转自于：http://blog.csdn.net/changtao381/article/details/8698935
一、概述：
其结构如下：在src 里，
二、架构设计
特点
其设计思想有一些创新点：
第一，数据的定位是通过CRUSH算法来实现的。
传统的，或者通常的并行文件系统，数据的定位的信息是保存在文件的metadata 中的， 也就是inode结构中，通过到metadata server上去获取数据分布的信息。而在Ceph中，是通过CRUSH 这个算法来提供数据定位的；
这和GlusterFS的思想是相同的，GlusterFS 是通过Elastic Hash，类似于DHT的算法实现的。这就有点像P2P存储，所谓的完全对称的存储，这种设计架构最大的优点是，其理论上可以做到 线性扩展的能力（line scale）。
在GlusterFS架构中，是完全去掉了metadata server，这就导致GlusterFS文件系统上的元数据操作，例如ls， stat操作非常慢，要去各个stripe的节点上收集相关的元数据信息后聚合后的结果。在Ceph中，为了消除完全的p2p设计，提供了metadata server 服务，提供文件级别的元数据服务，而元数据服务中的文件数据定位由CRUSH算法代替。
第二，元数据服务器可以提供集群metadata server 服务。
只要当我们了解了其结构后，感觉并没有太大的特点。元数据服务器一般就用来存储文件和目录的信息，提供统一的命名服务。 在Ceph中，元数据 的存储inode 和 dentry的，以及日志都是在 对象存储集群RADOS中存储，这就使得 metadata的 持久化都 是在远程的RADOS中完成，metadata server 不保存状态，只是缓存最近的inode 和 dentry项，当metadata server 失效后，其所所有信息都可以从RADOS中获取，可以比较容易恢复。
其实， 也上两点，并没有什么特别的地方。 我觉得，CEPH最核心的，就是RADOS就是RADOS（resilient automatic distributed object storage). 其resilient 指的是可以轻松扩展，automatic 指的是其对象存储集群可以处理failover， failure recovery。RADOS 对象集群其对外提供了一个高可用的，可扩展的，对象集群，从客户端的角度看，就是一个统一命名空间的对象存储。
下面我们重点介绍一下RADOS这个Ceph的核心系统。
RADOS对象存储集群
Ceph 的Monitor
用来监控集群中所有节点的状态信息，完成类似配置服务的功能。在Ceph里，配置主要就是cluster map ，其保存集群所有节点信息，并和所有的节点保持心跳，来监控所有的节点状态。
其通过Paxos算法实现实现自身的高可用，也就是说，这个Ceph Monitor是不会有单点问题的。目前流行的zookeeper 的功能，以及实现都类似。
对象存储
Ceph文件系统中的数据和元数据都保存在对象中。 对于对象存储，通常的定义是：一个Object，由三部分组成（id，metadata，data），id是对象的标识，这个不必多说。所谓的metadata，就是key/value的键值存储，至于用来保存什么信息，由文件系统的语义定义。data就是实际存储的数据。
Ceph的对象，包括四个部分（id，metadata，attribute，data），在Ceph里，一个Object，实际就对应本地文件系统的一个文件，一个对象的attribute，也是key/value的键值对，其保存在本地文件系统的文件的扩展属性中。对象的metadata就是key/value的键值对，目前Ceph保存在google开源的一个key/value存储系统leveldb中，或者自己写的一个key/value 存储系统中。数据就保存在对象的文件中。对于一个对象的更新，都需要写日志中来保持一个Object数据的一致性（consistence），日志有一个单独的设备或者文件来保存。
副本存储
一个PG（placement group）由一个OSD列表组成，OSD的个数，就是对象的副本数，一个三副本的PG就是一个主，两个副本的OSD列表组成。
一个PG和OSD列表的映射关系，是通过CRUSH算法计算的，知道PG的id，和当前的cluster map，就可以通过CRUSH算法，计算出OSD列表。特别强调的是，一个PG是逻辑层概念，也就是说，一个OSD，可能同时是一个或者多个PG的主，同时是另一个PG的从。一个OSD处于多个PG组中。一个PG就是复制和修复的基本单位。每个OSD本地保存其所在的PG列表就可以了，其它OSD可以通过输入当前的该OSD保存的cluster map 和 PG 的id ，通过CRUSH计算得出。
Ceph的容错处理
对于Ceph文件系统，错误分两类：一类是磁盘错误或者数据损坏（ disk error or corruptted data）， 这类错误OSD会自己报告和处理。（self report ）； 第二类是OSD失去网络连接导致该OSD不可达（unreachable on the network）这种情况下需要主动检测（active monitor），在同一个PG组中的其它OSD会发心跳信息互相检测。 这种检测的一个优化的方法就是，当replication复制操作时，就可以顺带检测，不用发单独的消息来检测，只有一段时间没有replication 操作时，才发ping消息里检测。
OSD的失效状态有两种：一种是down状态，这种状态下，被认为是临时错误。 在这种情况下，如果是primay，其任务由下一个replicate接手。如果该OSD没有迅速恢复（quickly recovery），那么就被标记为out状态，在这种状态下，将有新的osd加入这个PG中。
如何标记一个OSD 从down状态 标记为out状态？由于网络分区的问题，需要通过 Ceph Monitor 来裁定。
Ceph 的写流程
客户端先写主副本，然后同步到两个从副本。主副本等待从副本的ack消息和apply消息。当主副本收到ack消息，说明写操作已经写在内存中完成，收到apply 消息，说明已经apply到磁盘上了。
如果在写的过程中，主副本失效，按顺序下一个从副本接管主副本的工作，这个时候是否返回给客户端写正确？在这种情况下，客户端只是判断正常工作的（acting）的 OSD的返回结果，只要所有正常工作的OSD返回即认为成功，虽然这时候可能只有两副本成功。同时该临时primay必须保存所有操作的recovey队列里，如果原primay恢复，可以replay所有recovery队列里的操作，如果主副本从down到out状态，也即是永久失效，临时primay转正，由临时primay为正式primay，只是需要加入一个新的OSD到该PG中。
如果是从副本失效，就比较简单。临时失效，主replay所有写操作，如过永久失效，新加入一个OSD到PG中就可以了。
恢复
当有OSD失效，恢复或者增加一个新的OSD时，导致OSD cluster map的变换。Ceph处理以上三种情况的策略是一致的。为了恢复，ceph保存了两类数据，一个是每个OSD的一个version，另一个是PG修改的log，这个log包括PG修改的object 的名称和version。
当一个OSD接收到cluster map的更新时：
1）检查该OSD的所属的PG，对每个PG，通过CRUSH算法，计算出主副本的三个OSD
2）如何该PG里的OSD发生了改变，这时候，所有的replicate向主副本发送log，也就是每个对象最后的version，当primay 决定了最后各个对象的正确的状态，并同步到所有副本上。
3）每个OSD独立的决定，是从其它副本中恢复丢失或者过时的（missing or outdated）对象。 (如何恢复? 好像是整个对象全部拷贝，或者基于整个对象拷贝，但是用了一些类似于rsync的算法？目前还不清楚）
4）当OSD在恢复过程中，delay所有的请求，直到恢复成功。