支持，则此挂载选项将被隐式激活。 在这种情况下，内核执行 ACL 和标准的 unix 权限检查 疑问：协商期间do_init()中的启用ACL的flags如何设置？ 初始化时的 通过 ： 功能协商 init()函数实现© XXX Page 9 of 33 // libfuse lib/fuse_lowlevel.c static void do_init(fuse_req_t req, fuse_ino_t 操作系统中，如果libattr 功能在内核设置中被打开， ext2 、 ext3 、 ext4 、 JFS 、 ReiserFS 以及 XFS 文件系统都支持 。任何一个普通文件都可能包 扩展属性（简写为xattr, 详见 ） man xattr 含有一系列的扩展属性。每一个属性由一个名字以及与之相关联的数据所表示。其中名字必须为一个 字符串 ，并且必须有一个 命名空间 前缀标识符与一个点字符。目前存在有四种命名空间：用 ACL 存储实现就是基于这种扩展属性的。 Inode Table中保存有若干个 Ext4_inode ，每个 Inode 大小为 ext4_super_block 中指定的 s_inode_size, 然而一个 Inode 不一定用到这么多的大小，节点信息只用到 128 个字节的空间。剩下的部分作为扩展文件属性 (Xattr)，扩展属性内部是由一个扩展属性头和若干个扩展属性实体项构成的。© XXX

一台机器上能存放多少个inode和dentry 8.2 一台机器上建议的copyset数量 8.3 每个copyset建议管理存储容量的大小 1、背景 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 y和disk usage来选的，通常选择内存和disk使用率最低的节点。 并去对应的meta node上去创建对应的meta partition。 如何选择partition的host，通过这个函数去选择。 func (c *Cluster) (excludeZone , excludeNodeSets [] , excludeHosts [] , replicaNum , crossZone uint64 string int bool string [] , peers []proto.Peer, err ) string error metanode是否能够创建copyset，由这个函数判断。有这些判断条件： 1、metaNode的存活状态 2、metaNode的内存使用情况 3、metaNode的磁盘使用情况© XXX Page 4 of 19 4、metaNode上的partition的个数

void (*mknod) (fuse_req_t req, fuse_ino_t parent, const char *name, mode_t mode, dev_t rdev); 这两个函数的功能是类似，都用来创建文件。 根据parent inode id 和name，向mds查询创建dentry和inode的位置，去meta server创建dentry和inode 预分配一些空间？可先不做 与现有块设备client交互，调用块设备接口，对卷进行读写。 向上对接fuse接口，协调上述模块交互，实现功能。 main 主函数模块，类似deamon，接收mount消息并处理（fuse session）。 除上述功能以外，还需实现文件系统创建和fuse挂载工具，功能主要是： 创建文件系统，指定文件系统的名字、卷大小（多文件系统）、 扩展文件系统？ 挂载fuse文件系统，指定挂载点、文件系统名字或fsID、server ip（可从配置文件读取）。

持久化文件中涉及到的数字均以小端序存储 利用 fork 子进程 (COW) 的方式解决在持久化的过程中，读写冲突的问题以及性能问题 实现 1、inode、entry 的编码 给 inode、dentry 增加编码函数 // 这里要尽可能减少 key/value 编码后的字节数，这样同样的内存可以存入较多的 key/value 对 序列化目前主要考虑以下 2 种，一种是参考 chubaofs 顺序编码，一种是利用 redis 的方案是不行了. redis 的高可用、高可扩方案？ 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

●提供监视一个fd是否可读写，并调用对应socket对象的成员函数1314 Socket 输入事件处理15 Socket options ●是创建socket的参数 ●主要成员: –fd 是socket文件句柄 –void (*on_edge_triggered_events)(Socket*) ●可读事件的回调函数16 Server创建Socket Listener 把系统调用创建的listen –收集机器资源（内存，网卡等)，在应用的各个部分共享 ●Worker –完成ucx的功能，可以在应用程序中调用的函数（不是单独执行的线程） ●Listener –接收连接请求 ●Ep –连接对象，在ep上请求发送和接收29 UCP 消息接口类型 ●Active message –速度最快，被brpc使用作为消息传递 –消息通过回调函数接收 –消息异步发送 ●Tag –MPI使用 ●Stream –官方不推荐30 增加字段：36 BRPC的Server开启RDMA server类有如下成员函数, 如何指定开启ucx连接?37 修改 BRPC ServerOptions ●ServerOptions添加成员 ●当前取舍的：TCP总是可用的， UCX作为选项38 Ucp Context ●只有一个全局对象，使用下列函数获取 ●UCP_Context* get_or_create_ucp_ctx()

