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如何利用Linux和GFS打造集群存儲
負載均衡是一項困難的任務(wù)。我們經(jīng)常需要通過NFS(網(wǎng)絡(luò)文件系統(tǒng))或其他機制來為數(shù)據(jù)提供中心地址，從而共享文件系統(tǒng)。雖然你的安全機制可能可以讓你免于Web服務(wù)器節(jié)點的故障，但是你仍然需要通過中央存儲節(jié)點來共享數(shù)據(jù)。
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通過GFS(全局文件系統(tǒng))——Linux的一個免費集群文件系統(tǒng)——你可以創(chuàng)建一個不需要依賴其他服務(wù)器的真正穩(wěn)定的集群。在這篇文章中，我們將展示如何正確地設(shè)置GFS.
從概念上來說，一個集群文件系統(tǒng)可以允許多個操作系統(tǒng)載入同一個文件系統(tǒng)并可以在同一時間內(nèi)向同一文件系統(tǒng)寫入數(shù)據(jù)?，F(xiàn)在有許多集群文件系統(tǒng)，包括Sun的Lustre，Oracle的OCFS(Oracle集群文件系統(tǒng))，以及Linux的GFS.
有許多方法可以讓一個塊設(shè)備同時被多個服務(wù)器所使用。你可以分區(qū)出一個對多個服務(wù)器都可視的SAN(存儲局域網(wǎng))LUN(邏輯單元號)，設(shè)置好相應(yīng)的iSCSI(互聯(lián)網(wǎng)小型計算機系統(tǒng)接口)，或使用DRBD(分布式復制塊設(shè)備)在兩臺服務(wù)器之間復制一個分區(qū)。在使用DRBD的時候，你將需要在主/主節(jié)點中設(shè)置好DRBD以使用GFS.
GFS要求
運行GFS意味著你在運行一個集群。目前為止，運行GFS的最簡單的手段就是使用Red Hat Cluster Suite(RHCS：Red Hat集群套件)。這個套件在CentOS中就有。此外，還需要下面這些包：cman——集群管理器;lvm2-cluster——使LVM(邏輯卷管理器)可以支持集群的CLVM(集群邏輯卷管理器)包;kmod-gfs——GFS內(nèi)核模塊;最后是gfs-utils.
集群管理器(cman)包含必要的工具，比如分布式鎖管理器。除非你希望花時間來確認各種不同的分發(fā)版本是如何采用cman的，否則我們強烈推薦使用CentOS或RHEL.同時，你還將獲得RH(Red Hat)所維護的各種最新版本的集群服務(wù)，此外你還可以獲得一個比較穩(wěn)定的環(huán)境。
Fencing(阻絕)機制是絕對必要的。一些指導性文章建議將阻絕模式設(shè)定成"手動"，因為阻絕設(shè)置有可能比較復雜。阻絕意味在集群中進行隔離，或馬上中斷某些危險節(jié)點的運作。如果集群無法阻絕某個發(fā)生故障的節(jié)點，那么你的GFS將會出現(xiàn)很多問題，因此不要跳過這個步驟。
創(chuàng)建集群設(shè)置
你可以通過/etc/cluster/里面的cluster.conf完成大部分的集群設(shè)置。我不建議使用各種集群管理應(yīng)用程序來創(chuàng)建這個設(shè)置文件。即使是完全支持的RHEL應(yīng)用程序，比如兩個月前發(fā)布的Conga，也經(jīng)常會創(chuàng)建一些無效的cluster.conf文件，并且無法被必要的服務(wù)所解析。
下面是一個cluster.conf文件的例子。這個設(shè)置文件采用漂亮的XML格式，其內(nèi)容非常直接。首先，我們對集群進行命名，我們將這個集群稱作"Web.1".
