CAL(Central Application Logging) 系统主要负责收集和处理eBay内部各个应用程序池的日志，日处理超过3PB的数据，供运维团队和开发团队日常监控使用。

CAL系统通过HTTP接口接受应用产生的日志，将日志持久化到经NFS挂载的网络存储上，用户（运维团队和开发团队）可以通过CAL系统方便地查找、查看日志。同时，日志也会被导入Hadoop进行进一步的分析形成报告。该系统自21世纪初至今，已经有10多年的历史了。

CAL从第一天起就运行在Netapp的商业存储上。随着业务的发展，业务产生的数据量急剧增加，单个存储集群已经无法承载 CAL的流量和性能需求，存储团队和业务团队通过增加集群来解决性能问题。一直到2018年，CAL在每个数据中心已经需要25个集群才能支撑起其性能需求。

虽然统计上，CAL只使用了eBay 5%的NFS Filer总容量，但实际上却消耗了50%的总性能。性能和容量的巨大偏离，使得实际成本已经比该存储方案的裸$/GB成本高了一个数量级。

高成本，叠加上由eBay业务驱动的每年30%自然增长，这套架构亟需重构优化。

2014年，eBay 存储团队开始在公司内将Ceph应用于生产环境。第一阶段主要是RBD块设备服务。

2017年，Jewel版本发布后，我们开始尝试提供CephFS分布式文件系统服务，多个天使应用从商业存储迁移到CephFS上，从中我们发现修复了MDS的多个bug并贡献回社区，也在社区首次完成了MDS的性能分析。

2018年，随着MDS多活功能的初步成熟，我们也和业务团队一起，开始了把CAL迁移到CephFS上的征程。

2019年初上线至今，Ceph在大流量下稳定运行。平均读写带宽同时超过了3GB/S，读写请求数合计超过100K IOPS（每秒进行读写操作的次数）, 文件系统元数据操作数超过30K OP/S（每秒操作次数）。

01 总体设计

通过对CAL现有业务逻辑和历史性能数据的分析，我们明确了设计目标：

1）文件系统元数据路径，支持100K OP/S ，包括：create / getattr / lookup / readdir / unlink等文件系统操作；并预留足够的升级空间满足业务发展。
2）文件系统的数据路径，支持150K IOPS（50%读，50%写），以及至少6GB/S（50%读，50%写）的吞吐。
3）单集群容量需求300TB 可用空间，满足性能需求的前提下尽可能降低存储成本。

这个略显激进的设计目标，其实在很大程度上已经决定了我们的方案。

基于我们之前针对Ceph MDS的性能研究，单MDS只能支持2K ~ 4K OP/S, 要支持100K OP/S，MDS多活负载均衡集群是唯一的路径。至少需要25个MDS Active-Active 组成集群。同时，业务负载还要能相对均衡地分布到每个MDS上。
150K IOPS的读写性能，如果单用机械硬盘HDD，需要至少1500块盘，可用容量接近3PB，又回到了用尽性能而浪费容量的老路。如果全部用SSD，1PB 裸容量的SSD 虽然能比商业存储省钱，但仍是一笔不小的数字。针对日志数据有明显冷热度的特点，使用分层存储，把频繁访问的数据放在SSD上，相对冷的数据放在HDD上，才能达到最佳费效比。

02 实现细节

1. MDS多活负载均衡集群

要实现向外扩展（scale-out）的架构，核心是任务分配，把负载相对均等地分配到每个MDS上。对于文件系统来说，整个目录结构是一棵树。任务分配的本质，是通过设计目录树的结构，使得叶子（文件）平均地长在这颗树的每个枝干（目录）上。同时，每个层次的文件/文件夹个数必须是可控且相对均衡的，这样才能尽量降低树的深度，避免对一个巨大文件夹进行ListDir操作带来的延迟和开销。

CAL原先的目录层次如下图1所示，一共有15层，100多万个文件夹，几乎违反了上面讨论的所有原则，目录过深且不均衡。eBay每个pool承担一个服务，每个服务的流量，服务器数量差异显著。更糟糕的是整个目录树，在每个小时开始的时候，几乎完全重建（虚线部分），导致每小时开始时元数据操作风暴。

