Kubernetes的前世Borg系统(二)

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5.利用

Borg的主要目标之一是高效利用Google的机器,这意味着巨大的财务投资:将利用率提高几个百分点可以节省数百万美元。本节讨论和评估Borg使用的一些策略和技术。

图5:将prod和non-prod工作分离到不同的单元将需要更多的机器。

这两个图表显示如果prod和non-prod工作负载发送到单独的单元,需要多少额外的机器,使用百分比表示在一个单元中运行工作负载所需的最小机器数量。在当前和随后的CDF图中,每个单元显示的值推导自我们的实验尝试产生的不同cell大小的90%,误差条显示了尝试值的完整范围。

5.1 评估方法

我们的工作存在布局限制,需要处理稀少的工作负载峰值,机器是异构的,在从服务作业中回收的资源中运行批处理作业。所以,为了评估策略选择,需要一个比“平均利用率”更复杂的度量标准。经过多次实验,我们选择了cell compaction:给定一个工作负载,通过删除cell中的机器直到不再适应,可以发现它能适应的cell有多小,,从头开始重新包装工作负载以确保没有挂在一个糟糕的配置。这提供了干净的最终条件,促进了自动化比较(没有合成工作生成和建模的陷阱 [31])。评价技术的定量比较可以在[78]中找到:细节是令人惊讶的微妙。

不可能对真实生产单元进行实验,但可以使用Fauxmaster获得高保真的模拟结果,使用来自实际生产单元和工作负载的数据,包括其所有约束、实际限制、保留和使用数据(§5.5 )。这些数据来自2014-10-01 14:00 PDT的Borg检查点。(其他检查点产生了类似结果)。选择15个Borgcell进行报告,首先消除特殊用途、测试和小(<5000台机器)cell,然后对剩余的cell进行取样,以获得大小均匀的范围。

为了在压缩的cell中维持机器异构性,随机选择机器进行删除。为了保持工作负载的异构性,保留除了与特定机器(例如,Borglets)绑定的服务器和存储任务外的一切。为大于原cell大小一半的作业更改硬约束为软约束,并允许多达0.2%的任务等待,如果他们非常“挑剔”并只能放置在少数几台机器上; 广泛的实验表明,这产生了低方差的可重复结果。如果我们需要比原cell更大的cell,可以在压缩之前克隆原始cell几次; 如果我们需要更多cell,只需要克隆原来的cell即可。

图6:分离用户将需要更多的机器。

如果用户多于所示的阈值,针对5个不同的cell,给出了各私有单元的 Cell总数和需要的额外机器。对于具有不同随机数种子的每个cell,每个实验重复11次。在图表中,我们使用错误栏显示所需机器数量的最小值和最大值,并选择90%ile值作为“结果”-平均值或中位数并不反映系统管理员如果希望合理地确保工作负载适合时将做什么。我们认为cell压缩提供了一种公平、一致的方法来比较调度策略,它直接转化为成本/效益结果:更好的策略需要更少的机器来运行相同的工作负载。

我们的实验集中在从一个时间点调度(打包)工作负载,而不是重放长期工作负载跟踪。这部分是为了避免应对开放和封闭排队模型的困难[71,79],部分原因是传统的完成时间指标不适用于长期运行服务的环境,部分是为了提供清晰的信号进行比较,部分是因为我们不相信结果会有明显的不同,部分是一个实际问题:我们发现自己消耗了200000个Borg CPU核用于实验 - 即使按谷歌的规模,这也是一个非平凡的投资。

在产品中,针对工作负载的增长留出有效的空间,偶然的“black swan”事件,负载高峰,机器故障,硬件更新,以及大规模局部故障(e.g., a power supply bus duct)。图4显示了如果应用了cell压缩,真实的cell有多小。图中跟随的基线使用了压缩的大小。

图7:将cell细分成更小的cell将需要更多的机器。

如果将这些特定cell划分为不同数量的较小cell,则需要额外的机器(作为单个cell情况的百分比)。

5.2 cell共享

几乎所有机器同时运行着prod 和 non-prod任务:在共享的Borg cell中98%的机器,有83%跨越Borg管理的整个的机器集合。(有一些特殊用途的专用cell)。