先跳過fence daemon選項，下一個部分就是集群主體的設(shè)置內(nèi)容。你需要在clusternodes部分定義兩個節(jié)點。設(shè)置文件將同時存放在兩個節(jié)點上，這樣這兩個節(jié)點就都知道彼此的情況。
集群內(nèi)的每個節(jié)點都聲明其阻絕方式的名稱是獨一無二的。在clusternames結(jié)束標簽下面，我們看到fencedevice部分定義了每個節(jié)點如何阻絕其他節(jié)點的方式。使用一個支持IPMI(智能平臺管理接口)的服務(wù)器是最好的方式，而且其設(shè)置也是相當簡單。你只要將IPMI的地點以及登錄方式告訴IP就可以了。為了避免在cluster.conf中留下密碼，你可以將它指向一個由根所擁有的腳本并由這個腳本來返回密碼。
我們還要指出的是我們在設(shè)置中定義了兩個節(jié)點。這是必須的，因為通常來說，除非大部分節(jié)點都同意自己的狀態(tài)，否則集群無法達到"Quorate"狀態(tài)。如果只有兩個節(jié)點的話，沒有肯定多數(shù)，因此這種方式讓集群只能在兩個節(jié)點下工作，而不能只在只有一個節(jié)點的情況下工作。這是設(shè)置基本集群的必要方式。
在每個節(jié)點上運行"service cman start"，系統(tǒng)應(yīng)該可以開始正常運作。你可以檢查"clustat"或"cman nodes"來確認節(jié)點是否良好運行。如果有哪個必要的部分沒有啟動，那么集群將不會顯示"Quorate"狀態(tài)。
GFS設(shè)置
首先，我們需要設(shè)置CLVM，這樣我們才可以通過GFS使用LVM.激活CLVM只要在lvm.conf中設(shè)定"locking type=3"就可以了。
然后，就像平常一樣創(chuàng)建一個LVM卷組和卷，但是使用的是共享的塊設(shè)備。如果你使用的是DRBD，你將有可能使用/dev/drbd0.我創(chuàng)建了一個物理卷，然后創(chuàng)建一個名為vg01的卷組，然后創(chuàng)建一個名為web1的邏輯卷，這個卷在：/dev/vg01/web1.
最后，我們需要創(chuàng)建文件系統(tǒng)：
gfs_mkfs -t web1：mygfs -p lock_dlm -j 2 /dev/vg01/web1
-t中給定的名稱必須是集群的名稱，然后后面是你給這個文件系統(tǒng)所起的名字。只有web1集群的成員才可以載入這個文件系統(tǒng)。然后，設(shè)定分布式鎖管理器的鎖鑰類型，指明你需要兩份journal(因為這是一個雙節(jié)點集群)。如果你預(yù)計未來要增加更多的節(jié)點，那么你需要在這時設(shè)定足夠高的journal數(shù)量。
總結(jié)
我們現(xiàn)在可以開始使用這個文件系統(tǒng)了。在兩個節(jié)點上啟動"clvmd"和"gfs"服務(wù)?，F(xiàn)在你就可以通過"-t gfs"來將類型指定為GFS，從而載入文件系統(tǒng)。
在開始啟動之前，一定要設(shè)定好cman，clvmd和gfs服務(wù)。你最好能熟悉clustat和gfs_tool命令，因為在系統(tǒng)出現(xiàn)問題的時候，你可以用這些命令來查找問題所在。
不要指望GFS能很快。如果有一個節(jié)點在進行大量的寫入操作的話，那么在訪問文件系統(tǒng)的時候出現(xiàn)停頓是很正常的。對于一個數(shù)據(jù)讀取操作比數(shù)據(jù)寫入操作多得多的Web集群來說，這倒不是什么問題。如果出現(xiàn)明顯延遲，那么首先要檢查一下所有組件的狀況，然后評估正在寫入的數(shù)據(jù)。防止延遲現(xiàn)象的最常見措施就是確保HTTP對話中的數(shù)據(jù)不是寫入GFS卷。
如何查詢linux 分區(qū)是gfs格式
Linux下查看當前內(nèi)核系統(tǒng)支持的文件系統(tǒng)：
一般都在 /lib/modules/kernl-version/kernel/fs/ 目錄下包含了當前內(nèi)核版本支持的文件系統(tǒng)：
ls /lib/modules/kernl-version/kernel/fs/
1、mount 用掛載命令查看當前分區(qū)掛載的格式、類型
2、查看/etc/fstab掛載文件系統(tǒng)腳本：
less /etc/fstab文件
3、使用df -T 查看掛載的文件系統(tǒng)類型：
df -T -h
Google文件系統(tǒng)--GFS詳解
??Google File System(簡稱GFS)是適用于大規(guī)模且可擴展的分布式文件系統(tǒng)，可以部署在廉價的商務(wù)服務(wù)器上，在保證系統(tǒng)可靠性和可用 性的同時，大大降低了系統(tǒng)的成本。GFS的設(shè)計目標是高性能、高可靠、高可用性。
