面向系統(tǒng)內(nèi)部的訪問頻率限制服務模型

面向系統(tǒng)內(nèi)部的訪問頻率限制服務模型

一、業(yè)務維護及管理問題對于大型開放應用程序，現(xiàn)有服務接口經(jīng)常被外部調(diào)用。在不添加訪問頻率的控制策略上，這些接口可能會被過度調(diào)用。給系統(tǒng)帶來額外的負擔。過度調(diào)用,會導致兩方面的后果:接口調(diào)用者通過對服務接口的多次調(diào)用間接獲取系統(tǒng)安全信息,對系統(tǒng)造成隱患,常見的有:短時間內(nèi)對登陸服務接口,通過枚舉組合,破解用戶系統(tǒng)密碼。另一方面,因為用戶個體數(shù)量龐大,單個用戶對接口大量的調(diào)用,會影響其他用戶的服務質(zhì)量,降低系統(tǒng)的有效負荷。用戶訪問數(shù)達到一定量級的系統(tǒng)平臺均會遇到上述問題,并各自都有相應的解決方法。但現(xiàn)成的方法是,把訪問限制功能作為獨立的模塊,系統(tǒng)內(nèi)部需要使用此功能的業(yè)務,就把該模塊的拷貝納入作為業(yè)務的子模塊。這種系統(tǒng)組織方式既不利于維護,也不利于管理。而且訪問約束所適用的類型往往是固定的,不易于擴展。用戶訪問數(shù)據(jù)的存儲方面,已有的方式主要分兩種:客戶端記錄,或在服務端用數(shù)據(jù)庫存儲。前者的訪問數(shù)據(jù)可能被篡改,有安全隱患;作為一種基礎功能模塊,后者的做法代價較為昂貴,可能會占用大量的數(shù)據(jù)庫連接,降低業(yè)務處理能力。針對上述問題,本文提出一種輕型的訪問頻率限制服務模型(AccessFrequencyRestrictServiceModel,AFRSM)。此模型本身是一種面向平臺內(nèi)部的私有服務接口。系統(tǒng)邊界以內(nèi)的一切需要進行訪問頻率限制的模塊和對外服務接口均可通過簡單的協(xié)議共同使用此服務(FrequencyRestrictService,FRS)。最終達到統(tǒng)一管理和使用訪問頻率限制服務的目的。二、fysm總結(jié)2.1mmap文件群頻率限制服務(FrequencyRestrictService,FRS)作為CGI、Web-Service等公共服務接口的依賴服務,自身對性能有較高的要求。在設計模型時我們偏重其并發(fā)處理能力以及輕型的數(shù)據(jù)存儲。圖1是本文提出的頻率限制服務模型的簡要架構(gòu),它由三大塊組成:微服務器框架、MMAP文件群以及一組配置文件。其中服務器我們采用了并發(fā)度較高的epoll模型,除守護進程外還可配置n個子進程進一步增加其并發(fā)性能。服務只處理兩種類型的請求:Query和Update,分別對應FRS的查詢接口和更新接口。公共服務(記為PS)通過FRS的查詢接口可以獲知:當前用戶/當前IP是否仍對于該服務(PS)有使用權(quán),如有權(quán)使用則表示該用戶在服務(PS)中沒有被限制;反之,則表示該用戶在服務(PS)中已被約束。在FRS的核心處理模塊中,包含了一些核心算法,用以訪問和更新MMAP文件群。Config-Cache是FRS的重要組成部分之一,在守護進程啟動時,指定配置文件內(nèi)容機會被緩存在中,之后每次訪問配置文件實際上都會在內(nèi)存中命中需獲取的配置項。配置文件在此分兩種類型:(1)服務器相關的配置(srv.xml),用于指定服務器的子進程數(shù),所綁定的主機端口等;(2)業(yè)務配置(map.xml),用于注冊各個業(yè)務的頻率限制細則:業(yè)務標識、時間間隔、間隔內(nèi)最大訪問次數(shù)。2.2應用層協(xié)議的構(gòu)建FRS采用TCP協(xié)議,并在此基礎之上構(gòu)建應用層協(xié)議。由于FRS是內(nèi)部服務,不對外公開,因此不存在數(shù)據(jù)包的保密問題;同時FRS屬于輕型服務,在一次服務請求過程中不會傳輸過多數(shù)據(jù),因此不需要考慮數(shù)據(jù)包壓縮的問題。應用層協(xié)議的構(gòu)建原則是:簡單并易于擴展。HTTP-XML協(xié)議是我們所采用的應用層協(xié)議。即,使用HTTP頭描述數(shù)據(jù)包體的長度、請求命令類型等信息。