方案设计 Trash机制： Session机制： 遗留问题 工作量评估 背景 目前curvefs client版本对删除unlink和rmdir的设计只有简单的删除inode和dentry结构，遗留了nlink和lookup count相关的内容还未实现，是不完备的。本文首先调研moosefs，chubaofs等分布式系统，参考并设计解决上述遗留问题。 当前删除接口代码如下：© XXX 就难以区分两者。© XXX Page 9 of 15 2. Trash放在哪里？ Trash放在哪里的问题可能有以下几种方案： 第一种方案： Trash中只存放inode id， inode结构仍然在原地。由于inode放在原地， ，以便于扫描进程清理到期的inode。 那么需要实现类似freelist一样的东西来保存当前已经"被删"的inode id 由于inode放在原地，那么由于d 第二种方案： 将inode移动到隐藏的trash目录，这个trash目录可以是实际的目录结构，有dentry和inode，并遵循当前inode和dentry的放置方式（inode按照inodeid分布，dentry按照parentid分布） 这种方案的优点是便于工具对trash进行查询，毕竟是实际的目录结构，完全遵循文件系统，可能可以复用client的当前设计，甚至可以参考moosefs实现一个meta文件系统来管理，更为优雅。

id的个数为2^24，最后一片metapartition管理剩下的一直到2^63-1的Inode id。创建meta partition的时候，选择的3个meta node组成一个复制组。如何选择？论文上写的是按照存储节点的memory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par 是拿着inodeid查询，dentry是拿着parent的inode id去查询。© XXX Page 6 of 19 一个fs的meta partition使用第一个叫做MetaWrapper的结构体组织起来© XXX Page 7 of 19 type MetaWrapper struct { sync.RWMutex cluster string localIP 选partition partition：负责元数据的一段分片，每个元数据一定有对应的partition进行处理 inode manange/ dentry manager：负责管理元数据的内存结构 heartbeat：定期获取copyset的信息 模块 估算工作量（开发 + ci完成） client 10d mds 15d metaserver 10d 考虑到partition和

og/index/category/33 https://www.guyuehome.com/proj ect/detail/id/4 六 机器人最新动态 以下路径可以获取到最新的机器人动态，其中大多是具备研究性质的学术论文， 里边涵盖了机器人领域最新最权威的研究动态，有助于扩展大家的知识面同时激发 学习兴趣。 网站：https://arxiv.org/ ；https://ieeexplore.ieee.org/Xplore/home

一切设计的起点： CPU 的架构 2.1. 0.1 电脑：辅助人脑的好工具 - 23 - 本文档使用 书栈(BookStack.CN) 构建 那么不同的x86架构的CPU有什么差异呢？除了CPU的整体结构（如第二层高速缓存、每次运行可执行的指令数等）之 外， 主要是在于微指令集的不同。新的x86的CPU大多含有很先进的微指令集， 这些微指令集可以加速多媒体程序的 运行，也能够加强虚拟化的性能，而且某些微指令集更能够增加能源效率， 仅有一的区块，被干掉就死光光的情况不同， GPT 除了前面 34 个 LBA 之外，整个磁盘的最后 33 个 LBA 也拿来作为另一个备份！这样或许会比较安全些吧！详细的结构有点像下面的模样： 图2.2.7、GPT 分区表的结构示意图 上述图示的解释说明如下： LBA0 （MBR 相容区块） 与 MBR 模式相似的，这个相容区块也分为两个部份，一个就是跟之前 446 Bytes 相似的区块，储存了第一阶段的 三个分区就是了。那 Linux 下面又该如何设计类似的东西呢？ 目录树结构 （directory tree） 我们前面有谈过Linux内的所有数据都是以文件的形态来呈现的，所以啰，整个Linux系统最重要的地方就是在 于目录树架构。 所谓的目录树架构（directory tree）就是以根目录为主，然后向下呈现分支状的目录结构 的一种文件架构。 所以，整个目录树架构最重要的就是那个根目录（root

显示目前已FTP登入的用户人数 ftpshut 在指定的时间关闭FTP服务器 ftptop proftpd服务器的连接状态 ftpwho 显示当前每个ftp会话信息 fuser 使用文件或文件结构识别进程 G gcc 基于C/C++的编译器 gcov 测试程序的代码覆盖率的工具 gdb 功能强大的程序调试器 get_module 获取Linux内核模块的详细信息 getenforce 中的通用命令是最重要的部分，它也是可选的。如果没有提供pattern语句 块，则默认执行 { print } ，即打印每一个读取到的行，awk读取的每一行都会执行该语句 块。 示例 操作 awk脚本基本结构 awk的工作原理 awk 文本和数据进行处理的编程语言 - 78 - 本文档使用 书栈网 · BookStack.CN 构建 1. echo -e "A line 1\nA line 2" if 是流程选择用法。awk中，流程控制语句，语法结构，与c语言类型。有了这些语句，其实很多shell程 序都可以交给awk，而且性能是非常快的。下面是各个语句用法。 1. if(表达式) 2. 语句1 3. else 4. 语句2 格式中语句1可以是多个语句，为了方便判断和阅读，最好将多个语句用{}括起来。awk分枝结构允许 嵌套，其格式为： 1. if(表达式) 2

