Ceph中容量計算與管理的示例分析

這篇文章主要介紹Ceph中容量計算與管理的示例分析，文中介紹的非常詳細(xì)，具有一定的參考價值，感興趣的小伙伴們一定要看完！

Ceph中的容量計算與管理

在部署完Ceph集群之后，一般地我們可以通過Ceph df這個命令來查看集群的容量狀態(tài)，但是Ceph是如何計算和管理的呢？相信大家都比較好奇。因為用過 ceph df這個命令的人都會有這個疑問，它的輸出到底是怎么計算的呢？為什么所有pool的可用空間有時候等于GLOBAL中的可用空間，有時候不等呢？ 帶著這些疑問我們可以通過分析ceph df的實現(xiàn)，來看看Ceph是如何計算容量和管理容量的。

一般情況下ceph df的輸出如下所示：

ceph-df

[root@study-1 ~]# ceph df
GLOBAL:
    SIZE     AVAIL      RAW USED     %RAW USED 
    196G     99350M       91706M         45.55 
POOLS:
    NAME           ID     USED       %USED     MAX AVAIL     OBJECTS 
    rbd            1      20480k      0.02        49675M          11 
    x              2         522         0        49675M          11

GLOBAL 維度中有SIZE，AVAIL，RAW USED，%RAW USED。從上面的輸出可以看到，ceph對容量的計算其實是分為兩個維度的。一個是GLOBAL維度，一個是POOLS的維度。

POOLS 維度中有 USED，%USED，MAX AVAIL，OBJECTS。

我們這里先把注意力放在RAW USED，和AVAIL上。這個兩個分析清楚之后，其它的也就迎刃而解了。

這里我們粗略算一下GLOBAL中的RAW USED 為91706M，明顯大于下面pool 中USED 20480k*3 + 522bytes*3啊。而且各個pool的MAX AVAIL 相加并不等于GLOBAL中的AVAIL。我們需要深入代碼分析一下為什么。

分析

Ceph 命令基本上都是首先到Montior這里，如何Monitor能處理請求，就直接處理，不能就轉(zhuǎn)發(fā)。

我們看看Monitor是如何處理ceph df這個命令的。Monitor處理命令主要是在Monitor::hanlde_command函數(shù)里。

handle_command

else if (prefix == "df") {
      bool verbose = (detail == "detail");
      if (f)
        f->open_object_section("stats");
      pgmon()->dump_fs_stats(ds, f.get(), verbose);
      if (!f)
        ds << '\n';
      pgmon()->dump_pool_stats(ds, f.get(), verbose);
      if (f) {
        f->close_section();
        f->flush(ds);
        ds << '\n';
      }
    }

dump_fs_stats 對應(yīng)GLOBAL這個維度。dump_pool_stats對應(yīng)POOLS這個維度。從上面的代碼可以知道，主要是兩個函數(shù)完成了df命令的輸出。一個是pgmon()->dump_fs_stats，另一個是pgmon()->dump_pool_stats。

• GLOBAL維度

從PGMonitor::dump_fs_stats開始：

dump_fs_stats

void PGMonitor::dump_fs_stats(stringstream &ss, Formatter *f, bool verbose) const
{
  if (f) {
    f->open_object_section("stats");
    f->dump_int("total_bytes", pg_map.osd_sum.kb * 1024ull);
    f->dump_int("total_used_bytes", pg_map.osd_sum.kb_used * 1024ull);
    f->dump_int("total_avail_bytes", pg_map.osd_sum.kb_avail * 1024ull);
    if (verbose) {
      f->dump_int("total_objects", pg_map.pg_sum.stats.sum.num_objects);
    }
    f->close_section();
  }

