3. Borg架构
一个Borg的Cell包括一堆机器，一个逻辑的中心控制服务叫做Borgmaster，和在每台机器上跑的Borglet的agent进程(见图1)。所有Borg的组件都是用C++写的。
3.1 Borgmaster
Cell的Borgmaster由2个进程组成，主的Borgmaster进程和一个单独的 scheduler($3.2)。主的Borgmaster处理所有客户端的RPC请求，例如修改状态(创建job)，提供数据读取服务(查找job)。它同时管理系统中所有组件(机器、task、allocs等等)的状态机，和Borglet通信，并且提供一个Sigma的备份Web UI。
Borgmaster在逻辑上是一个单进程，但实际上开了5个副本。每个副本维护了一个内存级别的cell状态拷贝，这些状态同时被记录在一个高可用、分布式、Paxos-based存储[55]放在这些副本的本地硬盘上。在一个cell里面，一个单独的被选举出来的master同时用于 Paxos leader和状态修改器，用来处理所有改变cell状态的请求，例如提交一个job或者在一个机器上终止一个task。当cell启动或前一个 master挂了时，Paxos算法会选举出一个master;这需要一个Chubby锁然后其他系统可以找到master。选举一个master或者换一个新的需要的典型事件是10s，但需要大概1分钟才能让一个大的cell内生效，因为一些内存状态要重构。当一个副本从网络隔离中恢复时，需要动态的从其他Paxos副本中重新同步自己的状态。
某个时刻的Borgmaster的状态被称为checkpoint，会被以快照形式+change log形式保存在Paxos存储里面。checkpoints有很多用途，包括把Borgmaster的状态恢复到以前的任意时刻(例如在处理一个请求之前，用来解决软件缺陷);极端情况下手动修改checkpoints，形成一个持续的事件日志供今后用;或用于线下的在线仿真。
一个高仿真的Borgmaster叫Fauxmaster，可以用来读取checkpoint文件，包括一份完整的Borgmaster的代码，和Borglet的存根接口。它接受RPC来改变状态机和执行操作，例如调度所有阻塞的tasks，我们用它来debug错误，和它交互就和 Borgmaster交互是一样的，同样我们也有一个仿真的Borglet可以用checkpoint重放真实的交互。用户可以单步调试看到系统中的所有过去的改变。Fauxmaster在这种情况下也很有用：多个这个类型的job比较合适?以及在改变cell配置前做一个安全检查(这个操作会把任何关键 jobs给踢掉吗?)
3.2 调度 schedule
当一个job被提交的时候，Borgmaster会把它持久化的存储在Paxos存储上，然后把这个 job的task放到等待(pending)的队列里面去。这个队列会被scheduler异步的扫描，然后分发task到有充足资源的机器上。 scheduler主要是处理task的，不是job。扫描从高优先级到低优先级，在同个优先级上用round-robin的方式处理，以保证用户之间的公平性和避免头上的大job阻塞住。调度算法有2个部分：可行性检查(feasibility checking)，找到一台能跑task的机器，和打分(scoring)，找个一个最合适的机器。
在可行性检查这个阶段，scheduler会找到一组机器，都满足task的约束而且有足够可用的资源 —— 包括了一些已经分配给低优先级任务的可以被腾出来的资源。在打分阶段，scheduler会找到其中“***”的机器。这个分数包括了用户的偏好，但主要是被内置的标准：例如最小化的倒腾其他task，找到已经有这个task安装包的，在电力和出错的可用域之间尽可能分散的，在单台机器上混合高低优先级的 task以保证高峰期扩容的。
Borg原来用E-PVM[4]的变种算法来打分，在异构的资源上生成一个单一的分数，在调度一个task时最小化系统的改变。但在实践中，E- PVM***把负载平均分配到所有机器，把扩展空间留给高峰期 —— 但这么做的代价是增加了碎片，尤其是对于大的task需要大部分机器的时候;我们有时候给这种分配取绰号叫“最差匹配”。
分配策略光谱的另一端是“***匹配”，把机器塞任务塞的越紧越好。这样就能留下一些空的机器给用户jobs(他们也跑存储服务)，所以处理大 task就比较直接了，不过，紧分配会惩罚那些对自己所需资源预估不足的用户。这种策略会伤害爆发负载的应用，而且对需要低CPU的批处理任务特别不友好，这些任务可以被轻易调度到不用的资源上：20%的non-prod task需要小于0.1核的CPU。
我们目前的打分模型是一个混合的，试图减少搁浅的资源 —— 一些因为这台机器上资源没被全部用掉而剩下的。比起“***匹配”，这个模型提供了3%-5%的打包效率提升(在[78]里面定义的)。
如果一台机器在打分后没有足够的资源运行新的task，Borg会驱逐(preempts)低优先级的任务，从***优先级往上踢，直到资源够用。我们把被踢掉的task放到scheduler的等待(pending)队列里面去，而不是迁移或冬眠这些task。
task启动延迟(从job提交到task运行之间的时间段)是被我们持续关注的。这个时间差别很大，一般来说是25s。包安装耗费了这里面 80%的时间：一个已知的瓶颈就是对本地硬盘的争抢。为了减少task启动时间，scheduler希望机器上已经有足够的包(程序和数据)：大部分包是只读的所以可以被分享和缓存。这是唯一一种Borg scheduler支持的数据本地化方式。顺便说一下，Borg分发包到机器的办法是树形的和BT类型的协议。
另外，scheduler用了某些技术来扩散到几万台机器的cell里面。($3.4)
3.3 Borglet
Borglet是部署在cell的每台机器上的本地Borg代理程序。它启动停止task;如果task失败就重启;通过修改OS内核设置来管理本地资源;滚动debug日志;把本机的状态上报给Borgmaster和其他监控系统。
Borgmaster每过几秒就会轮询所有的Borglet来获取机器当前的状态还有发送任何请求。这让Borgmaster能控制交流频率，避免一个显式的流控机制，而且防止了恢复风暴[9].
