreno de los servidores. Antes de pasar a comentar ReiserFS en más profundidad, vamos a estudiar en qué consiste el “journalling”(mecanismo de seguridad de los sistemas transaccionales).


2.2.2.1. Sistemas transaccionales


Cualquier sistema de ficheros permite almacenar, recuperar y manipular datos, almacenados en ficheros y organizados en directorios. Para conseguir esto, el sistema debe almacenar, además de los datos en sí, unas estructuras internas que mantengan la organización de los datos sobre el disco para tenerlos accesibles en todo momento. Estas estructuras de datos internas (como los i-nodos explicados en el punto anterior) son conocidas como “meta-datos”. El diseño de estos meta-datos es lo que da su personalidad y características (rendimiento, etc) a cada sistema de ficheros.


Los meta-datos no los maneja el usuario ni el administrador del sistema: se encarga el controlador del sistema de ficheros en el núcleo de Linux, que se programa para tratar con especial cuidado todo este enjambre de datos y punteros a datos. Pero para que el sistema funcione correctamente se necesita una cosa: que los meta-datos estén en un estado consistente. Si no, el controlador del sistema de ficheros no entenderá estas estructuras o las malinterpretará, resultando en una perdida o corrupción de los ficheros almacenados en el sistema. Por supuesto, el núcleo del sistema se encarga de que los meta-datos estén siempre en buen estado, pero ante una parada inesperada del sistema (un cuelgue o similar) éste no tendrá tiempo de escribir al disco todos los datos y meta-datos que estuviera almacenando en ese momento o que tuviera en alguna caché interna. De este modo, el sistema quedaría en un estado inestable ya que los meta-datos no han podido ser actualizados consecuentemente.



¿Qué hacer cuando esto ocurra? La solución clásica es utilizar el fsck, un programa que comprueba el estado de los meta-datos de nuestros sistemas de ficheros y los repara si encuentra algún error. Cuando el sistema arranca, comprueba si algún sistema de ficheros no se pudo desmontar correctamente en el último reinicio, y fuerza un análisis con fsck. Por regla general el sistema se reconstruye sin problemas y sin necesitar interacción alguna con el usuario, y puede ser utilizado de forma normal después de ser reparado. El problema es que este análisis y reparación puede llevar MUCHO tiempo, del orden de horas cuando tratamos con dispositivos de varias decenas de gigabytes, horas durante las que nuestro servidor de alta disponibilidad está, en efecto, no disponible.


La solución aportada por los sistemas de ficheros transaccionales consiste en añadir a los datos de siempre y sus meta-datos, otra nueva estructura que se encarga de ir apuntando como en un cuaderno de bitácora las operaciones que se van a realizar con los meta-datos antes de llevarlas a cabo. Sería, por decirlo de algún modo, una forma de meta-meta-datos. Así, si durante el arranque se comprueba que el sistema de ficheros está en un estado inconsistente, se puede consultar esta bitácora para ver qué se estaba haciendo cuando el sistema se colgó, y el análisis y reparación de las estructuras de datos del disco se centra únicamente en esas zonas del disco. Desde luego, los datos que estuvieran a medio escribir en el momento del cuelgue se pierden irremisiblemente, pero si que se consigue volver al estado consistente inmediatamente anterior en cuestión de segundos.



2.2.2.2. Características de ReiserFS


ReiserFS 3.6.x, la versión incluida de serie en el kernel 2.4, ha sido diseñado e implementado por Hans Reiser y su equipo de desarrolladores de la empresa Namesys. La filosofía de diseño detrás de ReiserFS es la de que un buen sistema de ficheros debe proporcionarnos un entorno común, o “namespace” (espacio de nombres), sea cual sea la tarea que vayamos a realizar, y debe ser capaz de cumplir dicha tarea de forma rápida y eficiente. Dicho de otra forma, el sistema de ficheros debe tener las características necesarias para que el usuario no se vea forzado a añadir más capas de software sobre él, por ejemplo, implantando una base de datos cuando estos datos podrían estar directamente sobre el propio sistema de ficheros (por supuesto, esto no siempre tiene sentido ni siempre es posible).


El primer aspecto a optimizar para conseguir este fin es el rendimiento en los ficheros pequeños, un campo que generalmente es dado de lado por la mayoría de los sistemas de ficheros. Sistemas como ext2 o ufs son lentos y desperdician espacio con los ficheros pequeños y con directorios muy llenos, llegando a desaconsejar al usuario utilizarlos e incluso a decir que no es una práctica aconsejable. Por esto, en muchos casos en los que una base de datos no tendría por qué ser necesaria, se pasa a utilizar una en lugar de tener los ficheros directamente en el disco. Esto es lo que tratan de evitar Hans Reiser y su equipo con ReiserFS. Y lo han conseguido. ReiserFS es entre ocho y quince veces más rápido que ext2 al tratar con ficheros de menos de 1k, sin por ello penalizar otros tipos de ficheros (Reiser no es más lento que ext2 con ficheros grandes, en general es siempre algo más rápido).



Otras características interesantes de ReiserFS son:




2.2.2.3. Árboles B*


ReiserFS se organiza internamente en Árboles B*, en lugar de en i-nodos como ext2 o tablas como la FAT de MS-DOS. Los árboles B* son un tipo de árboles balanceados (de ahí la 'B' del nombre), esto es, se van reorganizando para mantener siempre una altura mínima y así garantizar que las búsquedas sobre ellos tendrán siempre unos tiempos medios buenos, sin casos peores muy alejados de esta media. Además, los tipos de datos y la algoritmia asociada a estos árboles están especialmente diseñados para trabajar con los datos sobre disco en lugar de tener todo el árbol cargado en memoria, lo que posibilita tratar con mayor cantidad de datos que otros tipos de árboles.


Los árboles balanceados son muy utilizados en algoritmos de búsqueda por lo rápido que es obtener resultados, siendo los costes de búsqueda, inserción y borrado logarítmicos. Hasta ahora se creía que no se podía implementar un sistema de ficheros sobre árboles y que diera un buen rendimiento, pero ReiserFS ha venido a probar lo contrario.


Sin entrar en mayor detalle sobre el funcionamiento interno de los árboles B*, digamos que son un caso específico de los árboles B, cuyas principales características para un árbol de orden n son:



El árbol implementará toda la algoritmia necesaria para, ante las operaciones típicas de inserción, borrado y modificación de claves, reorganizarse internamente para cumplir con todos los puntos anteriormente citados.


Un ejemplo del desarrollo de un árbol de este tipo según se le van añadiendo claves sería:



Imagen 7. ReiserFS: Árboles B
























Knuth define un árbol-B* como un árbol-B en el cual cada nodo está al menos lleno en 2/3 partes. La inserción del árbol-B* emplea un esquema de redistribución local para retrasar la división hasta que dos nodos hermanos están llenos: entonces los dos nodos se dividen en tres cada uno lleno en 2/3 partes. Este esquema garantiza que la utilización del almacenamiento es al menos del 66%, mientras que solamente requieren una moderada modificación de los algoritmos de mantenimiento. Esto debe ser señalado ya que el incremento en la utilización del almacenamiento tiene el efecto lateral de acelerar la búsqueda ya que la altura del árbol resultante es más pequeña.


El uso de este tipo de árboles como base de ReiserFS, además del aumento en velocidad media respecto a otros sistemas de ficheros, ha traído otras ventajas como la eliminación de los problemas con directorios muy poblados: Con ReiserFS es perfectamente posible tener, por ejemplo, un directorio que contenga 100.000 directorios más sin ninguna pérdida de rendimiento, algo completamente impensable en ext2. Para conseguir tratar directorios con tantos elementos en su interior sin problemas, se utilizan tablas hash para almacenar los nombres de los ficheros y directorios y poder acceder en un tiempo prácticamente lineal. Otra ventaja es que el espacio para las estructuras internas del sistema de ficheros se reserva y libera dinámicamente, en lugar de tener una tabla fija de i-nodos como en ext2, que consume un espacio fijo que puede que no se use (desperdiciando espacio) o puede que se quede corto (desperdiciando espacio también, ya que no se podría añadir nada más al sistema aun que quede espacio libre en la zona de datos).


ReiserFS tiene toda una serie de características para optimizar el uso de ficheros pequeños: por una parte, no se reserva el espacio en bloques de un tamaño fijo (de 1 ó 4k, como hace ext2), sino que es capaz de reservar el espacio exacto que necesita; además, es capaz de almacenar en las “hojas” del propio árbol B* del sistema las “colas” de los ficheros. En la jerga de ReiserFS, se denominan “tails” (“colas”) a los ficheros más pequeños que un bloque de disco o a la parte final de un fichero que ocupa menos que un bloque (de ahí el nombre de colas).

De esta forma se consiguen dos cosas: por un lado se aumenta en gran medida el rendimiento, ya que con un único acceso al disco se leen los meta-datos del fichero y el propio contenido del fichero, ya que ambos se encuentran en el árbol B* uno al lado del otro; por otro lado, se pueden “empaquetar” varias colas en una hoja del árbol (si son suficientemente pequeñas) con el consiguiente ahorro de espacio, que llega a ser de hasta un 6% respecto a ext2.


Sin embargo no todo son ventajas: el empaquetado de colas puede hacer mella seriamente en el rendimiento del sistema, ya que si un fichero modifica su tamaño habrá que reorganizar todas las colas que se encuentren empaquetadas con la del fichero que ha sido modificado. Por este motivo, se puede desactivar el empaquetado de colas, quedando a elección del administrador del sistema el utilizar esta característica: por ejemplo, si se sabe que los ficheros de una partición no van a ser modificados frecuentemente (son datos estáticos), sería conveniente activar el empaquetado para ganar espacio, mientras que si sabemos de antemano que en otra partición los datos sufren continuas modificaciones porque se está trabajando con ellos, sería preferible desactivarlo.



2.2.2.4. Uso


En primer lugar, tendremos que compilar el núcleo de Linux con soporte para ReiserFS, si no lo hemos hecho ya. La opción para añadir soporte ReiserFS se encuentra bajo el menú “File Systems”.


Para trabajar con las particiones ReiserFS, disponemos de una serie de herramientas similares a las que hay para ext2 o cualquier otro sistema de ficheros. Para formatear una partición, tenemos mkreiserfs:



vjaguilar:~# mkreiserfs



<-------------mkreiserfs, 2001------------->

reiserfsprogs 3.x.0j



Usage: mkreiserfs [ -f ] [ -h tea | rupasov | r5 ] [ -v 1 | 2] [ -q ] device [block-count]





vjaguilar:~# mkreiserfs /dev/hda1


mkreiserfs puede recibir varios comandos. Uno de los más útiles es -h, con el que se indica la función de hashing con la que se codificarán internamente los nombres de ficheros y directorios. Hay tres funciones soportadas, r5, tea y rupasov, siendo r5 la opción por defecto (y la más segura). Jugando con esta opción podemos conseguir particiones más rápidas, aún que algunas de estas funciones (excepto r5) no se ha demostrado todavía que sean seguras al 100% y no haya colisiones de nombres.


Para montar una partición, se utiliza el comando mount de forma normal:


vjaguilar:~# mount /dev/hda1 /mnt/reiser -t reiserfs


Cabe señalar que el kernel 2.4.x es capaz de identificar el tipo de partición automáticamente, por lo que el parámetro -t pasa a ser opcional (si bien es recomendable utilizarlo).


Además, ReiserFS soporta el redimensionado de una partición en caliente, es decir, sin necesidad de desmontarla antes de redimensionarla y luego volverla a montar (por supuesto, siempre que quede espacio libre en el dispositivo físico). Esto es muy útil, por ejemplo, si por debajo del sistema de ficheros hemos instalado LVM y acabamos de ampliar una partición virtual. Para redimensionar una partición se utiliza resize_reiserfs:


vjaguilar:~# resize_reiserfs



<-------------resize_reiserfs, 2001------------->

reiserfsprogs 3.x.0j



Usage: resize_reiserfs [-s[+|-]#[G|M|K]] [-fqv] device


El redimensionado se controla con la opción -s, seguida del tamaño que vaya a tener la partición en gigabytes ('G'), megabytes ('M') o kilobytes ('K'). Si se utilizan los modificadores '+' o '-', lo que se hace es añadir o quitar el espacio indicado a la partición. Si se omite por completo la opción -s, se redimensionará la partición para ocupar todo el espacio libre en el dispositivo.



2.2.3. xfs y jfs


xfs y jfs son dos ejemplos de tecnologías de nuevo desarrollo o bien adaptadas de otro sistema UNIX a Linux y posteriormente donadas a la comunidad del software libre. También son ejemplos del interés que el software libre está generando en el mundo de las grandes compañías informáticas, ya que estos sistemas han sido desarrollados por SGI e IBM, respectivamente.


Ambos son sistemas completamente compatibles UNIX (atributos, etc) y transaccionales, con características en general muy similares a ResierFS, si bien superiores en ciertos aspectos (soporte de ACLs, etc). Pero presentan dos problemas:





Las noticias de que estos dos sistemas iban a ser donados a la comunidad Linux fueron recibidas en su día con gran entusiasmo, pero desde entonces se han calmado los ánimos. La mayor prueba de esto puede ser el hecho de que aún no se haya aceptado ninguno de los dos para la distribución oficial del kernel, ni para la actual versión 2.4 ni parece ser que tampoco para la serie de desarrollo 2.5 que verá la luz dentro de poco.


Otro ejemplo es que tanto RedHat como Mandrake, que habían anunciado que sus próximas versiones soportarían JFS como sistema de ficheros nativo desde la instalación del sistema (y que actualmente ya soportan ReiserFS), han hecho pública recientemente su decisión de no introducirlo finalmente por los malos resultados que ha dado en ciertos tests de estabilidad. Si bien los errores detectados han sido durante pruebas extremas, y aún así son errores que sólo se pueden dar en casos muy concretos bajo condiciones muy determinadas, el hecho de que estos problemas existan ha sido más que suficiente para que ambas distribuciones decidan hacer “marcha atrás” con en su decisión.


Aún así, son dos tecnologías que no hay que perder de vista y que habrá que tener en cuenta en un futuro, cuando hayan alcanzado el grado de estabilidad comercial que sus desarrolladores, IBM y SGI ayudados por la comunidad del software libre, seguro conseguirán alcanzar.

3. Distribución de los datos


Ahora que ya conocemos las diversas técnicas para salvaguardar los datos de nuestros discos duros y posibilitar el cambio de discos en caliente, y los distintos sistemas con los que organizar los sistemas de archivos, se nos presenta otro problema: como ya se avanzó en los primeros capítulos, vamos a conseguir la alta disponibilidad a través de la replicación de servidores, capaces de trabajar en paralelo como uno sólo e incluso sustituirse unos a otros en sus funciones. Esto implica que los datos que tengan que servir o procesar deben estar disponibles para todos y cada uno de nuestros servidores, pero, ¿cómo conseguirlo? Nuestra intención es crear varios servidores, réplicas exactas unos de otros, que sirvan todos el mismo contenido, tendremos que encontrar alguna forma de realizar estas réplicas automáticamente, de forma que para el usuario (en este caso, los desarrolladores o encargados de contenidos) el cluster se comporte como un único ordenador, en el que ellos copian (o trabajan) en un único lugar los ficheros, y el software de control del cluster internamente se encargue de hacer llegar una copia a cada uno de los servidores que lo componen.


A este respecto tenemos dos estrategias: la replicación física de archivos, en la que cada servidor tendrá una copia de todos los datos en su disco duro; y la distribución de los datos mediante sistemas de archivos distribuidos, en los que tendremos un servidor de ficheros y el resto de equipos del cluster accederán a sus contenidos por la red. Cada estrategia tendrá sus ventajas y desventajas, que ahora estudiaremos.




3.1. Replicación de archivos


La alternativa más “primitiva” para la distribución del contenido a servir a todos los equipos de nuestro cluster es la replicación (automática o manual) de los ficheros en todos los ordenadores. Por ejemplo, una forma de replicar los archivos sería tener en un servidor FTP central el contenido a replicar en los clientes, y que estos a una hora determinada lancen un script (programado en el cron del sistema) que se encargue de conectarse al servidor y descargar todo el contenido.


Aquí veremos un novedoso protocolo que optimizará en gran medida la cantidad de datos a transmitir por la red y, en consecuencia, el tiempo necesario para realizar la sincronización.



3.1.1. rsync


rsync es un programa para copiar archivos entre dos sistemas UNIX que, utilizando un ingenioso algoritmo propio, para los archivos que ya existan en ambas máquinas es capaz de enviar de un equipo a otro tan sólo aquellas partes de los archivos que hayan sido modificadas, “sincronizando” de esta forma los contenidos de los dos equipos. Esta característica hace a rsync especialmente apropiado (frente a otros métodos como rcp o ftp) para mantener al día copias idénticas de directorios entre equipos geográficamente distantes (p.ej., mirrors, réplicas de servidores, etc).


Con rsync podemos:



El hecho de copiar por la red únicamente las diferencias entre los ficheros sería trivial si en una misma máquina tuviéramos ambos ficheros: utilizando diff podemos calcular las diferencias y enviarlas. El problema es que no tenemos las dos versiones del fichero en la misma máquina, tenemos una versión en cada máquina, y lo que queremos evitar es enviar todo el fichero de un sitio al otro.


3.1.1.2. El algoritmo rsync


El protocolo que utiliza rsync para transferir sólo las modificaciones de los archivos está descrito en su página web, y es bastante ingenioso. A grandes rasgos:



De esta forma, se consigue disminuir en gran medida la cantidad de datos a transmitir entre las dos máquinas, algo muy a tener en cuenta si la conexión entre los equipos es lenta o si el número de ficheros a sincronizar es grande.



3.1.1.3. Resultados


Estos son los resultados de las pruebas llevadas a cabo por los autores de rsync, que se pueden encontrar en su página web:


Para probar el programa, transmitieron de una máquina un fichero .tar con el código fuente del kernel 2.0.0 de linux a otra que tenía el código de la versión 1.99.10. Cada versión ocupaba sobre los 25Mb, y de los 2441 ficheros en la versión 1.99.10, 291 fueron modificados en la versión 2.0.0, 19 se eliminaron y se añadieron 25 ficheros. Al ejecutar diff sobre los dos ficheros se obtuvo un fichero de 2.1Mb con 32.000 líneas de código modificadas.


Estos fueron los resultados probando rsync con distintos tamaños de bloque:



tamaño

coincidencias

algoritmo

falsos

datos

escrito

leído

bloque


rápido

positivos

enviados



300

64247

3817434

948

5312200

5629158

1632284

500

46989

620013

64

1091900

1283906

979384

700

33255

571970

22

1307800

1444346

699564

900

25686

525058

24

1469500

1575438

544124

1100

20848

496844

21

1654500

1740838

445204

Tabla 1. rsync: Rendimiento



Donde cada columna representa:



Como se puede observar por los valores de la columna “datos enviados”, utilizando rsync tan sólo se enviarían por la red de 1 a 5Mb, según el tamaño de bloque, de los 25Mb de datos. Tan sólo en el primer caso, donde el tamaño del bloque es bastante pequeño, se envían más datos usando rsync que los que se habrían enviado en caso de tener ambos ficheros en la misma máquina y haber utilizado diff. En el resto de casos, los datos enviados han sido bastantes menos. Además, en ningún caso el uso del procesador utilizando rsync ha sido mayor al utilizado por diff.


3.1.1.4. Instalación y uso


Rsync se puede utilizar en un modo cliente-servidor clásico, en el cual lanzaríamos un proceso rsync en el servidor y el propio rsync se encargaría de la autentificación de los usuarios, o utilizando los servicios rsh o ssh que ya estén instalados en la máquina servidora, siendo en este caso éstos servicios los que manejarían la autentificación (y en el caso de ssh, el cifrado), y no siendo necesario configurar el demonio rsync.


El modo de funcionamiento del demonio servidor se define en un fichero de configuración en /etc/rsync.conf. El formato de este fichero es muy sencillo: todas las opciones tienen la forma “etiqueta = valor”; para definir directorios sobre los que se permitirá el acceso y/o controlarlo de forma más fina, se pueden definir secciones entre corchetes. Todas las opciones que haya dentro de una de estas secciones son específicas del directorio indicado para esa sección. El resto, son opciones globales. Una opción dentro de una sección tiene preferencia sobre la misma opción a nivel global.


Este sería un fichero rsync.conf mínimo, dando acceso anónimo a un directorio FTP:



[ftp]

path = /home/ftp

comment = area de ftp





Un fichero más complejo podría ser el siguiente:



uid = nobody
gid = nobody
use chroot = no
max connections = 4
syslog facility = local5
pid file = /etc/rsyncd.pid


[ftp]

path = /var/ftp/pub

comment = whole ftp area (approx 6.1 GB)


[sambaftp]

path = /var/ftp/pub/samba

comment = Samba ftp area (approx 300 MB)


[rsyncftp]

path = /var/ftp/pub/rsync

comment = rsync ftp area (approx 6 MB)

[sambawww]

path = /public_html/samba

comment = Samba WWW pages (approx 240 MB)


[cvs]

path = /data/cvs

comment = CVS repository (requires authentication)

auth users = tridge, susan

secrets file = /etc/rsyncd.secrets



En el ejemplo superior, todos los directorios indicados en cada una de las secciones serían públicos (en realidad se leen con los permisos de nobody, tal y como se indica en las opciones uid y gid), excepto en cvs para el que se utilizarían los pares usuario/contraseña indicados en el fichero /etc/rsyncd.secrets para autentificar el acceso.


El uso del cliente es similar al de rcp o scp:



rsync origen [origen_2 ... origen_n] destino


donde cualquiera de los campos origen o destino puede ser un archivo en una máquina remota, en la forma [usuario@]servidor:camino. Por ejemplo, para copiar un fichero “archivo” a la máquina “servidor”, usaríamos:



rsync archivo invitado@servidor:/home/invitado/archivo


Si en la máquina remota no se ha lanzado el servidor, todavía podremos acceder si está disponible acceso por rsh o ssh y disponemos de una cuenta en el servidor. En este caso tendremos que invocar a rsync con la opción -e y el programa a utilizar para la conexión:



rsync -e ssh archivo invitado@servidor:/tmp/archivo


En este caso, en lugar de tener el acceso limitado a los directorios configurados en el fichero rsync.conf, tendremos acceso a todo el árbol de directorios de la máquina remota, según los permisos del usuario como el que nos hayamos identificado.


3.2. Sistemas de ficheros distribuidos


Los sistemas de ficheros distribuidos son la estrategia opuesta a la replicación: en lugar de llevar todos los datos físicamente a todos los servidores, se dejan en un equipo que hace de servidor central y los demás ordenadores van accediendo a ellos por la red según los necesiten.



3.2.1. NFS


Se podría decir que el Network File System de SUN es el pionero de los sistemas de ficheros compartidos tal y como los conocemos hoy en día. NFS permite compartir datos entre varios ordenadores de una forma sencilla. Por ejemplo, un usuario validado en una red no necesitará hacer login a un ordenador específico: vía NFS, accederá a su directorio personal (que llamaremos exportado) en la máquina en la que esté trabajando.


Pero NFS no es un protocolo demasiado eficiente y es muy lento para conexiones mediante módem. Está diseñado para redes locales, siendo muy flexible. Ofrece muchas posibilidades tanto a usuarios como a administradores.