stat_pg_update

void OSDService::update_osd_stat(vector<int>& hb_peers)
{
  Mutex::Locker lock(stat_lock);
  osd_stat.hb_in.swap(hb_peers);
  osd_stat.hb_out.clear();
  osd->op_tracker.get_age_ms_histogram(&osd_stat.op_queue_age_hist);
  // fill in osd stats too
  struct statfs stbuf;
  int r = osd->store->statfs(&stbuf);
  if (r < 0) {
    derr << "statfs() failed: " << cpp_strerror(r) << dendl;
    return;
  }
  uint64_t bytes = stbuf.f_blocks * stbuf.f_bsize;
  uint64_t used = (stbuf.f_blocks - stbuf.f_bfree) * stbuf.f_bsize;
  uint64_t avail = stbuf.f_bavail * stbuf.f_bsize;
  osd_stat.kb = bytes >> 10;
  osd_stat.kb_used = used >> 10;
  osd_stat.kb_avail = avail >> 10;
  osd->logger->set(l_osd_stat_bytes, bytes);
  osd->logger->set(l_osd_stat_bytes_used, used);
  osd->logger->set(l_osd_stat_bytes_avail, avail);
  check_nearfull_warning(osd_stat);
  dout(20) << "update_osd_stat " << osd_stat << dendl;

可以看到相關(guān)字段數(shù)值的輸出主要依賴pg_map.osd_sum的值，而osd_sum是各個osd_stat的總和。所以我們需要知道單個osd的osd_stat_t是如何計算的。

FIleStore::statfs從上面我們可以看到update_osd_stat 主要是通過osd->store->statfs(&stbuf)，來更新osd_stat的。因為這里使用的是Filestore，所以需要進(jìn)入FileStore看其是如何statfs的。

int FileStore::statfs(struct statfs *buf)
{
  if (::statfs(basedir.c_str(), buf) < 0) {
    int r = -errno;
    assert(!m_filestore_fail_eio || r != -EIO);
    assert(r != -ENOENT);
    return r;
  }
  return 0;
}

可以看到上面FileStore主要是通過::statfs()這個系統(tǒng)調(diào)用來獲取信息的。這里的basedir.c_str()就是data目錄。所以osd_sum計算的就是將所有osd 數(shù)據(jù)目錄的磁盤使用量加起來?；氐缴厦娴妮敵?，因為我使用的是一個磁盤上的目錄，所以在statfs的時候，會把該磁盤上的其它目錄也算到Raw Used中?；氐缴厦娴妮敵?，因為使用兩個OSD，且每個OSD都在同一個磁盤下，所以GLOBAL是這么算的

同上，就知道Ceph如何算Raw Used，AVAIL的。

• POOLS維度

從PGMonitor::dump_pool_stats()來看，該函數(shù)以pool為粒度進(jìn)行循環(huán)，通過 pg_map.pg_pool_sum來獲取pool的信息。其中USED，%USED，OBJECTS是根據(jù)pg_pool_sum的信息算出來的。而MAX AVAIL 是單獨算出來的。

這里有一張圖，可以幫助同學(xué)們梳理整個的流程。中間僅取了一些關(guān)鍵節(jié)點。有一些省略，如想知道全貌，可以在PGMonitor::dump_pool_stats查閱。

通過分析代碼我們知道，pool的使用空間（USED）是通過osd來更新的，因為有update（write，truncate，delete等）操作的的時候，會更新ctx->delta_stats，具體請見ReplicatedPG::do_osd_ops。舉例的話，可以從處理WRITE的op為入手點，當(dāng)處理CEPH_OSD_OP_WRITE類型的op的時候，會調(diào)用write_update_size_and_usage()。里面會更新ctx->delta_stats。當(dāng)IO處理完，也就是applied和commited之后，會publish_stats_to_osd()。

這里會將變化的pg的stat_queue_item入隊到pg_stat_queue中。然后設(shè)置osd_stat_updated為True。入隊之后，由tick_timer在C_Tick_WithoutOSDLock這個ctx中通過send_pg_stats()將PG的狀態(tài)發(fā)送給Monitor。這樣Monitor就可以知道pg的的變化了。

可用空間，即MAX AVAIL的值，計算稍微有點復(fù)雜。Ceph是先計算Available的值，然后根據(jù)副本策略再計算MAX AVAIL的值。Available的值是在get_rule_avail()中計算的。在該函數(shù)中通過get_rule_weight_osd_map()算出來一個有weight的osd列表。