加锁，根据inode和fsid找到对应的fileCacheManager，如果没有则生成新的fileCacheManager，解锁，调用fileCacheManager的Write函数。 2.考虑到同一个client同一个文件同时只能一个线程进行文件写，所以在Write函数中加写锁。 3.根据请求offset，计算出对应的chunk index和chunkPos。将请求拆分成多个chunk的WriteChunk调用。 4.在 1.根据InodeId找到对应的FileCacheManager，执行Flush函数。 2.在Flush函数中，加写锁，通过swap获取FileCacheManager的chunkCacheMap_到临时变量tmp，并清空chunkCacheMap_，解写锁。遍历tmp中的DataCache列表，执行Flush函数，并更新对应的元数据。 3.Flush返回成功。 4.如果DataCache的Fl lush的过程中有新的cache加入，则需要进行合并，合并的规则是新的cache如果和老的cache有重叠则覆盖老的cache。 FsSync流程 1.循环获取FileCacheManager，执行Flush函数。© XXX Page 9 of 9 后台流程 1.在FsCacheManager中增加一个DataCacheNum_字段，如果该字段为0，表示没有cache需要flush，则线程由条件变量控制处于wait状态。

ChunkIDGenerator对象的GenChunkID方法； ChunkIDGenerator 类 构造函数 初始化 init 函数：用于初始化或者更改 ChunkIdAllocatorImpl 的一些配置。但是这些配置不会立即生效，而是等到当前 chunkId池枯竭时才会生效。 析构函数 GenChunkID 申请的chunkID池是否枯竭？ 是，使用 KVStorageClient 申请新的chunkid 当前chunkID bundle 内最后一个可分配的chunkID bundleSize_；// chunkId池子的大小 };© XXX Page 3 of 3 1. 2. 问题与风险 构造函数内判断 storeKey_ 不存在时，会从0开始分配，可能会出现覆盖chunkid的情况； chunkID用完情况没有考虑；

inode+dentry方式？当前curve块存储的kv方式？ 是否有单独的元数据管理服务器？ 2、其他文件系统的调研总结 fs 中心化元数据 内存namespace元数据 内存空间分配元数据 元数据持久化 元数据扩展 小文件优化 空间管理单位 数据持久化 其他© XXX Page 3 of 24 moosefs（mfs） 有元数据服务器 全内存 fsnode → hashtable(inode id) fsedge binlog，随时间会越来越大 差 DG Master/Slave glusterfs 无中心化服务器 dht算法 hash 扩展时大量迁移 client缓存 inode→ hashtable(gfid) dentry→ hashtable(name) inode扩展属性字段 和写数据一样 好 写多份 overwirte有数据不一致风险 curve 有元数据服务器 lru cache缓存 需要消耗比较多的内存，元数据服务的扩展性受限于内存，而且在元数据服务启动的 时候，需要等待一段时间加载内存。 一种是元数据需要全部加载到内存，这种情况下，元数据只需要加载一小部分主要的元数据，比如说super block这种，剩下的比如inode，dentry这种，按需加载，而且使用淘汰机制，内存中不常用的元数据可以淘汰出去。这种方式，扩展性好，元数据服务的扩展性不受限于内存，服务上的内存只有几百GB，而硬盘空

list：list在通用文件系统中是很常见的操作，目前 curve 的元数据缓存使用的 lru cache，因此 list 只能依赖 etcd 的 range 获取方式。如果需要对 list 加速，需要新的缓存结构 c. 扩展性/可用性/可靠性 依赖于第三方kv存储，目前是etcd CurveFS 单机内存元数据设计 类似 fastcfs 和 moosefs 的元数据设计方式，采用通用的 dentry，inode a. 性能 加载：数据量较大的情况下，元数据节点启动较慢；但是元数据使用 master-slave 可以降低 failover 情况下的加载时间 b. 扩展性/可用性/可靠性 扩展性不够，受限于单机的内存和磁盘，只能纵向扩展 可用性足够，由于是 master-slave 的方式，master 以同步方式调用 slave，slave 在内存中也缓存了全部元数据信息 master-slave 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, 扩展性、可用性和可靠性与元数据节点一致 对比结论 CurveFS 近期要能支持mysql所要接口，长期需要支持通用文件接口。 kv 虽然改造简单，短期内对基本功能的支持没有问题，但这个架构不利于

生的结果都是使I/O变成非阻塞模式(non-blocking)，在读取不到数据或是写入缓冲区已满会马上return，而不会阻塞等待。差别在于：在读操作时，如果读不到数据，O_NDELAY会使I/O 函数马上返回0，但这又衍生出一个问题，因为读取到文件末尾(EOF)时返回的也是0，这样无法区分是哪种情况。因此O_NONBLOCK就产生出来，它在读取不到数据时会回传-1，并且设置errno为EAGAIN。 e，直接将数据在用户态和文件系统之间传递。从对本地文件系统和vfs分析发现，对齐的校 验在VFS do_blockdev_direct_IO中实现，各文件系统根据自己direct_io的实现调用该函数，例如ext4就进行了调用，如果需要做对齐处理可能需要在用户态文件系统中做判断。© XXX Page 20 of 23 // root@pubbeta1-nostest2:/tmp# strace