具體請求/響應數(shù)據(jù)則采用XML協(xié)議描述,以便在此基礎上進行擴展修改。圖2是一個請求協(xié)議包的模板樣例。其中cmd_type={“query”,”update”};Key是調(diào)用業(yè)務的主體標識(用戶ID,IP等);而Biz_id則是在FRS中注冊的業(yè)務標識。圖3為響應協(xié)議包的模板樣例,其中result標示查詢或更新后的結(jié)果:(1)Resultquery={0:”無約束”,1:”已約束”}由于返回字段Msg中可能包含中文字符,因此響應協(xié)議包使用UTF-8編碼。2.3frs的使用模式FRS作為一種內(nèi)部服務,其使用者是位于系統(tǒng)最外層的CGI、Web-Service、其他Server等公開服務接口。通用的HTTP-XML協(xié)議使得其它服務的邏輯中可以很方便實現(xiàn)對FRS的調(diào)用。FRS的客戶端使用模式相對固定,主要分=兩個步驟:a.Query,b.Update,如圖4所示:當且僅當key在服務(BizID)中沒有被約束,調(diào)用者key才能繼續(xù)使用該業(yè)務,并在使用完畢后,必須更新記錄key對這次業(yè)務的使用情況。由于從步驟(02)開始需要依賴步驟(01)的結(jié)果,步驟(01)必須使用同步模式請求FRS。如該業(yè)務采用異步I/O模型的可能在此進行特殊處理,采取局部的同步請求。圖中描述可知FRS使用過程相對固定,并且部署的層次也比較統(tǒng)一,均在系統(tǒng)外層的公共服務,因此,凡使用到FRS的業(yè)務服務不妨使用AOP模式對此功能進行部署。三、.關鍵分析3.1關鍵節(jié)點的檢索FRS中的訪問記錄我們采用輕型的MMAP存儲,使用時只需把文件數(shù)據(jù)映射到內(nèi)存中即可。然而遍歷文件找到真正需要的數(shù)據(jù)是一項耗時的操作,尤其在文件較大的情況下。為此,本文采用泛型的鍵值索引,將MMAP文件平均劃分為m塊存儲區(qū)域(稱為關鍵節(jié)點,key-node),在目標數(shù)據(jù)存儲或檢索之前,預先為其估算出一個關鍵節(jié)點,使MMAP可以快速定位到該區(qū)域。鍵值不同的數(shù)據(jù)有可能會被安排在同一個關鍵節(jié)點中,稱為估算沖突。沖突的數(shù)據(jù)會被安排在該關鍵節(jié)點的一條沖突鏈上,進行小區(qū)域遍歷檢索。圖5上側(cè)描述的是單個MMAP文件存儲。垂直排布示意的是關鍵節(jié)點,與其緊連的是該節(jié)點的沖突鏈。沖突鏈是有長度限制的,因為m=1的極端情況下,沖突鏈將占滿整個文件,檢索算法會退化為文件遍歷檢索。較為理想的情況是盡量減少沖突鏈的長度,盡可能一次命中。當某條沖突鏈用盡的時候,我們需要考慮采用淘汰算法,將過期的節(jié)點抹掉/復用。假定允許的沖突長度為Lengthconflict(包含關鍵節(jié)點本身),每個節(jié)點存儲大小為sizenode,則可計算出MMAP文件的大小:上述的泛型是指FRS的擴展性。在FRS中通過編程擴展可以支持:以不同數(shù)據(jù)類型作為索引主鍵,只要實現(xiàn)該種數(shù)據(jù)類型的索引估算接口,和比較接口即可。其中,索引估算接口在知道關鍵節(jié)點總量m的前提下,用來計算關鍵節(jié)點。如:Integer類型的鍵值可以采用求模運算得到關鍵節(jié)點索引,而String類型則可以使用現(xiàn)成的BobHash算法;而比較接口則是在沖突鏈上用來進行鍵值比較,最終定位到目標數(shù)據(jù)。圖5下側(cè)是MMAP集群,由多個同構(gòu)的MMAP文件構(gòu)成。它適用于更大數(shù)據(jù)量存儲。假定一個MMAP群當中有n個存儲文件。即相當于將數(shù)據(jù)存儲容量擴展了n倍。根據(jù)上述說明,可得出總的數(shù)據(jù)存儲大小為總體看來,使用MMAP群模式對數(shù)據(jù)進行存儲檢索,實際上使用了2級檢索:第一級,索引到文件;第二級,索引到關鍵節(jié)點。為了使用方便,我們把上述對MMAP的訪問步驟封裝成一組操作:Init-MMAP、Find-Node、Erase-Node、Update-Node。