ceph之rados设计原理与实现第六章：移动的对象载体——PG

PG相关重要概念

Log有一个队列，顺序记录了该PG接受的所有客户端写请求，Info则记录了该PG的Log队列最新和最旧的日志指针。
Info是PG的元数据
PG有几个副本，就有几个实例，其中有一个Primary，每个实例都有Info，Log队列。
关于Acting、Up、PG Temp：Up包含的是由Crush计算出来的OSD序列，如果计算出的OSD不合理，比如新加入的OSD没有PG的历史副本，那么就会选择合理的OSD加入PG Temp，显示指定Acting。这样就造成了Acting与Up不一致的Remapped状态。
又比如OSD故障，那么CRUSH会重新计算新的OSD作为Up的元素，此时PG存在降级对象，PG状态为降级状态Degraded。如果此时Acting再与Up不一致，则是Remapped+Degraded状态。

关于Peering、Recovery、Backfill：Peering确保PG的所有对象副本在OSD间的一致性，但为了尽快恢复业务（Peering时无法接受客户端读写请求，所以Peering时间要尽可能短），Peering过程标记出降级的PG（比如OSD故障导致PG降级）即可算完成，之后这些故障的OSD上面的数据需要通过增量日志或者全量同步的方式恢复到由CRUSH或者PG Temp计算出的新OSD上，会触发Recovery或Backfill，数据恢复的过程就是Recovery或Backfill。

关于Interval：单个Interval用于指示一个相对稳定的PG映射周期，在此期间，PG的Up与Acting、关联的存储池副本数、最小副本数以及PG数量等也没有发生变化。生成Interval的规则也比较简单，每次PG从OSD获取当前待更新的新OSDMap时，我们取其中PG关联存储池的副本数、最小副本数和PG数目，并基于CRUSH重新计算PG的Acting、Acting Primary、Up、Up Primary，然后与前一个相邻的OSDMap进行比较（epoch小一），如果上述参数中任意一个发生变化，则说明老的Interval结束，新的Interval开始，此时可以完善老的Interval中诸如first、last、acting、primary、up、up_primary、maybe_went_rw等信息。

1 PG的读写流程

每个对象对应唯一一个PG，一个PG包含多个对象，一个存储池包含多个PG，一个PG对应多个OSD（多副本，一个Primary OSD）。

第五章提到了，read、write这类BlueStore提供的API他们的粒度都是PG，PG是连接客户端与BlueStore的桥梁，PG负责将所有来自客户端的请求转换为能够被ObjectStore理解的事务，并在OSD之间分发与同步。

在第五章中提到，对于BlueStore，通过queue_transactions接口向BlueStore提交事务组完成一系列写请求。

以上跟事务相关只涉及写操作，因为只有修改操作才会改变状态导致状态不一致。

PG读写流程分一下几个阶段：
1）客户端基于对象标识中32位哈希值，通过stable_mod找到存储池中承载该对象的PGID，然后使用该PGID作为CRUSH的输入，找到对应PG当前Primary所在的OSD并发送读写请求。
2）OSD收到客户端发送的读写请求，将其封装为一个op，并基于其携带的PGID将其转发至对应的PG
3）PG收到op后，完成一系列检查，所有条件均满足后，开始真正执行op。
4）如果op只包含读操作，那么直接执行同步读（对应多副本）或者异步读（对应纠删码），见第五章read，等待读操作完成后由Primary向客户端应答。
5）如果op包含写操作，则由Primary基于op生成一个针对原始对象操作的PG事务，然后将其提交至PGBackend，由后者按照备份策略转化为每个副本真正需要执行的本地事务（应该指的是调用queue_transactions），并进行分发。当Primary收到所有副本的写入完成应答之后，对应op执行完成，由Primary向客户端回应写入完成。
其中，执行op又可以分为：
1.获取对象上下文，创建内存结构OpContext。
2.事务准备
3.事务分发与同步
其中事务准备又可以分为：
1.校验
2.更新OpContext的OI、SS（读写请求会导致对象元数据OI、SS产生变化）、将op操作转化生成存储后端可以认识的本地事务write、create、read事务，将op操作的日志添加至OpContext的Log。
而事务的同步则是第五章，以BlueStore为例，执行上述生成的已经分发到本地的本地事务write、read等事务，同步OpContext中的对象元数据OI、SS以及对象元数据Onode于数据库，完成用户数据落盘等。