由于很多其它组织在单独的集群中运行面向用户或批量作业,我们对如果我们也这样做会发生什么做了调查。图5显示了分离开proc和non-proc工作,在中值的cell中将需要20-30%的更多的机器来运行工作负载。这是因为proc作业总是会预留资源来处理稀有的负载高峰,但大部分时间并不使用这些资源。Borg回收利用这些未使用的资源来运行大部分non-proc工作,这样总体上就需要更少的机器了。

大部分Borg cell被数以千计的用户共享。图6显示了原因。对这个测试,如果用户的工作负载消耗了至少10TiB(或者100 TiB)的内存,就分离用户的工作负载到一个新的cell。现存的策略看起来是好的:即使是更大的极限,将需要2–16×作为一些cell,以及20–150%的额外的机器。再次,合并资源显著减少了成本。

但是可能将不相关的用户和作业类型打包到同一台机器上会导致CPU干扰,因此需要更多的机器来弥补?为了评估这一点,我们研究了在具有相同时钟速度的相同机器类型上运行的不同环境中的任务的CPI(每个指令的周期数)如何改变。在这些条件下,CPI值是可比的,并且可以用作针对性能干扰的代理,因为CPI的翻倍加倍了CPU绑定程序的运行时间。在一个星期内从约12000个随机选择的prod任务收集数据,使用[83]中描述的硬件配置架构,在5分钟的间隔内对周期和指令进行计数,并对样本进行加权,使得每秒钟的CPU时间被公平计数。结果并不清晰。

(1)我们发现CPI与在相同时间间隔内的两个测量结果正相关:机器上的总体CPU使用率,(很大程度上独立地)机器上的任务数量; 向机器添加任务使得其他任务的CPI提高0.3%(使用适合这些数据的线性模型); 将机器CPU使用率提高10%使得CPI提高小于2%。但是即使相关性在统计上是重要的,也只显示了在CPI测量中看到的方差的5%; 其他因素占主导地位,例如应用的固有差异和特定的干扰模式[24,83]。

(2)将我们从共享cell中采样的CPI与来自具有较少不同应用的几个专用cell的CPI进行比较,我们看到共享cell的平均CPI为1.58(σ= 0.35),专用cell的平均CPI为1.53(σ= 0.32)- 即,CPU在共享cell中性能降低约3%。

(3)为了解决不同cell中的应用可能具有不同工作负载或还遇到选择偏差(可能将干扰更敏感的程序已经移动到专用cell)的担忧,考察了Borglet的CPI,它在两种类型的所有机器上运行。它在专用cell中的CPI为1.20(σ= 0.29),在共享cell中的CPI为1.43(σ= 0.45),表明它在专用cell中的运行速度为1.19倍,与在共享单元中一样快,虽然这加重了轻负载机器的影响,但轻微偏差结果有利于专用cell。

图8:没有适合大多数任务的桶大小。

请求的CPU和内存的CDF要求跨越样本单元。没有一个值突出,虽然几个整数CPU核大小有点更受欢迎。

图9:“Bucketing”资源需求将需要更多的机器。

将15个单元中的CPU和存储器请求四舍五入为下一个最接近2的幂所产生的额外开销的CDF。下限和上限跨越实际值(见文本)。

这些实验证实,仓库规模的性能比较是棘手的,在[51]中加强了观察,并且还表明共享不会大大增加运行程序的成本。

但即使假设最不利的结果,共享仍然是一个胜利:CPU减速超过了几种不同划分方案所需机器的减少,共享优点适用于所有资源,包括内存和磁盘,而不仅仅是CPU 。

5.3 大细胞

Google构建了大cell,以允许运行大型计算,并减少资源碎片。通过将cell的工作负载分到多个较小的cell来测试后者的效果 - 首先随机排列作业,然后在分区之间以循环方式分配作业。图7证实使用较小cell将明显需要更多的机器。

图10:资源回收是相当有效的。

如果禁用15个代表性cell,则需要额外机器的CDF。

图11:资源估计在识别未使用的资源方面是成功的。

虚线显示了15个cell中的任务请求(极限)的CPU和内存使用率的CDF。大多数任务使用远远低于其极限,虽然少数比请求的使用了更多的CPU。实线显示出了CPU和内存保留限制率的CDF; 这些都更接近100%。直线是资源估计处理的伪像。