??GFS把機器故障視為正常現(xiàn)象，可以很好地處理系統(tǒng)故障。GFS系統(tǒng)通常會部署在上百臺甚至上千臺廉價服務(wù)器上，并會有相當多臺廉價服務(wù)器上部署GFS Client來訪問GFS服務(wù)，所以應(yīng)用故障、操作系統(tǒng)bug、連接故障、網(wǎng)絡(luò)故障、甚至機器供電故障都是經(jīng)常發(fā)生的故障。GFS系統(tǒng)可以支持系統(tǒng)監(jiān)控、故障檢測、故障容忍和自動恢復，提供了非常高的可靠性。其次，GFS系統(tǒng)中的文件一般都是大文件，且文件操作大部分場景下都是append而不是overwrite。一旦文件寫入完成后，大部分操作都是讀文件且是順序讀。
??GFS提供了非標準（比如POSIX）的文件系統(tǒng)接口，支持 create、delete、open、close、read以及write。另外GFS支持snapshot和record append操作。snapshot可以以很低的代價創(chuàng)建文件或者目錄樹的拷貝，record append可以支持多個client并發(fā)地向同一個文件append data，同時還能保證每個client的append操作的原子性。
??master記錄了文件系統(tǒng)的metadata，包括名字空間、權(quán)限控制信息、文件到chunk的mapping以及chunk的分布。master也負責chunk的lease管理、無用chunk的垃圾回收、chunk遷移等。master定期與chunkserver通信，向chunkserver發(fā)送指令并搜集chunkserver的狀態(tài)。GFS client通過GFS的API與GFS系統(tǒng)通信（讀寫數(shù)據(jù)）。client向master請求獲取metadata，真正的讀寫數(shù)據(jù)是直接與chunkserver交互。client和chunkserver都不cache文件數(shù)據(jù)。因為大部分應(yīng)用都是基于API來streaming read 大文件且系統(tǒng)的文件數(shù)據(jù)太多，所以client緩存文件數(shù)據(jù)沒有意義。chunkserver所在機器的Linux的buffer cache以及cache了頻繁訪問的數(shù)據(jù)，chunkserver也是沒有去cache文件數(shù)據(jù)的。
??單點master大大簡化了系統(tǒng)設(shè)計，因為master知曉所有的meta信息，所以可以執(zhí)行更加復雜的chunk位置分配和副本策略。但是，在讀寫數(shù)據(jù)時必須降低master的參與，以避免單點的master稱為系統(tǒng)瓶頸。client不會通過master來讀寫文件數(shù)據(jù)，但是client會向master發(fā)送查詢chunk位置分布的請求，然后client端緩存chunk的分布信息，然后直接向chunkserver讀寫數(shù)據(jù)。大致的讀過程如下：
1、client根據(jù)文件名、byte offset以及chunk size計算出要讀取的文件的chunk index
2、client通過文件名、chunk index向master查詢chunk的分布
3、master回復chunk handler以及副本分布
4、client 緩存chunk的meta信息，key由文件名和chunk index組成
5、client從chunk的分布信息中查找距離自己最新的chunkserver，并發(fā)送查詢請求。查詢請求中包括chunk hander以及byte range。后續(xù)對相同chunk的查詢不需要再次向master查詢meta信息，因為client已經(jīng)緩存了meta信息。
??chunk size是GFS系統(tǒng)的關(guān)鍵參數(shù)，通常設(shè)置為64MB，遠大于文件系統(tǒng)的block大小。每個chunk的副本都chunkserver所在機器上以Linux file存儲。之所為將chunk size定為64MB，主要有以下考慮：
1、可以減少client訪問master查詢meta信息的次數(shù)，降低master的訪問壓力。因為chunk size設(shè)計比較大，順序訪問一個超大文件時因為chunk數(shù)較少且client緩存了chunk meta信息，所以訪問master的次數(shù)就會降低。甚至，client可以緩存所有文件的chunk的meta信息，就算是隨機讀文件，master也不會成為系統(tǒng)性能瓶頸。
2、可以減少網(wǎng)絡(luò)開銷，保持client與chunkserver的TCP連接，可以執(zhí)行更多的chunk操作。