图1（点击可查看大图）

针对这个问题，我们和CAL团队合作设计并实现了一套新的目录层次，如图2所示：

图2（点击可查看大图）

1）在根目录下建立1024个Bucket，Client（CAL的Client，其实是业务APP服务器）通过哈希映射到其中一个bucket下。由于哈希的（统计意义）均衡性，每个Bucket里的Client文件夹数量是均衡的。而Client文件夹的总数，和业务APP服务器的总数对应。
虽然虚拟化、容器化使得Client越来越小，越来越多，但因为Bucket数量足够多，每个Bucket下的文件夹数依旧是可控的。而对于每个Client文件夹里的文件数，根据配置，每小时产生5-20个不等的文件，文件总数 = 5～20/hour * rotation_hours。可见，其文件数也是可控的。
2） Bucket 通过auth_pin ,绑定到MDS_rank上，简单来说：

auth_pin = bucket_id % NUM_MDSs
基于之前讨论的Bucket均衡性，以及所有Bucket被均衡地分布到各个MDS。可见，MDS的负载也是均衡的。
除此之外，我们也预留了拓展性。当前我们用了33个MDS 做了AA，其中32个MDS分别绑定了32个Bucket，rank 为0的MDS绑定到了根目录。日后，只需要增加MDS的数量，例如从33（32+1）增加到65（64+1），修改auth_pin 绑定关系，就能在客户不感知的情况下实现无缝扩容。

2. Cache Tier

Ceph Cache Tier是一个在诞生之初被抱以巨大期望，而在现实中让不少部署踩坑的技术，尤其是在RBD 和CephFS上。在社区邮件组和IRC里最经常出现的问题就是应用了Cache Tier，性能反而下降了。

其实，那些场景多数是误读了Cache Tier的应用领域。Cache Tier的管理粒度是Object（默认4MB)，而在RBD/CephFS上的用户IO通常明显小于4MB。当用户访问未命中，Cache Tier决定将这个Object从Base Tier 缓存到 Cache Tier时，付出了OBJ_SIZE 大小的慢速读（Base Tier）加上 OBJ_SIZE大小的快速写（Cache Tier）。

只有后续用户对同一个Object的重复访问达到足够多的次数，才能体现Cache Tier的性能和成本优势。例如，业务负载是随机IO，平均请求大小4KB，则命中率必须达到**99.9%**以上。

现实是许多业务负载并没有这样的特性。

在CAL的业务模型里，典型的IO负载是应用日志每隔一分钟或者128KB触发一次写入。同时，读取端不断地追踪日志，以同样的间隔把数据读走。针对这个特点，我们决定将Cache Tier配置成为一个Writeback Cache（回写式缓存），这样就能实现多个目的：

1）写入缓冲与合并。Cache Tier的设计容量足够缓存一小时的写入量，不论业务的写入请求大小是多少，都会被Cache Tier吸收，以OBJ_SIZE（4M）为单位刷回Base Tier。4M的大块写，是对HDD最友好的访问行为，可以最大化Base Tier的吞吐量。
2）读取缓存。CAL的读取行为也大多集中在对最近一个小时写入数据的读取。这部分数据在Cache Tier里，所以读请求也能基本全部命中Cache Tier。
3）故障隔离。机械硬盘的故障率比SSD高几个数量级，并且更容易因坏道导致响应时间增长，从而使得Ceph集群出现慢请求（slow request）。表现在服务质量上，就是延迟相对不稳定且尾延迟（tail latency）特别长。借助Cache Tier的缓冲，业务并不会直接感受到由全机械硬盘构成的Base Tier的性能抖动，从而达到更好的性能一致性。

值得一提的一个优化点是：我们通过禁用Hitset关闭了Proxy Write这个功能。Ceph Cache Tier的默认行为是Proxy Write——即若待写入数据在Cache Tier不命中，Cache Tier会直接把请求写入Base Tier，并在写入完成后才将结果返回给应用。

这是一个正确的设计，主要是为了避免写请求不命中时promote带来的额外延迟，并解耦数据写入逻辑和 Cache Promote逻辑。

但在eBay日志的应用场景中，因为写入行为的顺序性和日志不可变更的特性，可以明确知道写入不命中一定是因为写入了一个新的Ceph Object，而非对老Object的改写，因此proxy write的逻辑就带来了额外的开销。

例如，对obj x 的第一次写入， write（obj_x, 128kb)，在默认的Proxy Write行为下，这个写被proxy到了Base Tier。写入成功后，在Base Tier留下128KB的object，然后Cache Tier再把obj_x 从Base_tier promote上来。

而关闭proxy write后，则先对obj_x做一次promote，在Cache Tier中产生一个空对象，再直接写入128KB数据即可。

相比之下，后者节约了Base Tier一次128KB写和一次128KB读，对于由全机械硬盘构成的Base Tier来说，这样的节约意义重大，并且应用的写入延迟大大降低了。这部分Ceph具体代码，可以阅读PrimaryLogPG::maybe_handle_cache_detail的实现。