5.4 细粒度资源请求

Borg用户请求CPU以milli-cores为单位,内存和磁盘空间以字节为单位。(core是处理器超线程,针对机器类型的性能进行标准化)。图8显示了利用这种粒度:在所请求的内存或CPU核的数量上几乎没有明显的“sweet spots”,并且这些资源之间几乎没有明显的相关性。除了在90%及以上的内存请求稍大之外,这些分布与[68]中提出的分布非常相似。

提供一组固定大小的容器或虚拟机虽然在IaaS(基础设施即服务)提供商[7,33]中很常见,但不能很好地满足我们的需求。为了说明这一点,通过在每个资源维度上将它们四舍五入到下一个最接近的2的幂,从CPU的0.5内核和RAM的1GiB开始,对prod作业和分配(§2.4)“bucketed”CPU核和内存资源限制。图9显示这样做将需要比平均情况下多30-50%的资源。上限来自于将整个机器分配给大型任务(在压缩前将原始细胞翻两番后不适合); 下限来自于允许这些任务进入待定状态。(这小于[37]中报告的大约100%的开销,因为我们支持超过4个buckets,并允许CPU和RAM容量独立扩展。)

图12:更积极的资源估计可以回收更多的资源,对内存不足事件(OOM)几乎没有影响。

一个生产cell使用的时间线(从2013-11-11开始),5分钟窗口平均的预留和限制以及累积的内存不足事件; 后者的斜率是OOM的总速率。竖栏使用不同的资源估计设置按周分开。

5.5 资源回收

作业可以指定资源限制 - 每个任务应被授予的资源的上限。 Borg使用该限制来确定用户是否有足够的配额来接受作业,并确定特定机器是否有足够的免费资源来安排任务。正如有用户购买比所需要的更多的配额,有用户请求比任务将使用的更多的资源,因为Borg通常会杀死一个试图使用比它需要的更多的RAM或磁盘空间的任务,或节流CPU到任务所要求的。此外,某些任务偶尔需要使用其所有资源(例如,在一天的高峰时间或在应对拒绝服务攻击时),但大多数时间不会。

不是浪费当前未被消耗的已分配资源,而是估计任务将使用多少资源,并回收可以容忍低质量资源(例如批处理作业)的工作的剩余资源。这整个过程称为资源回收。该估计称为任务的预留,并且由Borgmaster每几秒钟使用由Borglet捕获的细粒度使用(资源消耗)信息来计算。初始预留被设置为等于资源请求(限制);在300s后,为了允许瞬间启动,缓慢向实际使用加上安全余量衰减。如果使用超过,预订会迅速增加。

Borg调度程序使用极限来计算prod任务的可行性(§3.2),因此调度程序从不依赖于已回收的资源,也没有暴露给资源超额订阅; 对于non-proc任务,使用现有任务的预留,以便将新任务安排到已回收的资源中。

机器在运行时可能会耗尽资源,如果这个保留(预测)是错误的 - 即使所有任务使用的资源小于其极限。如果发生这种情况,杀死或限制non-proc任务(永不处理proc任务)。

图13:调度延迟作为负载的函数。

描绘了一个可运行的线程必须等待多于1ms的时间来访问CPU的频率,并作为机器有多忙的函数。在每对竖栏中,延迟敏感的任务在左侧,批处理任务在右侧。仅在几个时间的百分比中,线程必须等待超过5ms才能访问CPU(白色栏);其它几乎不必等待更长的时间(更黑的栏)。来自从 2013年12月以来代表性单元格的数据;错误栏显示每日差异。

图10显示了更多的机器无需资源回收。大约20%的工作负载(§6.2)在中值cell的回收资源中运行。

可以在图11中看到更多细节,其中显示了预留和使用限制的比率。如果需要资源,超过其内存限制的任务将首先被抢占,而不管其优先级如何,因此任务超过其内存限制是很少见的。另一方面,CPU可以容易地被节流,因此短期峰值可以相当无害地推动使用高于预留(push usage above reservation fairlyharmlessly)。