3.2.1.1. Los protocolos detrás de NFS


Lo que comúnmente se llama NFS está formado por 4 protocolos distintos. Cada uno depende de las Remote Procedure Calls (RPC) y de portmap (también llamado rpc.portmap). Un portmapper convierte números de programa RPC en números de puerto. Cuando un servidor RPC se inicia, dice a portmap qué puerto usará y el número de programa RPC manejado. Cuando un cliente quiere enviar una petición RPC a un número de programa dado, primero contacta con el servidor portmap para tomar el número de puerto dando acceso al programa deseado. Después, dirige los paquetes RPC al puerto correspondiente.



Los 4 servicios que permiten funcionar a NFS son:


Protocolo

Descripción

Demonio

nfs

Este protocolo es el básico y permite crear, buscar, leer o escribir ficheros. Este protocolo también maneja autentificación y estadísticas de ficheros.

nfsd

mountd

Éste se encarga de montar sistemas exportados para acceder a ellos con nfs. El servidor recibe peticiones como mount y umount debiendo mantener información sobre los sistemas de ficheros exportados.

mountd

nsm
(Network Status Monitor)

Se usa para monitorizar los nodos de la red y así conocer el estado de una máquina (cliente o servidor). Informa, por ejemplo, de un rearranque.

statd

nlm
(Network Lock Manager)

Para impedir modificaciones de los datos por varios clientes al mismo tiempo, este protocolo maneja un sistema de bloqueo. Así, con la ayuda del protocolo Nsm es posible conocer cuándo se está reiniciando un cliente. Nsm libera todos los bloqueos del cliente antes de devolverlos.

lockd

Tabla 2. NFS: Demonios



El demonio knfsd, disponible con las últimas versiones del núcleo, soporta directamente los protocolos nfs y nlm. Por otro lado, mountd y nsm no están todavía soportados.


Por el momento, están disponibles dos versiones de NFS (versiones 2 y 3, que para distinguirlas denotaremos NFSv2 y NFSv3, respectivamente). Los servidores NFS de Linux sólo soportaban la versión 2 hasta la serie 2.2 del núcleo. A partir de la 2.4.x, ya se soporta el protocolo 3, que entre otras cosas mejora mucho el bloqueo (“lock”) de ficheros compartidos sobre la red.


NFS trata con una estructura de datos llamada file handle. Es una serie de bits bastante esotérica que permite identificar de forma única cada objeto del sistema de ficheros (como un fichero, pero no tan sólo ficheros). Contiene por ejemplo el ínodo del fichero y también una entrada representando el dispositivo donde se localizan. Por tanto, podemos ver NFS como un sistema de ficheros dentro de otro sistema de ficheros.



3.2.1.2. El servidor


El primer paso para implantar NFS, como ya hemos visto, es iniciar portmap ya que este protocolo es necesario para NFS. Esto por regla general lo hará el sistema de forma automática si hemos instalado soporte para NFS (en debian, se controla con /etc/init.d/nfs-kernel-server). En caso de problemas, el comando rpcinfo muestra los servicios RPCs en la máquina especificada como argumento (opción -p).


Antes de que NFS se inicie por sí mismo, debe ser configurado. Existe un único fichero de configuración que se llama /etc/exports. Cada línea muestra la ruta exportada seguido de una lista de clientes a los que se permite el acceso. Se pueden añadir opciones al final de cada nombre de cliente. La página de manual exports (man exports) explica la sintaxis para los nombres de cliente y las opciones.


Se aceptan como nombres de cliente:




No vamos a detallar aquí todas las opciones de montaje disponibles, pero algunas de las más importantes son:



Ahora tenemos que iniciar los demonios rpc.mountd y rpc.nfs para tener funcionando el servidor NFS. Comprobamos nuevamente que todo está funcionando con el comando rpcinfo. Incluso podemos inicializar el servidor para los protocolos nsm y nlm (rpc.statd y rpc.lockd, respectivamente). No hay ninguna premisa para arrancar un servidor NFS... pero es altamente recomendable que se reinicie por sí mismo, en caso de que la máquina falle, etc...


Cuando modificamos el fichero de configuración /etc/exports, debemos avisar a los demonios implicados que se deben hacer los cambios. El comando exportfs transmite esta información a nuestros servidores. La opción -r sincroniza el fichero /etc/mtab con el fichero /etc/exports file. La opción -v muestra juntos todos los sistemas de ficheros exportados junto con sus opciones.


Después de ponerse en marcha el servidor NFS, los siguientes ficheros contienen información importante:



Cuando un cliente quiere acceder a un sistema de ficheros, empieza haciendo una petición mountd. Entonces se busca en etab si la petición está disponible. Se comprueba el núcleo para saber si el cliente tiene permitida la petición (comprobando hosts.{allow, deny}, reglas de cortafuegos, ...). El núcleo utiliza exportfs para la comprobación, permitiendo actualizar el fichero /var/lib/nfs/etab. Si, en este fichero, el sistema exportado tiene permitido ser exportado al grupo al que pertenece el cliente, entonces mountd informa al núcleo que actualice xtab con este nuevo host.



3.2.1.3. El cliente


No hay que hacer nada, normalmente. El acceso al sistema de ficheros exportado por NFS está controlado directamente por el núcleo. Éste tiene que haber sido compilado para soportar NFS. El fichero /proc/filesystems contiene una lista con todos los sistemas de ficheros soportados directamente por el núcleo. Entonces, lo único que tiene que hacer es decir al núcleo que quiere acceder a un sistema exportado por NFS.


El comando mount permite acceder a diferentes sistemas de ficheros. Informa al núcleo que está disponible un nuevo sistema de ficheros indicando su tipo, su dispositivo y su punto de montaje. Se puede usar la opción -t para indicar el tipo del sistema de ficheros a usar. Para NFS, escribimos: -t nfs.


mount tiene sus propias opciones para NFS. Por ejemplo, se pueden utilizar las opciones rsize y wsize para cambiar el tamaño de los bloques para lectura o escritura. Puede combinar opciones específicas de NFS con opciones más generales como intr, noexec o nosuid. La página de manual mount muestra todas esas opciones.



Por ejemplo, si la máquina “desarrollo” está exportando el directorio “/usr/datos” y desde nuestro equipo tenemos permiso de acceso (definido en /etc/exports), podremos montar el directorio exportado en /mnt/datos con:





mount -t nfs -o nosuid,hard,intr desarrollo:/usr/datos /mnt/datos



El comando indica que estamos montando un sistema de ficheros NFS (-t nfs), con las opciones nosuid, hard e intr. Los dos últimos argumentos son los más interesantes. El primero de ellos especifica el dispositivo a montar. Para NFS la sintaxis es distinta de la línea mount habitual, donde se especifica dispositivo y directorio. Aquí especificamos servidor:directorio_exportado en vez de dispositivo. El último argumento indica la localización del sistema de ficheros en la parte cliente. Para hacer esta configuración permanente, podemos especificarlo en el fichero /etc/fstab de la máquina cliente. fstab contiene todos los dispositivos que serán montados en el arranque. La sintaxis para /etc/fstab es:


# device mount point file system options dump fsckorder
desarrollo:/usr/datos /mnt/datos nfs nosuid,hard,intr 0 0



Sin embargo, deberá tener cuidado con una entrada permanente. Sólo podrá usarlo cuando el servidor esté siempre encendido, o cuando lo encienda antes que el cliente.



3.2.1.4. Precauciones


Uno de los mayores problemas con NFS viene del hecho de que exista por defecto una relación de confianza entre un cliente y un servidor NFS. En el caso de que la cuenta root del servidor esté comprometida, la del cliente también lo estará. El NFS-COMO describe un conjunto de medidas esenciales que debe tomarse para conseguir cierta seguridad.


Un cliente no debe confiar ciegamente en un servidor, por ello debemos especificar opciones restrictivas cuando usamos el comando mount. Ya hemos mencionado la primera de ellas: nosuid. Cancela el efecto de los bits SUID y GID. Con esto alguien que esté como root en el servidor primero debe hacer login en el cliente como un usuario normal y después hacerse root. Otra opción, más restrictiva, es noexec. Prohibe ejecutar programas en sistema de ficheros exportado. Esta opción únicamente se utiliza en sistemas que sólo contengan datos.


En el lado del servidor NFS, podemos especificar que no confíe en la cuenta root del cliente. Tenemos que especificarlo en /etc/exports con la opción root_squash. Entonces si un usuario con UID 0 (root) en el cliente accediese al sistema de ficheros exportado por el servidor, tomaría el UID nobody para consultar ficheros. Esta opción está activada por defecto bajo Linux pero se puede desactivar con la opción no_root_squash. Se puede especificar qué opciones deben aplicarse en un conjunto de UIDs. Recuerde también que las opciones anonuid y anongid permiten cambiar los UID/GID de nobody por los de otro usuario diferente.



Algunas opciones son más generales y se efectúan por el portmapper. Por ejemplo, prohibimos el acceso a todas las máquinas con la siguiente línea en el fichero /etc/hosts.deny:


# hosts.deny : absolute prohibition for every one to
#              use the portmap
portmap: ALL



Después en el fichero /etc/hosts.allow esta estricta prohibición se puede contrarrestar permitiendo el acceso a las máquinas deseadas.


Unas buenas reglas de cortafuegos también contribuyen a una protección mejor. Estos son los puertos utilizados por los distintos protocolos, que habrá que filtrar convenientemente en el firewall de la empresa:



Servicio RPC

Puerto

Protocolos

portmap

111

upd / tcp

nfsd

2049

udp

mountd

variable

udp / tcp

Tabla 3. NFS: Servicios, puertos y protocolos




3.2.2. Samba


Samba puede que no sea el sistema de archivos distribuido más eficiente, seguro o transparente desde el punto de vista de un sistema Unix, pero si que nos proporciona algo de incuestionable valor en el terreno empresarial hoy en día: interoperabilidad completamente transparente para el usuario con sistemas Windows. Aun que los sistemas Unix sean los más implantados en el terreno de los servidores de Internet, no cabe duda que en cuanto a sistemas “de escritorio”, Windows es el más extendido, y la mayoría (por no decir todos) los usuarios, programadores, diseñadores, etc. que tengan que acceder a nuestro servidor lo harán desde Windows.


El protocolo SMB es usado por Microsoft Windows 3.11, 9x/ME y NT/2000 para compartir discos e impresoras. Usando el paquete de herramientas Samba creado por Andrew Tridgell, las máquinas UNIX (incluyendo Linux) pueden compartir discos e impresoras con servidores Windows.




Hay cuatro cosas que podemos hacer con Samba:


  1. Compartir una unidad de Linux con máquinas Windows.

  2. Compartir una unidad de Windows con máquinas Linux.

  3. Compartir una impresora de Linux con máquinas Windows.

  4. Compartir una impresora de Windows con máquinas Linux.



3.2.2.1. Programas


Se requieren los dos demonios siguientes para implantar un servidor Samba. Se suelen instalar en /usr/sbin y se pueden ejecutar tanto desde los scripts de arranque del sistema como desde inetd:




Habitualmente, se instalan en /usr/bin los siguientes ejecutables de Samba, aunque la localización (como de costumbre) es opcional.






3.2.2.2. Configuración


La configuración de Samba en un Linux (u otra máquina UNIX) es controlada por un solo fichero, /etc/smb.conf. Este fichero determina qué recursos del sistema se quieren compartir con el mundo exterior y que restricciones deseas poner en ellos, siendo su sintaxis muy similar a la del fichero de configuración de rsync.


Cada sección del fichero empieza con una cabecera como [global], [impresoras], etc. La sección [global] define unas pocas variables que Samba usará para definir la compartición de todos los recursos.


La sección [homes] permite a los usuarios remotos acceder a sus respectivos directorios principales en la máquina Linux local (cada uno al suyo nada más). Esto es, si un usuario de Windows intenta conectar a este recurso desde su máquina Windows, será conectado a su directorio personal. A tener en cuenta que para hacer esto, tiene que tener una cuenta en la máquina Linux con el mismo nombre que en el dominio de Windows.


El fichero smb.conf que viene debajo como ejemplo permite a los usuarios remotos acceder a su directorio principal en la máquina local y escribir en un directorio temporal. Para que un usuario de Windows vea estos recursos, la máquina Linux debe estar en la red local. Entonces el usuario simplemente conecta una unidad de red desde el Explorador de Windows o el Windows File Manager. Este es un fichero de configuración mínimo. Se remite al lector a la documentación de Samba para ver las múltiples opciones que nos ofrece.



; /etc/smb.conf

;

; Hay que reiniciar cada vez que se modifique la configuración

;

; /etc/init.d/smb restart

;


[global]

; guest account = nobody

log file = /var/log/samba-log.%m

lock directory = /var/lock/samba

share modes = yes


[homes]

comment = Directorios principales

browseable = no

read only = no

create mode = 0750


[tmp]

comment = Espacio de ficheros temporales

path = /tmp

read only = no

public = yes

Para compartir un directorio cualquiera, tendríamos que añadir una sección como esta:



[compartido]

comment = Directorio compartido con Samba

path = /var/datos

public = yes

writable = yes



Para limitar el acceso, podemos indicar “security = user” en la sección [global] y dejar que los permisos sean a nivel del sistema de ficheros y según el usuario Windows (con los permisos de la cuenta en linux), o “security = share” y los permisos serán independientes en cada compartido. Entonces podremos limitar el acceso por grupos (con “write list = @grupo”) o por equipos (“hosts allow = <Direcciones IP>”).

Como Windows y Linux manejan de forma distinta los permisos y propietarios de los ficheros, disponemos también de toda una gama de opciones para indicar con qué usuario se accede o se crean los ficheros y directorios y con qué permisos. Por defecto, se crearán y accederán con el usuario que lance el demonio de Samba, y con los permisos que permita su umask.


Se puede encontrar más información sobre el fichero de configuración de Samba en la documentación, o en el excelente libro publicado bajo licencia libre “Using Samba”, disponible en http://www.oreilly.com/catalog/samba/chapter/book/index.html.



3.2.2.3. Accediendo a Windows desde Linux


Para acceder desde Linux a un recurso compartido de Windows tenemos dos opciones:


Se trata de un cliente interactivo, similar en su uso al FTP. Para ver la lista de recursos compartidos en la máquina “servidor” y, si es el controlador del dominio, la lista de equipos del dominio, tenemos que hacer:


smbclient -L servidor



Para acceder al recurso “compartido”, haríamos:


smbclient //servidor/compartido



Con esto entraríamos en un modo de “navegación en consola” por el compartido, donde tenemos disponibles los comandos clásicos de un cliente de FTP en consola: get, mget, recurse, etc. Con “help” obtendremos una lista de todos los comandos reconocidos.

Por defecto, smbclient se intentará identificar en la máquina remota con el nombre del usuario Linux, y nos pedirá una contraseña si fuera necesario. Para indicar otro usuario o bien algún grupo de trabajo o dominio de windows, tenemos las opciones -U y -W:


smbclient //servidor/copartido -U usuairo -W dominio



Es el modo más clásico, tipo UNIX, con el que montaríamos en algún punto del árbol de directorios local el directorio remoto, y acto seguido podríamos acceder a los ficheros en el servidor con los comandos locales (cp, mv, rm, etc).

Para montar un directorio, haremos:


smbmount //servidor/compartido /mnt/samba


o bien



mount -t samba //servidor/compartido /mnt/samba


En este caso también tenemos los problemas de con qué usuario nos identificamos en la máquina remota, y con qué permisos hacemos disponibles los ficheros en la local. Para esto tenemos las opciones username, password, workgroup, uid, gid, fmask y dmask.



3.2.3. CODA


Coda es un sistema de archivos distribuido avanzado, con sus orígenes en el AFS2, y que se ha estado desarrollando desde 1987 en la Universidad Carnaige Mellon por el equipo del profesor M. Satyanarayanan.


Si bien Coda no es tan conocido como las alternativas con soporte de alguna empresa grande que ya hemos comentado anteriormente (NFS de Sun, SMB para acceder a los sistemas Microsoft) y, en cierto modo, se podría discutir que no ha salido nunca del ámbito académico, cuenta con bastantes características muy deseables para un sistema distribuido (especialmente para un cluster) que no se encuentran en ningún otro sistema similar, entre otras:




Todas estas características hacen de CODA un sistema distribuido idóneo para un cluster de alta disponibilidad.



3.2.3.1. Terminología CODA


CODA es bastante diferente en varios aspectos al resto de sistemas de ficheros disponibles en el mundo UNIX. Estas diferencias acarrean una terminología distinta a la que estamos habituados. Vamos a estudiar un poco de la “jerga” de CODA, lo que nos servirá para ir haciéndonos una idea de cómo funciona:





Imagen 8. CODA: Árbol de directorios




Imagen 9. CODA: Árbol de directorios






























3.2.3.2. Los servidores


Una celda de servidores CODA es una entidad bastante compleja en la que pueden haber centenares de equipos servidores, ofreciendo una variedad de servicios, a todo un conjunto de clientes.


En concreto, el protocolo CODA se sustenta sobre tres servicios:



Servidor de Ficheros

El servidor codasrv interactúa con el proceso venus en los clientes. Estos dos procesos son los que realizan todo el intercambio de datos (ficheros) entre las máquinas.

Servidor de Autentificación

El servidor auth2 se ejecuta en todos los servidores, validando a los usuarios y controlando sus tokens de identidad. Sin embargo, las contraseñas sólo se pueden cambiar en el SCM, por lo que la copia de la base de datos es de sólo lectura en todas la máquinas excepto en el SCM. Las actualizaciones de contraseñas se realizan de forma automática mediante los demonios updateclnt/updatesrv descritos a continuación.

Servidores de Actualizaciones

El proceso updateclnt trabaja junto con updatesrv (que se ejecuta en el SCM) para mantener actualizadas las copias de las bases de contraseñas en todos los servidores con la copia original en el SCM. Para ello, el demonio updateclnt comprueba cada cierto tiempo si los ficheros del SCM han sido actualizados. Es por esto que las actualizaciones no son inmediatas, dependen del periodo de comprobación de updateclnt.

Tabla 4. CODA: Procesos servidores



Un mismo servidor puede ofrecer los tres servicios a la vez, o tan sólo alguno de ellos. En cualquier caso, el demonio updateclnt deben ejecutarlo siempre para mantener actualizadas sus copias de los ficheros del sistema y de la base de datos de contraseñas.


Por ejemplo, podríamos tener la organización que se muestra en la siguiente figura, donde tenemos:
















Imagen 10. CODA: Organización de una celda


























Un servidor CODA debería tener al menos tres particiones en el disco:







Una instalación óptima podría tener este aspecto:


Partición

Contenido

Punto Montaje

Tamaño

Necesita fsck

hda2

Sistema Operativo

/

650MB

Si

hda5

Datos de trabajo

/var

100MB

Si

hda3

Datos de CODA

/vice

300MB

Si

hdc1

Bitácora RVM

NO

12MB

No

sda1

Datos RVM

NO

130MB

No

sda2

Datos CODA 1

/vicepa

1.6GB

Si

sda3

Datos CODA 2

/vicepb

1.6GB

Si

sda5

Datos CODA 3

/vicepc

1.6GB

Si

Tabla 5. CODA: Particiones en el servidor



Hay que señalar aquí uno de los grandes inconvenientes de CODA: el contenido de la partición de RVM se mantiene SIEMPRE en memoria. Esto significa que, para un servidor que comparta 2Gb de datos, tendremos 80Mb ocupados de forma fija en memoria por los datos de RVM. El problema es que esta cantidad se dispara al aumentar el tamaño de los datos a compartir: para un servidor de ficheros con 40Gb, necesitaríamos 1.6Gb de memoria únicamente para los datos de RVM. Este es un punto importante que nos debería hacer plantearnos si nos merece la pena o no utilizar CODA.

En una instalación típica, los datos se almacenan en los servidores en estos directorios:




En la sección 7.4 se detalla en profundidad cómo se instaló una celda CODA mínima, con un servidor y un cliente, y las pruebas de rendimiento que se realizaron sobre esta instalación.



3.2.3.3. Los clientes


El código del cliente CODA se divide en dos partes: un controlador en el núcleo del sistema operativo (viene de serie con Linux desde la versión 2.2) y una serie de utilidades en espacio de usuario. El primer paso para poner a funcionar un cliente coda será recompilar el núcleo con soporte para CODA.


Como ya se ha adelantado en el punto anterior, en los clientes CODA se ejecuta el demonio venus, que es el encargado de, por una parte, dialogar con el servidor y realizar el intercambio de datos y ficheros y, por otra, con el controlador del kernel de la máquina local para pasarle éstos datos y que genere los contenidos del directorio virtual /coda.


Los ficheros en los clientes se organizan de la siguiente forma:




En el cliente también se instalan las herramientas necesarias para manejar la autentificación, el control de ACLs, ver el estado de los servicios, etc.



3.2.3.4. Características avanzadas


Vamos a comentar a continuación un par de características avanzadas de CODA de las que aún no hemos hablado:








3.2.4. GFS


El Global File System, desarrollado por Sistina Software (los mismos desarrolladores del LVM), es un nuevo sistema de ficheros distribuido diseñado para sacar el máximo partido a la nueva tecnología fibre channel, anunciada sucesora del standard SCSI.


Actualmente existen dos versiones de GFS, con distintas licencias:



Este cambio de licencia ha levantado ampollas en el mundo del software libre: en primer lugar porque podría no ser legal según los términos de la GPL, debido a la gran cantidad de código de terceras personas que contribuyeron en el proyecto que aún queda en GFS y a su fuerte integración con el kernel de Linux; y en segundo, porque el cambio ha sido realizado justo tras finalizar un extenso programa de pruebas en el que colaboró desinteresadamente gente de todo el mundo, lo que hace ver el cambio como una traición. En cualquier caso, a los pocos días de la aparición de la nota de prensa de Sistina anunciando el cambio de licencia, se creó el proyecto OpenGFS para continuar desarrollando de forma independiente pero paralela al GFS de Sistina la última versión con código GPL, de forma similar a como ocurrió con ssh y OpenSSH.



3.2.4.1. Sistemas de discos compartidos


GFS no es un sistema de ficheros compartido, si no un sistema de discos compartidos. La principal diferencia entre ambas tecnologías es que, mientras que en un sistema de ficheros compartido hay una organización cliente/servidor entre las máquinas, donde únicamente el servidor tiene acceso físico a los discos y comparte la información por la red con los clientes, en la nueva tecnología de discos compartidos TODOS los equipos tienen acceso físico a los discos en igualdad de condiciones, eliminándose así la organización cliente/servidor.



Las principales características y ventajas de un sistema de ficheros por discos compartidos son:








3.2.4.2. Características de GFS


Global File System es un sistema de discos compartidos en cluster para Linux. GFS utiliza técnicas transaccionales en los clientes para recuperarse rápidamente de cualquier fallo (de forma similar a ReiserFS). Todos los clientes comparten los mismos dispositivos de disco mediante canal de fibra (FC, Fibre Channel), SCSI o dispositivos de red por bloques. El sistema de ficheros aparenta ser local para cada cliente, mientras que el código de GFS en el núcleo de cada máquina se encarga de sincronizar el acceso a los ficheros, de una forma completamente simétrica: todas las máquinas tienen la misma prioridad de acceso a los datos. GFS utiliza cachés de lectura y escritura para acelerar su funcionamiento, y soporta toda la semántica de ficheros de UNIX (atributos, etc). Mediante GFS se puede compartir hasta 1 Terabyte de datos (limitación del kernel de Linux, no de GFS), en ficheros de hasta 264 bytes. Incluso con estos tamaños el rendimiento es muy bueno, por el uso extensivo de tablas hash para la búsqueda y acceso a directorios y ficheros. La velocidad de acceso depende directamente de la concurrencia: cuantos más equipos estén accediendo en paralelo a un mismo fichero, peor rendimiento obtendrán con ese fichero.