其他的配置优化包括设置min_flush_age和min_evict_age来保证最近一小时的数据不会被刷出Cache，以及对target_max_byte, target_dirty_ratio, target_dirty_ratio_high的调整，在此不一一赘述。

通过上述一系列优化，如图3所示，在写入侧， Cache Tier非常好地完成了写入缓冲与合并，来自应用的25K IOPS经由Cache Tier缓冲与合并之后到Base Tier(fs_data)写入请求只有1.5K IOPS。

换句话说，通过Cache Tier我们减少了94的写IOPS。

图3 集群客户端写入性能（点击可查看大图）

而在读取侧，如图4所示，几乎所有的IO都在Cache Tier上发生，Base Tier 读流量近乎为0。

图4 集群客户端读取性能（点击可查看大图）

综合来看，在Cache Tier上的总IOPS达到了70K，而Base Tier 只有1.5K IOPS。通过深入理解业务的IO模型，合理配置Cache Tier，我们实现了分层存储。

应用享受到了全闪存集群的性能，成本上却接近全机械盘的价格，实现了了性价比最大化。

03 遇到的问题

下面分享几个在实施日志存储方案中遇到的软硬件问题，附上我们的解决方案，以供大家参考。

1. Bluestore Allocator(空间分配器）

在上线过程中，我们很顺利地度过了25%， 50%的流量。但在75%流量时，遇到了诡异的性能问题。

如下图5所示，Cache Tier 的写入延迟暴增，甚至能达到分钟级别，通过OSD Performance Counter很快把问题缩小到Bluestore内部, 结合日志发现延迟主由STATE_KV_COMMITING_LATSTATE_KV_COMMITING_LAT约等于 commit_lat。

我们第一个怀疑的对象是RocksDB的性能，尤其是compaction带来的影响，并在此做了大量的调优，然而一无所获。

但我们发现，在调优的过程中，为了修改参数重启OSD服务后，被重启的OSD能保持20小时良好性能，之后延迟慢慢衰减到重启以前。既然重启OSD能暂时缓解问题，那RocksDB就没有嫌疑了。

图5 Bluestore commit latency性能监控（点击可查看大图）

如下图6所示，进一步观察分析性能计数器（performance counter）的数据并结合代码，我们注意到：STATE_KV_DONE_LAT虽然平均值只有STATE_KV_COMMITING_LAT的3%，但与STATE_KV_COMMITING_LAT有明显的相关性。

这个发现大大缩小了问题的范围，因为STATE_KV_DONE_LAT 所覆盖的代码范围基本只包含_txc_finish 这一个函数。在某些时候，_txc_finish 释放空间后，需要等待超过100毫秒才能获得分配器的锁。同时，perf 的结果也指向了StupidAllocator这个循环。

图6（点击可查看大图）

如下图7所示，进一步分析日志，我们发现在StupidAllocator中的空间碎片非常严重。虽然磁盘利用率不超过50%，但分配器里已经没有超过256K的数据段（segment）可供分配。这就解释了为什么StupidAllocator 会在上述的分配空间循环中耗费大量时间。因为分配时持有了分配器锁，所以释放空间时需要等待很长时间来获得锁。

图7（点击可查看大图）

通过分析Bluestore的分配表，我们发现其实物理空间并没有碎片化，只是StupidAllocator在内存中的实现导致了碎片化。

StupidAllocator是一个类似于内存管理中Buddy分配的一个实现。

通过下图8的例子，我们看看碎片是如何产生的：

一个20K的连续空间，经过5次4K分配，和乱序的5次对应的4K释放后，会变成8k+4k+8k三块空间。

其中[8K, 12K) 区域已经是个碎片，但因为和周边区块不是同样大小，落到不同的bin中，已经很难再被合并了，而类似的操作序列，在Bluestore日常面临的空间分配回收请求中并不鲜见。

OSD重启过程中，分配器的内存结构会根据磁盘上的位图重新建立，恰好是一次全局的合并，这也就解释了为什么重启服务能暂时缓解这个问题。

图8（点击可查看大图）

我们首先在社区发现定位了这个问题，并与核心开发者一起验证了Naultilus中的位图分配器（Bitmap Allocator）没有类似问题，且性能表现更为稳定。因此也使得位图分配器被完整地反向移植到Luminous和Mimic 版本中，并成为默认分配器。

