vivo 轩辕文件系统：AI 计算平台存储性能优化实践

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在早期阶段，vivo AI 计算平台使用 GlusterFS 作为底层存储基座。随着数据规模的扩大和多种业务场景的接入，开始出现性能、维护等问题。为此，vivo 转而采用了自研的轩辕文件系统，该系统是基于 JuiceFS 开源版本开发的一款分布式文件存储方案。

本文将介绍 vivo 轩辕文件系统在 JuiceFS 基础之上开发的新特性。以及 vivo 针对一些关键场景，如样本数据读取速度慢和检查点写入环节的优化措施。此外，文章还将介绍 vivo 的技术规划包括 FUSE、 元数据引擎及 RDMA 通信等方面，希望能为在大规模 AI 场景使用 JuiceFS 的用户提供参考与启发。01 计算平台引入轩辕文件存储的背景

01 计算平台引入轩辕文件存储的背景

最初，vivo 的 AI 计算平台 使用 GlusterFS ，并由该团队自行维护。在使用过程中，团队遇到了一些问题。一是处理小文件时速度变得非常缓慢；二是当需要对 GlusterFS 进行机器扩容和数据平衡时，对业务产生了较大的影响。

随后，由于早期集群容量已满且未进行扩容，计算团队选择搭建了新的集群。然而，这导致了多个集群需要维护，从而增加了管理的复杂度。此外，作为平台方，他们在存储方面的投入人力有限，因此难以进行新特性开发。

他们了解到我们互联网部门正在研发文件存储解决方案，经过深入交流和测试。最终，他们决定将其数据存储迁移至我们的轩辕文件存储系统。

轩辕文件系统基于 JuiceFS 开源版，进行了二次开发，支持多种标准访问协议，包括 POSIX、HDFS 以及 Windows 上的 CIFS 协议。此外，我们还提供了文件恢复功能，该功能参考了商用解决方案，能够按照原路径进行数据恢复。

同时，我们的系统支持客户端热升级，这一功能在开源版本中也已经实现。另外，我们还支持用户名权限管理，默认使用本地 uid/gid 进行鉴权。在此基础上，我们还参考 JuiceFS 企业版实现了用户名鉴权功能。

下图是轩辕文件系统的架构图，与 JuiceFS 类似。在底层基座方面，我们使用 TikV 存储元数据，而数据则存储在我们自研的对象存储系统中。特别值得一提的是，在 Windows 场景下，我们在 Samba 中开发了一个插件，该插件直接调用 JuiceFS API，从而为用户提供了一个在 Windows 上访问我们文件存储的通道。

目前的 AI 计算平台存储流程如下：首先获取原始数据并通过一个包含 4 万个批处理任务的系统进行处理，生成样本库。这些样本库随后在 GPU 上训练，产生模型文件，这些模型文件被传输至在线系统用于推理。原始数据及处理后的样本库直接存储在轩辕文件系统中，由于其兼容 HDFS API，Spark 可以直接处理这些数据。模型文件也保存在轩辕中，并通过其提供的CSI插件，使在线推理系统能直接挂载并读取这些文件。

02 存储性能优化

训练阶段涉及存储的主要有两个重要方面：样本读和训练过程中的检查点（ checkpoint） 保存。

环节1：加速样本读

为了提升样本加载的速度，我们开发了一个分布式读缓存层。在训练模型前，我们借助JuiceFS 提供的 warm up 功能，优先将本次训练所需的数据预加载至读缓存层。通过这种方式，训练数据可以直接从读缓存层获取，而无需从对象存储系统中拉取。通常情况下，直接从对象存储中读取数据需要花费十几至几十毫秒，但通过读缓存层则可将读取时间缩短至 10 毫秒以内，从而进显著提高了数据加载到 GPU的 速度。

环节2：检查点 （Checkpoint） 写入

在检查点写入方面，我们参考了百度的方案。具体而言，检查点数据首先被写入一个临时缓存区域（我们称之为“协管”区域，但此处可能指的是某种形式的中间缓存或暂存区），然后再逐步刷新到对象存储中。在这个过程中，我们也采用了单副本模式，因为检查点本身就是每隔一段时间保存的，即使某个时间段的检查点丢失，对整体训练的影响也是有限的。当然，我们也制定了一些策略来确保关键数据的安全性，并非所有数据都会进入这个中间缓存区域。通常，只有检查点文件和训练阶段的日志文件会被写入。如果训练中断，检查点文件可以从这个中间缓存区域中读取。

