Ceph源码解析：PG peering

Posted 2020-07-22 陈小跑

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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了Ceph源码解析：PG peering相关的知识，希望对你有一定的参考价值。

集群中的设备异常(异常OSD的添加删除操作)，会导致PG的各个副本间出现数据的不一致现象，这时就需要进行数据的恢复，让所有的副本都达到一致的状态。

一、OSD的故障和处理办法：

1. OSD的故障种类：

故障A：一个正常的OSD 因为所在的设备发生异常，导致OSD不能正常工作，这样OSD超过设定的时间就会被 out出集群。

故障B：一个正常的OSD因为所在的设备发生异常，导致OSD不能正常工作，但是在设定的时间内，它又可以正常的工作，这时会添加会集群中。

2. OSD的故障处理：

故障A：OSD上所有的PG，这些PG就会重新分配副本到其他OSD上。一个PG中包含的object数量是不限制的，这时会将PG中所有的object进行复制，可能会产生很大的数据复制。

故障B：OSD又重新回到PG当中去，这时需要判断一下，如果OSD能够进行增量恢复则进行增量恢复，否则进行全量恢复。（增量恢复：是指恢复OSD出现异常的期间，PG内发生变化的object。全量恢复：是指将PG内的全部object进行恢复，方法同故障A的处理）。

需要全量恢复的操作叫做backfill操作。需要增量恢复的操作叫做recovery操作。

二、概念解析：

1.osdmap：集群所有osd的集合，包括每个osd的ip & state（up or down）

2.acting set & up set：每个pg都有这两个集合，acting set中保存是该pg所有的副本所在OSD的集合，比如acting[0,1,2]，就表示这个pg的副本保存在OSD.0 、OSD.1、OSD.2中，而且排在第一位的是OSD.0 ，表示这个OSD.0是PG的primary副本。在通常情况下 up set 与 acting set是相同的。区别不同之处需要先了解pg_temp。

3.Epoch：osdmap的版本号，单调递增，osdmap每变化一次加1

4.current_interval & past interval：一个epoch序列，在这个序列内，这个PG的acting set没有变化过,current是当前的序列，past是指过去的interval。

last_epoch_started：上次经过peering后的osdmap版本号epoch。

last_epoch_clean：上次经过recovery或者backfill后的osdmap版本号epoch。

（注：peering结束后，数据的恢复操作才刚开始，所以last_epoch_started与last_epoch_clean可能存在不同）。

例如:

ceph 系统当前的epoch值为20， pg1.0 的 acting set 和 up set 都为[0,1,2]

osd.3失效导致了osd map变化，epoch变为 21
osd.5失效导致了osd map变化，epoch变为 22
osd.6失效导致了osd map变化，epoch变为 23

上述三次epoch的变化都不会改变pg1.0的acting set和up set

osd.2失效导致了osd map变化，epoch变为 24

此时导致pg1.0的acting set 和 up set变为 [0,1,8]，若此时 peering过程成功完成，则last_epoch_started 为24

osd.12失效导致了osd map变化，epoch变为 25

此时如果pg1.0完成了recovery，处于clean状态，last_epoch_clean就为25

osd13失效导致了osd map变化，epoch变为 26

epoch 序列 21,22,23,23 就为pg1.0的past interval

epoch 序列 24,25,26就为 pg1.0的current interval

5.authoritative history：完整的pg log操作序列

6.last epoch start：上次peering完成的epoch

7.up_thru：一个past interval内，第一次完成peering的epoch

8.pg_temp : 假设当一个PG的副本数量不够时，这时的副本情况为acting/up = [1,2]/[1,2]。这时添加一个OSD.3作为PG的副本。经过crush的计算发现，这个OSD.3应该为当前PG的primary，但是呢，这OSD.3上面还没有PG的数据，所以无法承担primary，所以需要申请一个pg_temp，这个pg_temp就还采用OSD.1作为primary，此时pg的集合为acting，pg_temp的集合为up。当然pg与pg_temp是不一样的，所以这时pg的集合变成了[3,1,2]/[1,2,3]。当OSD.3上的数据全部都恢复完成后，就变成了[3,1,2]/[3,1,2]。

9.pg_log：pg_log是用于恢复数据重要的结构，每个pg都有自己的log。对于pg的每一个object操作都记录在pg当中。

__s32 op; 操作的类型
hobject_t soid; 操作的对象
eversion_t version, prior_version, reverting_to; 操作的版本

三、peering具体流程

算法流程图：

Peering：互为副本的三个(此处为设置的副本个数，通常设置为3)pg的元数据达到一致的过程。官方解释如下：

the process of bringing all of the OSDs that store a Placement Group (PG) into agreement about the state of all of the objects (and their metadata) in that PG. Note that agreeing on the state does not mean that they all have the latest contents.

primary PG和raplica PG：互为副本的三个pg中，有一个主，另外两个为辅；其中为主的称为primary PG，其他两个都称为replica PG。