由于MMAP是多進程共享訪問的,因此這些操作(尤其是修改文件數(shù)據(jù)的操作)都需要使用信號量互斥處理。Init-MMAP:在守護進程啟動時,根據(jù)配置文件初始化MMAP/MMAP群的規(guī)模。Create-Node:創(chuàng)建新節(jié)點。Find-Node:找到目標數(shù)據(jù)節(jié)點。Erase-Node:刪除目標節(jié)點。通常在淘汰處理時調(diào)用。Update-Node:更新目標數(shù)據(jù)節(jié)點。3.2非預期情況下的控制策略頻率限制是FRS的核心模塊之一。在保證它的有效性的前提下,我們盡量簡化了它的實現(xiàn)邏輯。它基于以下簡單的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和算法(圖6):其中Interval和Max分別是某業(yè)務ID所對應的時間間隔和限制次數(shù)(于配置文件中設定)。這兩個參數(shù)控制了個體在一個時間段內(nèi)訪問業(yè)務的次數(shù)。由算法可知,在Interval時間段內(nèi):第1次訪問一個業(yè)務時,會通過FRS創(chuàng)建一個新的記錄節(jié)點(記為node),并把node.Start和node.End更新為當前時間戳,node.Count記為1;第n次(n<=Max)訪問該業(yè)務,則保持node.Start不變,node.End更新為當前時間戳,node.Count記為n;第n次(n>Max)訪問該業(yè)務,仍然繼續(xù)保持node.Start的值不變,node.End更新為當前時間戳,但由于node.Count已到達極限值,訪問被拒絕。當且僅當,在下次訪問時滿足:解除時間間隔約束(node.end-node.start>=Interval)條件,node.start才會重置為當前時間戳?；氐教幚淼?次訪問邏輯的狀態(tài)。有兩種情況會促使FRS調(diào)用Create-Node去創(chuàng)建一個新節(jié)點:(1)第一次訪問;(2)因為節(jié)點過舊而被淘汰,需要新建。圖7展現(xiàn)了FS算法在的時間軸上可能的考察角度。情況I,在此稱為預期情況:業(yè)務被訪問的次數(shù)(n)在一個區(qū)間(t)的時間內(nèi)尚未到達極限值(max);或者在n=max的情況下,n次訪問均以較為均勻的分布出現(xiàn)在區(qū)間中,都屬于正常情況?？疾靸蓚€連續(xù)區(qū)間:[Tx,Tx+t)、[Tx+t,Tx+2t),仍然是在n=max的條件下,并假定訪問分布集中在[Tx+t/2,Tx+t)、[Tx+t,Tx+3t/2),則可能得出新區(qū)間[Tx+t/2,Tx+3t/2)的訪問次數(shù)超出max的結(jié)論。從系統(tǒng)外界看來,區(qū)間[Tx+t/2,Tx+3t/2)的訪問次數(shù)可以超過設定的極限值,因此稱為II.非預期情況。可以通過控制訪問時機構(gòu)造出II的極端情況:第1次訪問在時間點Tx發(fā)生;剩余的(max-1)次訪問控制在[Tx+t/2,Tx+t)完成;在Tx+t的時候,區(qū)間約束講被解除,并使新一輪max次的訪問全部在[Tx+t,Tx+3t/2)完成。此時在區(qū)間[Tx+t/2,Tx+3t/2)上可訪問的次數(shù)可達max*2-1次,將近是限定值的2倍。出現(xiàn)此情況,是因為在我們考察訪問區(qū)間分布時,將2個連續(xù)獨立區(qū)間聯(lián)合起來構(gòu)造新區(qū)間,并在此區(qū)間做局部分析。在訪問發(fā)生時間分布均勻的情況下,任意抽取時間軸區(qū)間,可滿足n<max;而在分布極不均勻的情況下只能確保滿足:n<=(max*2-1),這是此算法的不足。但考察III.總體呈現(xiàn),要達到極端值(max*2-1)必須由2個連續(xù)區(qū)間構(gòu)成。也就是說連續(xù)2個區(qū)間內(nèi),可以控制n<=(max*2-1)。由III.總體呈現(xiàn)可知:我們總體去考察時間軸,此算法依然可以把訪問頻率限制為maxaverage=(max*2-1)/2