与第五章的联系：
PGTransaction（op携带的write操作被do_osd_op转化为PGTransaction）PGTransaction拥有一个safe_create_traverse接口可以方便转化为存储后端认识的本地事务，比如第五章的queue_transactions会将这些BlueStore本地事务进行提交成事务组，由事务上下文TransContext异步批量处理

1.1 重要属性op、Log、OI、SS

1.1.1 对象属性OI、SS（磁盘结构）

上图结构是对象OI的磁盘结构，保存对象除快照之外的元数据。
如果该对象是克隆对象，snaps记录了其关联的快照集合，也就是这些快照回滚会回滚到该克隆对象。

上图是对象的SS属性的磁盘结构，保存对象快照及克隆信息。
clones记录了克隆对象以及与之关联的快照集合

当提到元数据，就应该回想起第五章，Ceph中BlueStore的对象元数据Onode等以及WAL日志都是利用BlueFS提供的基本API（read、write）存储在RocksDB中，同时也一定有一个对应的内存副本以支持同步至数据库。

虽然关于对象OI、SS属性的元数据并不局限于一种特定的存储后端，但是以BlueStore为例，它和Onode一样仍然是对象的元数据，所以也会有对应的内存结构用于同步于数据库RocksDB。

由于PG的读写会导致对象的元数据OI、SS变化，需要将这部分变化更新至数据库。
后面关于事务准备的描述可以看到，事务准备主要做的工作，就是将对象的OI、SS属性的内存副本更新至最新，再由第五章介绍的write函数，将内存副本的同步至数据库。

1.1.2 对象属性OI、SS（内存版本）

后面PG读写流程很大一部分都是为了更新由于读写造成对象元数据OI、SS变化的OI、SS内存版本，而他们的内存版本，存储在内存结构OpContext中。

1.1.3 OpContext

为方便起见，PG将所有来自客户端的请求和集群内部诸如执行数据恢复、Scrub等任务产生的请求都统称为op。
而OpContext是对op进一步的封装，驻留与内存。
所以op不是OpContext。
OpContext中保存了执行前后对象的属性（OI）和对象的快照和克隆信息（SS）、日志Log的集合

引入op的意义：
1）单个op可能操作多个对象（同一个对象的head对象、克隆对象），需要分别记录对应对象上下文的变化
2）如果op涉及写操作，那么会产生一条或多条新的日志（创建克隆对象）
3）如果op设计异步操作，那么需要注册一个或者多个回调函数
4）收集op相关的统计，例如读写次数、读写涉及的字节数等，并周期性地上报给Monitor，用于监控集群IOPS、带宽等。
PG处理op，即可完成一次读写I/O

1.1.4 Log

Log存储在对象的元数据omap中，每个PG的log条目由队列顺序存储指针，归属于对象的log条目存储在对象的元数据omap中。

Log基于Eversion顺序记录了所有客户端写请求的概要信息，作为故障恢复时副本之间实施增量同步（即Recovery）的依据
Log顺序记录了客户端写请求的概要信息，使用PG元数据对象的omap保存。上图是单个日志条目。

日志条目：op有五种类型的修改操作，soid为修改的对象标识，version为此次修改操作生效后的版本号。
修改操作LOST_DELETE是修复pg命令触发的，revert表示回滚到最新版本，reverting_to保存该最新版本，delete表示直接删除

Log保存的是PGTransaction（op携带的write操作被do_osd_op转化为PGTransaction）PGTransaction拥有一个safe_create_traverse接口可以方便转化为存储后端认识的本地事务，比如第五章的queue_transactions会将这些BlueStore本地事务进行提交成事务组，由事务上下文TransContext异步批量处理