1、peering过程的影响

故障osd重新上线后，primary PG和replica PG会进入不同的处理流程。primary PG会先进入peering状态，在这个状态的pg暂停处理IO请求，在生产环境中表现为集群部分IO不响应，甚至某些云主机因为等待IO造成应用无法正常处理。下面就peering过程的主要操作结合源码进行分析。

2、peering过程分析

pg是由boost::statechart实现的状态机，peering经历以下主要过程：

1、GetInfo:

1.1、选取一个epoch区间，对区间内的每个epoch计算其对应的acting set、acting primary、up set、up primary，将相同的结果作为一个interval；

pg->generate_past_intervals();

调用generate_past_intervals()函数，生成past_interval序列。首先确定查找interval的start_epoch（history.last_epoch_clean 上次恢复数据完成的epoch）和end_epoch（history.same_interval_since 最近一次interval的起始epoch）。确定了start_epoch和end_epoch之后，循环这个两个版本间的所有osdmap，确定pg成员变化的区间interval。

1.2、判断每个interval，将up状态的osd加入到prior set；同时将当前的acting set和up set加入到prior set；

pg->build_prior(prior_set);

据past_interval生成prior set集合。确定prior set集合，如果处于当前的acting和up集合中的成员，循环遍历past_interval中的每一个interval，interval.last >= info.history.last_epoch_started、! interval.acting.empty()、interval.maybe_went_rw，在该interval中的acting集合中，并且在集群中仍然是up状态的。

1.3、向prior_set中的每个up状态的osd发送Query INFO请求，并等待接收应答，将接收到的请求保存到peer_info中；

context< RecoveryMachine >().send_query(
                peer, pg_query_t(pg_query_t::INFO,
                                 it->shard, pg->pg_whoami.shard,
                                 pg->info.history,
                                 pg->get_osdmap()->get_epoch()));

根据priorset 集合，开始获取集合中的所有osd的info。这里会向所有的osd发送请求info的req(PG::RecoveryState::GetInfo::get_infos())。发送请求后等待回复。

1.4、收到最后一个应答后，状态机post event到GotInfo状态；如果在此期间有一个接收请求的osd down掉，这个PG的状态将持续等待，直到对应的osd恢复；

boost::statechart::result PG::RecoveryState::GetInfo::react(const MNotifyRec &infoevt)
回复处理函数。主要调用了pg->proc_replica_info进行处理：1.将info放入peerinfo数组中。2.合并history记录。在这里会等待所有的副本都回复info信息。进入下一个状态GetLog。

2、GetLog：

2.1、遍历peer_info，查找best info，将其作为authoritative log；将acting set/peer_info中将处于complete状态的pg以及up set的所有pg存入acting_backfill；

pg->choose_acting(auth_log_shard,
&context< Peering >().history_les_bound)

通过pg->choose_acting(auth_log_shard)选择acting集合和auth_osd.

choose_acting中主要进行了两项重要的措施：

find_best_info，查找一个最优的osd。在 find_best_info中查找最优的osd时，判断的条件的优先级有三个：最大的last_update、最小的log_tail、当前的primary。

map<pg_shard_t, pg_info_t>::const_iterator auth_log_shard =
find_best_info(all_info, history_les_bound);

calc_replicated_acting ，选择参与peering、recovering的osd集合。

up集合中的成员。所有的成员都是加入到acting_backfilling中，如果是incomplete状态的成员或者日志衔接不上的成员(cur.last_update<auth.log_tail)则添加到backfill中，否则添加到want成员中。

acting集合中的成员，该组内的成员不会添加到backfill中，所以只需要判断如果状态是complete并且日志能够衔接的上，则添加到want和acting_backfilling中。

其他prior中的osd成员处理同acting一致。

经过这一步可知，acting_backfilling的成员（可用日志恢复数据，或者帮助恢复数据的成员），backfill的成员（只能通过其他的osd上pg的数据进行全量拷贝恢复），want的成员（同样在acting_backfill中，但是不同于backfill的成员）。

calc_ec_acting。ceph有两种pool，一种是副本类型pool，一种是纠删码类型pool（类似RAID）。具体实现后续补充，今天太晚了，有空看代码补补。

2.2、如果计算出的authoritative log对应的pg是自身，直接post event到GotLog；否则，向其所在的osd发送Query Log请求；

context<RecoveryMachine>().send_query(
        auth_log_shard,
        pg_query_t(
            pg_query_t::LOG,
            auth_log_shard.shard, pg->pg_whoami.shard,
            request_log_from, pg->info.history,
            pg->get_osdmap()->get_epoch()));

2.3、接收请求的osd应答，并将获取的log merge到本地，状态机post event到GetMissing；如果收不到应答，状态将持续等待；

boost::statechart::result PG::RecoveryState::GetLog::react(const GotLog &)