El siguiente gráfico muestra un uso típico de GFS en un cluster de servidores: tenemos arriba todos los dispositivos de almacenamiento, compartidos por todos los servidores a través de una red de acceso (SAN: Storage Access Network) que bien puede ser FC, SCSI o algún otro método. Aquí se puede ver claramente como no hay ningún equipo que actúe de servidor de ficheros, si no que todos acceden por igual a los discos a través de la SAN:




Imagen 11. GFS: Esquema general




3.2.4.2. Instalación de GFS sobre Canal de Fibra


Como con todos los sistemas de ficheros, el software de GFS se divide en dos partes: un controlador en el kernel y una serie de utilidades en el espacio de usuario para crear el sistema de ficheros GFS, configurarlo, administrarlo, etc. Por lo tanto, en primer lugar deberemos parchear y recompilar en núcleo para añadir soporte para GFS y FC (el soporte para FC viene de serie en el kernel 2.4, el de GFS no).


A continuación se describen los pasos a seguir para implantar un sistema GFS de discos compartidos sobre canal de fibra, accesible desde ocho equipos:



Hardware necesario:

Configuración:

  1. Verificar que las dos particiones del disco han sido detectadas por los servidores y están accesibles al sistema:

    host-a% cat /proc/partitions

    ..

    8 17 4000 sdb1

    8 18 299000000 sdb2

    ..

    /dev/sdb1 y /dev/sdb2 son las dos particiones del RAID.

  2. Cargar los módulos para el kernel en todos los servidores:

    host-a% modprobe memexp; modprobe gfs

Repetir la operación en todos los equipos.


  1. Crear un fichero de configuración pool0.cf. En host-a:

    poolname pool0

    subpools 1

    subpool 0 0 1 gfs_data

    pooldevice 0 0 /dev/sdb2 1

    
    	
  2. Crear el pool0.

    host-a% ptool pool0.cf

    Pool labels successfully written.

  3. Crear un segundo pool para la configuración de GFS. En host-a, creamos el fichero pool0cidev.cf:

    poolname pool0_cidev

    subpools 1

    subpool 0 0 1 gfs_data

    pooldevice 0 0 /dev/sdb1 1

    
    	
  4. Crear pool0_cidev:

    host-a% ptool pool0cidev.cf

    Pool labels successfully written.

  5. Cargar los dos pools en todos los equipos:

    host-a% passemble

    Added pool0.

    Added pool0_cidev.

    Repetir en los hosts b - h.
  6. Crear el sistema de ficheros GFS:

    host-a% mkfs_gfs -p memexp -t /dev/pool/pool0_cidev -i -j 8 /dev/pool/pool0

    Device: /dev/pool/pool0

    Blocksize: 4096

    Filesystem Size: ...

    Journals: 8

    Resource Groups: ...

    Locking Protocol: memexp

    Lock Table: /dev/pool/pool0_cidev

    Syncing...

  7. Preparar el dispositivo de configuración de GFS. En host-a, crear el fichero gfscf.cf:

    datadev: /dev/pool/pool0

    cidev: /dev/pool/pool0_cidev

    lockdev: /dev/pool/pool0

    cbport: 3001

    timeout: 30

    STOMITH: brocade_port

    name: brocade

    ipaddr: 10.0.4.20

    passwd: stupidpassword

    # IP addr CID STOMITH method Plug

    node: 10.0.4.1 0 SM: brocade 1

    node: 10.0.4.2 1 SM: brocade 2

    node: 10.0.4.3 2 SM: brocade 3

    node: 10.0.4.4 3 SM: brocade 4

    node: 10.0.4.5 4 SM: brocade 5

    node: 10.0.4.6 5 SM: brocade 6

    node: 10.0.4.7 6 SM: brocade 7

    node: 10.0.4.8 7 SM: brocade 8

    
    	
  8. Escribir la configuración de GFS en el CIDEV:

    host-a% gfsconf -c gfscf.cf

    datadev: /dev/pool/pool0

    cidev: /dev/pool/pool0_cidev

    lockdev: /dev/pool/pool0

    cbport: 3001

    timeout: 30

    STOMITH: brocade_port

    name: brocade

    ipaddr: 10.0.4.20

    passwd: stupidpassword

    node: 10.0.4.1 0

    SM: brocade 1

    node: 10.0.4.2 1

    SM: brocade 2

    node: 10.0.4.3 2

    SM: brocade 3

    node: 10.0.4.4 3

    SM: brocade 4

    node: 10.0.4.5 4

    SM: brocade 5

    node: 10.0.4.6 5

    SM: brocade 6

    node: 10.0.4.7 6

    SM: brocade 7

    node: 10.0.4.8 7

    SM: brocade 8

  9. Configurar el dispositivo DMEP:

    host-a% dmep_conf /dev/pool/pool0

    Configuration complete.

    Buffers created :: 150000

    Bytes per buffer :: 32

    Segment number :: 0

  10. Iniciar el demonio STOMITH en todos los servidores:

    host-a% stomithd

    Repetir en el resto de equipos.
    
  11. Montar el sistema de ficheros en todos los servidores sobre el directorio `/gfs':

    host-a% mount -t gfs /dev/pool/pool0 /gfs -o hostdata=10.0.4.1

    host-b% mount -t gfs /dev/pool/pool0 /gfs -o hostdata=10.0.4.2

    host-c% mount -t gfs /dev/pool/pool0 /gfs -o hostdata=10.0.4.3

    host-d% mount -t gfs /dev/pool/pool0 /gfs -o hostdata=10.0.4.4

    host-e% mount -t gfs /dev/pool/pool0 /gfs -o hostdata=10.0.4.5

    host-f% mount -t gfs /dev/pool/pool0 /gfs -o hostdata=10.0.4.6

    host-g% mount -t gfs /dev/pool/pool0 /gfs -o hostdata=10.0.4.7

    host-h% mount -t gfs /dev/pool/pool0 /gfs -o hostdata=10.0.4.8


Hecho esto, los ocho equipos pueden acceder al directorio compartido en /gfs como si se tratar de un disco local. El código del controlador GFS en el kernel de cada máquina se encargará de resolver los posibles conflictos debidos a interbloqueos, fallos en algún otro servidor, etc.



3.2.4.3. Limitaciones de GFS


Si nos decidimos a utilizar GFS en nuestro cluster, deberemos tener en cuenta ciertas limitaciones, algunas derivadas de la propia naturaleza compartida de GFS y otras de las implementaciones actuales del protocolo:




4. Monitorización


Otro aspecto muy importante en el clustering de alta disponibilidad es la monitorización de los servicios: si alguno de nuestros servidores “cae”, tendremos que advertirlo de alguna forma y desencadenar las acciones pertinentes (eliminarlo de la lista de servidores activos y hacer que algún otro servidor tome el lugar de este).



4.1. daemontools y ucspi-tcp


A pesar de que daemontools no se puede decir que sea un programa de monitorización de servicios en sí, si que nos puede servir como una “primera línea” de monitorización. daemontools es en concepto muy similar a inetd: controla las conexiones a una serie de servicios esperando conexiones en una serie de puertos, y lanza los servidores asociados cuando se necesiten. Por su parte, ucspi-tcp lanza un servicio cuando se le indique, pero mirando la IP del cliente y comparándola contra una lista de IPs permitidas/prohibidas, controlando un número máximo de conexiones simultáneas (para evitar ataques tipo DoS), etc. Como se ha dicho, en conjunto son muy similares a inetd con tcp-wrappers, pero nos ofrecen más posibilidades a la hora de bloquear el acceso por IPs o por número de conexiones simultáneas. Además, daemontools comprueba si un servidor se ha “caído” (si el proceso ha muerto por cualquier causa) y se encarga de volverlo a lanzar, una vez por segundo para no sobrecargar la máquina en caso de que haya algo mal en la configuración. Así, con daemontools tendremos controlado el caso más simple de monitorización: si un servidor falla porque muere el proceso por cualquier motivo, se encargará de volverlo a lanzar.


Hay que advertir que tal vez este no sea un modo muy eficiente de lanzar según que servicio: por ejemplo, tomemos el servidor web Apache. Cada vez que se arranca, se leen y analizan una serie de ficheros de configuración potencialmente bastante grandes, que hay que analizar buscando errores sintácticos y semánticos, reservar memoria, crear una serie de procesos de acuerdo a esta configuración... Es por esto que el Apache es preferible lanzarlo en modo “stand alone” y dejarlo siempre en ejecución y monitorizar su estado de alguna otra forma, ya que de hacerlo mediante daemontools el coste de estar reiniciando el servidor por cada petición que recibamos es excesivo. En cambio, servidores como el qmail (servidor de correo SMTP/POP) o el djbdns (servidor de DNS) se ajustan bien al uso con daemontools, ya que sus ficheros de configuración son binarios y se cargan directamente en memoria sin necesidad de analizarlos.



4.1.1. Configuración y uso


La configuración de daemontools es un poco complicada al principio, por ser bastante distinta de lo que estamos habituados en linux. Tras instalar el software, se nos ha creado un directorio /service en el raiz de nuestro sistema de ficheros. Este directorio es monitorizado por el programa svscan. Por cada servicio que queramos levantar y monitorizar, tendremos que crear un subdirectorio dentro de éste con una estructura y unos scripts de inicio determinados, y el programa svscan se encargará automáticamente de lanzar un proceso supervise que lanzará los scripts de inicio que hayamos creado y monitorizará el programa, volviéndolo a lanzar si surgiera algún problema.


Para crear un directorio de configuración para un servicio necesitaremos preparar como mínimo un script que se encargue de lanzar el demonio en cuestión. El directorio de servicio no tiene por qué ser un subdirectorio de /service, de hecho es mejor que no lo sea y más tarde, cuando lo tengamos todo configurado y listo para funcionar, le crearemos un enlace en /service. Por ejemplo, podríamos crear un directorio para el Apache en /etc/daemontools/apache, y más tarde lo enlazaríamos en /service con:


ln -sf /etc/daemontools/apache /service/apache


El script de inicio al que hemos hecho referencia antes debe estar en el raiz del directorio de servicio, y debe llamarse run. Este sería un posible ejemplo para iniciar el Apache con daemontools:


#!/bin/sh

echo “Iniciando Apache vía daemontools”

exec apachectl start


El programa debe ser llamado mediante exec para que se ejecute en el mismo proceso en lugar de crear otro. En lugar de llamar directamente al servidor, podríamos también hacerlo a través de los servicios de ucspi-tcp para controlar mejor los permisos de acceso, tal y como se ha comentado anteriormente.


Una vez que ya está preparado el directorio de servicio (daemontools tiene muchas más opciones para configurar los servidores, monitorizarlos, crear logs, etc.), creamos un enlace a él desde /service. svscan detectará automáticamente el nuevo enlace y lanzará un proceso supervise que se encargará de lanzar y supervisar el script run que acabamos de crear.


Para ver el estado de un servicio y detenerlo, reiniciarlo, etc., contamos con los programas svstat y svc. Para comprobar el estado de un servicio, utilizamos svstat pasándole como parámetro el directorio de configuración de ese servicio:


vjaguilar:~# svstat /service/apache/

/service/apache/: up (pid 211) 229806 seconds


Para modificar el estado de un servicio, se utiliza svc. Lo que hace realmente svc es enviar al proceso una serie de señales, según el parámetro que se le pase, que deberán provocar una determinada reacción en el servidor. Los parámetros que puede recibir svc son:




Así, por ejemplo, para reiniciar un servicio podríamos hacer:


svc -t /service/qmail


Con esto, el proceso del servidor de correo qmail recibiría una señal TERM, con lo que finalizaría su ejecución limpiamente, supervise vería que el proceso ha muerto y lo volvería a lanzar.



4.2. mon


mon está un escalón por encima de daemontools. La monitorización que realiza mon es a nivel de servicio: definiremos una serie de pequeños scripts que se conectarán a cada puerto que queramos monitorizar y lanzarán una pequeña pregunta de la que sepamos la respuesta que nos dará el servidor si no falla nada, y así averiguaremos el estado del servicio. A su vez, definiremos las acciones a tomar cuando una respuesta incorrecta, bien porque la respuesta en si no sea la que esperábamos, o por no haber obtenido respuesta alguna (el programa servidor o el propio equipo no contestan). El principal uso de mon es el de monitorizar servicios remotos en las máquinas que conforman el cluster, para quitarlas de éste en caso de que alguno falle, aunque, por supuesto, también se puede utilizar sobre la máquina local para detectar si algún servicio funciona mal y reiniciarlo si fuera necesario.


El funcionamiento es bastante sencillo: en el fichero de configuración podemos definir la monitorización de cuantas máquinas y servicios queramos, indicando en cada caso el intervalo a utilizar para la monitorización y las acciones (tantas como queramos) a tomar en caso de que el resultado de la monitorización sea negativo. Tanto los monitores como las acciones son programas que crearemos nosotros en el lenguaje que queramos (desde shell-script hasta C): un monitor, por regla general, se conectará a un puerto, lanzará una petición y leerá una respuesta; una alarma puede enviarnos un mail, un mensaje SMS al móvil, o tal vez tratar de solucionar el problema.


En el apartado 7.5 veremos algunos ejemplos de funcionamiento de mon.



4.3. heartbeat y fake


Si mon se utiliza para monitorizar servicios, heartbeat se utiliza para monitorizar servidores (aún que esto también se pueda hacer con el fping.monitor de mon).


heartbeat nos proporciona un mecanismo para que dos servidores controlen su estado mutuamente a través de varios acceso: red ethernet, cable serie, etc. De esta forma, al tener varias conexiones y realizar la comprobación por todas ellas, no incurriremos en errores del tipo creer que un servidor ha caído cuando realmente lo que tenemos es un problema con la red. La comprobación de estado se realiza a un nivel más alto que con el fping.monitor de mon: en lugar de a nivel de tramas ICMP se realiza a nivel de aplicación, ya que los servicios heartbeat en cada máquina se comunican entre sí mediante un protocolo propio, que además va cifrado para asegurar la identidad de cada máquina.


heartbeat también puede controlar “cuelgues” en la propia máquina, programando algún dispositivo watchdog (hardware o software en el kernel) para reiniciar la máquina de forma automática. El funcionamiento del watchdog es el siguiente: este dispositivo se programa para que tenga que recibir una entrada (algún texto, lo que sea) cada x tiempo, generalmente unos pocos segundos. En caso de fallar esta entrada varias veces seguidas, el watchdog se encargará de reiniciar la máquina de forma automática. heartbeat se puede programar para que él mismo se encargue de conectar con el watchdog con la frecuencia programada para que no reinicie la máquina, y para que deje de hacerlo si detecta algún problema grave en el equipo (o si se cuelga, con lo que dejaría de enviar estas señales y el watchdog reiniciaría la máquina).


Otra característica importante de heartbeat es que puede “adueñarse” de la IP de otra máquina (la que está monitorizando) mediante la técnica conocida como ARP IP spoofing: cuando detecta que la otra máquina ha caído, comienza a enviar tramas ARP anunciando sus direcciones IP y MAC, con lo que el resto de equipos, routers, y demás dispositivos de red asociarán a partir de ese momento la IP indicada con la dirección MAC de la tarjeta del servidor.


Este proceso de apropiación de direcciones IP es lo que realiza también el programa fake, pero desde que heartbeat incorpora también esta posibilidad, se podría decir que fake ha quedado obsoleto (si bien aún puede ser útil de forma independiente a heartbeat junto con otros programas de monitorización).



4.4. Failover de red con iANS de Intel


Otro de los aspectos a monitorizar para asegurar el buen funcionamiento del cluster es todo lo referente a la infraestructura de red, desde el funcionamiento de toda la electrónica (cableado, routers, etc.) hasta los adaptadores de red instalados en cada equipo. Un fallo en la infraestructura electrónica (p.ej., un router fundido o un cable defectuoso) sería posible de detectar pero difícil de reparar automáticamente desde alguno de los ordenadores, por lo que deberemos recurrir a instalar una infraestructura de red secundaria, que se utilizará cuando cualquier elemento de la primaria falle. En cambio, si que es posible detectar y subsanar problemas en las tarjetas de red de cada ordenador, recurriendo de nuevo a la redundancia y por tanto instalando más de una en cada equipo: por ejemplo, podríamos tener tres interfaces de red en cada máquina, dos conectados a la red principal y otro a la secundaria, de forma que cuando falle el primer adaptador se detecte y utilice de forma automática el segundo, y si este también fallara (posible indicio de que el problema está realmente en la red y no en los adaptadores), el tercero que saldrá por la infraestructura de red secundaria.


Si bien esta monitorización y “failover” se podría realizar utilizando el programa mon que ya hemos comentado y una serie de scripts (y, tal vez, fake), hay otra solución más sencilla: como todo buen administrador de Linux debe saber, eligiendo con cuidado el hardware que montamos en cada máquina podemos ahorrarnos más de un dolor de cabeza, que en este caso sería el diseño y configuración de todo el proceso de detección de errores en los dispositivos de red y la consecuente activación de otro dispositivo.


A pesar de que prácticamente desde las primeras versiones de Linux están soportadas por la comunidad open source las tarjetas de red de Intel, el propio fabricante produce sus drivers para todas sus tarjetas de las series PRO/100 y PRO/1000 (disponibles de forma gratuita y con código fuente, aún que bajo una licencia no libre) y los actualiza de forma periódica con cada nueva versión del núcleo de Linux. Una de las mayores ventajas de instalar estos drivers es el poder utilizar el programa iANS, Advanced Network Services, de Intel.


Mediante iANS podemos configurar varios dispositivos de Intel en cualquiera de estos en tres modos:





Este software también nos permite definir VLANs según el estándar IEEE 802.



4.4.1. Configuración de iANS en modo AFT


Veamos por partes cómo configurar varias tarjetas de red Intel en modo AFT:


1. El primer paso para utilizar iANS es instalar los drivers de Intel para las tarjetas de red, ya que este programa no funcionará con los drivers que vienen de serie en el kernel de Linux. También tendremos que compilar los drivers y utilidades de iANS. Como todos estos drivers se compilan a parte del kernel como módulos, tendremos que instalarlos con insmod o modprobe y configurar el sistema para que realice este paso tras cada reinicio:


modprobe e100


2. Una vez hecho esto, tendremos que inhabilitar todas las tarjetas que queramos que formen parte del grupo AFT. Para esto, deberemos usar:


ifconfing – a


para ver todas las tarjetas de red activas en el sistema,


ifconfig ethx 0.0.0.0


para eliminar su asociación a una dirección IP (si es que se había configurado), y por último


ifconfig ethx down


para inhabilitarla definitivamente.



3. El siguiente paso es cargar el módulo de iANS, con:


modprobe ians



4. Ahora habrá que crear los grupos de tarjetas para el ATF. Para ello, utilizamos el comando iansfg, que tiene diversas sintaxis según el uso que se le vaya a dar. En este caso, la sintaxis a emplear es:


    ianscfg -a -t<grupo> [-M<modo>] [-V]



5. Cuando ya tengamos configurado un grupo en el modo que queramos, añadimos adaptadores al grupo con:


    ianscfg -a -t<grupo> -m<ethx> [-p <prioridad>]



donde prioridad puede ser None, Primary, or Secondary.



6. A continuación crearemos un nombre de “dispositivo virtual” para el grupo. Este nombre de dispositivo virtual será lo que más adelante utilizaremos para configurar el acceso a la red a través del grupo AFT:

    ianscfg -a -t<grupo> -v<nombre> [-i<vlan_id>]


y activamos el grupo con:


    ianscfg -c<grupo>



7. Llegados a este punto, ya tenemos configurado un dispositivo virtual formado por varias tarjetas de red que harán failover entre sí según se vayan produciendo errores. Tan sólo nos queda configurar el dispositivo de forma normal con ifconfig:



    ifconfig <dispositivo_v> <ip> netmask <mascara> [broadcast <broadcast>]


8. Por último, podemos comprobar en todo momento el estado del grupo con:


    ianscfg -s




Todo este proceso de configuración que puede parecer largo y tedioso se simplifica enormemente ya que iANS nos permite guardar su configuración actual a un fichero y cargarla posteriormente. De esta forma, sólo tendremos que:


  1. Configurar por primera vez el grupo en modo AFT.

  2. Guardar la configuración con:


ianscfg -w [-f<file_name>]


(por defecto, /etc/ians/ians.conf)



  1. Configurar el sistema para que cargue al arrancar los módulos de las tarjetas Intel y el de iANS.

  2. Utilizar el script que viene con el software de iANS para arrancar el servicio a través de la configuración que hemos guardado en el paso 2.

  3. Asegurarnos de que en ningún momento se configura directamente ninguna de las tarjetas de red.

  4. Preparar los scripts de nuestra distribución que se encarguen de configurar la red para que lo hagan a través del dispositivo virtual configurado con iANS.



4.4.2. Ejemplo de configuración manual


Por último, ofrecemos un ejemplo de un posible script que se encargaría de cómo se configurar dos tarjetas en modo AFT:


modprobe e100
modprobe ians


ianscfg -a -t grupo1 -M AFT

ianscfg -at grupo1 -m eth0 -p primary
ianscfg -at grupo1 -m eth1 -p secondary

ianscfg -at team1 -v veth1

ianscfg -c team1

ianscfg -s


ifconfig veth1 192.168.0.10 netmask 255.255.255.0




5. Clustering de Alta Disponibilidad


Como ya se adelantó en el segundo capítulo, nuestra estrategia para conseguir la disponibilidad ininterrumpida 24h al día y 365 días al año será la de replicar tantas partes de nuestro sistema como sea posible, y posibilitar que unas partes del sistema tomen el lugar de las que fallen de forma automática y transparente.




5.1. Linux Virtual Server


El proyecto Linux Virtual Server nos provee con la información y todos los programas necesarios para montar un “servidor virtual” fácilmente escalable sobre un cluster de máquinas Linux. De cara al usuario final solamente habrá un servidor, aún que de puertas adentro lo que tendremos será un cluster que servirá las peticiones que le lleguen como si se tratara de una única máquina. Linux Virtual Server se basa únicamente en PCs corriendo Linux con su software, tanto para los servidores como para los equipos que hagan de balanceadores de carga (el punto de entrada al cluster que redirigirá el tráfico hacia cada uno de los servidores reales). Es decir, no necesitaremos de ningún router/firewall/balanceador hardware, ni ningún software propietario de terceras personas. Todo el software de Linux Virtual Server está disponible bajo la licencia GNU General Public License (GPL).


El software de Linux Virtual Server se está utilizando en la actualidad en entornos de producción como las web del portal de Linux Linux.COM (http://www.linux.com), el portal de desarrollo SourceForge (http://www.sourcefoge.net), la web del integrador de servidores Linux VA Linux Systems, Inc. (http://www.valinux.com), la web de la empresa de vídeo y multimedia para la red Real Networks, Inc. (http://www.rela.com), o la web dedicada al análisis y comentarios de hardware AnandTech (http://anandtech.com).