选举出来的master负责发送消息给Borglet并且根据响应更新cell的状态。为了性能可扩展，每个Borgmaster副本会运行一个无状态的连接分配(link shard)来处理和特定几个Borglet的交流;这个分配会在Borgmaster选举的时候重新计算。为了保证弹性，Borglet把所有状态都报上来，但是link shard会聚合和压缩这些信息到状态机，来减少选举出来的master的负载。
如果Borglet几次没有响应轮询请求，将会被标记为挂了(down)，然后上面跑的task会被重新分配到其他机器。如果通讯恢复，Borgmaster会让这个Borglet杀掉已经被分配出去的task，来避免重复。Borglet会继续常规的操作即使和Borgmaster 恢复联系，所以目前跑的task和service保持运行以防所有的Borgmaster挂了。
3.4 可扩展性
我们还不知道Borg的可扩展性极限在哪里，每次我们碰到一个极限，我们就越过去。一个单独的Borgmaster可以管理一个cell里面几千台机器，若干个cell可以处理10000个任务每分钟。一个繁忙的Borgmaster使用10-14个CPU核以及 50GB内存。我们用了几项技术来获得这种扩展性。
早期的Borgmaster有一个简单的，同步的循环来处理请求、调度tasks，和Borglet通信。为了处理大的cell，我们把 scheduler分出来作为一个单独的进程，然后就可以和别的Borgmaster功能并行的跑，别的Borgmaster可以开副本来容错。一个 scheduler副本操作一份cell的状态拷贝。它重复地：从选举出来的master获取状态改变(包括所有的分配的和pending的工作);更新自己的本地拷贝，做调度工作来分配task;告诉选举出来的master这些分配。master会接受这些信息然后应用之，除非这些信息不适合(例如，过时了)，这些会在scheduler的下一个循环里面处理。这一切都符合Omega[69]的乐观并行策略精神，而且我们最近真的给Borg添加这种功能，对不同的工作负载用不同的scheduler来调度。
为了改进响应时间，我们增加了一些独立线程和Borglet通信、响应只读RPC。为了更高的性能，我们分享(分区)这些请求给5个Borgmaster副本$3.3。***，这让99%的UI响应在1s以内，而95%的Borglet轮询在10s以内。
一些让Borg scheduler更加可扩展的东西：
分数缓存：评估一台机器的可用性和分数是比较昂贵的，所以Borg会一直缓存分数直到这个机器或者task变化了——例如，这台机器上的task结束了，一些属性修改了，或者task的需求改变了。忽略小的资源变化让缓存保质期变长。
同级别均化处理：同一个Borg job的task一般来说有相同的需求和资源，所以不用一个个等待的task每次都去找可用机器，这会把所有可用的机器打n次分。Borg会对相同级别的task找一遍可用机器打一次分。
适度随机：把一个大的Cell里面的所有机器都去衡量一遍可用性和打分是比较浪费的。所以scheduler会随机的检查机器，找到足够多的可用机器去打分，然后挑出***的一个。这会减少task进入和离开系统时的打分次数和缓存失效。适度随机有点像Sparrow [65]的批处理采样技术，同样要面对优先级、驱逐、非同构系统和包安装的耗费。
在我们的实验中($5)，调度整个cell的工作负载要花几百秒，但不用上面几项技术的话会花3天以上的时间。一般来说，一个在线的调度从等待队列里面花半秒就能搞定。
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4. 可用性
在大型分布式系统里面故障是很常见的[10,11,12]。图3展示了在15个cell里面task驱逐的原因。在Borg上跑的应用需要能处理这种事件，应用要支持开副本、存储数据到分布式存储这些技术，并能定期的做快照。即使这样，我们也尽可能的缓和这些事件造成的影响。例如，Borg：
- 自动的重新调度被驱逐的task，如果需要放到新机器上运行
- 通过把一个job分散到不同的可用域里面去，例如机器、机架、供电域
- 在机器、OS升级这些维护性工作时，降低在同一时刻的一个job中的task的关闭率
- 使用声明式的目标状态表示和幂等的状态改变做操作，这样故障的客户端可以无损的重新启动或安全的遗忘请求
- 对于失联的机器上的task，限制一定的比率去重新调度，因为很难去区分大规模的机器故障和网络分区
- 避免特定的会造成崩溃的task:机器的匹配
critical级别的中间数据写到本地硬盘的日志保存task很重要，就算这个task所属的alloc被终止或调度到其他机器上，也要恢复出来做。用户可以设置系统保持重复尝试多久：若干天是比较合理的做法。
一个关键的Borg设计特性是：就算Borgmaster或者Borglet挂了，task也会继续运行下去。不过，保持master运行也很重要，因为在它挂的时候新的jobs不能提交，或者结束的无法更新状态，故障的机器上的task也不能重新调度。
Borgmaster使用组合的技术在实践中保证99.99%的可用性：副本技术应对机器故障;管理控制应对超载;部署实例时用简单、底层的工具去减少外部依赖(译者：我猜测是rsync或者scp这种工具)。每个cell和其他cell都是独立的，这样减少了误操作关联和故障传染。为了达到这个目的，所以我们不搞大cell。