2. 应对SSD稳态性能下降

关于SSD性能有一个并不冷门的常识——SSD的稳态性能与标称性能不一定是一致的。对于普通数据中心级别的SSD来说，稳态性能通常比非稳态性能低（相应的，非稳态可以认为SSD尚有足够空间供分配，或者后台维护行为对业务IO无干扰），非写入密集型的型号差距会尤其明显。

SSD进入稳态是需要一定写入量和时间的，因此在做硬件性能和软件性能调优时需要将这个因素充分考虑进去，否则实际产品运行起来以后就会出现意料不到的问题。

图9是我们实测某DWPD为0.7的产品稳态与非稳态性能比较。蓝色线是稳态性能，橘色线是非稳态性能（对SSD做了全盘TRIM)。

图9 SSD稳态与非稳态性能对比（点击可查看大图）

受限于成本以及当前可用服务器选择，我们所采用的SSD即属于非写入密集型（DWPD较低），同机型同容量，来自3个不同厂商的SSD的DWPD分布在0.7～1之间。而eBay日志存储Cache Tier恰好是写入读取都很密集的类型。这下，我们似乎面临了巧妇难为无米之炊的困境。

基于我们对SSD实现原理的理解，非写入密集型SSD（DWPD指标低）稳态与非稳态性能差距大的主要原因之一是厂商针对这类SSD的产品设计上，出厂预留的Over Provision空间较小。

当合理的产品设计面临“不合理”的业务需求时，大写入压力持续一段时间以后，SSD固件做空间整理和垃圾回收（GC）的效率会变低。应用端的表现是在持续的大负载写入下，GC发生时延迟和吞吐都会受到很大的负面影响。

分析完这个可能原因后，在无法变更硬件的前提下，我们的解决办法是通过主动预留空间，来弥补厂商原有OP先天不足的“缺点”：

在SSD被加入集群前，我们对全盘TRIM之后，分区时只使用80%的空间；留下20%被TRIM过的区域因为在固件FTL中标记为空闲，自然会在GC等操作的时候当作缓冲来使用。加上这额外的20% OP后，我们SSD的写入延迟和带宽都能稳定在最佳状态（图9中橘色线的性能）。

这套实践应用在同机型、多批次来自3个不同厂商的SSD上都获得同样好的效果，上线至今并未观察到衰减。

那么20%的空间预留是目前的经验值，当应用行为有所改变时SSD性能再次衰减又该怎么应对呢？需要停下服务重新修改预留空间大小吗？

其实不然，对于已经衰减的SSD, 只需要TRIM 20 的区域提供OP，再经过一个完整的写入周期后，性能就可以回升到最佳状态。

图10展示的就是这样一个过程，在模拟测试开始约600秒时，性能开始大幅下降，此时对预留的20%区域做TRIM，经过一个多小时，性能逐步回升，最终回到峰值并持续稳定下去。

图10 对预留区域TRIM恢复全盘性能测试（点击可查看大图）

在这里需要指出：上述经验是我们基于存储产品的理解和合理猜测基础上，经测试验证通过，并在生产中应用的。限于条件和知识所限，我们无法进一步探究OP是否是同系列不同定位的SSD产品之间的主要差别。

通过我们所接触的有限样本中的数据，可得出以下观点：读密集型SSD 加上大的OP，能达到同系列写入密集型SSD同样的性能和可靠性，但我们并不确定该经验是否在更大范围内具有通用性。这里仅供读者参考，也欢迎来自各厂商的专家提供更多的分享。

04 总结

在eBay存储团队和业务团队的无缝合作下，我们完美地将eBay应用的日志从商业存储迁移到了CephFS上，达到了非常高的性能和费效比（迁移给eBay带来的成本下降在单数据中心达数百万美金）。整个方案没有单点和瓶颈，各个部分均可以横向拓展，支撑更高的性能和吞吐。

CephFS由于成熟得相对晚，在国内外的大规模商用案例有限，更多的被作为归档和冷存储使用，较少有大流量的线上业务应用。尽管我们比较激进的使用了MultiMDS多活，Cache Tier等当前在业界还较少部署的技术，但CephFS在大流量的生产环境中证明了自己的价值和稳定性，为其他eBay内部应用迁移到CephFS打下了坚实的基础。

本文转载自公众号eBay技术荟（ID：eBayTechRecruiting）。

原文链接：

https://mp.weixin.qq.com/s/vUrp6Nyj06lsq8mZGR2n8g

创作场景

eBay PB 级日志系统的存储方案实践