1.2 消息接收与分发

每个客户端的读写请求首先被OSD封装成一个op，然后按其携带的PGID投递至某个op_shardedwq队列进行处理。
假定op_sharededwq中实际工作队列数目为s，每个工作队列需要安排t个服务线程，则简单将PGID针对队列个数s取模，即可实现PG与某个io_sharededwq队列间接绑定，使得归属同一个PG的op都进入同一个工作队列排队，这样一方面可以避免乱序，一方面也可以便于实施优先级控制。
每个工作队列内部按优先级被划分为多个优先级队列，按阈值分为严格优先级队友和普通优先级队列，每个优先级队列按照op携带的客户端地址再次划分为若干个会话子队列

比如上图，有五个工作队列，s=5，阈值为7，严格优先级队列有7、8、9、10，普通优先级队列有1、2、3。优先级1队列按客户端地址升序排列了三个会话子队列。会话子队列成员是相应客户端发送来的op。

只有严格优先级队列为空时，才能继续出队普通优先级队列中的op，
对于严格优先级队列，总是从优先级最高开始出队；
对于普通优先级队列，从哪个普通优先级队列出队完全随机，但优先级越高，概率越大

op从队列出队后，相应的服务线程被唤醒，op被转发给PG，PG开始真正处理op，处理op是一段复杂的函数调用链。

1.3 do_request

do_request作为PG处理op的第一步，主要完成一些PG级别的检查

1.4 do_op

do_op创建了OpContext，由于OpContext保存了OI和SS，所以需要先获取对象上下文（OI和SS）才能创建，这个OI可以是head对象（原始对象）属性也可以是克隆对象属性。SS则是对象的快照和克隆信息。

1.5 execute_ctx

成功获取对象上下文后，可以通过execute_ctx正式执行OpContext。

引入快照机制后，如果修改的对象存在快照，为了支持快照回滚操作，一般需要先针对原始对象执行克隆，然后才真正改写原始对象。
所以如果是写操作，需要更新op中记录的对象关联快照的信息。
execute_ctx最关键的步骤是prepare_transcation，事务准备。
事务是用于保证数据一致性最常用的手段（修改操作要么全部执行，要么全不执行，All Or Nothing），与单个OSD由ObjectStore这类事务型4本地对象存储系统负责保护数据一致性不同（单节点的All Or Noting）不同，为了保证多节点间的数据一致性即分布式一致性（多节点的All Or Nothing），则必须依赖依赖PG实现分布式的事务语义。因此客户端针对原始对象的读写请求，首先将被转化为一个PG事务，用于保证分布式一致性，然后再由Primary统一转化为各个副本的本地事务，用于保证副本的本地一致性。
其中对于读事务，同步读（多副本）在事务准备阶段就完成，直接向客户端应答，异步读（纠删码）读事务完成后再向客户端应答。
对于写事务，则由Primary负责执行副本间的本地事务分发与同步。在PG事务被转化为本地事务后，由Primary牵头，将op对应的OpContext升级为RepGather，并通过issue_repop在副本间进行分发，之后由每个副本的本地事务完成应答消息驱动，Primary不断通过eval_repop评估RepGather的当前进展，直至事务在副本之间的同步最终完成。

每个op通过如下3个步骤被转化为一个完整的PG事务：
1）do_osd_ops负责将op携带的每个操作转化为PGTransaction中的操作；
2）make_writable负责处理快照相关逻辑
3）finish_ctx则检查是否需要创建或者删除snapdir对象，生成日志，并刷新对象的OI与SS属性

