ceph体系结构
rados：reliable, autonomous, distributed object storage, rados
rados采用c++开发
对象存储
ceph严格意义讲只提供对象存储能力，ceph的块存储能力实际是基于对象存储库librados的rbd
对象存储特点
对象存储采用put/get/delete，不支持修改
对象存储结构是扁平结构，不支持多层容器嵌套结构
rados
rados集群主要由两种节点组成，osd和monitor。osd节点负责数据维护和存储，monitor节点负责检测和维护系统状态。osd和monitor节点之间相互传递节点状态信息，共同得出系统总体运行状态，并将其保存在一个全局数据结构中（集群运行图）
使用rados系统时，客户端向monitor索取最新集群运行图，然后直接在本地运算，得到存储的位置，便直接与osd通信，完成数据操作
osd，monitor，ceph客户端均可直接通信，意味osd也可以分担monitor等重要节点的部分业务，缓解节点压力
osd
osd可被抽象为系统进程和守护进程
osd节点实质是一个安装了os和fs的节点，同时还应当 保证osd拥有一定的计算能力，内存能力，网络带宽
osd的守护进程可完成osd的所有逻辑功能，包括monitor和其他osd的通信，维护系统及更新状态等
rados接收来自ceph客户端发送的数据，然后存储为对象，对象在节点是fs中的一个文件。对象存储中，是扁平结构，没有目录层次。文件只有文件id，对象内容的二进制格式和文件的元数据。文件元数据取决于客户端请求发送的一些信息，如文件创建者，创建日期，最后修改日期等
osd状态
osd状态直接影响数据重新分配
osd状态用两个维度表示：up或down（daemon和monitor连接是否正常）和in或out（osd是否有pg），两种状态叠加起来，osd总共有四种状态
up && in：osd正常工作状态
up && out：一般是osd刚启动，osd还没有pg
down && in：可能网络中断或daemon意外退出
down && out：osd无法恢复，
PG：Placement Group，用来映射osd节点和存储的对象
osd状态检测
ceph是基于通用计算机硬件构建的分布式系统，故障概率远高于专用硬件构建的分布式系统。如何检测节点故障和网络故障是ceph高可用的一个重点，ceph采用了心跳检测机制，但增加了监控维度
osd之间心跳包：如果osd之间都相互发送心跳，则时间复杂度是pow(n,2)，ceph选择仅peerOSD之间发送心跳包，这样时间复杂度是pow(n,1)。peerOSD是osd存储对象和其PG副本所在的osd。ceph同时提供公共网络（osd和客户端通信）和集群网络（osd之间通信网络），peerOSD心跳包也可按网络进行分类。
osd和monitor之间心跳包：osd之间心跳检测结果通过osd和monitor心跳包传送
数据寻址
分布式系统有两个最基本的问题：数据放在哪，数据写在哪。ceph寻址过程如图
file：面向客户的文件对象
object：面向rados的文件对象。object和file的区别是，object单元最大大小存在上限（如2MB或4MB），大于单个object单元大小的file会被切分为一系列统一大小的object进行存储
PG：一个PG负责组织多个object，一个object只能被映射在一个PG，一个PG会被映射在n多个OSD中，实际工作中，n可能大于等于2
file->object映射
将file切分为object进行存储，每个object有唯一的oid，oid可分为两部分，分别是切分的object的元数据和object在切分列表里的序号，比如某个id为filename的文件被切分为序号为0，1，2的三个object，则三个object的oid分别为filename0 filename1 filename2
此处存在一个隐含问题，及文件的id（元数据）必须不重复，否则无法映射
object->PG映射
映射公式：hash(oid) && mask -> pgid
先对oid哈希，再和mask按位与。按rados设计，PG总数应为2的整数次幂，mask的值为PG总数-1所以此映射公式含义是从总数为m的PG中随机均匀地选取一个PG，这样的话，rados保证了object和pg尽量均匀的映射
