ceph后端支持多种存储引擎，以插件式的方式来进行管理使用，目前支持filestore，kvstore，memstore以及最新的bluestore，目前默认使用的filestore，但是因为filestore在写数据前需要先写journal，会有一倍的写放大，并且filestore一开始只是对于机械盘进行设计的，没有专门针对ssd做优化考虑，因此诞生的bluestore初衷就是为了减少写放大，并针对ssd做优化，而且直接管理裸盘，从理论上进一步减少文件系统如ext4/xfs等部分的开销，目前bluestore还处于开发优化阶段，在jewel版本还是试用版本，并且最新的master相比jewel已经做了大的重构，预期会在后续的大版本中稳定下来成为默认的存储引擎。本文基于master分支对bluestore存储引擎进行分析。
bluestore整体架构
bluestore直接管理裸设备，抛弃了ext4/xfs等本地文件系统，BlockDevice实现在用户态下使用linux aio直接对裸设备进行I/O操作。既然是直接管理裸设备就必然需要进行裸设备的空间管理，对应的就是Allocator，目前支持StupidAllocator和BitmapAllocator两种分配器。相关的元数据以kv的形式保存到kv数据库里，默认使用的是rocksdb，由于rocksdb本身是基于文件系统的，不是直接操作裸设备，但是rocksdb也比较灵活，将系统相关的处理抽象成Env，用户可用实现相应的接口，rocksdb默认的Env是PosixEnv，直接对接本地文件系统，为此，bluestore实现了一个BlueRocksEnv，继承自EnvWrapper，来为rocksdb提供底层系统的封装，为了对接BlueRocksEnv，实现了一个小的文件系统BlueFS，只实现rocksdb Env需要的接口，在系统启动mount这个文件系统的时候将所有的元数据都加载到内存中，BluesFS的数据和日志文件都通过BlockDevice保存到裸设备上，BlueFS和BlueStore可以共享裸设备，也可以分别指定不同的设备。
bluestore元数据
在之前的存储引擎filestore里，对象的表现形式是对应到文件系统里的文件，默认4MB大小的文件，但是在bluestore里，已经没有传统的文件系统，而是自己管理裸盘，因此需要有元数据来管理对象，对应的就是Onode，Onode是常驻内存的数据结构，持久化的时候会以kv的形式存到rocksdb里。
在onode里又分为lextent，表示逻辑的数据块，用一个map来记录，一个onode里会存在多个lextent，lextent通过blob的id对应到blob（bluestore_blob_t ），blob里通过pextent对应到实际物理盘上的区域（pextent里就是offset和length来定位物理盘的位置区域）。一个onode里的多个lextent可能在同一个blob里，而一个blob也可能对应到多个pextent。
另外还有Bnode这个元数据，它是用来表示多个object可能共享extent，目前在做了快照后写I/O触发的cow进行clone的时候会用到。
I/O读写映射逻辑
写I/O处理
到达bluestore的I/O的offset和length都是对象内（onode）的，offset是相对于这个对象起始位置的偏移，在_do_write里首先就会根据最小分配单位min_alloc_size进行判断，从而将I/O分为对齐和非对齐的。如下图所示：
当一个写请求按照min_alloc_size进行拆分后，就会分为对齐写，对应到do_write_big，非对齐写（即落到某一个min_alloc_size区间的写I/O（对应到do_write_small）。
do_write_big
对齐到min_alloc_size的写请求处理起来比较简单，有可能是多个min_alloc_size的大小，在处理时会根据实际大小新生成lextent和blob，这个lextent跨越的区域是min_alloc_size的整数倍，如果这段区间是之前写过的，会将之前的lextent记录下来便于后续的空间回收。
do_write_small
在处理落到某个min_alloc_size区间的写请求时，会首先根据offset去查找有没有可以复用的blob，因为最小分配单元是min_alloc_size，默认64KB，如果一个4KB的写I/O就只会用到blob的一部分，blob里剩余的还能放其他的。
1）没有找到可以复用的blob，新生成blob
在处理还还需要根据offset和len是否对齐到block_size（默认是4KB）进行补零对齐的操作，之所以需要补齐是与后续的写盘操作有关，真正写盘时有两种方式，一种是Direct I/O的方式，这种要求偏移和缓冲区都对齐的，另外一种非Direct I/O，即Buffered I/O，这种可以不对齐，但是是写到cache里，然后再sync刷到磁盘上，比如只写了100字节，在内核里是需要先从设备上读出来补齐成一个完整的扇区，然后再刷的，这样反而降低了效率。因此在bluestore里直接处理好对齐，对于后面的写盘来说比较有利，这里对齐到block_size，是个可配置的参数。
进行对齐补零时就是按照如上图那样把前后对齐到block_size，然后再把对齐后的offset和len作为lextent，进而放到blob里。
2）找到可以复用的blob
对于可以复用的blob，也是先按照block_size进行对齐补零的动作，然后再判断是否可以直接使用blob里空闲的空间进行区分做不同的处理。
a）直接写在blob未使用的空间上
这种情况下直接新生成lextent放到blob里。
b）覆盖写的情况
比如下面的这种情况，写I/O会覆盖部分已经写过的数据。
对于这种情况的处理如下图：也是需要先处理对齐补零的情况，如果覆盖的区域刚好是已经对齐到block_size，那么就不需要从磁盘读数据，但是如果覆盖的区域没有对齐到block_size，那么就需要把不对齐的那部分读出来，拼成一个对齐的buffer，然后新生成lextent，并且会对原来那个lextent进行调整，会记录需要回收的那部分区域。对于覆盖写的情况，都不是直接写盘，而是通过wal写到rocksdb。
整体写I/O的逻辑
之前组内同事画过一个流程图，这里借用一下算是一个简单的总结。
读I/O的处理
读I/O请求的处理时也是通过寻找相关联的lextent，可能会存在空洞的情况，即读到未写过的数据，这部分就直接补零。
clone及extent共享
前面说到Bnode就是用来记录共享的lextent，目前是在做完快照后对原卷进行写I/O会触发cow，从而产生clone操作。clone时就是将原对象的blob从onode->blob_map移到onode->bnode->blob_map，并且将blob id置为负的，并设置共享标记，然后将新的快照对象的onode->bnode指向原对象的onode->bnode，并且用原onode里的lextents里的值赋给新的onode的lextents，从而达到共享extent的目的，图示仅供参考。
在clone完之后，继续对原对象进行写I/O操作时，当碰到共享的blob时就需要跳过，新生成blob，并且取消对原来那部分lextent的引用，在后续的空间释放时的判断依据就是否还有引用。
小结
本文总体上介绍了bluestore的架构、相关元数据及内部I/O映射的逻辑，这还只是bluestore的冰山一角，后续会陆续对bluestore的处理流程、空间分配器、缓存管理、压缩等实现进行分析。