此外，当数据被写入并刷新到对象存储中时，我们并不会立即从检查点缓存中清除这些数据。因为训练过程中随时可能中断，如果此时检查点缓存中的数据被清除，而需要从对象存储中重新拉取，将会耗费较长时间。因此，我们设置了一个 TTL（生存时间）机制。例如，如果检查点数据每小时刷新一次到对象存储中，我们可以将 TTL 设置为 1.5 小时。这样，即使训练中断，我们也能确保检查点缓存中有一个最新的备份可供使用。

在开发写缓存的过程中，我们遇到了一个挑战。由于我们的客户端与写缓存之间的通信采用 gRPC 协议，该协议在数据反序列化时会重新申请内存以存储解析后的数据。在特定时间段内，如果写操作非常集中（例如在几十秒内），会导致大量的内存申请和释放。由于我们使用的是 Go 语言开发，其垃圾回收（GC）机制在这种情况下表现较慢，可能会导致写缓存的内存耗尽。

为了解决这个问题，我们调研了其他数据反序列化的方案。最终，我们采用了 Facebook 的 flatterbuffer 方案。与 gRPC 的 Pb 反序列化不同，flatterbuffer 在反序列化后可以直接使用数据，无需额外的解析步骤。通过这种方式，我们减少了内存的使用，与 Pb 相比，内存节省达到了 50%。同时，我们也对写性能进行了测试，发现使用 flatterbuffer 后，写性能提升了20%

环节3：在线推理，模型加载流量大

在用户进行在线推理时，我们注意到模型下载产生的流量极大，有时甚至会占满对象存储网关的带宽。深入分析这个场景后，我们发现存在众多实例，每个实例都会独立地将完整模型加载到内存中，并且这些实例几乎是同时开始加载模型的，这一行为造成了巨大的流量压力。

为解决此问题，我们借鉴了商业解决方案，采用了在 Pod 中实施逻辑分组的方法。在这种策略下，每个分组仅从底层存储读取一份完整模型，而分组内的各个节点则读取模型的部分文件，并通过节点间的数据共享（类似于 P2P 方式）来减少总体流量需求。这种方法显著降低了对底层对象存储带宽的占用，有效缓解了流量压力。

03 技术规划

libc 调用绕过 FUSE 内核，提升读写性能 下面这份图表来源于 ACM 期刊中的一篇论文。文中指出，在使用 FUSE 挂载时，请求的处理流程会先从用户态转移到内核态，然后再返回用户态。在这个流程中，上下文切换所带来的消耗是相当巨大的。

柱状图较高的部分代表原生的 FUSE，而柱状图较低的部分则代表经过优化的方案。

• 小文件场景：原生的 FUSE 相较于优化方案，其上下文次数切换的数量差距达到了 1000 倍；
• 大文件场景：原生的 FUSE 与优化方案之间的上下文次数切换的数量差距约为 100 倍；
• 混合负载场景：同样显示出了巨大的上下文次数切换的数量差异。

在论文中提到，链路消耗的主要来源是上下文切换。因此，我们计划在 FUSE 这一层进行优化，主要针对元数据和小文件场景。目前，我们正在进行方案选型工作。

自研元数据引擎，文件语义下沉

我们还计划开发一个自己的元数据引擎。当前，我们使用的元数据引擎是基于 TiKV 的，但 TiKV 并不具备文件语义，所有的文件语义都是在客户端实现的。这给我们的特性开发工作带来了极大的不便。

同时，当多个节点同时写入一个 key 时，事务冲突也会非常频繁。近期，我们还遇到了进程会突然卡住的问题，持续时间从几分钟到十几分钟不等。这个问题一直未能得到解决。

另外，TiKV PD 组件为主节点 Active 模式，请求上 10 万后，时延上升明显，PD 节点（112核）CPU 使用率接近饱和。因此，我们正在尝试一些方案来降低主节点的 CPU 利用率，以观察是否能改善耗时问题。我们参考了一些论文，如百度的 CFS 论文，将所有的元数据操作尽量变成单机事务，以减少分布式事务的开销。

缓存层实现 RDMA

通信关于我们机房的 GPU 节点，它们目前使用的是 RDMA 网络。与缓存层的通信仍然使用 TCP 协议。我们有规划开发一个基于 RDMA 的通信方式，以实现客户端与缓存之间的低延迟、低 CPU 消耗的通信。

通过观察客户端的火焰图，我们发现 RPC 通信的耗时仍然非常明显。虽然写缓存的处理数据只需要一两毫秒，但客户端将数据上传到整个链路的耗时可能达到五六毫秒，甚至十毫秒。在客户端 CPU 非常繁忙的情况下，这个时间可能会达到二三十毫秒。而 RDMA 本身并不怎么消耗 CPU，内存消耗也比较少，因此我们认为这是一个值得尝试的解决方案。

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