生成的PGTransaction会依靠接口safe_create_traverse转化为本地事务。

make_writable：创建克隆对象，更新内存结构OpContext中的SS、Log，生成对克隆对象操作的事务

更新内存结构OpContext中的OI、对象上下文ObjectContext、Log

2.PG状态迁移

Peering

Peering有五个重要的概念
分别是past_intervals、getinfo、getlog、getmissing、activate。
他们的逻辑分别是：
past_intervals解释了什么时候peering、
GetInfo：Primary向PriorSet（参与peering的副本集合）各个副本发送Query收集Info
GetLog：Primary根据收集的Info选出权威日志
GetMissing：Primary根据权威日志与每个副本本地日志合并，来获取每个副本的missing（记录了该副本所有需要Recovery的对象信息）
Activate：固化更新后的Info（比如last_epoch_started，记录了该副本上次完成Peering的Epoch）、日志（权威日志和本地日志合并的结果、missing）于本地磁盘
Activate之后，对应的PG就可以接受读写请求或Recovery或Backfill。

1. past_intervals

此概念可以引出什么时候进行PG的Peering
判断是否需要重启Peering的法则比较简单，只要检查本次OSDMap更新之后是否会触发PG进入一个新的Interval即可。
单个Interval用于指示一个相对稳定的PG映射周期，在此期间，PG的Up与Acting、关联的存储池副本数、最小副本数以及PG数量等也没有发生变化。生成Interval的规则也比较简单，每次PG从OSD获取当前待更新的新OSDMap时，我们取其中PG关联存储池的副本数、最小副本数和PG数目，并基于CRUSH重新计算PG的Acting、Acting Primary、Up、Up Primary，然后与前一个相邻的OSDMap进行比较（epoch小一），如果上述参数中任意一个发生变化，则说明老的Interval结束，新的Interval开始，此时可以完善老的Interval中诸如first、last、acting、primary、up、up_primary、maybe_went_rw等信息。

由于客户端接受读写请求是异步执行的，所以在执行Peering时，存在一种可能即past_intervals中部分intervals期间，peering成功后客户端接收了读写请求但未完成，所以Peering期间就要获取past_intervals中的读写请求，这也是maybe_went_rw参数的意义，当新Intervals产生后，就需要设置旧Intervals的参数包括maybe_went_rw。
一旦maybe_went_rw为True，这表明该Interval期间可能接受过读写请求，需要Peering期间询问对应OSD以确认这些读写请求。
maybe_went_rw为False则可以跳过该Intervals，加速Peering，但可能会错过读写请求造成数据丢失

以Acting Primary存在，Acting中的副本个数不小于存储池最小副本数这两个规则来设置maybe_went_rw为True存在一个问题，那就是Mointer检测OSD宕掉有滞后，Acting可能会记录已经宕掉的OSD导致Peering卡住。
为了解决这个问题，OSDMap新增加了参数每个OSD的up_thru，并规定PG在切换至新的Intervals之后，成功完成Peering并重新开始接受客户端读写请求之前，必须先通知Mointor设置其归属OSD的up_thru。因此，一旦检测到Intervals期间OSD的up_thru改变，那么maybe_went_rw可以设置为True。
这样通过引入与OSD状态相关的参数up_thru，设置某个Intervals的maybe_went_rw为True的条件为：
Acting Primary存在，Acting中的副本个数不小于存储池最小副本数，该Intervals内，Acting Primary所在OSD成功更新了up_thru。

2. GetInfo

当开始Peering时，需要收集参与本次Peering的全部副本的Info，根据它们的Info中日志相关信息，选出一个拥有最完整日志（即权威日志）的副本，就可以完成副本数据间的同步。
这些参与本次Peering的全部副本的集合称作PriorSet。
构建PriorSet的过程就是逆序遍历past_intervals的过程，其中Intervals不能发生在当前Primary的last_epoch_started之前、并且maybe_went_rw不能为False，last_epoch_started记录了上次处理完Peering的OSDMap的Epoch。
Primary将首先向所有PriorSet中的副本发送Query消息，用于收集Info

3.GetLog

收集完参与本次Peering的所有副本的Info后，Primary需要在其中某个OSD选取一份权威日志（权威日志可能位于Primary上也可以位于其他副本OSD上）。