私房菜：基础学习篇 第四版 21 目录及概述 13.1.1 使用者识别码： UID 与 GID 13.1.2 使用者帐号：/etc/passwd 文件结构, /etc/shadow 文件结构 13.1.3 关于群组： /etc/group 文件结构,有效与初始群组, groups, newgrp, /etc/gshadow 13.2 帐号管理 13.2.1 新增与移除使用者： useradd 因为CPU读取数据量有限制，因 此能够从内存中读写的数据也就有所限制。所以，一般32位的CPU所能读写的最大数据量， 大概就是4GB左右。 那么不同的x86架构的CPU有什么差异呢？除了CPU的整体结构（如第二层高速缓存、每次运 行可执行的指令数等）之外， 主要是在于微指令集的不同。新的x86的CPU大多含有很先进 的微指令集， 这些微指令集可以加速多媒体程序的运行，也能够加强虚拟化的性能，而且某 GPT 除了前面 34 个 LBA 之外，整个磁盘的最后 33 个 LBA 也拿来作为另一个备份！这样或许会比较安全些吧！ 详细的结构有点像下面的模样： 鸟哥的 Linux 私房菜：基础学习篇 第四版 137 2.2 磁盘分区 图2.2.7、GPT 分区表的结构示意图 上述图示的解释说明如下： LBA0 （MBR 相容区块） 与 MBR 模式相似的，这个相容区块也分为两个部份，一个就是跟之前

. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 5 1 手册结构 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 1894 模块文件结构 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 使用全部或部分文档进行出版，需要事先获得 Zabbix 书面授 权同意。Zabbix 对此文档以上未明确授权的所有文件保留所有权。 1. 简介 请使用侧边栏访问简介部分中的内容。 1 手册结构 结构 本手册的内容分为多个部分和小节，以便您轻松访问感兴趣的特定主题。 当您导航到各个部分时，请确保展开部分文件夹以显示子文件和各个页面中包含的全部内容。 手册尽可能提供相关内容页面之间的交叉链接，以确保用户不会错过相关信息。

id和name从denty缓存中找到对应的denty结构； 如果dentry缓存中不存在对应的inode，则从mds根据parent inode id获取parent inode 所在copyset，metaserver ip等信息 ，然后从metaserver获取denty（这里有两种方式，一种是只获取当前需要的 denty，一种是list整个目录的denty，这个需要考虑用哪个接口） 根据找到的denty结构，获取inodeid，设置 从缓存中查找到对应inode结构； 如果inode缓存中不存在对应的inode，则从mds获取inode所在copyset，metaserver ip等信息，然后从metaserver获取inode结构，缓存之； 判断inode结构中，对应请求[off, size]位置的空间是否有分配：如果未分配或只有部分分配空间，则调用空间分配器分配空间，并根据空间分配器返回结果，修改inode结构（包括file length）; 要修改为read merge write，即读出未对齐缺少的部分，然后整个[offset,len] 调用curve client写）; 修改inode结构，如果上述区域存在先前未写过的区域，则需要去掉unwritten，具体方式根据inode结构而定；inode修改需要持久化到底层并修改本地cache；© XXX Page 6 of 11 read void (*read) (fuse_req_t

2021-04-13 李小翠、陈威 补充元数据数据结构 2021-04-19 李小翠、吴汉卿、许超杰等 补充文件空间分配，讨论与确认 背景 调研 开源fs 性能对比 可行性分析 方案对比 对比结论 架构设计 卷和文件系统 元数据架构 文件系统快照 方案一：文件/目录级别快照 方案二：文件系统快照 关键点 元数据设计 数据结构 索引设计 文件空间管理 开发计划及安排 背景 块存储，向上提供块设备服务，CurveFS会基于此实现。第一阶段的目标是实现 满足数据库场景的文件接口。 调研 开源fs 当前对已有的开源分布式文件系统进行了调研，主要包括系统架构，元数据内存结构，元数据持久化，调研文档如下： chubaofs: ChubaoFS© XXX Page 3 of 14 1. 2. 3. moosefs: https://kms.netease 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

symbols . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 54 A.3 多体系结构 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . developers-reference - Debian 开发者参考 (http://www.debian.org/doc/devel-manuals#devref) 描述了打包所需的 包含技术细节在内的全部详细信息，如仓库结构、如何重命名/丢弃/接手软件包、如何进行 NMU(非维护者上 传)、如何管理 Bug 以及打包最佳实践、何时向何处上传等。(参见 /usr/share/doc/developers-reference/ 软件包之需。 1⁸这里有这几种选择：s 代表单一二进制包，i 代表独立于体系结构的软件包，m 代表多个二进制包，l 代表共享库文件包，k 代表内核模块包， n 代表内核补丁包，b 代表 cdbs 软件包。本教程专注于使用 dh 命令 (来自 debhelper 软件包) 来创建单一二进制包，但也会涉及到创建独立于体 系结构或多个二进制软件包相关的内容。软件包 cdbs 提供了另一套可以代替 dh