图11表明资源回收可能是无必要保守的:在预留和使用线之间存在明显的区域。为了测试这一点,选择了一个活的生产cell,并通过减少安全边界,在第一周调整资源估计算法的参数到一个积极的设置,然后在下一周调整到基线和积极设置之间的中间设置,然后恢复到基线。图12显示发生了什么。在第二周保留明显更接近使用,第三周稍差,基准周(第一和第四周)显示了最大差距。如预期的那样,内存(OOM)事件的发生率在第2周和第3周轻微增加。在评估结果后,我们决定净收益超过了消极面,并将中等资源回收参数部署到其他 cell。

6.隔离

50%的机器运行9个或更多的任务; 一个90%ile的机器大约有25个任务,将运行大约4500个线程[83]。虽然在应用之间共享机器增加了利用率,但还需要良好的机制来防止任务彼此干扰。这都适用于安全性和性能。

6.1 安全隔离

使用Linux chroot jail作为同一台机器上多个任务之间的主要安全隔离机制。为了允许远程调试,通过使用自动分发(和撤销)ssh密钥,使得用户只有当机器在为该用户运行任务时才能访问该机器。对于大多数用户,这已被替换为borgssh命令,它与Borglet协作构建一个ssh连接到一个shell,该shell在与任务相同的chroot和cgroup中运行,从而更紧密地锁定访问。

VM和安全沙盒技术用于通过Google的AppEngine(GAE)[38]和Google Compute Engine(GCE)运行外部软件。在作为Borg任务运行的KVM进程[54]中运行每个托管的VM。

6.2 性能隔离

Borglet的早期版本具有相对原始的资源隔离实施:内存,磁盘空间和CPU周期的事后使用检查,结合使用过多内存或磁盘的任务,以及积极应用Linux的CPU优先级来控制使用太多CPU的任务。但是欺骗任务对机器上其他任务的性能影响仍然太容易,因此一些用户膨胀了他们的资源请求,以减少Borg可以与他们共同调度的任务数量,这降低了利用率。资源回收可以收回一些剩余的,但不是所有,因为涉及安全边际。在最极端的情况下,用户请求使用专用机器或cell。

现在,所有Borg任务都在基于Linux cgroup的资源容器中运行[17,58,62],Borglet操作容器设置,提供更好的控制(因为操作系统内核在循环中)。即使如此,偶尔的低级资源干扰(例如,存储器带宽或L3高速缓存污染)仍然发生,如在[60,83]中。

为了帮助过载和过量使用,Borg任务有一个应用类或appclass。最重要的区别存在于延迟敏感(LS)应用类和其余的应用类(在本文中称为批处理)中。LS任务用于面向用户的应用程序和需要快速响应请求的共享基础结构服务。高优先级LS任务得到最佳处理,并且能够一次暂时使批量任务挨饿几秒钟。

二次分割存在于可压缩资源(例如,CPU周期,磁盘I / O带宽)和不可压缩资源(例如,存储器,磁盘空间)中,可压缩资源是基于速率的并且可以通过在不杀死它的情况下降低其服务质量而从任务中回收;不可压缩资源通常不能在不杀死任务的情况下被回收。如果机器耗尽了不可压缩资源,则Borglet立即终止任务,从最低优先级到最高优先级,直到可以满足剩余保留为止。如果机器耗尽了可压缩资源,Borglet会限制使用(有利于LS任务),使得可以处理短负载高峰而不杀死任何任务。如果情况没有改善,Borgmaster将从机器中删除一个或多个任务。

Borglet中的用户空间控制循环基于预测的未来使用情况(针对prod任务)或内存压力(针对非prod的情况)给容器分配内存;处理来自内核的Out-of-Memory(OOM)事件; 并且当尝试分配超出其内存限制时,或者当过度提交的机器实际上耗尽内存时,杀死任务。 Linux的渴望文件缓存由于需要准确的内存核算,显着地使实现复杂化。

为了提高性能隔离,LS任务可以保留整个物理CPU核,从而阻止其他LS任务使用。批处理任务允许在任何核上运行,但被赋予相对于LS任务的小调度程序共享。Borglet动态调整贪婪LS任务的资源上限,以确保不会使批处理任务挨饿多分钟,在需要时选择性地应用CFS带宽控制[75];共享是不足的,因为我们有多个优先级。