获取了权威日志后，可以依据此权威日志进行副本间的在线数据恢复，但由于CRUSH选取的Up具有随机性，所以存在Up中某些OSD因为没有PG任何历史副本或者承载的副本内容过于落后，导致它们无法通过日志以增量的方式同步（Recovery），所以需要通过在OSDMap中设置PG Temp，并显式替换CRUSH计算结果（成为Acting）

Acting中的副本必然可以通过Recovery恢复，而不在Acting中的Up副本只能通过Backfill恢复。

当PG Temp生效之后或者Acting本身就与Up一致，Primary接下来将进行日志同步（Recovery）

Primary需要拉取权威日志再与本地日志合并并解决两日志之间的分歧。
Recovery恢复对象副本间的数据需要构建每个副本的对象信息列表missing，missing是后续执行Recovery的依据。missing的构建具体如下：
与权威日志合并过程中，如果Primary发现本地有对象需要修复，则将其加入自身的missing列表。完成合并之后，开始向所有仍然能够通过Recovery恢复的副本（即Acting中的副本）发送Query消息，以获取他们的日志，收到每个副本的日志后，通过与本地日志对比（此时Primary已经完成了本地日志与权威日志的合并），Primary可以构建这些副本的missing列表，作为后续执行Recovery的依据。

4.GetMissing

每个副本的missing列表记录了所有需要通过Recovery进行修复的对象信息。missing的每个条目只需要记录如下两个重要参数：
need。指对象需要被同步至此版本号，即对象的权威版本号。
have。指对象在归属副本（或者Primary）的本地版本号
当Primary收到每个副本的本地日志后，可以通过日志合并的方式得到每个副本missing列表，也可能需要解决分歧日志。
为了解决分歧日志，我们首先将所有分歧日志按对象进行分类，即所有针对同一个对象操作的分歧日志都使用一个队列进行管理，然后逐个队列（对象）进行处理。

生成完整的missing列表之后，Primary将向状态机投递一个Activate事件，进入Started/Primary/Active/Activating状态，准备激活PG。

5.Activate

随着PG接近尾声，在PG变为Active可接受客户端读写请求之前，必须先固化本次Peering的成果，防止因为系统掉电等意外因素导致前功尽弃。同时还必须收集后续用于执行在线数据恢复所依赖的关键信息。上述过程称为激活PG
通过向状态机投递一个Activate事件，副本可以切换至Started/ReplicaActive状态，开始执行Activate操作，固化更新后的Info（包含last_epoch_started）、日志（包含missing列表）等关键元数据（比如MissingLoc）至本地磁盘。
随着PG进入Active状态，Peering正式宣告完成，此后PG可以正常处理来自客户端的请求，Recovery或者Backfill可以切换后台进行。

分布式调参思考

1.分层调参

ceph读写I/O会经历多个部分，这些部分是有顺序的，
比如写一个对象，先crush计算副本，然后monitor同步OSDMap、然后Peering，最后根据Peering结果执行BlueStore的write或者Recovery或者Backfill。
归纳出每一层关联的参数，（进行参数重要性选择），单独的小模型训练调参。
上一层模型训练好的参数结果用于下一层模型训练
这样大模型化成若干个小模型分层训练，采样同样数量的样本，训练时间下降一个数量级。

在工作负载的基础上扩展训练集输入

工作负载不仅仅I/O的混合程度，还有流量大小。
如果仅仅依靠工作负载作为输入条件，那么当ceph状态不再是active+clean时，参数将不是最优，无法适应PG状态机。
比如：当ceph状态为需要Recovery时，则会出现PG接受客户端读写与PG进行Recovery数据恢复两种情况的线程争用，调整Recovery相关约束的参数会使Recovery在争用中劣势，从而使得客户端I/O响应受影响减弱。当客户端工作负载流量下降甚至为0时，让Recovery恢复优势，可以更大程度利用资源从而增加全局I/O。