PG->OSD映射
rados使用一个名为CRUSH的算法，输入pgid，输出n个osd id，n需配置为大于等于2。CRUSH算法和pgid的映射不同，它不是固定输出结果的，而是会受到其他因素影响：系统状态和存储策略配置。
系统状态：即集群运行图。其他osd状态变化时，可能导致集群运行图变化
存储策略配置：和安全有关，即管理员指定PG分配在OSD的规则，比如亲和规则
当系统状态和存储策略配置不变时，PG和OSD的映射才是固定不变的
使用CRUSH算法的原因，一个是算法结果收到配置osd亲和的影响，还有一个是CRUSH算法稳定性的特点，即系统中加入大量osd时，大部分PG和OSD之间的映射不会改变，只有少部分映射会发生改变，并引发数据迁移
小结
三个映射没有任何全局查表的操作，唯一的全局数据结构：集群运行图，其操作与维护是轻量级的，不会对系统造成太大影响
为什么在object和osd之间引入PG
如果没有PG，(1) 则osd损坏时，或新增osd时，原有的object和osd之间的映射无法被更新 (2)有PG时，osd间心跳检测是以PG为粒度，而PG数量在每个osd是基本固定的，当文件增多，PG不会增加。如果不用PG，则osd间心跳则以文件为粒度，当object变多，心跳花的时间也会变多
存储池
一个存储池包含若干PG
存储池创建命令
ceph osd pool create {POOL_NAME} {PG_NUM} [{PGP_NUM}] [REPLICATED] [CRUSH_RULESET_NAME]
ceph osd pool create {POOL_NAME} {PG_NUM} {PGP_NUM} erasure [erasure_code_profile] [crush_ruleset_name]
pgp数目通常和pg数目一致，增加pg数量通常不会发生迁移，增加pgp数量时用户数据才会发生迁移
PGP含义：
注意到，当PG增加时，原PG分为两半，所以新PG和原PG在同一个OSD上
monitor
客户端处理数据前必须通过monitor获取集群状态图。ceph也支持只有一个monitor节点
monitor不会主动查询osd状态，而是osd给monitor主动上报osd状态
集群运行图实际是多个map统称，如monitor map, osdmap, pg map, crush map, mds map等，各运行图维护各自的运行状态。CRUSH MAP用于定义如何选择OSD，CRUSH MAP是树形结构
default下是主机，主机下是主机自己的osd。CRUSH MAP中，所有非叶节点称为桶（Bucket），所有Bucket的ID都是负数，OSD ID是正数，这样可以区分OSD的ID。选择OSD时，需要先从一个指定的bucket开始，往树底下寻找，直到到达叶节点。目前有五种算法来实现子节点的寻找，包括Uniform，List，Tree，Straw，Straw2，不同算法性能如下
monitor与客户端通信
客户端包括rbd客户端，rados客户端，ceph fs客户端等。根据通信内容分为获取OSDMAP和命令行操作
命令行操作：主要由monitor执行或monitor转发到osd执行
获取OSDMAP：因为有了集群状态图，客户端可不经过monitor直接与osd通信，所以仅需要获取OSDMAP时，客户端才需要与monitor通信。再就是客户端初始化。再就是某些特殊情况会主动获取OSDMAP，如找不到PG（PG删除或创建），存储池等空间占满，或者OSDMAP设置了暂停所有读/写，每次读写都会获取OSDMAP
monitor与osd通信
相比monitor与客户端通信，monitor与osd通信更复杂
osd定期将其PG信息发给monitor。PG信息包含PG状态，Object信息等
osd操作命令通过monitor转发给osd
数据操作流程
ceph读写仅对object的主osd进行读写，保证了数据的强一致性。primary收到写请求后，负责把数据发给副本，只有副本都成功写，primary才接收object的写请求，保证了副本一致性，写入流程可参考下图
图中先经过前述章节的数据寻址找到对应的osd，然后客户端将数据发给primary osd，primary osd再给osd副本发送数据进行写请求，副本的写请求都完成并返回给primary时，primary再返回结果给客户端