3、可以減少master上需要在內(nèi)存中記錄的meta data數(shù)據(jù)量，降低master的內(nèi)存占用。
?? size大的缺點是：小文件包含很少的chunk，甚至只有一個。這樣的話，在多個client高并發(fā)查詢該小文件時對應(yīng)的chunk會成為熱點。實際上，這種情況在GFS系統(tǒng)中很少發(fā)生，因為大部分client的操作都是順序讀大文件。但是，考慮以下場景，我們部署一個服務(wù)的二進制文件到GFS系統(tǒng)中，然后數(shù)百臺的服務(wù)器同時查詢二進制文件并啟動服務(wù)，此時該二進制文件副本所在的chunkserver立馬就會成為查詢瓶頸。當然，可以通過增加副本數(shù)和分散服務(wù)器的查詢時間來解決這種場景下的問題。
??master主要存儲三種類型的metadata：file和chunk的名字空間，file到chunk的mapping信息以及chunk的副本分布。所有的metadata都在master的內(nèi)存中存儲。前兩種meta信息可以持久化存儲，將操作日志存儲在master的本地磁盤以及將備份日志存儲在遠端機器上。master不持久化存儲chunk的副本分布信息，而是通過與chunkserver交互來獲取chunkserver上的chunk信息。
4.1 in-memory data structure
??meta信息在內(nèi)存中，所有master的操作很快。另外，master可以高效地定期在后臺scan所有的meta數(shù)據(jù)，來執(zhí)行垃圾回收、副本修復、均衡等。metadata都記錄在內(nèi)存中，所以GFS系統(tǒng)會比較關(guān)注chunk的數(shù)量以及master的可用內(nèi)存量。但是在實際場景下，這不是問題。每個64MB的chunk的metadata小于64字節(jié)，大部分的chunk都是滿負荷存儲的，除了文件最后一個chunk的空間是沒有完全被占用。由于文件的名字空間采用了前綴壓縮的方式存儲，單個文件的meta信息也是小于64字節(jié)。如果需要擴大系統(tǒng)規(guī)模的話，可以很簡單地通過增大master的內(nèi)存就可以了。相比于系統(tǒng)的高可靠、高性能和簡潔性，增加內(nèi)存是很最小的代價了。
4.2 chunk 分布
??并沒有持久化存儲chunk的副本分布信息，而是在master啟動時向chunkserver查詢其chunk信息，然后通過heartbeat來持續(xù)更新master的副本分布信息，以與chunkserver數(shù)據(jù)保持一致。GFS起初設(shè)計時嘗試將chunk的分布信息持久化存儲在master端，隨后發(fā)現(xiàn)通過master啟動時拉取然后通過heartbeat同步chunk信息的方式更簡單。因為，當chunkserver加入、退出、名字改變、重啟等行為經(jīng)常發(fā)生，這會導致維護master的chunk meta數(shù)據(jù)的正確性是非常困難的。從另一個角度考慮就是，只有chunkserver匯報的chunk信息才是集群中最真實的chunk分布，因為master不需要自己維護一個chunk分布狀態(tài)，只需要以chunkserver的狀態(tài)匯報為準即可。
4.3 操作日志
??日志記錄了GFS集群數(shù)據(jù)更改的歷史記錄。操作日志對GFS來說是至關(guān)重要的，因為它不僅是metadata的持久化記錄，還記錄了并發(fā)操作的時序。因為操作日志很重要，所以必須可靠地存儲。在metadata的change沒有持久化之前，client是不能看到的數(shù)據(jù)的更改。當client修改數(shù)據(jù)時，操作記錄需要保存在多個遠端機器上，而且只有當操作記錄持久化存儲在本地和遠端以后，才會回復client數(shù)據(jù)更改成功。
??可以通過回放操作日志來恢復文件系統(tǒng)。為了減少系統(tǒng)啟動時replay的時間，必須縮減回放的日志量。master可以定期存儲metadata的checkpoint，master重啟時可以從checkpoint加載metadata，然后回放checkpoint之后的少量日志即可。
1、client向master查詢chunk的primary所在的chunkserver以及其他副本的分布，如果沒有primary的花，master會選擇一個作為該chunk的primary
2、master回復client primary和其他副本的分布信息。client會cache返回的metadata
3、client將數(shù)據(jù)發(fā)送所有的副本。client可以以任意順序執(zhí)行。每個chunkserser都會在內(nèi)存的LRUbuffer中記錄數(shù)據(jù)。