像Leverich [56],我们发现标准的Linux CPU调度器(CFS)需要大量调整,以支持低延迟和高利用率。为了减少调度, CFS版本使用扩展的每个群组的负载历史[16],允许由LS任务抢占批任务,并且当多个LS任务在一个CPU上是可运行时减少调度量。幸运的是,许多应用程序使用线程请求模型,这减轻了持续负载不平衡的影响。谨慎使用cpusets将CPU核分配给具有特别紧迫延迟要求的应用程序。这些努力的一些结果如图13所示。这一领域的工作继续,添加线程布局和CPU管理,即NUMA-,超线程和功率感知(例如,[81]),并提高Borglet的控制保真度。

允许任务使用达到其限制的资源。大多数被允许超过用于诸如CPU的可压缩资源,以利用未使用(松弛)资源。只有5%的LS任务禁用此功能,可能获得更好的可预测性; 少于1%的批量任务使用此功能。默认情况下,禁止使用闲置内存,因为这增加了任务被终止的机会,但即使如此,10%的LS任务会覆盖此功能,而且79%的批处理任务这样做,因为这是MapReduce框架的默认设置。这补充了回收资源的结果(§5.5)。批处理任务会随机利用未使用的以及回收的内存:大多数时间这是可行的,虽然偶尔当一个LS任务急需资源时,批处理任务会被牺牲。

7.相关工作

已经研究了几十年的资源调度,在不同的上下文中,如广域HPC超级计算网格,工作站网络和大规模服务器集群。在这里只关注大型服务器集群环境中最有意义的工作。

最近的一些研究分析了来自Yahoo!,Google和Facebook的集群跟踪[20,52,63,68,70,80,82],并说明了这些现代数据中心和工作负载中固有的规模和异构性的挑战。 [69]包含集群管理器架构的分类。

Apache Mesos [45]使用基于供应的机制在中央资源管理器(有点像Borgmaster减去其调度程序)和多个“框架”(如Hadoop [41]和Spark [73])之间划分资源管理和放置功能。 Borg主要使用基于请求的机制来集中化这些功能,这种机制可以很好地扩展。 DRF [29,35,36,66]最初是为Mesos开发的; Borg使用优先级和许可配额来代替。Mesos开发商已经宣布扩展Mesos以包括投机的资源分配和回收,并解决[69]中确定的一些问题。

YARN [76]是一个以Hadoop为中心的集群管理器。每个应用程序都有一个管理器,它与中央资源管理器协商所需的资源; 这与Google MapReduce作业自2008年以来用于从Borg获取资源的方案大致相同.YARN的资源管理器最近才变得容错。相关的开源工作是Hadoop容量调度器[42],它为容量保证,分层队列,弹性共享和公平性提供多租户支持。 
YARN最近已经扩展到支持多种资源类型,优先级,抢占和高级准入控制[21]。俄罗斯方块研究原型[40]支持工时感知的(makespan-aware)作业打包。

Facebook的Tupperware [64]是一个类似Borg的系统,用于在群集上调度cgroup容器; 只有一些细节已经被公开,尽管它似乎提供了一种资源回收的形式。 Twitter有开源的Aurora [5],一个类似Borg的调度器,用于在Mesos之上运行的长时间运行的服务,配置语言和状态机类似于Borg。 
Microsoft的Autopilot系统提供了“自动化软件配置和部署; 系统监控; 执行修复动作来处理软件和硬件故障“。Borg生态系统提供了类似的功能,但限于篇幅这里不做讨论; Isaard [48]概述了我们坚持的许多最佳实践。

Quincy [49]使用网络流模型为几百个节点的集群上的数据处理DAG提供公平性和数据位置感知调度。Borg使用配额和优先级在用户之间共享资源,并扩展到数万台机器。Quincy直接处理执行图,而这是单独构建在Borg的顶部。

Cosmos [44]专注于批处理,重点是确保其用户能够公平地访问他们捐赠给集群的资源。它使用每个工作管理器(per-job manager)来获取资源; 几个细节是公开的。

微软的Apollo系统[13]使用每个作业调度器进行短期批处理作业,以在看来与Borg cell大小相同的集群上实现高吞吐量。 Apollo使用机会主义执行低优先级后台工作,以多日排队延迟为代价(有时)来提高利用率。Apollo节点提供任务的开始时间的预测矩阵作为两个资源维度上大小的函数,其中调度器结合启动成本的估计及远程数据访问以进行布置决定,由随机延迟调制以减少冲突。Borg使用中央调度器基于先前分配的状态来布置决定,能处理更多的资源维度,并专注于高可用性、长期运行的应用程序的需求; Apollo可以处理更高的任务到达率。