cache tiering
分布式存储一个硬件组合是一般PC+一般机械硬盘。当需要优化系统的iops时，一个方法是新增快速的存储设备作为缓存，热数据在缓存中被访问到，缩短数据的访问延时。Ceph在FireFly0.80版本开始引入这种技术，称为Cache Tiering
Cache Tiering理论基础是数据访问是不均匀的，缓存那些访问频率最高的数据（热点数据），就可以提升读写响应时间
Cache Tiering的做法是，用比如固态硬盘等快速存储设备组成一个存储池作为缓存层，用相对慢速的机械硬盘等组成冷数据存储池。缓存层采用多副本模式
Cache Tiering中有个分层代理，当缓存层中数据不再活跃时，代理会把数据从缓存层移除，放入Storage层，这种操作称为Flush刷新或Evict逐出
Cache Tiering支持几种模式
写回模式 对于写操作，在缓存层写入完成后，直接返回客户端，再由缓存层的代理线程负责写回storage层。读操作可以看是否命中，若命中直接从缓存读，若未命中则可重定向到storage层访问，然后按一定规则判断是否将未命中的数据提升到缓存层
forward模式 所有请求都重定向到storage层
readonly模式 写请求直接重定向到storage层，读请求会使用缓存命中
readforward模式 读全部重定向到storage，写请求使用写回模式
readproxy模式 写采用写回模式，读请求使用缓存层作为代理，缓存层代理去storage读，再返回给客户端，缓存层不会存储读取数据到缓存层
块存储
ceph中的块设备称为image，是精简分配的，大小可调且可存储在多个osd中，且可对数据进行条带化
条带化：一块数据不支持多个进程同时访问，当多个进程访问时，就要排队，条带化是将连续的数据分片存储，减少访问进程的等待时间。条带化可将多个磁盘驱动器合并为一个卷，这个卷的速度比单个盘的速度快很多。ceph的块设备对应lvm的逻辑卷，块设备创建时，可指定某些参数进行条带化：stripe-unit-条带大小，stripe-count-在多少数量的对象之间进行条带化
使用块设备有两种方法：(1)将块设备交给内核，成为一个虚拟块设备，就像其他块设备一样，格式化然后可以挂载使用，名字一般为/dev/rbd0... (2) 通过librbd，librados进行管理，此种方法可工虚拟机进行使用
ceph fs
ceph fs是一个可移植操作系统接口兼容的分布式存储系统，与通常的nfs一样，访问fs时需要有对应的客户端。ceph fs支持两种客户端，ceph fs fuse和ceph fs kernel，也就是有两种使用ceph fs的方式，一个是通过kernel module，内核包含了ceph fs代码；一个是通过用户空间文件系统（FUSE）。Fuse的存在是因为某种情况无法升级kernel，将ceph和kernel分开弄，就互不影响
ceph fs底层除了osd monitor，还添加了元数据服务器（MDS），cephfs要求ceph存储集群至少有一个MDS，MDS只为cephfs服务，如果不需要cephfs，则不必使用MDS
MDS即能提高集群性能，也能降低集群负载。因为MDS以mds守护进程形式工作，当对文件对象进行ls，cd这些操作，如果让osd来处理会增加负载，如果将元数据相关操作和存储分离出来，可减少osd负载和请求次数
multi active MDS
目录长度
Luminous版本后，引入了multi active MDS。当目录越来越大，这个大目录的mds会成为性能瓶颈，multi active MDS采用了折中的目录划分方法，用户可以将不同的目录绑定到不同MDS，当某个目录长度增大时，超过mds_bal_split_size（默认10000），会对目录进行分割，一般情况下不会立即分割，因为可能影响到正常操作，而是会在mds_bal_fragment_interval秒后进行分割，如果目录长度超过mds_bal_fragment_fast_factor就会马上分割目录，分割产生的子目录数位2^mds_bal_split_bits
访问频率
mds为每个目录单独维护时间衰减计数器，用于对目录片段进行读写操作，当某个目录写或读操作，会导致计数器的计数增加，当写的计数或读的计数超过mds_bal_split_wr和mds_bal_split_rd时，会触发目录拆分