5.1.1. Visión general de LVS


Considérese el siguiente esquema, extraído de la web de Linux Virtual Server:










Imagen 12. LVS: Esquema general


































El usuario se conecta a través de Internet a la dirección pública de nuestro cluster, que está asignada al “balanceador de carga”. Este equipo está conectado a través de una LAN (será lo más común) o una WAN con el resto de equipos del cluster: los servidores reales, servidores de ficheros, firewalls ... y se encargará de dirigir cada una de las peticiones al servidor que se encuentre en mejor condición para atenderla (menor carga). Según la configuración por la que optemos, la respuesta será enviada por el servidor real directamente al cliente (si cada servidor tiene acceso directo a Internet), o será de nuevo redirigida a través del balanceador de carga.


La escalabilidad la conseguiremos fácilmente añadiendo más equipos a nuestra LAN, aumentando así el número de servidores reales en el cluster. La alta disponibilidad, por su parte, también, ya que al tener varios servidores, cuando uno falle el resto asumirán la carga del caído (salvo casos especiales, como el balanceador de carga, que se tratarán de forma distinta).


5.1.2. Cómo distribuir la carga


Existen varias formas para montar un cluster y distribuir la carga entre los equipos. En el punto anterior ya hemos adelantado cómo se lleva esto a cabo en LVS, pero vamos a repasar todas las opciones de que disponemos:


El método más sencillo es mediante un DNS round-robin: Cuando en un servidor de DNS definimos varias IPs para un mismo dominio, el servidor nos devolverá cada vez una IP distinta, en principio sin ningún criterio en especial (no está especificado), aún que generalmente se utiliza una cola round-robin para ir sirviendo las peticiones. De esta forma conseguiríamos distribuir la carga entre los servidores reales de una forma pseudo-aleatoria, según vayan llegando peticiones. El problema con este método es que no se tiene en cuenta la carga real de cada servidor, y es posible que todas las peticiones “pesadas” vayan a parar siempre a la misma máquina que acabaría por saturarse, mientras que las demás estarían sirviendo peticiones triviales. Otro problema es que como los clientes suelen mantener una caché de los dominios ya resueltos a través del DNS, una vez que un cliente haya contactado con uno de los servidores reales, siempre (hasta que expire su caché) se dirigirá al mismo servidor. Este es otro punto por el que se puede llegar a sobrecargar un servidor mientras que el resto están libres. Además, si en algún momento fallara un servidor y su IP está todavía en la caché de algún cliente, éste seguiría enviándole las peticiones que, por supuesto, fallarían.


Una solución mejor es utilizar un balanceador de carga para distribuir las conexiones entre los servidores. Con esta solución se puede aumentar la sensación de “unidad” del cluster, ya que de cara al usuario únicamente habrá una dirección IP a la que se dirijan todas las peticiones, en lugar de varias. La granularidad de la distribución se puede hacer por conexión (cada petición de un cliente se redirige al servidor que esté en mejor posición para servirlo) o por sesiones (se almacena en una tabla a qué servidor se envía a cada cliente y se le manda siempre al mismo). Cuando algún servidor falla, es más fácil enmascarar el error, ya que únicamente habrá que proveer al balanceador de carga de los mecanismos necesarios para detectar el fallo de un servidor y eliminarlo de su lista, de forma que no le redirija ninguna petición. Por este mismo motivo, la administración del cluster se simplifica ya que se pueden sacar servidores del cluster en cualquier momento para realizar tareas de mantenimiento, sin que ello provoque errores en los clientes.


El balanceo de carga se puede hacer a dos niveles: a nivel de conexión IP, o a nivel de protocolo. En este segundo caso, el balanceador sería una especie de proxy que programaríamos para recibir conexiones en un determinado puerto, tal vez inspeccionar los paquetes para ver si se trata del protocolo correcto o extraer algún tipo de dato del protocolo e incluso poder filtrar peticiones incorrectas, y redireccionar la conexión hacia uno de los servidores. El problema de esta aproximación es que al tener que analizar el protocolo en todas las conexiones entrantes, el programa balanceador es bastante complejo y podría llegar a convertirse en un cuello de botella en la entrada al cluster (se estima que, dependiendo de la potencia de los equipos, el número de servidores reales que se pueden servir sin problemas de congestión estaría entorno a los 4-6). Entre este tipo de balanceadores contamos con Reverse-Proxy y pWEB.


La otra opción, el balanceado a nivel de conexión IP, es mucho más eficiente ya que el proceso a realizar es también mucho más sencillo: cuando llega una petición al balanceador no se analiza a ningún nivel mayor que el de TCP/IP, lo justo para aceptar la conexión y redirigirla a uno de los servidores. Con esta aproximación los servidores reales que se pueden tener detrás del balanceador pueden oscilar entre 25 y hasta 100, como siempre, según la potencia de los equipos. El balanceador de Linux Virtual Server funciona a este nivel.




5.1.3. Modos de balanceado de carga en LVS


LVS permite realizar el reenvío de paquetes a los servidores reales de tres formas. Vamos a ver en qué consiste cada una, con sus pros y sus contras:



5.1.3.1. Balanceado por NAT (VS-NAT)


Este tipo de balanceado aprovecha la posibilidad del kernel de Linux de funcionar como un router con NAT (Network Address Translation), que no es ni más ni menos que la posibilidad de modificar las direcciones de origen/destino de los paquetes TCP/IP que lo atraviesen: la única dirección real del cluster será la del balanceador; cuando le llegue un paquete modificará la dirección de destino para que llegue a uno de los servidores y la de origen para que le sea devuelto a él, y lo reenviará a la red privada; cuando el servidor real lo procese, se lo envía al balanceador (que es el único punto de salida para todos los equipos del cluster hacia Internet) y éste “deshace” el cambio de direcciones: pone como dirección de origen del paquete con la respuesta la suya, y como dirección de destino la del cliente que originó la petición.


En el gráfico de la página siguiente, extraído de la documentación de Linux Virtual Server, se puede ver gráficamente todo el proceso. Cada punto es:


  1. El cliente realiza una petición de servicio, a la IP pública del cluster (la del balanceador de carga).

  2. El balanceador planifica a qué servidor real va a enviar la petición, reescribe las cabeceras de las tramas TCP/IP y se las envía al servidor.

  3. El servidor recibe la petición, la procesa, genera la respuesta y se la envía al balanceador de carga.

  4. El balanceador reescribe de nuevo las cabeceras de las tramas TCP/IP con la respuesta del servidor, y se las envía de vuelta al cliente.

  5. La respuesta llega al cliente, como si la hubiera generado la IP pública del cluster.





I
magen 13. LVS: VS-NAT




































Visto de una forma más “física”, el montaje del cluster quedaría así:








I
magen 14. LVS: VS-NAT, esquema físico






















La única IP pública del cluster sería la 202.103.106.5, que sería la IP que asociaríamos en el servidor de DNS al dominio de nuestro cluster y a la que irían dirigidas todas las peticiones de los clientes. El resto de direcciones son de la red privada.


El mayor punto a favor de esta técnica es que los servidores que compongan el cluster pueden ejecutar cualquier Sistema Operativo que soporte TCP/IP, ya que toda la manipulación de direcciones y gestión del cluster se realiza en el balanceador, sin ser necesario modificar en ningún modo el resto de servidores. Además, sólo se necesita una IP real (la que asignaremos al balanceador). El resto de servidores pueden tendrán IPs privadas de una red local.


La pega de este método es la misma que teníamos con los balanceadores a nivel de protocolo que comentamos anteriormente: el balanceador se puede llegar a convertir en un cuello de botella, ya que todo el tráfico de entrada y salida al cluster pasa por él (debe tener suficiente ancho de banda de entrada y salida para soportarlo) y además tiene que reescribir todos los paquetes TCP/IP. El número de servidores reales hasta el que podamos escalar dependerá, por tanto, del ancho de banda de las conexiones con el balanceador y de su potencia de cálculo para reescribir las tramas. De todas formas, un servidor actual de clase alta no debería tener problemas para tratar con 20 o tal vez más servidores: Suponiendo que el tamaño medio de un paquete TCP/IP es de 536 bytes y que el tiempo empleado en reescribirlo por las rutinas NAT del kernel está en torno a los 60us (dependerá del equipo, por supuesto), el ancho de banda total que podrá soportar el balanceador está en torno a las 8.9 Mbytes/s. Suponiendo que cada servidor pueda manejar flujos de 400Kbytes/s, el balanceador será capaz de enrutar el tráfico de hasta 22 servidores.


Una posible solución es emplear una técnica híbrida entre NAT y la solución clásica del DNS: tener varios clusters no muy grandes con un balanceador NAT cada uno, y a su vez, en el DNS, poner todas las IPs de los balanceadores con el mismo nombre de dominio. Así la carga se repartirá entre cada uno de los clusters.



5.1.3.2. Balanceado por encapsulado IP (VS-Tun)


Este método nos permitirá escalar hasta un mayor número de servidores, 100 o más, pero todos ellos deberán ser capaces de tratar el encapsulado IP (IP tunneling). El encapsulado IP consiste en hacer viajar una trama TCP/IP, con sus direcciones de origen y destino, dentro de otra trama con direcciones distintas para, una vez que la trama más externa llegue a su camino, “desencapsular” la trama original y reenrutarla desde allí. Es una forma de utilizar un enrutamiento alternativo de una red A a otra red B, forzando un “rodeo” por la red C. El problema de esta técnica es que no todos los Sistemas Operativos la soportan.


De una forma muy genérica, el encapsulado funciona así:




Imagen 15. LVS: Encapsulado IP







Utilizando este método de balanceado todos los servidores necesitan tener configurada en alguna interfaz (aún que sea virtual) la IP pública del servidor, y además necesitarán IPs públicas si queremos distribuir los equipos en una WAN. El punto de entrada al cluster, de nuevo, es la del balanceador de carga, pero una vez que el tráfico llega a los servidores reales éstos enrutan directamente las respuestas hacia los clientes sin necesidad de pasar de nuevo por el balanceador.


Por otra parte, al realizar la comunicación entre el balanceador y los servidores por medio de encapsulado IP, es posible distribuir los servidores reales a lo largo de una red de área amplia en lugar de tenerlos todos en un mismo segmento de red local.


El esquema de LVS con encapsulado IP quedaría así:


I
magen 16. LVS: VS-Tun





































El balanceador recibe todas las conexiones de entrada al cluster, y decide a qué servidor enviárselas. Para hacer esto, utiliza el encapsulado IP para enviar cada trama que recibe a la IP del servidor que vaya a encargarse de ella. Cuando el servidor elegido recibe el paquete, lo desencapsula y al tener configurada la IP pública del cluster como propia, acepta la trama original y se encarga de servir la petición que contuviera.


Con esta técnica se evita que el balanceador sea un cuello de botella haciendo que sólo los paquetes de entrada al cluster pasen a través de él, mientras que los de salida los enviará cada servidor real directamente a su destino. Si nos fijamos en el flujo de datos que genera un servidor corriente, por ejemplo un servidor web, veremos que el tráfico en dirección cliente-servidor es mucho menor que al contrario: en efecto, las peticiones de los clientes contienen pocos más datos que un “mándame esta página”, “mándame esta otra” o “he recibido bien la página”, mientras que el tráfico del servidor al cliente contiene la página web, todas las imágenes, animaciones, ficheros de datos, etc. De esta forma, limitando el tráfico que pasa por el balanceador a únicamente el de entrada, con un balanceador equipado con una tarjeta de red de 100Mbps tenemos suficiente para todo un cluster que genere 1Gbps de datos.


La mayor pega de este método es que todos los servidores deben entender el encapsulado IP. Los autores de LVS únicamente han probado este método con servidores Linux. Es probable que en otros sistemas que también soporten encapsulado IP funcione, pero no se ha probado.


Por otra parte, con este método todos los servidores del cluster necesitan tener IPs públicas, lo que puede ser un punto negativo por el coste asociado a la adquisición de IPs públicas, aún que como contrapartida positiva esto posibilita que estén dispersos en una red de área amplia. Al poder separar geográficamente los servidores añadimos un punto más a la alta disponibilidad del cluster, ya que ante un fallo general en la localización de un cluster centralizado (p.ej., un fallo de corriente y/o del SAI que mantenga el cluster) se inutilizaría todo el cluster, mientras que si los equipos están dispersos esto es más difícil que ocurra (tendría que haber problemas en TODAS las localizaciones de los equipos).



5.1.3.3. Balanceado por enrutamiento directo (VS-DR)


Este tercer método requiere que todos los servidores tengan una IP real, que se encuentren en el mismo segmento físico de red que el balanceador, y además que todos los servidores del cluster (incluido el balanceador) compartan la IP pública del cluster. En el lado positivo, es el que menos sobrecarga impone al equipo balanceador, ya que ni tiene que reescribir los paquetes (caso NAT) ni encapsularlos (caso encapsulamiento IP). Además, el balanceador no es un cuello de botella, ya que al igual que en el caso anterior, únicamente pasará a través de él el tráfico en dirección de los clientes al cluster, mientras que el tráfico de salida lo dirigirán directamente los servidores a cada cliente.


Como ya hemos adelantado, todos los equipos tendrán configurado un interfaz con la IP pública del cluster: el balanceador, como siempre, la tendrá en su acceso a Internet y será el punto de entrada al cluster; el resto de equipos estarán conectados al balanceador en la misma red física y en el interfaz conectado a esta red tendrán configurada la IP pública del cluster, pero configurando el interfaz para que no responda a comandos ARP para no interferir con otros protocolos (todos los equipos responderían por la misma IP con distintas MACs). Cuando llega una petición al balanceador éste decide a qué servidor enviársela, y redirige el paquete a nivel de enlace (p.ej. ethernet) a la dirección MAC del servidor elegido, en lugar de modificar o encapsular el paquete TCP/IP. Cuando llega al servidor con la MAC de destino y se analiza hasta el nivel de red (TCP/IP), como el servidor también tiene configurada la IP pública del cluster, acepta sin más el paquete y genera la respuesta, que enviará directamente al cliente:

I
magen 17. LVS: VS-DR





















































Los problemas de este método es que no todos los Sistemas permiten configurar una IP o un dispositivo de modo que no responda a los comandos ARP, y que todos los servidores deben estar en el mismo segmento físico de red para poder encaminar las tramas a nivel de enlace según las direcciones MAC, perdiendo así la posibilidad de dispersar geográficamente el cluster que se tenía en el método anterior.







5.1.3.4. Resumen de los métodos de balanceado


En la siguiente tabla se resumen las características principales de los tres métodos de direccionamiento que puede utilizar el balanceador de carga de Linux Virtual Server:




NAT

Encapsulamiento IP

Enrutamiento Directo

Servidor

cualquiera

necesita encapsulamiento

dispositivo no-ARP

Red de servidores

red privada

LAN/WAN

LAN

Escalabilidad

baja (10~20)

alta

alta

Salida hacia Internet

balanceador

router

router

Tabla 6. LVS: Métodos de direccionamiento



5.1.4. Planificación del balanceo de carga


A la hora de configurar el balanceador podremos elegir entre una serie de algoritmos para ver cómo se distribuirá la carga entre los servidores y cómo se elegirá el servidor al que se envía cada petición. Linux Virtual Server permite utilizar los siguientes algoritmos:



5.1.4.1. Round Robin


La clásica cola Round Robin o FIFO: cada petición se envía a un servidor, y la siguiente petición al siguiente servidor de la lista, hasta llegar al último tras lo cual se vuelve a enviar al primero. Es la solución más sencilla y que menos recursos consume, a pesar de que no es la más justa, ya que como se comentó en el caso del balanceo por DNS es posible que toda la carga “pesada” vaya a parar al mismo servidor mientras que el resto sólo reciban peticiones triviales. La diferencia con la solución basada en el servidor de DNS estriba en que en este caso si que se asegura que la granularidad de la distribución es por paquete, ya que al ser el balanceador quien distribuye la carga en lugar del DNS, no tenemos el problema de la persistencia de la caché de DNSs en los clientes, que los hacía ir siempre a consultar al mismo servidor.




Otro problema de este método que también tiene el de la distribución por DNS es que todos los servidores recibirán el mismo número de peticiones, independientemente de si su potencia de cálculo es la misma o no. El siguiente método viene a mejorar esto.



5.1.4.2. Round Robin Ponderado


Este algoritmo es igual que el anterior, pero añadiendo un “peso” a cada servidor. Este peso no es más que un entero que indica la potencia de cálculo del servidor, de forma que la cola Round Robin se modificará para que aquellos servidores con mayor potencia de calculo reciban peticiones más a menudo que el resto. Por ejemplo, si tenemos tres servidores A, B y C, con una cola Round Robin normal la secuencia de distribución tendrá tres pasos y será ABC. Si usamos una Round Robin Ponderada y asignamos pesos 4, 3 y 2 respectivamente a cada servidor, la cola ahora distribuirá en nueve pasos (4+3+2) y una posible planificación de acuerdo a estos pesos sería AABABCABC.


El problema de este método es que, si bien asegura que los servidores más capaces reciban más carga, también por probabilidad acabarán recibiendo más peticiones “pesadas”, con lo que a pesar de todo podrían llegar a sobrecargarse.


En realidad, se puede ver la cola Round Robin normal como un caso especial de esta otra, donde todos los servidores tienen peso 1.



5.1.4.3. Servidor con menos conexiones activas


Este mecanismo de distribución consulta a los servidores para ver en cada momento cuántas conexiones abiertas tiene cada uno con los clientes, y envía cada petición al servidor que menos conexiones tenga en ese momento. Es una forma de distribuir las peticiones hacia los servidores con menos carga.


A pesar de que sobre el papel parece que este método si que será capaz de repartir la carga sobre todos los servidores de una forma equitativa, en la práctica falla cuando la potencia de los servidores no es la misma: si todos tienen más o menos las mismas características, este algoritmo funciona como se espera; si hay diferencias en las prestaciones de los equipos, lo que ocurre en la práctica es que debido a la espera en TIME_WAIT de las conexiones perdidas (alrededor de 2 minutos por lo general), los servidores rápidos tendrán en un momento dado una cantidad grande de conexiones activas siendo atendidas, y otra cantidad también grande de conexiones realmente inactivas, pero aún abiertas en TIME_WAIT, mientras que los servidores lentos tendrán muchas menos conexiones tanto activas como en TIME_WAIT, de forma que se enviará más carga a los servidores lentos.





5.1.4.4. Servidor con menos conexiones activas (ponderado)


Al igual que la estrategia Round Robin Ponderada, en este algoritmo se coge el anterior y se le añaden unos pesos a los servidores que de alguna forma midan su capacidad de cálculo, para modificar la preferencia a la hora de escoger uno u otro según este peso.




5.1.4.5. Menos conectado basado en servicio


Este algoritmo dirige todas las peticiones a un mismo servidor, hasta que se sobrecarga (su número de conexiones activas es mayor que su peso) y entonces pasa a una estrategia de menos conexiones activas ponderada sobre el resto de servidores del cluster. Este método de planificación puede ser útil cuando ofrecemos varios servicios distintos y queremos especializar cada máquina en un servicio, pero siendo todas ellas capaces de reemplazar a las demás.




5.1.4.6. Tablas hash por origen y destino


En estos dos últimos métodos se dispone de una tabla de asignaciones fijas, en las que bien por la IP de origen o de destino, se indica qué servidor deberá atender la petición. El balanceador compara las direcciones de las tramas TCP/IP que reciba con estas tablas y actúa en consecuencia.




5.1.4.7. Conexiones persistentes


A todos los algoritmos de planificación anteriores, se les puede añadir que una vez que un cliente ha conectado con un servidor, siempre se le dirija al mismo servidor. Esto puede ser útil, por ejemplo, si nuestra aplicación web hace uso de sesiones HTTP y necesitamos mantener la conexión, o si queremos permitir conexiones persistentes.







5.1.5. Alta disponibilidad en LVS



La alta disponibilidad dentro del proyecto Linux Virtual Server se consigue utilizando algunas de las técnicas vistas a lo largo de este trabajo. Vamos a ver un par de ejemplos tal y como se ilustran en la documentación de LVS:




5.1.5.1. mon+heartbeat+fake+coda


En esta solución se consigue la alta disponibilidad utilizando redundancia de elementos a nivel hardware y software, y monitorizando los recursos para detectar caídas de cualquier tipo y reorganizar el cluster para que otros equipos pasen a hacerse cargo de los servicios que hayan podido fallar. Para lograr este fin, se utilizan los siguientes programas:





En el siguiente gráfico se puede ver de forma esquemática cómo se montaría el cluster, y el lugar que ocuparía cada uno de los servidores y programas:


I
magen 18. LVS: Alta disponibilidad
















































El cluster se divide horizontalmente en tres partes:





Además de todo esto, también habría que tener en cuenta el instalar una infraestructura de red redundante, con varios routers de salida, varias redes internas para interconectar todos los equipos, y varias tarjetas de red en cada servidor para poder salir por una u otra si alguna fallara.



5.1.5.2. ldirectord+heartbeat


ldirectord (Linux Director Daemon) es un demonio escrito por Jacob Rief para monitorizar servicios HTTP y HTTPS en un cluster LVS. Es una solución mucho menos genérica que mon, ya que no tenemos la libertad que teníamos con mon para definir nuestros propios programas para monitorizar el servicio que queramos, pero el hecho de estar específicamente diseñado para trabajar con LVS hace que sea mucho más fácil de instalar e integrar dentro de un cluster de este tipo.


Las principales ventajas de ldirectord sobre mon en un cluster LVS son:




Por lo demás, el montaje y funcionamiento del cluster sería similar al del caso anterior, pero sustituyendo el programa mon por ldirectord.



5.1.6. El software


El software de LVS se divide en dos partes (además de los programas auxiliares, como mon o heartbeat): un parche para el kernel del equipo que vaya a hacer de balanceador (IPVS-patch); y unas herramientas de administración (ipvsadm), que también se utilizarán desde el balanceador. En los servidores, únicamente tendremos que instalar y configurar el software servidor que vayamos a necesitar, y configurar la red (IPs, gateway, encapsulado IP...) según el tipo de direccionamiento que vayamos a usar en el cluster (VS-NAT, VS-Tun o VS-DR).