注意這里的weight一般是小于1的，因為它除以了sum。而sum就是pool中所有osd weight的總和。在拿到weight列表后，就會根據(jù)pg_map.osd_stat中kb_avail的值進(jìn)行除以weight，選出其中最小的，作為Available的值。

這么描述有些抽象了，具體舉一個例子。比如這里我們的pool中有三個osd，假設(shè)kb_avail都是400G

即，

{osd_0: 0.9, osd_1, 0.8, osd_2: 0.7}。計算出來的weight值是{osd_0: 0.9/2.4，osd_1: 0.8/2.4，osd_2: 0.7/2.4}

這樣后面用osd的available 空間除以這里的weight值，這里的Available的值就是400G*0.7/2.4。這里附上一個公式，可能更直觀一些。

然后根據(jù)你的POOL的副本策略不同，POOL的AVAL計算方式也不同。如果是REP模式，就是直接除以副本數(shù)。如果是EC模式，則POOL的AVAL是Available * k / (m + k)。

所以一般情況下，各個POOL的MAX AVAIL之和與GLOBAL的AVAIL是不相等的，但是可以很接近（相差在G級別可以忽略為接近）。

總結(jié)

分析到這里，我們知道CEPH中容量的計算是分維度的，如果是GLOBAL維度的話，因為使用的是osd的所在磁盤的statfs來計算所以還是比較準(zhǔn)確的。而另一個維度POOLS

由于需要考慮到POOL的副本策略，CRUSH RULE，OSD WEIGHT，計算起來還是比較復(fù)雜的。容量的管理主要是在OSD端，且OSD會把信息傳遞給MON，讓MON來維護(hù)。

計算osd weight值比較復(fù)雜，這里附上算weight的函數(shù)，添加了一些注釋，有助于感興趣的同學(xué)一起分析。

int CrushWrapper::get_rule_weight_osd_map(unsigned ruleno, map<int,float> *pmap)
{
  if (ruleno >= crush->max_rules)
    return -ENOENT;
  if (crush->rules[ruleno] == NULL)
    return -ENOENT;
  crush_rule *rule = crush->rules[ruleno];
  // build a weight map for each TAKE in the rule, and then merge them
  for (unsigned i=0; i<rule->len; ++i) {
    map<int,float> m;
    float sum = 0;
    if (rule->steps[i].op == CRUSH_RULE_TAKE) {//如果是take的話,則進(jìn)入
      int n = rule->steps[i].arg1;
      if (n >= 0) { // n如果大于等于0的話是osd，否則是buckets
    m[n] = 1.0; // 如果是osd的話，因為這里是直接take osd，所有有沒有權(quán)重已經(jīng)不重要了
    sum = 1.0;
      } else { // 不是osd，是buckets的話
    list<int> q;
    q.push_back(n); // buckets 的id 入隊
    //breadth first iterate the OSD tree
    while (!q.empty()) {
      int bno = q.front(); // 取出buckets的id
      q.pop_front();  // 出隊
      crush_bucket *b = crush->buckets[-1-bno]; // 根據(jù)序號拿到buckets
      assert(b); // 這個buckets必須是存在的
      for (unsigned j=0; j<b->size; ++j) { // 從buckets的items數(shù)組中拿相應(yīng)的bucket
        int item_id = b->items[j];  
        if (item_id >= 0) { //it's an OSD
          float w = crush_get_bucket_item_weight(b, j);  // 拿出該osd的weight
          m[item_id] = w; // m 入隊
          sum += w; // weight加和
        } else { //not an OSD, expand the child later
          q.push_back(item_id);  // 如果不是osd，則添加其item_id,所以這里是一個樹的深度遍歷
        }
      }
    }
      }
    }
    for (map<int,float>::iterator p = m.begin(); p != m.end(); ++p) {
      map<int,float>::iterator q = pmap->find(p->first);
      // 因為我們這里傳入的pmap是沒有數(shù)據(jù)的
      // 所以第一次必中，
      if (q == pmap->end()) {
    (*pmap)[p->first] = p->second / sum;
      } else {
    // 這里還需要考慮osd在不同的buckets里的情況
    q->second += p->second / sum;
      }
    }
  }
  return 0;
}

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