curvefs使用raft作为元数据一致性的保证。为了提高元数据的可扩展性和并发处理能力，采用元数据分片的方式管理inode和dentry的元数据。inode的分片依据是fsid + inodeid，dentry的分片依据是fsid + parentinodeid。借鉴curve块设备的设计思路，（补充copyset的设计文档在这 ），curvefs的元数据分片仍然按照的copyset的方式去管理。 curve块存储的topo 要去metaserver上去进行分配。 这里需要重新考虑curvefs的copyset和fs的元数据分片的对应关系。© XXX Page 3 of 19 2、chubaofs的元数据管理 chubaofs（补充链接）的元数据也是采用的raft的方式进行管理，可以借鉴一下chubaofs的元数据的分片策略。 通过分析chubaofs的源代码。chubaofs的用volume管理一个文件系统，每个volume有若干meta ok = true } return } 2.2、meta partition的管理 当这个partition inode用完了怎么办？当partition管理的分片的inode id分配完了。 ，但是dentry可以继续。而且meta 这个partition会变成readonly状态，不再接收新的inode的申请 partition还会自动的分裂， 是把vo

2、其他文件系统的调研总结 3、各内存结构体 4、curve文件系统的元数据内存组织 4.1 inode定义： 4.2 dentry的定义： 4.3 内存组织 5 元数据分片 5.1 分片方式一：inode和dentry都按照parentid分片 5.1.1 场景分析 查找：查找/A/C。 创建：/A/C不在，创建/A/C 删除文件：删除/A/C 删除目录：删除/A rename：rename /A/C到/B/E link： hardlink：生成一个hardlink /B/E，指向文件/A/C list：遍历/A目录 5.1.2 好处 5.1.2 问题 5.2 分片方式二：Inode按照inodeid进行分片，Dentry按照parentid进行分片 rename：rename /A/C到/B/E hardlink：生成一个hardlink /B/E，指向文件/A/C 6、curve文件系统的多文件系统的设计 ::curve::common::RWLock lock_;© XXX Page 10 of 24 }; 5 元数据分片 inode和dentry的组织是按照什么方式进行组织，还有一些因素需要考虑。 是mds节点上组成一个全局的结构体，还是分目录，按照一个目录进行组织。 这需要考虑的元数据管理的分片策略。当前curve文件系统目的是提供一个通用的文件系统，能够支持海量的文件，这就需要文件系统的元数据有扩

VLAN：支持 VLAN 过滤，VLAN 添加删除，VLAN 剥离等功能。 • 支持流表：支持流规则设置，根据报文元组等信息进行数据流路由到指定队列。 • 支持 checksum 卸载：卸载 checksum 校验、计算到网卡，释放 CPU 能力，提高转发速率。 • 支持 TSO、GRO 卸载：支持报文 TCP 分片、聚合卸载到网卡，降低 CPU 负载，加快报文处理速率。 • 支持 SIMD 向量指令处理：利用

su 不支持 wheel 组” . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 90 4.5.4 严格的密码规则 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 90 4 5.6 Shell 通配符 经常有这种情况你期望命令成串自动执行而不需要挨个输入，将文件名扩展为 glob，(有时候被称为 通配符)，以此来 满足这方面的需求。 shell glob 模式 匹配规则描述 * 不以”.” 开头的文件名 (段) .* 以”.” 开头的文件名 (段) ? 精确字符 […] 包含在括号中的任意字符都可以作为精确字符 [a-z] ”a” 到”z” 之间的任意一个字符都可以作为精确字符 是以”~” 开头的正则表达式。 2.2.7 aptitude 正则表达式 aptitude 正则表达式是类 mutt 的拓展 ERE（参见第 1.6.2 节），aptitude 具体的特殊匹配规则扩展如下。 • 正则表达式使用的是 ERE，就跟 egrep(1)、awk(1) 和 perl(1) 这些典型的类 Unix 文本工具中所使用的“^”、 “.*”、 “$” 等是相同的。 • 依赖关系

分布式元数据设计 类似 chubaofs 的元数据设计方式，同样是采用 dentry，inode 两层映射关系，所有的元数据都缓存在内存中。元数据是分片的，使用 multi-raft 持久化元数据以及保证多副本数据一致性。基于这种方式开发： a. 性能 由于元数据分片，获取元数据需要跟多个节点进行rpc的交互，因此性能相比单机要弱一些 b. 扩展性/可用性/可靠性 使用 multi-raft, filename-dentryInfo 信息 copyset 启动的时候根据 inode 和 dentry 分别建立对应的内存结构，再回放 wal 日志完成构建 卷的元数据管理 卷的元数据中需要包含建立在该卷之上的文件系统元数据分片的位置，以便进行元数据的索引 常见的元数据操作 Create 与 mds 交互获取 inode 和 dentry 的 copyset 位置 创建 inode© XXX Page 7 of 14 inode 和 dentry 的索引设计（btree / skiplist / hashmap ?） 元数据的持久化（以 kv 的方式存入文件？存储 rocksdb ?） 元数据节点的高可用 元数据分片策略（哪些范围的元数据存储在哪些复制组上） 数据结构 在元数据设计上，扁平化元数据（用 parentID+Filename → FileInfo 表示一个文件）和分级元数据（ParentID+Filename

. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 502 2 虚拟机发现规则键值字段 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 2）在主动检查中都支持灵活/调度间隔。 网络发现的并发性 之前，每个网络发现规则都由一个发现进程处理。因此，规则内的所有服务检查只能按顺序执行。 在新版本中，网络发现进程已重新设计，以允许服务检查之间的并发性。已添加一个新的发现管理器进程，以及可配置数量的发现工作进 程（或线程）。 发现管理器处理发现规则，并为每个规则创建一个包含任务（服务检查）的发现作业。服务检查由发现工作进程接收并执行。只有那些具 在发现和自动注册期间添加主机标签 现在，发现和自动注册事件可以进行以下额外操作： • 添加主机标签 • 删除主机标签 共享已发现的主机组 现在，低级别发现规则可以将已经发现和现有的主机组链接到由相同的低级别发现规则创建的主机。 这会影响基于指定的主机原型通过其他低级别发现规则之前发现和创建的主机组。 连接器 数据流功能不再处于实验阶段。 模板 对于新模板和对现有模板的更改，请参见模板更改。 更新的函数 已对几个函数进行了更新：

主要是 redis cluster + 主从复制 (或者第三方 codis + 哨兵) redis cluster/codis 主要解决扩展性的问题，它会进行分片，每个 redis 实例保存分片的 key 主从复制主要解决高可用，一个分片实例挂 2 个从实例，当主节点挂掉时，cluster/哨兵会自动将从节点升为主节点 redis + muliraft 存在的问题？ 每个 raft ，需要独立的

proto）： • FileInfo: 文件的信息。 • PageFileSegment: segment是给文件分配空间的最小单位 。 • PageFileChunkInfo: chunk是数据分片的最小单元。 segment 和 chunk的关系如下图:NAMESERVER Namespace的文件的目录层次关系如右图。 文件的元数据以KV的方式存储。 • Key：ParentID + “/”+ 文件列目录：列出目录下的所有文件和目 录 • 文件查找：查找一个具体的文件 • 目录重命名：对一个目录/文件进行重命名 当前元数据信息编码之后存储在 etcd 中。COPYSET Curve系统中数据分片的最小单位称之为Chunk。在大规模的存储容量下，会产生大量的Chunk，如此众多的 Chunk，会对元数据的存储、管理产生一定压力。因此引入CopySet的概念，CopySet类似于ceph的pg。CopySet

report - for SLA reports (also available as dashboard widget) 9 状态计算和传播规则 有新的状态计算规则和灵活的附加规则，用于基于直接子服务的状态和权重计算父服务的状态。现在还可以设置灵活的规则来将服务状态 传播到父服务。 服务权限 在用户角色 级别实现了对服务的灵活权限。可以向所有、无或选定的服务授予读写或只读访问权限（基于名称或标签）。 VALUE<1-9>} - 解析为事件发生时第 N 个基于监控项的函数的结果。 内部动作的宏包含监控项、LLD 规则或触发器变得不受支持的原因： • {ITEM.STATE.ERROR} - 用于基于监控项的内部通知； • {LLDRULE.STATE.ERROR} - 用于基于 LLD 规则的内部通知； • {TRIGGER.STATE.ERROR} - 用于基于触发器的内部通知。 有关更多详细信息，请参阅支持的宏。 自 Zabbix 4.0 起已弃用的监控项名称 ($1, $2...$9) 中对位置宏的支持已被完全删除。 不再支持监控项名称中的用户宏 自 Zabbix 4.0 起已弃用的监控项名称（包括发现规则名称）中对用户宏的支持已被完全删除。 Prometheus 指标的批量处理 在预处理队列中引入了依赖监控项的批量处理，以提高检索 Prometheus 指标的性能。 有关详细信息，请参阅Prometheus

架构简介 | 主要亮点 | 应用情况 FAQ 答疑架构简介 — 总体架构 支持块存储、文件存储（多种存储后端）架构简介 — 概念介绍 Segment: 空间分配的基本单元 Chunk: 数据分片 Copyset: 复制组 ChunkServer: 管理一个磁盘进程架构简介 — 数据放置 Copyset的放置 Chunk的分配 • 由中心节点MDS以Scatter-width 均衡为目标进行创建