Tras parchear el kernel, en make menuconfig nos aparecerá una nueva serie de opciones para habilitar LVS. Este es el aspecto de la sección de red de menuconfig, con las opciones que debemos seleccionar:


<*> Packet socket

[ ] Packet socket: mmapped IO

[*] Kernel/User netlink socket

[*] Routing messages

<*> Netlink device emulation

[*] Network packet filtering (replaces ipchains)

[*] Network packet filtering debugging

[*] Socket Filtering

<*> Unix domain sockets

[*] TCP/IP networking

[ ] IP: multicasting

[*] IP: advanced router

[*] IP: policy routing

[*] IP: use netfilter MARK value as routing key

[*] IP: fast network address translation

[*] IP: equal cost multipath

[*] IP: use TOS value as routing key

[*] IP: verbose route monitoring

[*] IP: large routing tables

[*] IP: kernel level autoconfiguration

[ ] IP: BOOTP support

[ ] IP: RARP support

<M> IP: tunneling

< > IP: GRE tunnels over IP

[ ] IP: multicast routing

[ ] IP: ARP daemon support (EXPERIMENTAL)

[ ] IP: TCP Explicit Congestion Notification support

[ ] IP: TCP syncookie support (disabled per default)

IP: Netfilter Configuration --->

IP: Virtual Server Configuration --->

< > The IPv6 protocol (EXPERIMENTAL)

< > Kernel httpd acceleration (EXPERIMENTAL)

[ ] Asynchronous Transfer Mode (ATM) (EXPERIMENTAL)

---



Y este el contenido de la sub-sección “IP: Virtual Server Configuration”:



<M> virtual server support (EXPERIMENTAL)

[*] IP virtual server debugging (NEW)

(12) IPVS connection table size (the Nth power of 2) (NEW)

--- IPVS scheduler

<M> round-robin scheduling (NEW)

<M> weighted round-robin scheduling (NEW)

<M> least-connection scheduling scheduling (NEW)

<M> weighted least-connection scheduling (NEW)

<M> locality-based least-connection scheduling (NEW)

<M> locality-based least-connection with replication scheduling (NEW)

<M> destination hashing scheduling (NEW)

<M> source hashing scheduling (NEW)

--- IPVS application helper

<M> FTP protocol helper (NEW)



Una vez tenemos parcheado, compilado y funcionando el kernel con soporte IPVS en el distribuidor, tendremos que configurar el cluster con ayuda del programa en línea de comandos ipvsadm. Mediante este programa, podemos:



El uso de ipvsadm directamente es bastante tedioso y complicado, semejante a lo que sería configurar un firewall Linux directamente con ipfwadm o ip-tables. Es por esto que en la propia web de Linux Virtual Server se nos ofrecen varios scripts preparados ya para poner a funcionar un cluster LVS, a falta de retocar parámetros locales como el número de máquinas del cluster y sus direcciones IPs. Por otra parte, han surgido varias herramientas más o menos gráficas y más o menos cómodas para realizar de forma interactiva todo el proceso de configuración. Vamos a ver algunas de estas herramientas:



5.1.6.1. lvs-gui


Es una aplicación gráfica para X-Window desarrollada por VA Linux para configurar fácilmente un cluster LVS. Este es el aspecto del programa:






Imagen 19. LVS: lvs-gui































lvs-gui nos permite configurar de forma remota (realiza la conexión mediante ssh) tanto el equipo que haga de balanceador de carga como el resto de servidores. El programa se encarga de, tras configurar el cluster mediante su interfaz gráfica, conectarse a los equipos remotos y modificar sus ficheros de configuración para que implementen con nuestra configuración.


La única limitación importante de lvs-gui es que tan sólo permite configurar clusters mediante el método de direccionamiento directo, VS-DR. Por tanto, no podremos utilizar encapsulado IP ni NAT. Además, para que lvs-gui se pueda conectar a los equipos remotos y los configure correctamente, todos ellos deberán ejecutar Linux y tener instalado el servidor de ssh.



5.1.6.2. LVSM


Linux Virtual Server Manager es otro programa que nos permitirá de una forma cómoda y fácil instalar y administrar un cluster LVS a través de una interfaz en HTML. LVSM está programado en Perl, y necesita de Apache con el módulo mod_perl para funcionar.


LVSM nos ofrece:



El software de LVSM está compuesto por dos programas:





5.1.6.3. Módulo webmin para LVS


webmin es una aplicación web para la configuración y administración remota de servicios y servidores, que analizaremos en mayor detalle en el punto 6.4. del presente trabajo. Existe un módulo para poder configurar clusters Linux Virtual Server desde webmin. Desafortunadamente, no hemos podido localizar la web de este programa, tan sólo el programa en sí, y no hemos podido probarlo. Sin embargo, los comentarios sobre este módulo para webmin en las listas de correo de LVS son bastante positivos.



5.1.6.4. Ultra Monkey


Ultra Monkey sería la solución más rápida y fácil si necesitamos montar un cluster de servidores web. Se trata de un paquete con TODO el software necesario para montar un cluster LVS: un kernel con los parches adecuados, mon, heartbeat, fake ... Además de todo el software, también ofrece abundante documentación sobre cómo configurar el cluster y varios ficheros de configuración ya preparados para los siguientes casos:


Es un caso muy sencillo en el que ni siquiera se utiliza balanceador de carga, tan sólo varios servidores que se monitorizan mutuamente con mon y heartbeat.


Imagen 20. LVS: Ultra Monkey, método 1




Similar al anterior, pero añadiendo al frente de todo un balanceador de carga, y separando así a los servidores reales de Internet. El balanceador controla el estado de los servidores por medio del programa ldirectord, y el método de direccionamiento utilizado es VS-NAT.


Imagen 21. LVS: Ultra Monkey, método 2




Como el anterior, pero con un equipo de respaldo para el balanceador de carga, que se encargará de monitorizarlo y tomar su lugar con fake ante cualquier problema.




Imagen 22. LVS: Ultra Monkey, método 3




Similar a la anterior, pero se sitúan tanto los servidores como los balanceadores de carga en la misma red con salida a Internet, para conseguir así un mayor ancho de banda de salida utilizando VS-Tun o VS-DR.



Imagen 23. LVS: Ultra Monkey, método 4





El único punto negativo de Ultra Monkey es que no nos proporciona ninguna herramienta gráfica para la configuración/administración del cluster: a pesar de que nos lo da casi todo hecho, la instalación y ajuste de configuraciones ha de hacerse a mano, directamente sobre los ficheros de configuración. Por lo demás, es una buena solución ya que en un único paquete tenemos todo el software, documentación y ficheros de configuración necesarios para poner a funcionar un cluster LVS en poco tiempo y sin un gran esfuerzo.



5.1.6.5. Piranha


Piranha es también una solución completa, al igual que Ultra Monkey, pero en este caso comercial y de la mano de Red Hat. Se basa en LVS, algunos programas GPL y otros propietarios de Red Hat, y es una implementación completamente software. Piranha es tanto el nombre del producto, el cluster en sí, como del interfaz gráfico para administrarlo.


Un cluster Piranha se compone de los siguientes elementos:



Todos estos programas utilizan el mismo fichero de configuración, /etc/lvs.cf. La función de la interfaz gráfica piranha es la de iniciar o detener el demonio pulse de forma interactiva, y editar los parámetros de configuración. El código IPVS de Linux Virtual Server es el encargado de la distribución de carga entre los servidores, estando disponibles todos los métodos comentados anteriormente. Como valor añadido a todo lo comentado para una instalación LVS normal, piranha es capaz de adaptar los pesos de los algoritmos de planificación automáticamente, según las estadísticas de funcionamiento de cada servidor.


Todo servicio prestado por cada uno de los servidores reales de nuestro cluster se monitoriza mediante el demonio nanny, en ejecución en el distribuidor de carga activo. Esta monitorización se lleva a cabo en dos pasos: en primer lugar se comprueba el estado de las tarjetas de red y de la propia red en sí, y se trata de conectar con el servidor para asegurarnos de que no se ha colgado la máquina; en segundo lugar, se establece una conexión al puerto del protocolo que estemos monitorizando, se envía una petición sencilla y se espera la respuesta correspondiente. Este proceso se repite cada dos segundos. Si un servidor no responde (o la respuesta no es la esperada) durante un cierto período de tiempo, nanny se encarga de eliminarlo de las tablas de IPVS para así “sacar” el servidor caído del cluster. El equipo con problemas sigue siendo monitorizado, para reinsertarlo en el cluster de forma automática cuando vuelva a funcionar.


Para que el balanceador de carga no sea un SPF, se puede montar un segundo balanceador que le haga de respaldo en caso de problemas. Cuando se configura piranha de esta forma, el balanceador de respaldo mantiene una copia de la configuración del cluster y monitoriza el estado del balanceador primario. Si se detecta algún problema durante un cierto tiempo, el balanceador de respaldo lleva a cabo las acciones necesarias para suplantar la IP del balanceador principal y tomar su lugar. Si, tras un tiempo, el antiguo balanceador vuelve a funcionar, detecta que el otro ha tomado su lugar y a partir de entonces actuará como balanceador de respaldo, monitorizando el estado del nuevo balanceador principal.


Piranha puede ser una muy buena solución, pero presenta las pegas de ser propietaria (de pago) y estar muy ligada a la distribución Red Hat, lo que en algunos casos nos podría limitar en flexibilidad.




5.2. Super Sparrow


Super Sparrow lleva el concepto del clustering y el balanceo de carga un paso más allá, permitiéndonos hacer un “cluster de clusters” distribuidos geográficamente, de forma que cada cliente se encamine hacia el cluster que le resulte más cercano (en términos del enrutamiento a través de Internet) y que, por tanto, debería irle más rápido. Además, es un gran ejemplo de ingenio, ya que tomando como base un protocolo existente, lo reaprovecha con éxito para un fin distinto a aquel para el que fue diseñado.


Visto de otra forma, Super Sparrow viene a automatizar en la parte del servidor el proceso de elegir el “mirror” de una determinada web más próximo a nuestra localización, en lugar de tener que seleccionarlo manualmente de una lista.


El protocolo al que hacíamos referencia anteriormente y en el que se basa Super Sparrow es el Border Gateway Protocol, o BGP para abreviar. En concreto, la versión de BGP que utiliza Super Sparrow es la BGP-4. Vamos a ver en qué consiste.



5.2.1. BGP


BGP es un protocolo de enrutamiento, es decir, un protocolo por el cual los routers y otra electrónica de red se pueden comunicar entre sí para intercambiar información de a qué redes pueden llegar y qué rutas siguen cada uno, para poder reorganizar así las propias rutas adaptándose mejor al entorno. Por ejemplo, si un router depende de la red 'A' para llegar a 'B' y falla la electrónica en 'A', puede utilizar la información suministrada por estos protocolos para encontrar otro camino para llegar a 'B' a través de otra red a la que tenga acceso, y puede modificar sus tablas de enrutamiento de forma automática para conseguirlo. La información de qué redes pertenecen a cada router se intercambia utilizando prefijos en notación CIDR (RFC 1519).


Los protocolos de enrutamiento se dividen en dos grupos:




BGP pertenece a este segundo grupo.



Cuando dos redes se intercambian información de enrutamiento, lo hacen utilizando numeración Autonomous System (AS) Number, según se define en el RFC 1930. Supongamos que tenemos tres redes, A, B y C, con números AS 64600, 64601 y 64602, interconectadas entre sí como muestra el siguiente gráfico:




Imagen 24. Super Sparrow: Ejemplo BGP




Los routers de borde (border routers) a los que hace referencia BGP son los que se encuentran en el extremo de cada red, en comunicación directa con los routers de borde de las otras redes. Las sesiones BGP se establecen entre los routers de A y B, y los de B y C. El camino AS para llegar desde la red A a un equipo perteneciente a un prefijo CIDR de la red C sería 64601 64602, indicando así que el tráfico debe ser dirigido a la red B y, de ahí, a la C.



5.2.2. Funcionamiento de Super Sparrow


Supongamos que tenemos duplicada nuestra infraestructura en Internet (servidores web, etc) en dos Puntos de Presencia (POP, Points Of Presence) distintos, uno en la red A del ejemplo anterior llamado POP X y otro en la C llamado POP y. Cuando un cliente conecta con, digamos, POP X, desde allí podemos pedir mediante BGP el camino AS hasta el cliente, y mediante una sesión de múltiples saltos (“multi-hop”) BGP, averiguar también el camino que se seguiría desde el POP Y hasta ese mismo cliente:




Imagen 25. Super Sparrow: Ejemplo de funcionamiento





De esta forma, si suponemos que el cliente estaba en un equipo de la red C, el camino desde POP X vendría determinado por la secuencia AS 64600 64601 64602, mientras que desde POP Y sería 64702 64602. El camino más corto, en este caso el del POP Y es el preferido, y por tanto donde deberemos redirigir la conexión del cliente.


La preferencia sobre un camino u otro se puede modificar asignando pesos a cada red (para que, por ejemplo, el paso por ella cuente por dos). Por otra parte, en una infraestructura mayor con más de dos POPs podría darse el caso de que en el camino preferido aparezcan las direcciones AS de varios POPs: en este caso, redireccionaremos el tráfico al POP que aparezca el último (más a la derecha) en el camino, ya que es el que está más cerca del cliente.



5.2.3. El software


Super Sparrow nos provee de los mecanismos necesarios para obtener la información BGP de un servidor de enrutamiento (actualmente se soportan los routers software GNU Zebra y gated, y el sistema Cisco IOS de los routers hardware de Sisco Systems, Inc.) y redirigir el tráfico hacia otro POP.


El software de Super Sparrow se subdivide en varios programas y librerías:



Toda la funcionalidad básica de Super Sparrow está implementada en la librería libsupersparrow, que nos permite:





Se trata de un módulo para el servidor de DNS Dents, lo que hace toda esta solución poco flexible al estar íntimamente ligada a un servidor en concreto. Sin embargo, al estar disponible el código fuente de todo el proyecto, no sería muy costoso adaptarlo a cualquier otro servidor.


Dents es un servidor de DNS extensible a través de módulos, de forma similar a como se hace con el servidor web Apache. Mediante el módulo mod_supersparrow, integramos toda la tecnología de Super Sparrow en nuestra red, para que de forma automática se redirija a los clientes al POP más próximo. En el siguiente gráfico se muestra su funcionamiento:






Imagen 26. Super Sparrow: Funcionamiento de mod_supersparrow





  1. El cliente hace una petición de resolución de nombres al servidor DNS de la red C.


  1. El servidor hace una petición recursiva al servidor encargado del dominio, de la que obtiene las direcciones de POP X y POP Y como servidores DNS autoritarios para el dominio. Decide continuar preguntando a POP X.


  1. El servidor DNS de POP X es Dents con el módulo mod_supersparrow. Dents utiliza entonces BGP para ver qué POP está más cercano al DNS del cliente, ya que es quien ha conectado con él y no tiene forma de averiguar la dirección del cliente que ha hecho la consulta al servidor DNS. En este caso POP Y, por lo que devuelve la dirección IP de éste al servidor DNS de la red C.


  1. El DNS de la red C devuelve la IP de POP Y al cliente.


  1. El cliente realiza la conexión HTTP con POP Y.


  1. POP Y responde al cliente.





Un programa en línea de comandos que nos permite acceder a toda la funcionalidad de la librería libsupersparrow. Se puede utilizar para realizar pruebas, o puede ser invocado por cualquier programa para realizar consultas BGP.



5.2.4. Super Sparrow y Apache


Dada la gran flexibilidad y potencia del servidor web Apache, y gracias a su módulo mod_rewrite, es posible integrar Super Sparrow dentro del servidor web en lugar de hacerlo en el servidor DNS Dents, como se vio anteriormente. Veamos un ejemplo similar al anterior:




Imagen 27. Super Sparrow: Integración con Apache
























  1. Las direcciones de los clusters en POP X y POP Y están asociadas con el dominio por el que ha preguntado el cliente. Esta vez, el servidor le da de forma aleatoria la IP de POP X y el cliente establece una sesión HTTP.


  1. El servidor Apache del POP X ejecuta supersparrow a través de mod_rewrite: tiene configurada una regla para mod_rewrite que obtiene la dirección IP del cliente (esta vez si) y se la pasa a supersparrow, para calcular cuál de los dos POPs está más próximo al cliente. Si el POP más cercano fuera X, todo seguiría normalmente; como el más cercano es Y, POP X genera una respuesta a la petición HTTP del cliente que lo redirige al POP Y.


  1. El cliente recibe la redirección, y abre una nueva sesión esta vez con POP Y.


  1. El servidor en POP Y atiende a su petición.



















6. Programas para la instalación y administración



Una vez que ya hemos revisado todas las posibilidades para implantar un cluster de Alta Disponibilidad, hemos analizado nuestras necesidades, y hemos decidido qué software y qué infraestructura instalar, nos queda el paso más tedioso y susceptible a errores humanos desde el punto de vista del administrador de sistemas: la instalación del sistema operativo y el resto del software en cada uno de los servidores del cluster, y su consiguiente configuración. En este apartado analizaremos las distintas herramientas disponibles para automatizar en la medida de lo posible esta tarea.




6.1. Linux Utility for cluster Installation (LUI)


Un nuevo ejemplo del interés que está despertando Linux entre las grandes empresas de informática, ya que es un desarrollo del departamento de Linux de IBM, LUI es una aplicación open-source para la instalación remota sobre una red ethernet de equipos Linux, eligiendo qué recursos queremos instalar en cada equipo. Estos son los recursos que LUI nos permite seleccionar y configurar:





Las máquinas a instalar se pueden arrancar bien desde disquetes preparados especialmente, o bien por red utilizando BOOTP y PXE.


La instalación de la máquina servidora, desde donde se realizará la instalación remota del resto, es sencilla: ya que LUI nos fuerza a usar una distribución basada en paquetes RPM, no tendremos ningún problema en instalar LUI desde un RPM que realizará toda la instalación y configuración por nosotros.


Para seleccionar estos “recursos”, LUI dispone de un cómodo interfaz gráfico:






Imagen 28. LUI: Interfaz gráfico




A pesar de que es ciertamente cómodo de instalar y usar, LUI presenta tres importantes problemas desde nuestro punto de vista:


  1. Sólo funcionará en distribuciones Red Hat y derivadas, ya que el software a instalar se elige en base a paquetes RPM.


  1. Por ello, hará difícil la tarea de mantener software que hayamos instalado nosotros a parte de la distribución (p.ej. algún programa que hemos compilado desde el fuente), algo que a pesar de estar soportado, es complejo y poco intuitivo.


  1. Sólo permite la instalación a través de redes ethernet. No se pueden realizar instalaciones/actualizaciones remotas a través de redes WAN TCP/IP (p.ej., a través de Internet).

6.2. FAI


FAI, siglas de Fully Automated Installation, es un sistema para instalar de forma automática y no interactiva un ordenador o todo un cluster con Debian GNU/Linux. Por tanto, y en primer lugar, tenemos el mismo problema que con LUI: está orientado a una única distribución, lo cual siempre es un punto negativo.


Todo el proceso se puede automatizar completamente. El funcionamiento de FAI está inspirado en el del JumpStart de Solaris.


FAI nos ofrece:






6.2.1. Funcionamiento


La máquina a instalar se arranca, bien desde un disquete de arranque o por red mediante PXE, y obtiene su configuración de red (IP, servidores de DNS, gateway...) por DHCP, BOOTP o la lee del disco. Arranca un kernel de Linux y monta su sistema de ficheros raiz por NFS desde el servidor de instalación. Una vez que el sistema está listo, se comienzan a ejecutar una serie de scripts que obtienen del servidor de instalación todos los pasos a realizar: particionamiento del disco, software a instalar, configuración local... Finalmente, se reinicia el equipo para que arranque el sistema recién instalado.



La configuración sobre el particionamiento de discos, software a instalar, etc. se almacena en ficheros en el servidor. Estos ficheros de configuración pueden ser compartidos entre distintos equipos a instalar, e incluso se pueden crear clases con herencia, de forma que un mismo equipo puede tomar su configuración de varios perfiles distintos. De esta forma, se puede flexibilizar el proceso de configuración, con lo que se puede escalar la instalación de un número potencialmente muy grande de equipos.


FAI también puede ser utilizado como método de rescate ante fallos: es posible arrancar, montar el sistema raiz desde NFS y hacer un login en ese sistema en lugar de continuar con la instalación. De esta forma se entra en el equipo sin utilizar los discos locales, que podremos comprobar por si tienen errores, reparar, etc.



FAI es un sistema de instalación remota bastante potente y cómodo, incluso más que LUI, a pesar de no contar con una interfaz gráfica. Sin embargo, adolece del mismo problema que aquel: está diseñado para funcionar únicamente con una distribución determinada de Linux, lo que nos limita tanto a la hora de elegir la distribución a instalar, como a la hora de instalar software que no tengamos empaquetado en el formato propio de esa distribución.



6.3. VA SystemInstaller


VA SystemInstaller es un programa para la instalación y actualización remota de sistemas basados en cualquier distribución de GNU/Linux, desarrollado por la empresa VA Linux, una empresa dedicada a la venta de hardware (servidores) equipado con sistemas Linux, muy volcada en la comunidad de usuarios de Linux y que promueve, apoya y financia varios proyectos de software libre.


Las principales características de VA SystemInstaller son:












A pesar de que, por su modo de funcionamiento basado en rsync, VA SystemImager funcionará sin problemas en cualquier distribución de Linux, las siguientes distribuciones están oficialmente soportadas por los autores:



Distribución

Versiones

Debian

2.1 ('slink' with 2.2.x kernel), 2.2 ('potato'), ('woody')

Kondara

1.1

RedHat

6.0, 6.1, 6.2, 7.0

RedHat with VA Linux Enhancements

6.0.x, 6.1.x, 6.2.x, 7.0.x

Storm

1.4

Tabla 7. VA SystemImager: Distribuciones soportadas



VA SystemImager ha sido probado en estas otras distribuciones con éxito por terceras personas:





Distribución

Versiones

Probado por

Mandrake

7.1

Ben Spade (spade@radik.com)

TurboLinux Server

6.0

Anónimo

Tabla 8. VA SystemImager: Otras distribuciones




6.3.1. Requerimientos


Para poder utilizar VA SystemImager, necesitamos:








6.3.2. Funcionamiento


VA SystemImager se basa en un clásico modelo cliente/servidor, donde los clientes son los equipos que vamos a instalar, y el servidor la máquina donde se guardan las imágenes de los clientes. Por lo tanto, tendremos dos grupos de programas distintos: para el cliente y para el servidor.


Una vez que tenemos instalado el software en el equipo que vaya a actuar como servidor de imágenes (toda la instalación y configuración se detalla en el apartado 7.3, junto con las pruebas que se realizaron), el siguiente paso es instalar Linux en otra máquina, uno de los futuros servidores del cluster, y configurarlo: instalar todos los servicios que se vayan a implantar, configurarlos, etc.


Cuando este servidor “piloto” (o golden client, en la terminología de VA SystemImager) esté listo y hayamos comprobado que funciona sin ningún problema, instalamos en él el software cliente de VA SystemImager y ejecutamos prepareclient. Este programa extrae del sistema toda la información necesaria para más tarde replicarlo en otros equipos: particionamiento del disco duro, formato de las particiones, interfaces de red, direcciones, tablas de enrutamiento, etc.


El siguiente paso es extraer la imagen del equipo que hemos instalado y almacenarla en el servidor de imágenes. Esto se consigue ejecutando getimage en el servidor de imágenes, con la dirección del golden client y el nombre que le queramos dar a la imagen. Después, tendremos que ejecutar addclients en el servidor para configurar qué imágenes se instalarán en cada servidor y qué IPs asignaremos a los nuevos servidores.





I
magen 29. VA SystemImager: Instalación, paso 1


I
magen 30. VA SystemImager: Instalación, paso 2


I
magen 31. VA SystemImager: Instalación, paso 3














El último paso es comenzar la instalación de los servidores. Tenemos dos opciones:






Todo este proceso se explica con mayor detalle en la sección 7.4 de este trabajo.




6.4. webmin


webmin es un programa para la administración y monitorización remota de sistemas y servidores, basado en la web: el propio webmin lleva un pequeño servidor web el que, tras conectarnos al equipo con cualquier navegador que soporte tablas y formularios HTML (y en algunos casos, javascript y/o applets Java), nos presenta un menú con una serie de configuradores y monitores para diversos programas. Cada uno de estos configuradores no es más que un script CGI que nos mostrará una serie de formularios con las opciones de configuración del programa seleccionado, para posteriormente editar la configuración de dicho programa (en /etc o donde fuera).