{
    dout(10) << "leaving GetLog" << dendl;
    PG *pg = context< RecoveryMachine >().pg;
    if (msg)
    {
        dout(10) << "processing master log" << dendl;
        pg->proc_master_log(*context<RecoveryMachine>().get_cur_transaction(),
                            msg->info, msg->log, msg->missing,
                            auth_log_shard);//log处理函数
    }
    pg->start_flush(
        context< RecoveryMachine >().get_cur_transaction(),
        context< RecoveryMachine >().get_on_applied_context_list(),
        context< RecoveryMachine >().get_on_safe_context_list());
   return transit< GetMissing >();//跳转到GetMissing
}

void PG::proc_master_log(
    ObjectStore::Transaction &t, pg_info_t &oinfo,
    pg_log_t &olog, pg_missing_t &omissing, pg_shard_t from)
{
    dout(10) << "proc_master_log for osd." << from << ": "
             << olog << " " << omissing << dendl;
    assert(!is_peered() && is_primary());

    // merge log into our own log to build master log. no need to
    // make any adjustments to their missing map; we are taking their
    // log to be authoritative (i.e., their entries are by definitely
    // non-divergent).
    merge_log(t, oinfo, olog, from);//该函数对log进行合并，形成一个权威顺序完整的一个log。包括日志前后的修补，而且最重要的是修补的过程中，统计了本地副本中需要恢复object的情况missing.add_next_event(ne)。这里已经开始统计missing结构了。
    peer_info[from] = oinfo;//保存来自best_log的oinfo到本地的peer-info数组中。
    dout(10) << " peer osd." << from << " now " << oinfo << " " << omissing << dendl;
    might_have_unfound.insert(from);

    // See doc/dev/osd_internals/last_epoch_started
    if (oinfo.last_epoch_started > info.last_epoch_started)
    {
        info.last_epoch_started = oinfo.last_epoch_started;
        dirty_info = true;
    }
    if (info.history.merge(oinfo.history)) //对history信息进行合并。
        dirty_info = true;
    assert(cct->_conf->osd_find_best_info_ignore_history_les ||
           info.last_epoch_started >= info.history.last_epoch_started);

    peer_missing[from].swap(omissing);//将missing结构统计到本地的peer_missing结构中。
}

auth_log：一个是auth_log的合并，最大最权威的log，恢复数据要根据这里进行。

missing：另外就是合并log过程中发现本地副本需要恢复的object集合。

omissing：auth_osd需要进行恢复的object集合。

3、GetMissing：

3.1、遍历acting_backfill，向与primary pg log有交集的pg所在的osd发送Query Log请求；将剩余没有交集的pg放入peer_missing，生成missing set用于后续recovery；

context< RecoveryMachine >().send_query(
                *i,
                pg_query_t(
                    pg_query_t::LOG,
                    i->shard, pg->pg_whoami.shard,
                    since, pg->info.history,
                    pg->get_osdmap()->get_epoch()));

3.2、将收到的每一个应答merge到本地，如果在此期间有osd down掉，这个PG的状态将持续等待；收到所有的应答后，当前pg的状态机进入Activate状态，peering过程结束；

boost::statechart::result PG::RecoveryState::GetMissing::react(const MLogRec &logevt)

{
    PG *pg = context< RecoveryMachine >().pg;

    peer_missing_requested.erase(logevt.from);
    pg->proc_replica_log(*context<RecoveryMachine>().get_cur_transaction(),
                         logevt.msg->info, logevt.msg->log, logevt.msg->missing, logevt.from);//接收到其他osd发回的log信息并且进行处理。在proc_replica_log中对peer_log进行修剪，丢弃那些不完整不可用的log。整理接收到的oinfo到peerinfo中，omissing到peer_missing中。直接来到active状态。

    if (peer_missing_requested.empty())
    {
        if (pg->need_up_thru)
        {
            dout(10) << " still need up_thru update before going active" << dendl;
            post_event(NeedUpThru());
        }
        else
        {
            dout(10) << "Got last missing, don\'t need missing "
                     << "posting Activate" << dendl;
            post_event(Activate(pg->get_osdmap()->get_epoch()));
        }
    }
    return discard_event();
}

3、总结

从以上分析来看，整个peering过程主要分为三个阶段，GetInfo -> GetLog -> GetMissing，首先向prior set、acting set、up set中的每个osd请求pg infos, 选出authoritative log对应的pg；其次向authoritative log所在的osd请求authoritative log；最后获取recovery过程需要的missing set；

peering时间的长短并不可控，主要是在于请求的osd是否能够及时响应；如果这个阶段某个osd down掉，很可能导致部分pg一直处在peering状态，即所有分布到这个pg上的IO都会阻塞。

此文仅讲述了peering过程，peering之后还会进行recovery操作，recovery操作由处理线程直接调用函数void OSD::do_recovery(PG *pg, ThreadPool::TPHandle &handle)进行，后续再总结总结recovery过程和PG的状态机。

先附两张PG状态机的类型以及流程图：