4、當所有的副本都返回已經(jīng)接收數(shù)據(jù)成功后，client會向primary發(fā)送一個寫請求。primary會為每一個數(shù)據(jù)更改的請求附加一個序列號，數(shù)據(jù)更改是按照序列號的順序執(zhí)行的。
5、primary將數(shù)據(jù)更改同步到其他副本中，副本也是按照序列號執(zhí)行數(shù)據(jù)更改操作。
6、primary接收到其他副本回復的數(shù)據(jù)操作完成
7、primary返回client結(jié)果。期間發(fā)生的所有錯誤都會報給client。
?? GFS集群一般都會有上百臺的chunkserver，分布在多個機架上。chunkserver也會接收來自本機架或者其他機架的上百個client的查詢請求。不同機架的服務(wù)器通信可能會途徑一個或者多個交換機轉(zhuǎn)發(fā)。chunk的副本分布選擇策略主要目的是盡量提高數(shù)據(jù)的可靠性和可用性，同時最大化地充分利用網(wǎng)絡(luò)帶寬。所以，僅僅將副本跨機器部署是不夠的。GFS將副本是跨機架部署的，這樣可以保證在一個機架被損壞或者下線時，chunk至少會有副本是可用的。
?? chunk的副本在下列情況下會被創(chuàng)建：創(chuàng)建chunk、副本修復、rebalance。當master創(chuàng)建chunk時，會選擇存儲該chunk副本的chunkserver。主要考慮以下幾點：
1、新副本所在chunkserver的磁盤利用率低于系統(tǒng)的平均水平
2、限制每個chunkserver最近一段時間創(chuàng)建chunk的數(shù)量
3、每個chunk的所有副本不能都在一個機架
?? chunk的副本數(shù)少于一定數(shù)量是，master會復制一個副本。這可能發(fā)生在chunkserver宕機或者chunkserver匯報自己的副本損壞或者chunkserver所在機器的磁盤損壞等等。每個chunk 復制任務(wù)都有優(yōu)先級，按照優(yōu)先級由高到低子master中排隊等待執(zhí)行。master還會定期掃描當前副本的分布情況，一旦發(fā)現(xiàn)磁盤使用量或者機器負載不均衡，就會發(fā)起負載均衡操作。無論是chunk創(chuàng)建、chunk復制還是負載均衡，選擇chunk副本的位置的策略都是相同的，并且需要限制副本修復和均衡的速度，否則會影響系統(tǒng)的正常讀寫服務(wù)。
??Google的成功表明單master的設(shè)計師可行的。這不僅簡化了系統(tǒng)，而且能夠較好地實現(xiàn)一致性，給予性能考慮，GFS提出了“記錄至少原子性追加一次”的一致性模型。通過租約的方式將每個chunk的修改授權(quán)到chunkserver從而減少了master的負載，通過流水線的方式復制多個副本以減少延時。master維護的元數(shù)據(jù)很多，需要設(shè)計高效的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，且要保證占用內(nèi)存小和支持快照操作。支持COW的B樹可以滿足需求，但是實現(xiàn)確實相當復雜。
如何查看和停止Linux啟動的服務(wù)
1. 查看Linux啟動的服務(wù)
chkconfig --list 查詢出所有當前運行的服務(wù)
chkconfig --list atd 查詢atd服務(wù)的當前狀態(tài)
2.停止所有服務(wù)并且在下次系統(tǒng)啟動時不再啟動，如下所示：
chkconfig --levels 12345 NetworkManager off
如果想查看當前處于運行狀態(tài)的服務(wù)，用如下語句過濾即可
chkconfig --list |grep on
3.如果只是想當前的設(shè)置狀態(tài)有效，在系統(tǒng)重啟動后即不生效的話，可以用如下命令停止服務(wù)
service sshd stop
示例，可以把不需要啟動的服務(wù)寫入到一個腳本中，直接用sh 文件名一執(zhí)行就可以了
chkconfig --levels 0123456 NetworkManager off
chkconfig --levels 0123456 anacron off
chkconfig --levels 0123456 auditd off
chkconfig --levels 0123456 avahi-daemon off
chkconfig --levels 0123456 bluetooth off
chkconfig --levels 0123456 clvmd off
chkconfig --levels 0123456 cman off
chkconfig --levels 0123456 cups off
