创建：/A/C不在，创建/A/C 删除文件：删除/A/C 删除目录：删除/A rename：rename /A/C到/B/E symbolic link： hardlink：生成一个hardlink /B/E，指向文件/A/C list：遍历/A目录 5.1.2 好处 5.1.2 问题 5.2 分片方式二：Inode按照inodeid进行分片，Dentry按照parentid进行分片 rename：rename /A/C到/B/E raft 更适合大文件顺序写 fastcfs 有元数据服务器 inode和dentry放一个结构体。 inode → hashtable（key是ino，全局） dentry → skip list （key是name，每个目录下一个） 计算出来的 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 BST O(log(n)) O(n) c++ stl 模板© XXX Page 4 of 24 skip list O(log(n)) O(n) level db，https://github.com/google/leveldb/blob/master/db/skip list.h，( BSD) libfastcommon，https://github.com/happyfish100/libfastcommon/tr

detection, schedule tuningCloud native Feature list • Features for Cluster • Features for CurveBS • Features for CurveFS • Features for monitorFeature list for cluster • Install / uninstall/ upgrade installFeature list for cluster • CurveBS mirroring configured with CRDs • Different Curve clusters may share MDS and ETCD server • Replication between CurveFS configured with CRDsFeature list for CurveBS pmem) • Allow chunkserver on PVCs to automatically grow when the cluster is nearly fullFeature list for CurveFS • CSI plugin for CurveFS • CurveFS (cluster and storage pools) CRDs • Dynamic Volume

作为 key , filename 直接和 fileInfo 关联，硬链接无法支持 b. 性能 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 ，在空间 管理方面更加简单（本地文件系统已经进行了空间管理），但数据层面需要重新设计，工作量是比较大的。因此我们选择基于块设备构建curvefs。 空间管理设计如下： inode → blk_list {blk1, blk(M*N)} 在文件系统mount的时候，读取所有inode的信息就可以重建出当前哪些block是已经分配的，哪些未分配，因此空间分配信息的表无需另外做持久化。这一信息可以缓存在

wait状 态，会释放这把锁，管理面可以增删改target信息。 • 不需要target list lock • 因为TEL线程只存取自己负责的target，不存取别的target，所以TEL线程 不需要target list lock。 • 管理面是单线程，只有它遍历target list，没有需要互斥的情况。FIO性能测试（配置) • [global] • rw=randread

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）。 当前设计不 2. 3. 以下图为例：file1新申请了2MiB的空间。首先从level1中随机选一个标记为0的块分配出去，然后将这一个块中的前2MiB空间分配给这个文件，剩余部分加入到level2中的list中。 后续，file1再次追加写入2MiB数据，此时申请空间时，需要附带上file1最后一个字节数据在底层存储的位置，再加1（期望申请的地址空间起始offset）。以图中为例，则附带的值为30MiB。 这次的空间申请，直接从level2中以30MiB作为key进行查找，找到后，进行空间分配。分配之后，相关信息如下图所示： 之前剩余的 30MiB ~ 2MiB 的extent完全分配出去，所以从level2中的list中删除。 文件inode中的extent可以将两次的申请结果进行合并，得到（0，28MiB，4MiB）。 特殊情况 新文件申请空间时，leve1中的所有bit都标记为1，即所有的块都已经预分

... -a, --access display the file access control list only -d, --default display the default access control list only -c, --omit-header do not display the comment header bout-the-user-and-the-process-that-is-try https://wiki.gentoo.org/wiki/Filesystem/Access_Control_List_Guide https://www.usenix.org/legacy/publications/library/proceedings/usenix03/tech/freenix03/ful

eelist中，目录由于是nlink从2开始，当目录的nlink=2时，连续减两次到0。 freelist会被定期清理，清理时筛选出超过7天的inodeid，将其从inode tree和free list中移除。 chubaofs中实现了forget接口：首先client端，在删除inode时，如果判断到nlink减到0，则加入client端维护 。forget接口执行时，判断inode是否在 中，如果在Orpha metaserver在收到该请求后，则设置inode的DeleteMarkFlag，并将其放入freelist。 freelist在定期清理时，当发现设置了DeleteMarkFlag，则直接从inode tree和free list中移除该inode，不再等待7天。 chubaofs实现了强制从freelist中移除inode的机制，同样是使用设置DeleteMarkFlag的方式。 chubaofs也实现了查询机制，来查询

BPF_MAP_TYPE_HASH • key inodeid • value CacheStatus, filemap[ ] {fd, chuk, size, kernel file, ver} • update list map BFP_MAP_TYPE_PERF_EVENT_ARRAY • updata cache mapCurve社区介绍 • Curve 的成⻓离不开⼤家的⽀持和参与。⾮常欢迎社区⽤户参与社区共建，可以

Read(butil::IOBuf *out, size_t n); – ssize_t Write(butil::IOBuf *buf); – ssize_t Write(butil::IOBuf *data_list[], int ndata);49 UcpWorker的实现 ●封装 ucp_worker_h ●一个UcpWorker对用多个UcpConnection，由UcpCm分配。 ●在pthread运行，busy

is inodeid std::unordered_map ::iterator fileCacheManagerMapIter_; RWLock rwLock_; std::list lruReadDataCacheList; uint64_t lruMaxSize; std::atomic dataCacheNum_; }; class FileCacheManager