La instalación de webmin es sumamente sencilla ya que no hace falta integrarlo con ningún otro programa para que funcione, al llevar su propio servidor web. Tanto el servidor web de webmin como los configuradores están escritos en Perl, utilizando paquetes y librerías propios, siendo así Perl el único requisito de webmin.


Uno de los puntos fuertes de webmin es su fácil ampliación para que pueda configurar más programas, ya que soporta “plugins” para añadirle más configuradores. Todo el proceso de ampliación está debidamente documentado en su página web.


De esta forma, a los configuradores que ya lleva webmin “de serie” (para varios aspectos del Sistema Operativo, discos RAID, el servidor web Apache, el servidor SMTP sendmail, el DNS bind...) hay que añadir todo un conjunto de configuradores de terceras personas, un total de 132 según la página oficial, que podemos encontrar fácilmente en los enlaces de la web del propio webmin o buscando en Internet con cualquier buscador. Entre otros, podemos encontrar plugins para configurar un cluster LVS, o el servidor de correo qmail. Estos plugins son luego fácilmente instalables en nuestro sistema desde el mismo webmin, ya que van empaquetados en un formato propio que webmin nos permitirá instalar desde el menú de configuración.


Veamos por encima el funcionamiento de webmin:




Imagen 32. webmin: Menú principal





Esta es una imagen del menú del sistema de webmin. Los configuradores se dividen en cinco categorías, en la parte superior de la imagen:







Imagen 33. webmin: Administración Cyrus IMAP



Esta imagen muestra el aspecto de un configurador de webmin, concretamente de un plugin para el servidor de correo Cyrus IMAP. Aquí se puede apreciar cómo todas las opciones de configuración se muestran a través de tablas y formularios HTML estandard, accesibles por red desde cualquier navegador HTTP.


Instalar webmin en cada uno de los equipos del cluster puede ser la forma más cómoda de tenerlos todos monitorizados y poderlos administrar remotamente sin necesidad de entrar por telnet o ssh al sistema.


7. Probando el software


Antes de lanzarnos a instalar todo un cluster, se decidió probar de forma aislada algunos de los programas y tecnologías aquí expuestos, para “hacernos con ellos” y poder realizar pruebas de rendimiento de cada una de las partes independientemente.


Para realizar las pruebas dispusimos de dos equipos normales (clónicos) con las siguientes características:




7.1. Instalación de GNU/Linux en un equipo


El primer paso es instalar Linux en uno de los equipos. La instalación de un sistema Linux queda fuera del ámbito de este trabajo, y no se explicará aquí, remitiendo al lector interesado a la abundante bibliografía existente sobre el tema. Baste decir que la distribución empleada para las pruebas fue Debian GNU/Linux 2.2r3 (Potato), con todos los parches de seguridad disponibles hasta la fecha y las actualizaciones necesarias para hacerla funcionar correctamente con un nuevo kernel de la serie 2.4.



7.2. RAID, LVM, ext2 y reiserfs


Lo primero que decidimos probar fue el rendimiento de los distintos métodos de gestión de los discos y los sistemas de ficheros. Hemos realizado todas las posibles combinaciones de pruebas de rendimiento de los sistemas de archivos ext2 y ReiserFS (ambos disponibles de serie en el kernel de Linux 2.4.x) directamente sobre el disco duro y con RAID y/o LVM (también disponibles de serie en el kernel).


Para las pruebas se ha utilizado el programa bonnie++. Este programa simula dos patrones de acceso a disco:






Veamos los resultados de estas pruebas.


En primer lugar comparamos el rendimiento de ext2 y reiserfs, sin RAID ni nada más por debajo de ambos sistemas:




Imagen 34. Comparativa: ext2 vs. reiserfs (1/2)































Este primer conjunto de resultados es el correspondiente al primer patrón de acceso: el de la base de datos. Vemos que ambos sistemas están muy igualados, si bien ext2 es ligeramente superior a reiser en algunos de los casos.



La siguiente gráfica muestra los resultados del segundo patrón de pruebas, el de creación y borrado de múltiples ficheros pequeños:


















Imagen 35. Comparativa: ext2 vs. reiserfs (2/2)































En este caso, únicamente en el borrado secuencial es más rápido ext2 que reiserfs (más o menos el doble de rápido). En el resto de casos, reiserfs es MUCHO más rápido que ext2. Esto concuerda con los principios de diseño de reiser, entre los que recordemos que estaba el tratar de acelerar al máximo el tratamiento de ficheros pequeños.


De esta gráfica cabe destacar también la sorprendente homogeneidad de los resultados de reiserfs, frente a la disparidad de ext2. Esto sin duda es debido a la organización en árboles B* del sistema de ficheros, que asegura unos tiempos de búsqueda óptimos en todos los casos y bastante parejos.


En el siguiente par de gráficas se muestran los resultados de las pruebas de ext2 con

RAID y LVM por debajo:













Imagen 36. Comparativa: RAID + LVM + ext2 (1/2)
























Los resultados son los esperados: por un lado, en varios casos el mejor rendimiento se obtiene con RAID0, ya que lee en paralelo de los dos discos; por otro, el peor suele ser con RAID1 al tener que escribir en todos.



Un detalle importante es que LVM no empeora a penas el rendimiento, incluso en un sorprendente caso (la escritura secuencial por bloques con RAID) el rendimiento es mejor con LVM que sin LVM.



Veamos el resultado de las pruebas sobre ficheros pequeños:















Imagen 37. Comparativa: RAID + LVM + ext2 (2/2)
























Esta vez todos los resultados son más parejos. Parece ser que aquí lo que más ralentiza es el código del sistema de ficheros, en lugar del RAID y/o LVM que haya por debajo.



Ahora repetimos estas mismas pruebas con el sistema de ficheros ReiserFS, obteniendo los siguientes resultados:


















Imagen 38. Comparativa: RAID + LVM + reiserfs (1/2)

























Los resultados son muy similares a los obtenidos con ext2, si bien parece que más parejos en todos los casos. Sobre ficheros pequeños los resultados también son más parejos, sin a penas diferencias entre usar o no RAID y LVM:






















Imagen 39. Comparativa: RAID + LVM + reiserfs (2/2)

























En la siguiente prueba lo que hicimos fue comparar directamente el rendimiento de ReiserFS y ext2 bajo RAID1, el modo RAID que más nos interesa pues es el que nos ofrece redundancia y por tanto protección de los datos contra fallos en el disco. Estos fueron los resultados obtenidos:





















Imagen 40. Comparativa: RAID + ext2 vs. RAID + reiserfs
























De nuevo son unos resultados muy similares a los ya obtenidos al comparar ReiserFS y ext2 sin tener nada más por debajo: el rendimiento de ambos sistemas es muy similar, así que, ante esta igualdad de rendimiento, nos decantaríamos por el sistema con mayores prestaciones a nivel de seguridad: el novedoso ReiserFS.
















En la última prueba que llevamos a cabo con sistemas de ficheros, una vez decantada la balanza a favor de ReiserFS, quisimos comparar el rendimiento de Reiser sólo, con RAID-1 y con RAID y LVM:




Imagen 41. Comparativa: RAID1 + reiserfs
























Si bien se aprecia una bajada de rendimiento al usar RAID en un par de casos, bastante notable en uno de ellos, en el resto el uso de RAID-1 no ralentiza el sistema, como tampoco lo hace el añadir LVM a la mezcla. Por tanto, deberíamos montar todos nuestros servidores con ReiserFS sobre RAID-1 y, opcionalmente, LVM para facilitar la distribución del espacio.


7.3. Instalación remota con VA System Imager


Como el programa de instalación remota de equipos que más se ajustaba a nuestros requerimientos era VA SystemImager, hemos decidido ponerlo a prueba: hemos instalado el software servidor en un equipo de trabajo que ya teníamos instalado y hemos tomado como base para la instalación remota el equipo con el que hicimos las pruebas de rendimiento de los sistemas de ficheros, instalando en éste el cliente y sacando una imagen de él. Vamos a ver el proceso completo:


Antes de nada, hay que asegurarse de que cumplimos con los requisitos de software para poder ejecutar VA SystemImager. En el equipo servidor necesitaremos instalar:



En el cliente también habrá que instalar el rsync.


Ya podemos proceder con la prueba. Por pasos, tendremos que:



7.3.1. Instalación del software en el servidor


Descargamos el software de la web oficial del programa, y hacemos:


cd /usr/src

tar xfI ~/va-systemimager-server-1.4.1.tar.bz2

cd va-systemimager-server

./install


Esto ejecuta un programa que nos guiará a través de la instalación:


Welcome to VA SystemImager.


This install script may modify the following files and/or directories:


/tftpboot/systemimager/ -- create if necessary and add appropriate files/links

/tftpboot/pxelinux.cfg/ -- create if necessary and add appropriate files/links

/etc/services -- add rsync and/or tftp entries if necessary

/etc/inetd.conf -- remove rsync entry if necessary and

add or modify tftp entry if necessary

/etc/rsyncd.conf -- it is assumed that VA SystemImager will manage this

file and that it will not be used for anything else


All modified files will be backed up with the .beforesystemimager extension.


See “install -help” for command line options.


Install VA SystemImager? (y/[n])



Contestaremos que si (y).



Ok. Installing VA SystemImager...


Installing files in /usr/sbin/

Installing files in /etc/init.d/

Installing files in /tftpboot/

Installing files in /tftpboot/pxelinux.cfg/

Installing files in /tftpboot/systemimager/

Installing files in /var/spool/systemimager/images/

rsync entries already enabled in /etc/services...

backing up /etc/inetd.conf to /etc/inetd.conf.beforesystemimager...

adding tftp entry to /etc/inetd.conf...

Signalling inetd to re-read it’s configuration information:

Signalling inetd to re-read it’s configuration information:

creating VA SystemImager brand /etc/rsyncd.conf...

creating soft links to rsync init script...

running rsync init script...

Installing files in /usr/share/doc/va-systemimager-1.4.1/


All done! Please read the manual before using SystemImager.

See /usr/share/doc/va-systemimager-1.4.1/ for all documentation.


vjaguilar:/usr/src/va-systemimager-server-1.4.1#



Ya tenemos instalado el software en el servidor.



7.3.2. Instalación linux en el golden client


En este paso tendríamos que realizar la instalación de linux en el cliente que queramos “clonar”, configurando todos los programas que fuera necesario. En nuestro caso, como es una prueba, simplemente utilizaremos el equipo de las pruebas de rendimiento de RAID y sistemas de ficheros.



7.3.3. Instalación del software cliente en el golden client


Ejecutamos:


cd /usr/src

tar xfI ~/va-systemimager-client-1.4.1.tar.bz2

cd va-systemimager-client-1.4.1

./installclient




Install VA SystemImager client? (y/[n])



Yes



Ok. Installing VA SystemImager client...


Installing files in /usr/share/doc/va-systemimager-1.4.1/


All done! Please read the manual before using SystemImager.

See /usr/share/doc/va-systemimager-1.4.1/ for all documentation.


You must run “prepareclient” before you can retrieve this clients image.

Do you want to run “prepareclient” now? ([y]/n)



Yes. “prepareclient” instalará los ficheros de configuración necesarios para más tarde replicar la imagen en el servidor y en el resto de equipos.



Welcome to the VA SystemImager prepareclient command. This command

may modify the following files to prepare your client for having it’s

image retrieved by the imageserver. It will also create the

/etc/systemimager directory and fill it with information about your

golden client, such as the disk partitioning scheme(s).


/etc/services -- add rsync line if necessary

/etc/inetd.conf -- comment out rsync line if necessary

(rsync will run as a daemon until shutdown)

/tmp/rsyncd.conf -- create a temporary rsyncd.conf file with a

[root] entry in it.


All modified files will be backed up with the .beforesystemimager

extension.


See “prepareclient -help” for command line options.


Prepare client for VA SystemImager? (y/[n]):



Yes



Ok. Preparing client for VA SystemImager...


Creating /tmp/rsyncd.conf ...

Starting or re-starting rsync as a daemon.....done!


This client is ready to have it’s image retrieved.

You must now run the “getimage” command on the imageserver.



Ya está preparado el equipo. Ahora iremos al servidor a recoger su imagen.



7.3.4. Ejecutar getimage en el servidor


De nuevo en el servidor, ejecutamos:



getimage -golden-client 192.168.130.175 -image prueba



This program will get the “prueba” system image from "192.168.130.175“

making the assumption that all filesystems considered p

of the system image are using ext2, ext3, or reiserfs.


This program will not get /proc, NFS, or other filesystems

not mentioned above.


See “getimage -help” for command line options.


Continue? ([y]/n):



Yes



Retrieving /etc/systemimager/mounted_filesystems from 192.168.130.175 to check for mounted filesystems...

------------- 192.168.130.175 mounted_filesystems RETRIEVAL PROGRESS -------------

receiving file list ... done

/var/spool/systemimager/images/prueba/etc/systemimager/mounted_filesystems

wrote 132 bytes read 260 bytes 784.00 bytes/sec

total size is 146 speedup is 0.37

------------- 192.168.130.175 mounted_filesystems RETRIEVAL FINISHED -------------



Retrieving image prueba from 192.168.130.175

------------- prueba IMAGE RETRIEVAL PROGRESS -------------


System.map

System.old

bin/

...

var/state/apt/lists/partial/

var/state/logrotate/

wrote 486258 bytes read 373473856 bytes 2570172.60 bytes/sec

total size is 371580912 speedup is 0.99

------------- prueba IMAGE RETRIEVAL FINISHED -------------


Press <Enter> to continue...



Ya tenemos una imagen del cliente en el servidor. Las imágenes se almacenan en directorios bajo /var/spool/systemimager/images/<imagen>, y no tienen ningún formato especial, son los ficheros y directorios del cliente sin más:



vjaguilar:~# cd /var/spool/systemimager/images/

vjaguilar:/var/spool/systemimager/images# ls

ACHTUNG CUIDADO DO_NOT_TOUCH_THESE_DIRECTORIES README prueba

vjaguilar:/var/spool/systemimager/images# ls prueba

System.map boot etc initrd mnt sbin var

System.old cdrom floppy lib proc tmp vmlinuz

bin dev home lost+found root usr vmlinuz.old

vjaguilar:/var/spool/systemimager/images#



Pulsamos Enter y continuamos con la instalación:



IP Address Assignment

---------------------


There are four ways to assign IP addresses to the client systems on an

ongoing basis:


1) static_dhcp -- A DHCP server will assign the

same static address each time to clients

installed with this image. Also see the

“makedhcpstatic” command.


2) dynamic_dhcp -- A DHCP server will assign IP

addresses dynamically to clients installed

with this image. They may be assigned a

different address each time.


3) static -- The IP address the client uses

during autoinstall will be permanently

assigned to that client.


4) replicant -- Don’t mess with the network

settings in this image. I’m using it as a

backup and quick restore mechanism for a

single machine.


Which method do you prefer? [1]:



En este caso no nos vamos a calentar la cabeza instalando un servidor DHCP para una prueba, aún que probablemente para producción sea la opción más cómoda.


Pulsamos '3‘:



You have chosen method 3 for assigning IP addresses.


Are you satisfied? ([y]/n):



Yes



Would you like to run the “addclients” utility now? (y/[n]):



Este comando configura los scripts que instalarán cada una de las máquinas remotas. Pulsamos ‘y’:




Welcome to the VA SystemImager “addclients” utility

---------------------------------------------------


This utility has 3 sections.



“Section 1" will ask you for your hostname information.



“Section 2" will allow you to create softlinks from each

client hostname to your “master” script in the

“/tftpboot/systemimager/” directory.


Example: www297.sh -> web_server_image_v1.master



“Section 3" will ask you for IP address information that will

be combined with the hostname information provided in Section 1

to create entries in “/etc/hosts” for each of these same clients.

New entries will be appended to the end of “/etc/hosts”. If you

specify new hostnames for existing IP addresses, those entries

will be re-written in place to reflect the new host names.



Continue? ([y]/n):



Yes



addclients -- Section 1 (hostname information)

----------------------------------------------


The next series of questions will be used to create a range

of hostnames. You will be asked for your domain name, the

base host name, a beginning number, and an ending number.


For example, if you answer:

domain name = systemimager.org

base host name = www

starting number = 7

ending number = 11


Then the result will be a series of hostnames that looks like this:

www7.systemimager.org

www8.systemimager.org

www9.systemimager.org

www10.systemimager.org

www11.systemimager.org



What is your domain name? []:



El dominio será “renr.es”.



What is the base host name that you want me to use? []:



El nombre del servidor precederá al dominio y se le añadirá un número para cada cliente distinto. Utilizaremos “prueba”.



What number should I begin with? []:



Inicio de la serie: 1



What number should I end with? []:



99



I will work with hostnames: prueba1 through prueba99

in the domain: renr.es


Are you satisfied? (y/[n]):



Yes



addclients -- Section 2 (soft links to master script)

-----------------------------------------------------


Would you like me to create soft links to a “master” script so

that hosts:


prueba1 through prueba99


can be autoinstalled with that image? ([y]/n):



El “master script” es el script que se encargará de instalar cada cliente cuando arranquen por primera vez. Este script es genérico para todos ellos y lo ha generado VA SystemInstaller por nosotros. Creando enlaces para cada uno de los clientes se descargará y ejecutará el mismo script en todos ellos, aun qué podemos afinar más la configuración de cada cliente si fuera necesario creando copias para cada cliente y modificándolas a nuestro gusto.



Here is a list of available images:


prueba


Which image would you like these hosts to receive? [prueba]:



En nuestro caso como sólo tenemos una imagen, no tenemos mucha elección a la hora de instalar...



Your soft links have been created.


Press <Enter> to continue...



El software mínimo para arrancar y configurar cada cliente (el kernel y algunos programas) se encuentra en el directorio /tftpboot, que a su vez está siendo servido por el demonio tftpd. Realmente, el protocolo TFTP sólo se utilizará si elegimos arrancar por red (utilizando PXE). Si, como en nuestro caso, arrancaremos los clientes desde disquette, el kernel y demás programas de arranque se encontrarán en el disco y el resto de software y scripts se recogerán del servidor meidante RSYNC.


En el directorio /tftpboot tenemos:



vjaguilar:~# ls /tftpboot/

initrd.gz kernel pxelinux.cfg systemimager

vjaguilar:~# ls /tftpboot/systemimager/

hosts prueba25.sh prueba45.sh prueba65.sh prueba85.sh

mkraid prueba26.sh prueba46.sh prueba66.sh prueba86.sh

mkreiserfs prueba27.sh prueba47.sh prueba67.sh prueba87.sh

prepareclient prueba28.sh prueba48.sh prueba68.sh prueba88.sh

prueba.master prueba29.sh prueba49.sh prueba69.sh prueba89.sh

prueba1.sh prueba3.sh prueba5.sh prueba7.sh prueba9.sh

prueba10.sh prueba30.sh prueba50.sh prueba70.sh prueba90.sh

prueba11.sh prueba31.sh prueba51.sh prueba71.sh prueba91.sh

prueba12.sh prueba32.sh prueba52.sh prueba72.sh prueba92.sh

prueba13.sh prueba33.sh prueba53.sh prueba73.sh prueba93.sh

prueba14.sh prueba34.sh prueba54.sh prueba74.sh prueba94.sh

prueba15.sh prueba35.sh prueba55.sh prueba75.sh prueba95.sh

prueba16.sh prueba36.sh prueba56.sh prueba76.sh prueba96.sh

prueba17.sh prueba37.sh prueba57.sh prueba77.sh prueba97.sh

prueba18.sh prueba38.sh prueba58.sh prueba78.sh prueba98.sh

prueba19.sh prueba39.sh prueba59.sh prueba79.sh prueba99.sh

prueba2.sh prueba4.sh prueba6.sh prueba8.sh raidstart

prueba20.sh prueba40.sh prueba60.sh prueba80.sh raidstop

prueba21.sh prueba41.sh prueba61.sh prueba81.sh systemimager.exclude

prueba22.sh prueba42.sh prueba62.sh prueba82.sh updateclient

prueba23.sh prueba43.sh prueba63.sh prueba83.sh

prueba24.sh prueba44.sh prueba64.sh prueba84.sh



Todos los ficheros prueba*.sh son enlaces a prueba.master. Aquí es donde podríamos decidir sustituir algún enlace por una copia modificada del fichero master original, para afinar la configuración de ese cliente en concreto.


Continuamos la instalación pulsando Enter:


addclients -- Section 3 (adding or modifying /etc/hosts entries)

----------------------------------------------------------------


It is necessary to have an entry for each client in “/etc/hosts”.


I will ask you for your clients’ IP addresses one subnet at a time.



Would you like me to make these entries for you? ([y]/n):



Este paso creará un fichero /etc/hosts con los nombres de todos los clientes a instalar y sus direcciones IP:



addclients -- Section 3 (adding or modifying /etc/hosts entries -- continued...)

--------------------------------------------------------------------------------

subnet 1


The first host in subnet 1 will be: prueba1

What is the starting IP address for subnet 1? []:



La dirección IP para el primer cliente: 192.168.130.50.



What is the ending IP address? []:



La del último. Las direcciones se toman de una en una hasta cubrir todos los clientes que hayamos dicho que vamos a instalar. Si no hubiera espacio en el rango IP seleccionado, se nos preguntará por las IPs de la “subnet 2“.


Introducimos la dirección 192.168.130.150.



I will work with IP addresses: 192.168.130.50 through 192.168.130.150


Are you satisfied? (y/[n]):



Yes



These entries have been added to /etc/hosts.


Press <Enter> to continue...



Si hacemos ahora un cat de /etc/hosts en el servidor, tenemos:



192.168.130.50 prueba1.renr.es prueba1

192.168.130.51 prueba2.renr.es prueba2

192.168.130.52 prueba3.renr.es prueba3

192.168.130.53 prueba4.renr.es prueba4

...

192.168.130.147 prueba98.renr.es prueba98

192.168.130.148 prueba99.renr.es prueba99



7.3.5. Creación del disco de arranque para instalar los clientes


Preparamos un disquete de arranque para los clientes con:



vjaguilar:~# makeautoinstalldiskette


This program assumes that you have a 1.44MB floppy drive and that

it is /dev/fd0. You can use the -floppy command line option to

change this value.


If you do use -floppy, this command will run non-interactively!!!

Use the -help option to see all options.


Insert your floppy diskette now. This will overwrite all

information on your diskette.


Continue? (y/[n]):



Yes.



Formatting floppy as 1.44MB ...

Measuring drive 0‘s raw capacity

warmup cycle: 0 186096 186096

...

In order to avoid this time consuming measurement in the future,

add the following line to /etc/driveprm:

drive0: deviation=-74560

CAUTION: The line is drive and controller specific, so it should be

removed before installing a new drive 0 or floppy controller.


Formatting cylinder 10, head 0

...

Verifying cylinder 79, head 1

mformat -s18 -t80 -h2 -S2 -M512 a:


Creating temporary mount point...

Mounting floppy...

Copying /tftpboot/initrd.gz to floppy.

Copying /tftpboot/kernel to floppy.

Copying /tftpboot/pxelinux.cfg/syslinux.cfg to floppy.

Copying /tftpboot/pxelinux.cfg/message.txt to floppy.

