●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；

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 造成巨大的锁开销，这个是不能接受的。 curve块设备的元数据管理，在分配数据的时候，offset一开始就是知道的，这是和curvefs分配很大的一个不同点。 假设已经确定了一个分片规则，那么根据这个分片规则，一定可以找到两个函数 inodeid到copyset的映射：copysetid = getPartition(inodeid) copyset管理的inode的范围：inoderange = getInodeRange(copyset)©

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 server接口获取文件系统元数据信息，调用meta server接口获取文件和目录信息等 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）、

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

●ssize_t IOPortal::pappend_from_dev_descriptor(int fd, off_t offset, size_t max_count) ●这个函数的实现是按PRP的规定来做的 ●IOPortal就是IOBuf，是BRPC存放数据的类 ●CurveBS 使用brpc::Controller 的attachment 发送数据 ●attachment是一个IOBuf

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

Then 设计方法 500+用例  异常测试 40+自动化用例  混沌测试 20轮自动化随机故障注入 12/33单元测试 单元测试是软件开发的过程中最基本的测试，它用来对一个模块、一个函数或者一个类来进行 正确性检验的测试工作。 curve通过lcov统计代码覆盖率，衡量单元测试的完备程度，如下图所示： 13/33集成测试 测试目的 测试内容 单元测试后，有必要进行集成测试，发现

这种情况下，就会存在nlink未被减1的情况，当所有硬链接都被删除后，就会出现孤儿inode。 moosefs由于只有一个mds节点看，所以不存在这个问题。 chubaofs的解决方案是： 在Delete_ll（api.go） 函数中，在delete dentry后有一段注释如下: // dentry is deleted successfully but inode is not, still returns success