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最近研究了在出现错误的状况下，ceph IO 的一致性如何保证。代码基于hammer0.94.5版本。 构建一个集群，包括三个OSD, osd.0 osd.1 osd.2。

从客户端发送IO写操作A，osd.0 是primary, osd1/2是replica. 假设osd.2此时由于网络或者硬盘故障，或者软件bug挂了。 此时osd0 自己完成了本地写，收到了osd.1的副本写ack,还在等待osd.2的副本写ack. 在最长等待osd_heartbeat_grace，默认是20秒后，利用心跳机制，会向monitor汇报此osd挂掉。此时集群会进入peering,在peering的时候，受影响的pg,io 会被block住。这个时候详细来看作为primay的osd.0 如何处理写操作A。 在peering之前， osd0 会调用void ReplicatedPG::on_change(), 进一步调用apply_and_flush_repops()

apply_and_flush_repops()会将操作A requeue到op_wq里去。

等待pg peering完成后，A操作的对象所属的pg变成active状态， IO继续， do_op会继续处理IO队列，包括requeue的A操作。

do_op 会查询pglog,发现A操作其实已经落盘，是个dup的操作，可直接返回client.

对于两个osd ,如osd.1/osd.2都挂的情况，primary还是会requeue A操作，但假如pg min_size是2， 这个时候由于只有primay osd在线，小于min_size。

所以等peering完成，IO也会被block住，等待数据恢复至min_size以上，IO 才会继续。

同样的，如果挂的是primary osd.0, 分两种情况，一种是osd.0先挂，然后client 发送A操作，client端会等一会儿，等到peering完成，client拿到更新的osdmap后，重发请求，纳闷剩下的IO处理跟正常情况一样了。

第二种是client 已经将请求发送到primary osd.0, osd.0也把副本写操作发送到了osd.1 和osd.2上，然后osd.0挂了。 同样等到心跳检测到osd.0挂的情况，然后peering. osd.1也会有equeue的动作，等待peering完成后，假设osd.1变成了primary, 那接下来的逻辑跟之前primary osd.0的动作一样了。

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