这种方式相当于每次都是全量缓存当前元数据，不做增量快照，考虑到转储逻辑，这也是可以接受的 对比这两种方案，第一种方案对于copy场景是友好的，但需要重新实现一套快照逻辑；第二种方案的改动和实现相对简单，并且对于需要备份的场景也是够用的。从可解决程度和解决的必要性考虑，选择第二种方 案。 关键点 mds volume 文件空间管理 文件系统的元数据所在的copyset分配策略（前期可以考虑都分配到同一个copyset上） 中包含一些指针，通过指针实现数据的共享；第二类类似 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

可能需要引入额外的复杂性，但是依然可以实现简单的 工具查询。 由于该方案，删除的inode是分散于每个partition中，那么查询工具可能需要遍历所有partion去查询所有的删除inode。 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 XXX Page 13 of 15 遗留问题 上述方案还存在一个遗留问题，就是孤儿inode的问题： client无论在进行unlink过程时，需要两步，第一步是删除dentry，第二步是nlink-1，那么在执行完第一步之后，client如果崩溃或者掉电，或者是发送nlink-1的rpc失败（可以重试，但重试仍有可能失败）， 这种情况下，就会存在nlink未被减1的情况，当所有 // dentry is deleted successfully but inode is not, still returns success. 此时，nlink是没有-1的，删除接口直接忽略了第二步的错误。 根据其论文描述：© XXX Page 14 of 15 chubaofs使用的是类似fsck的工具去修复这个问题，也就是运维手段。 工作量评估 需要修改的模块，如下： Client端：

400，查询"D"的inode信息。 5.1.2 好处 这种方案的好处在于，inode和dentry大概率落到一个分片上管理。在查询inode的过程中，第一步通过parentid和name查询inodeid，第二步通过inodeid查询inode结构体在同一个分片上处理。查询时，client只 需要向metaserver发送一次请求，就可以完成上面两步的查询任务。 5.1.2 问题 在一种特殊的情况下， of 24 这种分片方式的，inode和dentry的分布没有任何关系，查找inode和查找dentry的大概率需要不同的分片进行处理。这样第一步通过parentid和name去查询inodeid，第二步通过inodeid去查询inode结构体，这两 步就必须通过两次请求。相对于分片方式一，这种方式，client向metaserver进行查询的时候，rpc请求的个数近似翻倍，多一倍的查询，对性能上的影响能否接受。

Curve 分布式存储设计 程义 — Curve Maintainer XAgenda 第二 第三 第四 第一 Curve的由来 Curve的设计目标 Curve块存储 和 Curve文件存储 Curve社区Curve的由来 1. 代码复杂/代码量大 2. 运维难度高 3. 无法满足高的性能需求Curve的设计目标 1. Curve云原生软件定义存储 2. Curve块存储

3、改为O_DIRECT模式 How？ Why？新版本ChunkServer性能优化 1、模拟braft日志落盘方式的demo程序测试结果，latency为调用sync花费的时间（第一次新写，第二次覆盖写）; 2、因为在请求4KB的情况下，写入的大小带上头部后是4120，是不对齐的，所以又测试了一下把写入大小改成4096的情况：新版本ChunkServer性能优化 因此ChunkServ

file这两个特性，需要fuse client端配合完成。 空间分配 整体设计 分配器包括两层结构： 第一层用bitmap进行表示，每个bit标识其所对应的一块空间（以4MiB为例，具体大小可配置）是否分配出去。 第二层为free extent list，表示每个已分配的块，哪些仍然是空闲的（offset, length），以offset为key进行排序（这里可以用map或者btree对所有的free extent进行管理）。