Un-mounting floppy...

Removing temporary mount point...

Using “syslinux” to make floppy bootable...

Done!



Por defecto, el disco usará DHCP para obtener la dirección IP del cliente. De esta forma, con un único disco podremos arrancar todos los clientes, aún que previamente habremos tenido que configurar en el servidor DHCP qué IP corresponde a cada equipo asociándosela a su dirección MAC. Para evitar este comportamiento, podemos crear un fichero /local.cfg en el disquette que el programa de instalación buscará antes de tratar de obtener una IP mediante DHCP. En este fichero le indicaremos todos los parámetros de red necesarios para configurar la máquina, como su IP, dirección y máscara de la red, pasarela por defecto, dirección del servidor de VA SystemImager, etc:



#

# “VA SystemImager” - Copyright (C) 1999-2001 Brian Elliott Finley <brian@valinux.com>

#

# This file is: local.cfg

#

# You can use this file as a template by copying it to the floppy diskette for the desired

# machine. Be sure to edit the values below, replacing each of them with the appropriate

# values for your site.

#


HOSTNAME=prueba5

DOMAINNAME=renr.es

DEVICE=eth0

IPADDR=192.168.130.54

NETMASK=255.255.255.0

NETWORK=192.168.130.0

BROADCAST=192.168.130.255

GATEWAY=192.168.130.1

GATEWAYDEV=eth0


# IP address of the imageserver

IMAGESERVER=192.168.133.175



Una vez hecho todo esto, ya podemos arrancar el ordenador a instalar con el disco de autoinstalación que acabamos de crear: después de arrancar, el equipo no es capaz de conectarse con el servidor de imágenes (NOTA: esto ocurrió con la versión 1.4.1 de VA SystemInstaller. Más tarde, durante la realización de este trabajo, apareció la versión 1.5.0 que corrigió este problema).




7.4. CODA


De los sistemas de ficheros por red, decidimos probar CODA por ser el más novedoso de los que contábamos con hardware capaz de soportar: NFS y Samba son bastante comunes y ya teníamos experienca (buena) con ambos; por su parte, el novedoso GFS necesita de controladoras y discos fibre channel, muy caros y de los que no disponíamos.


Continuando con nuestro análisis incremental, esta vez vamos a aprovechar la imagen de un sistema Linux básico que tenemos en VA System Imager para instalarla en dos equipos, en uno de los cuales instalaremos más tarde el servidor de CODA y en el otro un cliente, además de instalar otro en nuestra estación de trabajo.


Preparamos el servidor con las siguientes particiones:


      1. swap (1Gb)

      2. extendida (resto del disco)

  1. raiz (1Gb)

  2. partición de datos coda (18Gb)

  3. RVM (4% de 18Gb, ~1Gb)

  4. log RVM (pequeña, 40Mb)



Para instalar CODA en los servidores bajamos el código fuente de la última versión, y como estaba preparado para Debian, compilamos directamente a paquetes debian ejecutando el programa dpkg-buildpackage en el directorio con el código fuente de CODA. Una vez hecho esto, instalamos los paquetes con dpkg -i.



7.4.1. El servidor CODA


Para configurar el servidor dipsonemos del script vice-setup. Se podría configurar todo a mano, pero es una tarea larga y tediosa. Es preferible configurarlo todo automáticamente y, más tarde si hace falta, ajustar los ficheros generados.



prueba1:/home/vicente# vice-setup

Welcome to the Coda Server Setup script!


You already have a file /etc/coda/server.conf!

Continuning will remove that file.

Do you want to continue? [yes/no] yes

Setting up config files for a coda server.

Do you want the file /etc/coda/server.conf created? [yes]

What is the root directory for your coda server? [/vice]

Setting up /vice.

Directories under /vice are set up.


Is this the master server, aka the SCM machine? (y/n)



Yes. El SCM es el servidor maestro. Al sólo disponer de uno, será también maestro.



Setting up tokens for authentication.

The following token must be identical on all servers.

Enter a random token for update authentication :



Introducimos una palabra de exáctamente ocho letras como clave. Por ejemplo, “elefante”.



The following token must be identical on all servers.

Enter a random token for auth2 authentication :



De nuevo introducimos una palabra de ocho letras. Puede ser la misma de antes, aunque no sería recomendable por motivos de seguridad.



The following token must be identical on all servers.

Enter a random token for volutil authentication :



Y otra vez más.



tokens done!


Setting up the file list for update client

Filelist for update ready.

/etc/services already has new services registered! Good.

/etc/services ready for Coda

Now installing files specific to the SCM...


Setting up servers file.

Enter an id for the SCM server. (hostname prueba1)

The serverid is a unique number between 0 and 255.

You should avoid 0, 127, and 255.

serverid:



Ahora tenemos que elegir el identificador del servidor. Por ejemplo, el 1.



done!

Initializing the VSGDB to contain the SCM as E0000100

/vice/db/VSGDB set up


Setting up ROOTVOLUME file

Enter the name of the rootvolume (< 32 chars) :



Nombre para el dispositivo raiz. Introducimos “root”.



Setting up users and groups for Coda


You need to give me a uid (not 0) and username (not root)

for a Coda System:Administrator member on this server,

(sort of a Coda super user)


Enter the uid of this user:



UID del sistema del usuario que queremos que tenga permisos de administrador. Miramos en /etc/passwd el UID de nuestro usuario. En este caso, era el 1000.



Enter the username of this user:



Nombre del usuario: “vicente”. Ahora se crearán los accesos en CODA para que el usuario vicente pueda administrar la partición. Por defecto, se asigna la contraseña “changeme”.



Going to rebuild the protection databases

moving /vice/db/prot_users.db to /vice/db/prot_users.db.old

moving /vice/db/prot_index.db to /vice/db/prot_index.db.old

An initial administrative user vicente (id 1000)

with Coda password changeme now exists.


A server needs a small log disk partition, preferrably on a disk by

itself. It also needs a metadata partition of approx 4% of you filespace.


For trial purposes you may give oridnary files instead of raw

partitions. Keep all size small if you do this.

Production servers will want partitions for speed.


-------------------------------------------------------

WARNING: you are going to play with your partitions now.

verify all answers you give.

-------------------------------------------------------


WARNING: these choices are not easy to change once you are up and running.


Are you ready to set up RVM? [yes/no]



Vamos a configurar las particiones de datos, log y transacciones. Contestamos que si.



What is your log partition?



En nuestro caso, /dev/hda8.



The log size must be smaller than you log partition. We

recommend not more than 30M log size, and 2M is a good choice.

What is your log size? (enter as e.g. '2M’)



30M.



What is your data partition (or file)?



La partición de datos será /dev/hda7.



The data size must be approx 4% of you server file space. We

have templates for servers of approx: 500M, 1G, 2.2G, 3.3G, 8G

(you can store less, but not more on such servers).

The corresponding data sizes are 22M, 44M, 90M, 130M, 315M.

Pick one of the defaults, otherwise I will bail out


What is the size of you data partition (or file)

[22M, 44M, 90M, 130M, 200M, 315M]:



Estos son los valores para los que va preparado vice-setup. Se podrían crear particiones mayores, pero habría que ajustar todos los parámetros a mano. Elegimos la opción de mayor tamaño, 315M.



--------------------------------------------------------

WARNING: DATA and LOG partitions are about to be wiped.

--------------------------------------------------------


--- log area: /dev/hda8, size 30M.

--- data area: /dev/hda7, size 315M.


Proceed, and wipe out old data? [y/n]



Yes.



LOG file has been initialized!



Rdsinit will initialize data and log.

This takes a while.

rvm_initialize succeeded.

Going to initialize data file to zero, could take awhile.

done.

rds_zap_heap completed successfully.

rvm_terminate succeeded.


RVM setup is done!



Your server directories will hold the files (not directories).

You can currently only have one directory per disk partition.


Where shall we store your file data [/vicepa]?

Shall I set up a vicetab entry for /vicepa (y/n) y

Select the maximum number of files for the server.

[256K, 1M, 2M, 16M]:



16M.



Server directory /vicepa is set up!


Congratulations: your configuration is ready...and now

to get going do the following:

- start the auth2 server as: auth2

- start rpc2portmap as: rpc2portmap

- start updatesrv as: updatesrv

- start updateclnt as: updateclnt -h prueba1

- start the fileserver: startserver &

- wait until the server is up: tail -f /vice/srv/SrvLog

- create your root volume: createvol_rep root E0000100 /vicepa

- setup a client: venus-setup prueba1 20000

- start venus: venus

- enjoy Coda.

- for more information see http://www.coda.cs.cmu.edu.

prueba1:/home/vicente#



Llegados a este punto ya está todo preparado para lanzar los demonios y poner nuestro servidor CODA a funcionar. En primer lugar hay que lanzar el demonio auth. Como hemos compilado el paquete para Debian, se nos ha instalado un script de inicio en /etc/init.d/auth2.init, pero no funciona ya que contiene un error. Deberemos modificar la línea 45 para ajustar el path al directorio para ficheros “cerrojo” (lock), que en Debian es /var/lock.


Tras esta modificación, ya podemos arrancar el demonio:



prueba1:/home/vicente# /etc/init.d/auth2.init start

Starting auth2: /usr/sbin/auth2 done.




Los siguientes servicios a lanzar son rpc2portmap, updatesrv y updateclnt que se lanzan todos con el script de inicio /etc/init.d/coda-update en el que, de nuevo, hay un error: hay que cambiar $vicedir por /vice. Una vez corregido el problema, lanzamos los programas:



prueba1:/etc/init.d# /etc/init.d/coda-update start

Starting /usr/sbin/rpc2portmap...

Starting /usr/sbin/updatesrv...

Starting /usr/sbin/updateclnt...

Creating /vice/spool




Ahora hay que lanzar el servidor en sí, el resto eran programas de apoyo. De nuevo, nos encontramos con un error similar al de auth2.ini, esta vez en la línea 32 de codasrv.init. Lo corregimos y lanzamos el servidor:



prueba1:/etc/init.d# ./codasrv.init start

Starting codasrv: codasrv.




En teoría, nuestro sistema CODA ya está funcionando. Para comprobar si todo va bien podemos echarle un vistazo al fichero de bitácora /vice/srv/SrvLog:



prueba1:/etc/init.d# tail -f /vice/srv/SrvLog

20:00:07 New SrvLog started at Tue Jun 12 20:00:07 2001


20:00:07 Resource limit on data size are set to 2147483647


20:00:07 RvmType is Rvm

20:00:07 Main process doing a LWP_Init()

20:00:07 Main thread just did a RVM_SET_THREAD_DATA


20:00:07 Setting Rvm Truncate threshhold to 5.


Partition /vicepa: inodes in use: 0, total: 16777216.

20:00:50 Partition /vicepa: 8210168K available (minfree=5%), 7751488K free.

20:00:50 The server (pid 622) can be controlled using volutil commands

20:00:50 “volutil -help” will give you a list of these commands

20:00:50 If desperate,

“kill -SIGWINCH 622" will increase debugging level

20:00:50 “kill -SIGUSR2 622" will set debugging level to zero

20:00:50 “kill -9 622" will kill a runaway server

20:00:51 VCheckVLDB: could not open VLDB

20:00:51 VInitVolPackage: no VLDB! Please create a new one.

20:00:51 Vice file system salvager, version 3.0.

20:00:51 SanityCheckFreeLists: Checking RVM Vnode Free lists.

20:00:51 DestroyBadVolumes: Checking for destroyed volumes.

20:00:51 Salvaging file system partition /vicepa

20:00:51 Force salvage of all volumes on this partition

20:00:51 Scanning inodes in directory /vicepa...

20:00:51 SalvageFileSys completed on /vicepa

20:00:51 Attached 0 volumes; 0 volumes not attached

20:00:51 CheckVRDB: could not open VRDB

lqman: Creating LockQueue Manager.....LockQueue Manager starting .....

20:00:51 LockQueue Manager just did a rvmlib_set_thread_data()


done

20:00:51 CallBackCheckLWP just did a rvmlib_set_thread_data()


20:00:51 CheckLWP just did a rvmlib_set_thread_data()


20:00:51 ServerLWP 0 just did a rvmlib_set_thread_data()


20:00:51 ServerLWP 1 just did a rvmlib_set_thread_data()


20:00:51 ServerLWP 2 just did a rvmlib_set_thread_data()


20:00:51 ServerLWP 3 just did a rvmlib_set_thread_data()


20:00:51 ServerLWP 4 just did a rvmlib_set_thread_data()


20:00:51 ServerLWP 5 just did a rvmlib_set_thread_data()


20:00:51 ResLWP-0 just did a rvmlib_set_thread_data()


20:00:51 ResLWP-1 just did a rvmlib_set_thread_data()


20:00:51 VolUtilLWP 0 just did a rvmlib_set_thread_data()


20:00:51 VolUtilLWP 1 just did a rvmlib_set_thread_data()


20:00:51 Starting SmonDaemon timer

20:00:51 File Server started Tue Jun 12 20:00:51 2001



Tan sólo nos queda un paso, que es crear el volumen raiz. Esto lo hacemos con:


createvol_rep root E0000100 /vicepa


El resultado es este:


prueba1:/home/vicente# createvol_rep root E0000100 /vicepa

Getting initial version of /vice/vol/BigVolumeList.

V_BindToServer: binding to host prueba1.renr.es

GetVolumeList finished successfully

Servers are (prueba1 )

HexGroupId is 7f000000

creating volume root.0 on prueba1 (partition /vicepa)

V_BindToServer: binding to host prueba1.renr.es

V_BindToServer: binding to host prueba1.renr.es

setlogparms: Bad VolumeId root

Fetching volume lists from servers:

V_BindToServer: binding to host prueba1.renr.es

GetVolumeList finished successfully

prueba1 - success

V_BindToServer: binding to host prueba1.renr.es

GetVolumeList finished successfully

prueba1 - success

V_BindToServer: binding to host prueba1.renr.es

GetVolumeList finished successfully

prueba1 - success

V_BindToServer: binding to host prueba1.renr.es

GetVolumeList finished successfully

prueba1 - success

V_BindToServer: binding to host prueba1.renr.es

GetVolumeList finished successfully

prueba1 - success

V_BindToServer: binding to host prueba1.renr.es

GetVolumeList finished successfully

prueba1 - success

V_BindToServer: binding to host prueba1.renr.es

GetVolumeList finished successfully

prueba1 - success

V_BindToServer: binding to host prueba1

VLDB completed.

<echo root 7f000000 1 1000001 0 0 0 0 0 0 0 E0000100 >>

/vice/db/VRList>

V_BindToServer: binding to host prueba1

VRDB completed.

Do you wish this volume to be Backed Up (y/n)? [n]

prueba1:/home/vicente#




7.4.2. El cliente CODA


La instalación del cliente es más sencilla, ya que se incluye un programa “debianizado” para configurarlo: nada más instalar el paquete en el cliente, se nos van presentando una serie de pantallas con las opciones disponibles para ir configurando el cliente:



Debian Configuration



Configuring Coda-client

The Coda client needs to talk to servers in order to do anything useful

The given default “testserver.coda.cs.cmu.edu” is a public server at

CMU which can be used for testing a successful installation.

If this is the first time you are setting up a Coda client it is

advised to connected to the testserver. However Coda’s network protocol

doesn’t work through (masquerading) firewalls, and in that case you

need to set up your own Coda server and specify it’s name or ip address

here.

If you want to specify multiple servers, separate them with comma’s,

like “server1.mydomain.com,server2.mydomain.com”.

<Ok>



Pulsamos “Ok”.



Debian Configuration








Configuring Coda-client

Initial servers to connect to.

testserver.coda.cs.cmu.edu________

<Ok> <Cancel>


Esta es la dirección del servidor. En nuestro caso, “prueba1”.



Debian Configuration


Configuring Coda-client

Coda uses on disk caching of files. This reduces network traffic and

#

also allows the Coda client to provide cached files when there is no

network connectivity available.

This value is specified in the number of 1 kilobyte diskblocks, the

suggested default "100000" would allow Coda to cache 100 Megabytes of

data. The files are stored in /var/cache/coda. The smallest useable

cachesize is probably around 10-20MB. With large cachesizes (300MB+)

the Coda client is sometimes a bit slow when it scans through the

cache.

This limit is a oft-limit’, Coda can use more space because it makes

backup copies of modified files before reintegration, and the kernel

protocol allows the cachemanager to only check the size of written

<Ok>


Aquí se nos explica el uso de la caché de CODA. El siguiente paso será decidir cuánto espacio de disco dedicaremos a esta caché:



Debian Configuration








Configuring Coda-client

Amount of diskspace used for caching.

100000________________________________

<Ok> <Cancel>


Aceptamos el valor por defecto.



Debian Configuration







Configuring Coda-client

/dev/cfs0 missing

You do not yet have /dev/cfs0. After the installation is completed,

please run ‘cd /dev ; ./MAKEDEV cfs0' to create it.

<Ok>


Aquí se nos avisa de que no existe en nuestro sistema el dispositivo /dev/cfs0 que utilizan algunos de los demonios de CODA para comunicarse entre sí. Así que lo creamos tal y como se nos indica:


cd /dev ; ./MAKEDEV cfs0


Una vez hecho esto, y apodemos lanzar el cliente:



vjaguilar:~# /etc/init.d/coda-client start

Starting /usr/sbin/venus...

Detatching to start /usr/sbin/venus...done.




Ya tenemos instalado el cliente CODA en nuestra máquina, con los directorios compartidos bajo /coda en el raiz.


Realiamos las pruebas obvias de crear ficheros en el cliente, desconectarlo de la red, crear entonces ficheros en el servidor y/o el cliente y volver a conectar la red y las actualizaciones se llevaron a cabo de forma automática y completamente transparente. Por ahora, todo ha funcionado a la perfección.



7.4.3. Pruebas de rendimiento


Con el cliente y el servidor ya instalados y funcionando, nos dispusimos a realizar unas pruebas de rendimiento. Como no sabíamos muy bien cómo poner a prueba un sistema de ficheros distribuido, decidimos probar con el mismo programa que utilizamos para las pruebas de RAID: el bonnie++. Pero durante las pruebas obtuvimos este error:



vjaguilar@vjaguilar:~$ cd /coda

vjaguilar@vjaguilar:/coda$ /usr/sbin/bonnie

Writing with putc()...done

Writing intelligently...done

Rewriting...done

Reading with getc()...done

Reading intelligently...done

start ‘em...done...done...done...

Create files in sequential order...Can’t create file 0006143k5tJK4

Cleaning up test directory after error.

Bonnie: drastic I/O error (rmdir): Dispositivo no configurado



Tras esto, cualquier intento de acceso al directorio /coda también daba un error. Todo el sistema cliente CODA se había venido abajo.


En el log del cliente en /var/log/coda/venus.err tenemos esto:



16:09:21 fatal error -- fsobj::dir_Create: (0006143k5tJK4,

7f000000.3088.466c) Create failed!

16:09:21 RecovTerminate: dirty shutdown (1 uncommitted transactions)

Assertion failed: 0, file “fso_dir.cc”, line 94

Sleeping forever. You may use gdb to attach to process

28521.



Y el del servidor:



12:18:29 VAllocFid: volume disk uniquifier being extended

12:18:42 ****** WARNING entry at 0x8165b60 already has deqing set!


12:19:01 GrowVnodes: growing Small list from 6144 to 6400 for volume

0x1000001

12:19:18 ****** WARNING entry at 0x8165b60 already has deqing set!


12:19:18 Create returns 27 on 0006177JZlb2jqF9wJ (0x1000001.0x3088.0x1865)




Nada nos indica la posible causa del problema.


Tras detener los demonios, desmontar /coda y reiniciar otra vez todos los servicios, todo volvió a la normalidad, pero el problema se volvía a repetir tras cualquier ejecución posterior de bonnie++.


Antes de continuar describiendo las pruebas, queremos hacer hincapié en que esto no es un error de bonnie++, si no un error de CODA, y GRAVE. Si bien bonnie++ no es un programa para testear sistemas de ficheros distribuidos en red si no sistemas de ficheros normales, asentados directamente sobre el disco duro, ante cualquier sobrecarga o intento de acceso incorrecto o cualquier otro problema que haya podido provocar bonnie, CODA debería haber dado un mensaje de error y seguir funcionando, en lugar de fallar estrepitosamente como ha hecho aquí. Este problema ya sería una razón suficiente para no emplear CODA en un sistema de alta disponibilidad serio, aún que lo más probable es que el error que ha provocado bonnie no se llegue nunca a provocar mediante un uso normal del sistema.


Una vez hecha esta aclaración, continuamos describiendo el resto de pruebas que realizamos con CODA.


En primer lugar, borramos los ficheros que quedaron en /coda tras las pruebas con bonnie++. Nuestra sorpresa fué lo MUCHO que se tardó en realizar el borrado.


El directorio contenía 5469 ficheros, que ocupaban un total de 228Kb:



vjaguilar@vjaguilar:/coda$ ls Bonnie.212/ | wc -l

5469

vjaguilar@vjaguilar:/coda$ du -hsc Bonnie.212/

228k Bonnie.212

228k total



Esto, entre otras cosas, nos hizo suponer que el fallo se produjo durante las pruebas de creación y borrado masivo de ficheros pequeños. Por lo tanto las pruebas anteriores de accesos aleatorios a ficheros grandes se pasaron sin problemas.


El borrado de este directorio, que no debería tomar más que unos segundos, nos llevó un cuarto de hora:


vjaguilar@vjaguilar:/coda$ time rm -rf Bonnie.212/


real 15m14.909s

user 0m0.090s

sys 0m0.460s

vjaguilar@vjaguilar:/coda$



Esta lentitud puede ser debida a las continuas actualizaciones contra el servidor. Tal vez, CODA haya ido avisando al servidor del borrado de cada uno de los 5469 ficheros, uno a uno, en lugar de indicar que se ha borrado todo el subdirectorio. En cualquier caso, sea por lo que sea, esto indica otro punto flojo de CODA: es muy lento en operaciones con ficheros pequeños.


Tras esta prueba de borrado, hicimos la siguiente prueba de lectura/escritura: copiamos el archivo tar con los fuentes del núcle de linux a la partición de CODA, y tras ello, comprobamos los tiempos de descompresión del archivo desde el directorio remoto. Estos fueron los resultados:


Copiamos el fichero:



vicente@prueba2:/coda$ time cp /home/vicente/linux-2.4.5.tar.bz2 .


real 0m3.228s

user 0m0.010s

sys 0m0.210s


vjaguilar@vjaguilar:~$ ls -l /coda/

total 21004

-rw-r--r-- 1 vjaguila nogroup 21508430 jun 13 15:27 linux-2.4.5.tar.bz2




Tres segundos para copiar 21Mb por la red no es un tiempo excesivo, teniendo en cuenta además las sobrecargas del protocolo y las sincronizaciones cliente/servidor en CODA.


