FusionStorage address

使用FusionStorage所创建的卷是一个逻辑卷，FusionStorage将这个逻辑卷均分成多个1M大小的块空间，上层应用发出读写的命令， 最终转化成在该卷上的一个LBA地址和偏移量，在FusionStorage中，每个卷都有一个唯一的标识，由tree id、branch id、 snap id构成，再由FusionStorage内部根据LBA地址和偏移量计算出该I/O落在卷的哪个1M空间内，即计算出Block no 值和 该I/O在每个block内的offset，计算方法如下：  

由于一个I/O不一定能在一个1M块空间内放得下，有可能出现跨两个1M块空间的情况，此时需要进行I/O分片，由于上层应用下发的I/O大小不会超过512K，因此一个I/O最多分成2片 

分片数计算方法： 

start_block_no=LBA/1M 

end_block_no =（LBA+size）/1M 

分片数= end_block_no - start_block_no + 1 

  

每个block内offset的计算方法： 

offset_in_start_block =LBA%1M 

offset_in_end_block_no = 0 

例如：某个I/O的LBA是2000K，size是64K，那么start_block_no=2000k/1024K=1   

end_block_no =（2000k+64K）/1024K=2,则该I/O就会被拆分成2片，第一片I/O的 block_no为1，offset为2000k%1024=976K，第二片I/O的block_no为2，offset为0 

由上述的tree id、branch id、snap id和Block no构成这个I/O的key，根据这个key值计算出一个哈希值，从而得出该 I/O落在哪个partition内（FusionStorage在2副本场景下默认有3600个partition），再根据MDC中存放的 IO View（IO View是partition和OSD的对应关系，在创建FusionStorage时已经根据内部的partition分布算法 计算好了这个对应关系），最终确定该I/O写在哪个OSD上 

OSD会将自己所对应的存储空间也划分为1M大小的块，I/O发给具体的OSD后，OSD会查看自己有没有给这个I/O对应的key分配1M空间，如果已 经分配了，就根据之前计算出的block内的offset写到已分配的1M空间内，如果OSD发现还没有给这个key分配空间，那么就会从还未使用的1M 块的链表中分配一个1M块空间给这个key，并写上这个I/O对应的数据，如果某个key对应的1M空间的数据被全部删除，则该1M空间会重新挂在未使用 的1M块空间链表中