阿里巴巴的Fuxi [84]支持数据分析工作负载;它从2009年开始运行。像Borgmaster一样,中央FuxiMaster(复制用于容错)从节点收集资源可用性信息,接受来自应用程序的请求,并将一个匹配到另一个。Fuxi增量调度策略与Borg的等价类相反:Fuxi不是将每个任务与一组合适的机器相匹配,而是将新可用资源与积压的待处理工作进行匹配。像Mesos一样,Fuxi允许定义“虚拟资源”类型。只有合成工作负载结果是公开的。

Omega [69]支持多个平行的,专门的“垂直”,每个大致相当于Borgmaster减去其持久存储和链接分片。 Omega调度器使用乐观并发控制来操作存储在中央持久存储器中的期望和观察到的cell状态的共享表示,其通过单独的链路组件被同步到Borglet。Omega架构旨在支持多个不同的工作负载,这些工作负载具有特定于应用程序的RPC接口,状态机和调度策略(例如,长期运行的服务器,来自各种框架的批处理作业,基础架构服务(如集群存储系统),虚拟机Google Cloud Platform)。另一方面,Borg提供了“一个适合所有”的RPC接口,状态机语义和调度器策略,随着时间的推移,由于需要支持许多不同的工作负载,它们的规模和复杂性都有所增长,可扩展性尚未成为问题(§3.4)。

Google的开源Kubernetes系统[53]将应用程序放置在Docker容器[28]中(在多个主机节点上)。它运行在裸机(如Borg)和各种云托管提供者中,如Google Compute Engine。它是由许多建立Borg的工程师积极开发的。 Google提供了一个名为Google Container Engine的托管版本[39]。将在下一节讨论如何将Borg的教训应用于Kubernetes。

高性能计算团体在这一领域有着悠久的工作传统(例如,Maui,Moab,Platform LSF [2,47,50]); 然而,规模、工作负载和容错的要求不同于谷歌的cell。通常,这样的系统通过具有等待工作的大积压(队列)来实现高利用率。

虚拟化提供商如VMware [77]和数据中心解决方案提供商(如HP和IBM [46])提供集群管理解决方案,通常扩展到O(1000)机器。此外,几个研究团体具有以某些方式改进调度决策质量的原型系统(例如,[25,40,72,74])。

最后,正如已经指出的,管理大规模集群的另一个重要部分是自动化和“运算符scaleout”。 [43]描述了如何计划故障,多租户,健康检查,准入控制和可重新启动性对于每个操作者完成大量机器是必要的。Borg的设计理念是类似的,能够为每个操作员(SRE)支持数万台机器。

8.经验教训和未来工作

本节讲述了十多年来在生产中操作Borg所学到的一些定性教训,并描述了在设计Kubernetes时如何利用这些观察结果[53]。

8.1经验教训:坏的方面

从Borg的一些特性开始,作为告诫和在Kubernetes中知情的替代设计。 
作为任务的唯一分组机制,作业是限制性的。 Borg没有一流的方式来管理整个多作业服务作为一个单一的实体,或指的是服务的相关实例(例如,canary和生产轨迹)。作为一个黑客,用户在作业名称中编码服务拓扑,并构建更高级别的管理工具来解析这些名称。在范围的另一端,不可能引用作业的任意子集,这导致诸如滚动更新和作业调整大小的不灵活语义问题。 
为了避免这种困难,Kubernetes拒绝了作业概念,而是使用标签组织调度单元(pods) - 用户可以附加到系统中任何对象的任意键/值对。同等的,可以通过附加到一个作业上实现Borg作业:将作业名标签附加到一组pod,但是也可以表示任何其他有用的分组,例如服务,层或发行类型(例如,生产、分段、测试)。 Kubernetes中的操作通过标签查询来识别其目标,该查询选择了将应用操作的对象。这种方法比作业的单个固定分组提供更多的灵活性。

