--------------+---------+----------+ 字段 字节数 说明 type 1 操作类型，共有以下 2 类： SET (0X01)：ADD 和 UPDATE 都可以转换成 SET 操作 DEL (0X02)：当为 DEL 操作时，value_length 和 value 则为空 key_length 4 key 长度 key $key_length 编码后的 key 索引上的所有键值对 rehash 到 ht[1], 当 rehash 工作完成之后, 程序将 rehashidx 属性的值增一 (4) 随着字典操作的不断执行, 最终在某个时间点上, ht[0] 的所有键值对都会被 rehash 至 ht[1], 这时程序将 rehashidx 属性的值设为 -1, 表示 rehash 操作已完成 哈希表渐进式 rehash 执行期间的哈希表操作： 因为在进行渐进式

ACL）是多用户系统的 。 与基本的 POSIX RWX 位相比，POSIX ACL 有助于对文件系统权限进行 的控制。可以针对用户（User）、群组（Group） 附加安全控制功能 更灵活、更细粒度 、默认属性掩码（umask）进行设置。 ACL是Linux系统权限额外支持的一项功能，需要文件系统的支持，例如：ReiserFS , EXT2 , EXT3 , EXT4 , JFS , XFS等都支持AC posix_acl_entry a_entries[0]; }; 内存中的ACL 是如何与具体的 Inode 相关联 acl 属性是用于访问控制的，对一个文件读写执行都要通过这个 acl 属性来控制。 default_acl 属性是目录特有的 ACL 属性，在此目录中创建的文件和目录都将继承这个 default_acl 属性（对于普通文件来说，该指针为空）。Linux 中使用简单的 Posix_acl_xattr 来对其操作，setfacl struct posix_acl *i_acl; struct posix_acl *i_default_acl; #endif ... } 如何存储和获取ACL信息 ACL 是物理文件系统的一个属性，需要永久保存。如何将 ACL 保存在外存中，包括 ACL 在外存中具体存放的位置，以及如何从外存中读取和写入原始 ACL 内容。涉及到 VFS 和具体的物理文件系统，这里以Ext4文件系统为例说明。©

CREATE创建⽂件句柄并返回fstat + timeout设置 • WRITE 写⼊内容从0～16KB不等 • SETATTR inode 根据UID，ATIME，CTIME，length来设置属性 • 关闭⽂件时会发送FLUSH请求和RELEASE请求FUSE⽂件IO读写流程FUSE的IO路径及瓶颈分析 • 对⽐测试 • ⽂件访问测试直接访问ext4 • 通过FUSE访问passthrough_ll底层ext4 Daemon通讯120us左右，FUSE Daemon⼤概10us以内 • 瓶颈在/dev/fuse通讯开销基于FUSE可能的优化点 • 降低内核与libfuse通讯延迟 • 基于⽂件属性的操作内核直接返回？ • 基于⽂件数据的操作先内核读写 cache？实现POSIX兼容API途径及问题 • 基于FUSE的实现 • curve / ceph / gluster • node name) • value inode id • inode map BPF_MAP_TYPE_HASH • key inode id • value fuse_attr (⽂件属性)基于data cache部分 • bpf程序类型 BPF_PROG_TYPE_EXTFUSE • Hook点及⽅法 • fuse_file_read_iter, fuse_file_write_iter

LeaseExecutor：负责定期与MDS通信，获取卷的元数据信息  元数据信息在打快照时会进行变化  MetaCache：元数据缓存  IOTracker：跟踪一个上层IO请求  IOSplitor：IO转换拆分  ChunkClient、CliClient：与Chunkserver进行通信  前者负责IO请求  后者负责获取复制组(copyset)的leader  MDSClient： ENT主要功能  提供接口  数据面：AioWrite/AioRead、Write/Read  控制面：Create/Delete、Open/Close、Rename等  IO处理：转换、拆分、合并  元数据获取及缓存  逻辑chunk与物理chunk映射关系  物理chunk所属的复制组(copyset)  复制组所在的chunkserver列表  复制组的leader信息

创建新的dentry 若源节点type= TYPE_DIRECTORY，递归创建源节点目录下的所有子文件进行快照 若源节点type= TYPE_FILE，则设置length、chunks使其与源节点的对应属性一致 若源节点类型为TYPE_SYMLINK，设置目的节点的path与源节点保持一致 为 dentry 中对应chunk添加一个快照结构 flist 表示该chunk新关联了一个fsnode© XXX moosefs 和 chubaofs，使用 inode 和 dentry 两种结构，dentry 中记录 parentID、InodeID、filename 等信息，inode 中记录文件空间占用、文件属性等信息，通过共享 inodeID 实现数据共享。curve的文件元数据管理设计为分布式的，因此第一种通过内存实现数据共享的方式并不适用，我们选择第二种方式。具体的元数据结构设计：Curve文件系统元数据管理（已实现）

在读取不到数据时会回传-1，并且设置errno为EAGAIN。 : 每次write都等到物理I/O完成，包括write引起的文件属性的更新。 O_SYNC O_DSYNC: 每次write都等待物理I/O完成，但是如果写操作不影响读取刚写入的数据，则不等待文件属性更新（在linux 2.6.33之前只有O_SYNC flag， 但是在绝大多数文件系统中对O_SYNC的实现都是O_DSYNC的含义，在2

5、返回结果 5、返回结果 user 3、查询leader节点 4、向leader cs发起请求 1. 用户发起请求； 2. Client 向 mds 查询请求的元数据， 并缓存到本地，请求转换为对 chunk 的请求 3. Client 向 chunkserver 查询 chunk 所在的 copyset的leader Chunkserver节点； 4. Client 向 leader

●只有一个全局对象，使用下列函数获取 ●UCP_Context* get_or_create_ucp_ctx() ●指定了FEATURE_AM, 多线程共享39 命令行参数控制context的属性 ●--brpc_ucp_error_mode缺省是none，是的本地通讯使用shared memory成为可能 ●--brpc_set_cpu_latency 非-1, 设置intel cpu节电模式，可能减少硬

3、查询leader节点 4、向leader cs发起请求 1. 用户发起请求(fd, offset, length) ； 2. Client 向 mds 查询请求的元数据， 并缓存到本地，请求转换为对 chunk 的请求 (CopysetId ,chunkId, offset in chunk, length in chunk)； 3. Client 向 chunkserver 查询 chunk

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 kv → hashtable(key parent inode +