Realizamos las pruebas de descompresión repetidas veces:



vjaguilar@vjaguilar:~$ time tar xfI /coda/linux-2.4.5.tar.bz2 ; rm -rf linux

; time tar xfI /coda/linux-2.4.5.tar.bz2


real 0m37.775s

user 0m29.430s

sys 0m1.440s


real 0m34.342s

user 0m29.420s

sys 0m2.160s



vjaguilar@vjaguilar:~$ time tar xfI /coda/linux-2.4.5.tar.bz2 ; rm -rf linux

; time tar xfI /coda/linux-2.4.5.tar.bz2


real 0m47.812s

user 0m31.140s

sys 0m8.180s


real 0m44.378s

user 0m30.560s

sys 0m6.940s

vjaguilar@vjaguilar:~$




Los tiempos siempre están en torno a los 40s, con un mínimo de 34s y un máximo de 47. Si nos fijamos, el tiempo empleado en proceso se usuario es casi constante (29-30s), mientras lo que relentiza el tiempo total es el empleado en tareas del sistema. Esto puede ser debido al tiempo que necesite CODA para sincronizar sus datos con el servidor. Lo extraño es que en las primeras pruebas sólo se emplee un segundo en tiempo del sistema, y en las últimas 7 y 8 segundos. En cualquier caso, 40s para descomprimir ese fichero no es un tiempo excesivamente lento, teniendo en cuenta que se está leyendo desde la red.



Por último, realizamos pruebas de rendimiento con bonnie, el programa del cual evolucionó bonnie++. Ambos programas son muy similares, pero bonnie no realiza la segunda tanda de pruebas con ficheros pequeños (la que nos dió los problemas con bonnie++).


Con ficheros de 100M, el resultado fue:



vicente@prueba2:/coda$ bonnie

File ‘./Bonnie.491‘, size: 104857600

Writing with putc()...done

Rewriting...done

Writing intelligently...done

Reading with getc()...done

Reading intelligently...done

Seeker 1...Seeker 2...Seeker 3...start ‘em...done...done...done...

-------Sequential Output-------- ---Sequential Input--

--Random--

-Per Char- --Block--- -Rewrite-- -Per Char- --Block---

--Seeks---

Machine MB K/sec %CPU K/sec %CPU K/sec %CPU K/sec %CPU K/sec %CPU /sec

%CPU

100 5467 36.8 7019 3.0 6719 6.1 5007 30.4 6979 1.8 330.4

0.6



Igualando los ficheros a los de las pruebas con RAID (496M) obtuvimos:



vicente@prueba2:/coda$ bonnie -s 496

File ‘./Bonnie.509‘, size: 520093696

Writing with putc()...done

Rewriting...done

Writing intelligently...done

Reading with getc()...done

Reading intelligently...done

Seeker 1...Seeker 2...Seeker 3...start ‘em...done...done...done...

-------Sequential Output-------- ---Sequential Input--

--Random--

-Per Char- --Block--- -Rewrite-- -Per Char- --Block---

--Seeks---

Machine MB K/sec %CPU K/sec %CPU K/sec %CPU K/sec %CPU K/sec %CPU /sec

%CPU

496 5053 34.6 6355 3.4 3861 4.1 4194 25.8 6429 2.1 45.8

0.1



Repetimos las pruebas con ficheros de 500Mb para poder comparar el rendimiento de CODA con el de un sistema de ficheros normal, probando con cachés en el cliente CODA de 100Mb y de 700 (casos en los que el fichero no cabe en la caché local y en el que si cabe). También hicimos las pruebas sobre un directorio compartido con NFS, para comparar CODA con otro sistema de ficheros por red. Estos fueron los resultados:




Imagen 42. Comparativa: NFS vs. CODA

























Claramente, ambos sistemas de ficheros por red son inferiores en rendimiento a un sistema local, excepto en la reescritura que CODA con una caché pequeña sorprendentemente dió el mismo rendimiento que ext2 y reiser; la lectura secuencial de caracteres que tanto CODA como NFS fueron algo superiores a la mitad del rendimiento de los sistemas normales; y la búsqueda aleatoria en la que todos los sistemas fueron igual de lentos. Pero estos resultados ya eran algo de esperar, ya que el acceso a disco siempre es más rápido que el acceso por red a 100mbps.


Lo que realmente habría que analizar aquí es el rendimiento de CODA frente a NFS: en la mayoría de los casos CODA es superior a NFS. Además, el rendimiento de CODA siempre es mejor con la caché de 100Mb en lugar de con la de 700, contrariamente a lo que cabría suponer ya que estamos tratando con ficheros de 500Mb que no caben en la caché pequeña. Esto puede ser debido a un ineficiente uso de la caché, con muchos retardos provocados por la algoritmia que la controle.


En resumen, tras estas pruebas CODA ha pasado de ser un sistema de ficheros que prometía mucho para implantarlo en un cluster de alta disponibilidad a ser un sistema que, si bien en muchos casos si que muestra un rendimiento superior al de NFS, en otros es muy lento. Además, durante una de las pruebas todo el sistema del cliente falló y hubo que reiniciarlo, pudiendo repetir el error más adelante realizando las mismas acciones. Esto es un fallo importante en CODA, razón de más para no utilizarlo en un sistema de alta disponibilidad.



7.5. mon


La instalación de mon fue muy sencilla ya que viene de serie con la distribución Debian que estábamos usando. Tras instalarlo, los scripts de monitorización se encuentran en /usr/lib/mon/mon.d y los de alertas en /usr/lib/mon/alert.d. Por su parte, la configuración se encuentra en /etc/mon.


La prueba que realizamos fue muy sencillas: decidimos utilizar mon para monitorizar el servidor Apache de la misma máquina local, programando un par de alertas: una que nos envíe un aviso por correo, y otra que trate de reiniciar el servicio. El monitor para el Apache ya lo teníamos: con el propio mon viene un monitor genérico para servidores HTTP llamado http.monitor. Lo mismo sucede con la alerta para enviar un mensaje por correo. Lo único que nos quedaba por hacer era probar a crear una alerta que reiniciara el servicio.


Esto fue relativamente fácil. El script de la alerta, apache.alert, sería algo tan sencillo como esto:



#!/bin/bash


/etc/init.d/apache restart



El único problema es que mon se ejecuta bajo el usuario daemon, que no tiene permisos para reiniciar el Apache. No podíamos darle a daemon permisos de root activando el bit SUID del script de alerta, ya que esta medida no está permitida para los ficheros de script. Igualmente, no podíamos hacer su a root porque nos pediría la contraseña. La solución pasó por utilizar sudo con el siguiente fichero de configuración sudoers:



# sudoers file.

#

# This file MUST be edited with the 'visudo' command as root.

#

# See the man page for details on how to write a sudoers file.

#


# Host alias specification


# User alias specification


# Cmnd alias specification


# User privilege specification

root ALL=(ALL) ALL

daemon ALL=NOPASSWD:/etc/init.d/apache restart



En la última línea, le damos permisos al usuario daemon para ejecutar con permisos de root mediate sudo y sin necesidad de introducir ninguna contraseña la orden de reinicio del Apache.


Utilizando sudo, el fichero apache.alert quedaría así:



#!/bin/bash


/usr/bin/sudo -u root /etc/init.d/apache restart



Por su parte, el fichero de configuración del mon, /etc/mon/mon.cf, sería así:



#

# Very simple mon.cf file

#

# $Id: very-simple.cf,v 1.2 1999/08/16 00:25:06 trockij Exp $

#

alertdir = /usr/lib/mon/alert.d

mondir = /usr/lib/mon/mon.d

maxprocs = 20

histlength = 100

randstart = 60s


#

# define groups of hosts to monitor

#

hostgroup servers localhost


watch servers

service web

interval 1m

monitor http.monitor

period wd {Mon-Fri} hr {7am-10pm}

alertevery 1h

alertafter 2 30m

alert mail.alert vjaguilar@renr.es

alert apache.alert


De esta forma, estamos programando para el grupo de servidores “servers” compuesto por el equipo local “localhost” una monitorización para el servicio web cada minuto, llevada a cabo por el monitor http.monitor y con las alertas de enviar un correo a vjaguilar@renr.es y reiniciar el Apache.


Tras reiniciar mon para que la nueva configuración tomara efecto, detuvimos el Apache con:


/etc/init.d/apache stop


Al cabo de unos segundos recibimos este correo en vjaguilar@renr.es:



Subject: ALERT servers/web: localhost (Mon Sep 3 09:38:52)


Summary output : localhost

Group : servers

Service : web

Time noticed : Mon Sep 3 09:38:52 2001

Secs until next alert :

Members : localhost

Detailed text (if any) follows:

-------------------------------



Así mismo, pudimos comprobar que, efectivamente, la alerta programada por nosotros había reiniciado el Apache con éxito.


7.6. iANS


A partir de este punto ya dispusimos de mejores equipos, en concreto de enracables con chasis Intel SRMK2, consistentes cada uno en un doble Pentium III a 1Ghz, 512Mb/1Gb de memoria, discos SCSI y dos tarjetas de red Intel PRO 10/100, algunos con una tarjeta adicional Intel PRO 1000.


Las primeras pruebas que realizamos con estos equipos fueron las del software iANS de Intel para controlar el failover automático de las tarjetas de red. El primer paso es compiar e instalar los drivers para las tarjetas y el ians. Una vez hecho esto, pasamos a configurarlo todo.


Decidimos que eth0 (la tarjeta gigabit) sea el adaptador primario del grupo, eth1 secundario y eth2 también (por este orden). Para probar el correcto funcionamiento del software, conectamos un único latiguillo de red en eth1 (tarjeta secundaria) y procedemos a configurar iANS en modo AFT:



modprobe e1000

modprobe e100

modprobe ians


ianscfg -a -t team1 -M AFT


ianscfg -at team1 -m eth0 -p primary

ianscfg -at team1 -m eth1 -p secondary

ianscfg -at team1 -m eth2 -p secondary


ianscfg -at team1 -v veth0


ianscfg -c team1


ianscfg -s



Tras realizar estos pasos, ya podemos configurar con ifconfig el nuevo dispositivo veth0 como si se tratara de una única tarjeta de red. En /var/log/syslog obtenemos:



Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: Intel(R) PRO/1000 Network Driver - version 3.0.16

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: Copyright (c) 1999-2001 Intel Corporation.

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel:

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: Intel(R) PRO/1000 Network Connection

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: eth0: Mem:0xfebc0000 IRQ:26 Speed:N/A Duplex:N/A

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: Intel(R) PRO/100 Fast Ethernet Adapter - Loadable driver, ver 1.6.13

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: Copyright (c) 2001 Intel Corporation

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel:

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: eth1: Intel(R) 82559 Fast Ethernet LAN on Motherboard

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: Mem:0xfe9fe000 IRQ:17 Speed:100 Mbps Dx:Full

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: Hardware receive checksums enabled

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: ucode was not loaded

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel:

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: eth2: Intel(R) 82559 Fast Ethernet LAN on Motherboard

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: Mem:0xfe9fd000 IRQ:16 Speed:0 Mbps Dx:N/A

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: Failed to detect cable link.

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: Speed and duplex will be determined at time of connection.

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: Hardware receive checksums enabled

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: ucode was not loaded

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: Intel(R) ANS Advanced Network Services - Loadable module, ver. 1.3.34

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: Copyright (c) 2000 Intel Corporation

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: ttyS1: LSR safety check engaged!

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: ttyS1: LSR safety check engaged!

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: ANS: Adapter (eth1) does not sense any probes. Possible reason: Adapter deactivated, Adapter isolated, Partitioned team.

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: ANS: Current Primary Adapter (eth0) is switching over.

Sep 4 09:39:33 prodweb01 kernel: ANS: Preferred secondary Adapter eth1 takes over.



Probamos a hacer un ping a alguna dirección de la red y a hacer pings desde otras máquinas a la de pruebas, y todo funciona correctamente.


Ahora probamos que realmente el failover se produzca, soltando el latiguillo de eth1 y conectándolo a la tarjeta gigabit eth0. Obtenemos estos mensajes en syslog:



Sep 4 09:42:57 prodweb01 kernel: e100: eth1 NIC Link is Down

Sep 4 09:42:57 prodweb01 kernel: ANS: Adapter (eth1) is deactivated.

Sep 4 09:42:57 prodweb01 kernel: ANS: Last Member in team was disconnected. Team (team1) disabled.

Sep 4 09:43:01 prodweb01 kernel: e1000: eth0 NIC Link is Up 1000 Mbps Full Duplex

Sep 4 09:43:01 prodweb01 kernel: ANS: A link was restored, Team (team1) enabled.

Sep 4 09:43:02 prodweb01 kernel: ANS: Current Primary Adapter (eth1) is switching over.

Sep 4 09:43:02 prodweb01 kernel: ANS: Preferred primary Adapter eth0 takes over.



El código de iANS detecta en primer lugar que eth1 ha perdido el enlace, de hecho que el último miembro con conexión ha perdido el enlace, y desactiva el grupo. Tras conectar el latiguillo en eth0, lo detecta y vuelve a activar el grupo con eth0 como tarjeta activa. De nuevo probamos a hacer pings desde y hacia la máquina de pruebas, y todo funciona sin problemas. Es más, el led del switch al que está conectada la máquina ha cambiado de color para indicar que la conexión ahora es de gigabit en lugar de 10/100.


Tan sólo nos queda preparar el sistema para que todo esto se configure automáticamente durante el arranque. Con:


ianscfg -w


conseguimos que se guarde la configuración actual de team1 en el fichero /etc/ians/ians.conf, para no tener que realizar toda la configuración cada vez. Este es el fichero generado:



TEAM team1

TEAMING_MODE AFT

VLAN_MODE off

PROBE_ENABLE enabled

PROBE_ADDR_MODE broadcast

PROBE_CHECK_TIMEOUT 2

PROBE_SEND_TIME 20

PROBE_MAX_RETRY_COUNT 10

PROBE_RECEIVE_TIMEOUT 2

PROBE_RX_BACK_CYCLES 0

PROBE_BURST_SIZE 3

MEMBER eth0

PRIORITY primary

MEMBER eth1

PRIORITY secondary

MEMBER eth2

PRIORITY secondary

VADAPTER veth0



Ahora tendremos que forzar a que durante una de las primeras fases del arranque, se configure iANS utilizando este fichero. Esto lo conseguimos copiando el siguiente fichero en /etc/rcS.d/S40ans, con lo que se ejecutará justo antes de configurar la red (direcciones IPs, rutas, etc.):



modprobe e1000

modprobe e100

modprobe ians


ianscfg -r



Por último, sólo nos queda ajustar los ficheros del sistema en los que se haga referencia a algún interfaz de red para utilizar veth0 en lugar de los eth? normales. En concreto, al menos en la Debian tendremos que modificar la configuración de los dispositivos de red en /etc/network/interfaces.






8. Conclusiones


Como se ha visto a lo largo de este trabajo, el mundo del software libre, y en concreto el de GNU/Linux, nos ofrece todas las herramientas necesarias para poder instalar un cluster de servidores con balanceo de carga y alta disponibilidad. Estas herramientas van desde las que asegurarían la protección de los datos almacenados en cada equipo, como los sistemas RAID y los sistemas de ficheros transaccionales; pasando por las que nos permiten compartir datos entre equipos de forma eficiente como rsync, NFS y Samba, y GFS; las que nos ayudan a monitorizar servicios y recuperarnos ante problemas, como daemontools, mon, heartbeat, fake y iANS; las que nos permiten instalar y administrar el cluster en sí y la distribución de carga entre los equipos o mirrors geográficos, como LVS y Super Sparrow; y toda una serie de utilidades para ayudarnos a instalar y mantener todos los equipos, entre las que cabría destacar VA SystemImager y webmin.


Con todo esto, queda patente que el tamaño o las posibilidades económicas de nuestra empresa ya no son excusa para disponer de una arquitectura de servidores potente, escalable y robusta, basada en clusters de equipos con GNU/Linux y software libre. Las opciones son muchas, pasando desde las más sencillas, como la que se muestra en el gráfico de la siguiente página, con únicamente 6 PCs clónicos y dos equipos en cada nivel (balanceado de carga / servidores web / servidores de ficheros) para ofrecer redundancia; hasta las más complejas y elaboradas, donde se podría disponer de infraestructuras de red redundantes (varios routers, varias salidas a Internet, varios cableados, varias tarjetas de red en cada equipo); dispositivos RAID por hardware; tecnología de discos compartidos GFS ...


Imagen 43. Conclusión: Cluster sencillo


Todas las tecnologías analizadas a lo largo de este trabajo comparten un denominador común: el coste del software será siempre cero, con lo que podremos invertir el coste que habría supuesto tecnologías software propietarias en un mejor hardware, más robusto y potente.


Por otra parte, a lo largo de este trabajo hemos dejado en el tintero importantes medidas para asegurar la estabilidad de los servidores, y por tanto la alta disponibilidad del cluster, medidas tales como:




Otro punto importante que hemos dejado de lado es todo lo relacionado con las bases de datos: efectivamente, la práctica totalidad de las webs actuales se generan dinámicamente mediante servlets, JSP, PHP o ASP que atacan a una base de datos. En este escenario, la base de datos se convierte así en un posible punto de fallo, algo que habrá que evitar a toda costa ya que si la base de datos falla, toda nuestra aplicación se vendría abajo. Las bases de datos son un terreno suficientemente complejo de por si como para ser consideradas un “mundo aparte” y haber sido dadas de lado en este trabajo, ya que ninguna de las técnicas aquí vistas serviría por si sola para conseguir mantener en pie indefinidamente una base de datos. Por ejemplo, la solución que más fácilmente nos vendría a la cabeza sería montar dos servidores de BD que lean los contenidos de ésta de un servidor de ficheros, p.ej. en CODA, también replicado en varias máquinas, pero esta aproximación fallaría por el propio funcionamiento de los servidores de BD que en muchos casos acceden a la información del disco directamente, con cachés propias y sistemas de control de interbloqueos entre procesos, que al repartirlos entre distintas máquinas y sobre una red no habría forma de asegurar la integridad de las transacciones realizadas. Es por esto que habrá siempre que remitirse a las soluciones que nos dé el propio software de la BD:




En cualquier caso, en estos campos en los que las soluciones libres no llevan soporte para clustering incluido y por motivos técnicos sería muy difícil lograrlo de otra forma, si que sería posible utilizar la estrategia de preparar un servidor de respaldo para el primario, que tomará su lugar utilizando p.ej. fake en caso de que éste falle: las conexiones y transacciones en curso durante el momento del fallo se perderían, pero el cluster se repondría de este error de forma inmediata y automática y seguiría funcionando. El mayor problema a nivel administrativo en estos casos pasa por asegurar la perfecta (tanto como podamos) sincronización entre el servidor primario y el de respaldo, para que las diferencias de contenidos entre ambos servidores en el momento del cambio de uno a otro sean mínimas.



En resumen y para finalizar, utilizando software libre y PCs clónicos como base es posible hoy en día construir clusters de servidores de alta disponibilidad y alto rendimiento con balanceo de carga, si bien es cierto que podríamos obtener aún mejores resultados invirtiendo parte del dinero ahorrado por no utilizar software propietario en un hardware mejor o elementos externos que aseguren el buen funcionamiento del conjunto, como por ejemplo un SAI que asegure el suministro eléctrico al cluster. Por otra parte, hay ciertas áreas en las que el software libre todavía no está a la altura del software comercial, como podría ser el terreno de las Bases de Datos con soporte integrado para clustering. Pero aún así, incluso en estos casos el ahorro por utilizar software libre en el resto del cluster hace de GNU/Linux una opción muy a tener en cuenta a la hora de planificar nuestra infraestructura de servidores.



9. Bibliografía


9.1. Documentación, HOWTOs y FAQs


http://www.ibiblio.org/pub/Linux/ALPHA/linux-ha/High-Availability-HOWTO.html


http://www.beowulf.org


ttp://linas.org/linux/Software-RAID/Software-RAID.html


http://members.nbci.com/zisxko/Ext2.html

http://www-106.ibm.com/developerworks/linux/library/l-fs?open&l=805,t=grl,p=ReiserFS


http://rsync.samba.org/rsync/tech_report


http://www.linuxdoc.org/HOWTO/NFS-HOWTO


http://us1.samba.org/samba/docs/SambaIntro.html


http://us1.samba.org/samba/docs/Samba-HOWTO-Collection.html


http://www.sistina.com/gfs_howtos/gfs_howto/


http://support.intel.com/support/network/adapter/ans/linux/linansoverview.htm


http://www.linuxvirtualserver.org/Joseph.Mack/HOWTO/LVS-HOWTO.html

http://www.linuxvirtualserver.org/HighAvailability.html


http://supersparrow.sourceforge.net/ss-0.0.0/bgp.html


http://supersparrow.sourceforge.net/ss_paper/index.html


http://www.nwfusion.com/newsletters/linux/2001/00408537.html


ftp://www-126.ibm.com/pub/lui/lui-1.12.1.tar.gz


http://www.informatik.uni-koeln.de/fai/fai-guide.html/


http://systemimager.org/documentation/systemimager-datasheet-1.5.0.pdf


http://systemimager.org/manual/html/index.html



9.2. RFCs


http://www.faqs.org/rfcs/rfc791.html


http://www.faqs.org/rfcs/rfc826.html


http://www.faqs.org/rfcs/rfc827.html


http://www.faqs.org/rfcs/rfc1094.html


an Address Assignment and Aggregation Strategy

http://supersparrow.sourceforge.net/ss-0.0.0/reference/rfc/rfc1519.txt


http://www.safety.net/rfc1631.txt

http://supersparrow.sourceforge.net/ss-0.0.0/reference/rfc/rfc1771.txt


http://www.faqs.org/rfcs/rfc1813.html


http://www.faqs.org/rfcs/rfc1853.html


http://www.landfield.com/rfcs/rfc2625.html


http://www.faqs.org/rfcs/rfc3010.html


9.3. Licencias


http://www.gnu.org/copyleft/gpl.html


http://www.gnu.org/copyleft/lesser.html


http://www.gnu.org/copyleft/fdl.html


http://www.freebsd.org/copyright/license.html


http://www.freebsd.org/copyright/freebsd-license.html


http://www.sistina.com/Sistina%20Public%20License%201.0.pdf


http://www.apache.org/licenses/LICENSE


10. Enlaces


Proporcionamos aquí las direcciones de Internet de las páginas de los programas que se han comentado a lo largo de este trabajo, las de las empresas que los han desarrollado o que de alguna forma colaboran con la comunidad Linux, y otras direcciones de interés sobre el Sistema Operativo Linux y clustering en general.



http://linux-ha.org


http://www.kernel.org


http://www.ibm.com/linux


http://www.sistina.com


http://www.namesys.com


http://linux-xfs.sgi.com/projects/xfs/


http://rsync.samba.org/


http://www.samba.org


http://www.coda.cs.cmu.edu


http://www.opengfs.org


http://www.linuxvirtualserver.org


http://www.nl.ultramonkey.org


http://vanessa.sourceforge.net


http://supersparrow.sourceforge.net


http://www.zebra.org/


http://www.gated.org/


http://www.cisco.com/


http://www.dents.org/


http://oss.software.ibm.com/developerworks/projects/lui


http://www.informatik.uni-koeln.de/fai/


http://httpd.apache.org


http://www.gnu.org


http://www.debian.org


http://www.valinux.com


http://systemimager.sourceforge.net


http://www.engelschall.com/pw/wt/loadbalance/


http://www.nsrc.nus.sg/STAFF/edward/


http://www.webmin.com/webmin/


http://www.au.vergenet.net/linux/lvs-gui/


http://lvsm.theory.org/


http://www.thirdpartymodules.com/webmin/modules/lvs.wbm


http://www.redhat.com/support/wpapers/piranha


http://support.intel.com


http://www.informatik.uni-koeln.de/fai/


http://www.faqs.org