chkconfig --levels 0123456 gfs off
chkconfig --levels 0123456 gfs2 off
chkconfig --levels 0123456 hidd off
chkconfig --levels 0123456 httpd off
chkconfig --levels 0123456 iptables off
chkconfig --levels 0123456 ip6tables off
chkconfig --levels 0123456 ipvsadm off
chkconfig --levels 0123456 luci off
chkconfig --levels 0123456 mcstrans off
chkconfig --levels 0123456 pand off
chkconfig --levels 0123456 Nrestorecond off
chkconfig --levels 0123456 ricci off
chkconfig --levels 0123456 rmanager off
chkconfig --levels 0123456 saslauthd off
chkconfig --levels 0123456 sendmail off
chkconfig --levels 0123456 smb off
chkconfig --levels 0123456 snmp off
chkconfig --levels 0123456 snmptrapd off
chkconfig --levels 0123456 tog-pegasus off
chkconfig --levels 0123456 wdaemon off
linux怎么格式化gfs文件系統(tǒng)
GFS文件系統(tǒng)為分布式結(jié)構(gòu)，它是一個高度容錯網(wǎng)絡(luò)文件系統(tǒng)，主要chunkserver由一個master（主）和眾多chunkserver（大塊設(shè)備）構(gòu)成的，體系結(jié)構(gòu)如下圖：
GFS文件系統(tǒng)的工作過程：
客戶端使用固定大小的塊將應(yīng)用程序指定的文件名和字節(jié)偏移轉(zhuǎn)換成文件的一個塊索引，向master（主）發(fā)送包含文件名和塊索引的請求；
master收到客戶端發(fā)來的請求，master向塊服務(wù)器發(fā)出指示，同時時刻監(jiān)控眾多chunkserver的狀態(tài)。Chunkserver緩存master從客戶端收到的文件名和塊索引等信息。
master通過和chunkserver的交互，向客戶端發(fā)送chunk-handle和副本位置。其中文件被分成若干個塊，而每個塊都是由一個不變的，全局唯一的64位的chunk-handle標識。Handle是由master在塊創(chuàng)建時分配的。而出于安全性考慮，每一個文件塊都要被復制到多個chunkserver上，一般默認3個副本；
客戶端向其中的一個副本發(fā)出請求，請求指定了chunk handle（chunkserver以chunk handle標識chunk）和塊內(nèi)的一個字節(jié)區(qū)間。
客戶端從chunkserver獲得塊數(shù)據(jù)，任務(wù)完成。
怎么用gfs-Linux系統(tǒng)管理
GFS的精彩在于它采用了多種方法，從多個角度，使用不同的容錯措施來確保整個系統(tǒng)的可靠性。
2.1.1 系統(tǒng)架構(gòu)
GFS的系統(tǒng)架構(gòu)如圖2-1[1]所示。GFS將整個系統(tǒng)的節(jié)點分為三類角色：Client（客戶端）、Master（主服務(wù)器）和Chunk Server（數(shù)據(jù)塊服務(wù)器）。Client是GFS提供給應(yīng)用程序的訪問接口，它是一組專用接口，不遵守POSIX規(guī)范，以庫文件的形式提供。應(yīng)用程序直接調(diào)用這些庫函數(shù)，并與該庫鏈接在一起。Master是GFS的管理節(jié)點，在邏輯上只有一個，它保存系統(tǒng)的元數(shù)據(jù)，負責整個文件系統(tǒng)的管理，是GFS文件系統(tǒng)中的“大腦”。Chunk Server負責具體的存儲工作。數(shù)據(jù)以文件的形式存儲在Chunk Server上，Chunk Server的個數(shù)可以有多個，它的數(shù)目直接決定了GFS的規(guī)模。GFS將文件按照固定大小進行分塊，默認是64MB，每一塊稱為一個Chunk（數(shù)據(jù)塊），每個Chunk都有一個對應(yīng)的索引號（Index）。
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