每个机器一个IP地址使事情复杂化。在Borg中,机器上的所有任务都使用其主机的单个IP地址,从而共享主机的端口空间。这导致了一些困难:Borg必须调度作为资源的端口; 任务必须预先声明需要多少个端口,并且愿意在启动时被告知使用哪些端口;Borglet必须强制端口隔离;并且命名和RPC系统必须处理端口和IP地址。

由于Linux命名空间,虚拟机,IPv6和软件定义网络的出现,Kubernetes可以采取对用户更加友好的方法,消除这些复杂性:每个pod和服务都有自己的IP地址,允许开发人员选择端口,而不是要求软件适应选择,并消除了管理端口的基础架构复杂性。

针对高级用户进行优化,牺牲了休闲用户。Borg提供了一大套针对“超级用户”的功能,以便用户可以微调程序运行方式(BCL规范列出约230个参数):最初的重点是支持谷歌上最大的资源消费者,他们的效率增益是至关重要的。不幸的是,这种API的丰富性使事情变得更难针对“休闲”用户,而限制了其发展。解决方案是构建在Borg之上运行的自动化工具和服务,并通过实验确定合适的设置。这些都受益于容错应用程序提供的实验自由:如果自动化出现错误,这是一个麻烦事,而不是灾难。

8.2经验教训:好的方面

另一方面,一些Borg的设计特性已经非常优越,并经受住了时间的考验。 
Allocs是有用的。 Borg alloc抽象概念产生了广泛使用的日志存储模式(§2.4),另一个流行的模式是简单的数据加载器任务定期更新Web服务器使用的数据。Allocs和包允许这种帮助服务由不同的团队开发。

Kubernetes中同alloc等价的是pod,它是一个或多个容器的资源封装,这些容器总是被调度到同一机器上并且可以共享资源。Kubernetes在相同的pod中使用辅助容器代替alloc中的任务,但是想法是一样的。

集群管理不仅仅是任务管理。尽管Borg的主要作用是管理任务和机器的生命周期,但是运行在Borg上的应用程序可以从许多其他集群服务中受益,包括命名和负载平衡。 Kubernetes使用服务抽象支持命名和负载平衡:服务具有名称和由标签选择器定义的动态pod集。群集中的任何容器都可以使用服务名称连接到服务。在封面下,Kubernetes自动负载平衡与标签选择器匹配的pod中的服务连接,并且跟踪pod在由于故障而随着时间重新安排时运行的位置。

内省是至关重要的。虽然Borg几乎总是“只是工作”,当出了问题,找到根本原因可能是挑战性的。Borg中一个重要的设计决策是要向所有用户显示调试信息,而不是隐藏:Borg有成千上万的用户,所以“自助”必须是调试的第一步。虽然这使得更难以轻视特性和改变用户依赖的内部策略,但它仍然是一个赢家,还没有找到任何现实的替代品。为了处理大量数据,提供了多个级别的UI和调试工具,因此用户可以快速识别与其作业相关的异常事件,然后从其应用程序和基础架构本身深入查看详细的事件和错误日志。 
Kubernetes旨在复制Borg的许多内省技术。例如,它附带了诸如cAdvisor [15]等用于资源监视和基于Elasticsearch / Kibana [30]和Fluentd [32]的日志聚合的工具。可以查询主机的对象状态的快照。Kubernetes具有统一的机制,所有组件都可以用来记录事件(例如,被调度的pod,容器失败),这些事件对客户端也是可用的。

主机是分布式系统的内核。Borgmaster最初设计为一个单片系统,但随着时间的推移,它变得更像一个内核,位于服务生态系统的核心,协作管理用户作业。例如,将调度程序和主UI(Sigma)拆分为单独的进程,并增加了服务用于准入控制、垂直和水平自动缩放,重新打包任务,定期作业提交(cron),工作流管理以及用于离线查询的归档系统操作。总之,这使得能够在不牺牲性能或可维护性的情况下扩展工作负载和功能集。

Kubernetes架构更进一步:它的核心有一个API服务器,只负责处理请求和操作底层状态对象。集群管理逻辑被构建为小的可组合的微服务(该API服务器的客户端),例如复制控制器,用于在面对故障时保持pod的期望数量的副本,以及节点控制器,用于管理机器生命周期。

8.3结论

在过去十年里,几乎所有的Google集群工作负载都转而使用Borg。我们继续发展它,并将从中学到的教训应用到Kubernetes。

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