基础
CephFS致力于提供POSIX兼容的文件系统接口，为了实现这一目标，CephFS选择了以目录树的形式在内存管理和使用元数据信息。和S3的“伪目录”做对比，这种目录树的方式能更高效、直接地实现POSIX语义。
CephFS作为分布式文件系统，面临所有分布式系统都要着力解决的两个问题：海量数据，单点。面对海量元数据，单机内存容量显然无法满足要求，对此CephFS提供了多个Active MDS机制，将目录树划分成不同区域，分别在不同MDS上管理，MDS在检测到对端MDS故障后，能对故障MDS进行接管，解决单点问题，实现高可用。
由于目录树的结构特点，导致对目录树的并发操作需要一种互斥机制来保证一致性。举例来说，同时在同一个目录下新建文件，对于这个目录来说必须是顺序进行的，而在不同目录下创建文件时，对目标目录的修改是可以并行的，但同时也要确保目标目录以上直至根节点，在这个期间不会被其他线程修改，比如对一个目录节点进行修改时，这个目录及其全部父节点所在路径无法做快照，这是显而易见的。为此MDS中实现了自己的一套锁机制。
为了提高可靠性，MDS中每次针对目录树的修改都是先写日志，再修改内存目录树结构，最后将修改后的结果落盘。如果中途有MDS故障，再次启动或者被其他MDS接管时，重放日志即可恢复到故障前的目录树状态。
实现
目录树结构
目录树中三个关键数据结构是inode，dentry和dir，三者通过互相连接，共同组成了一个树形目录结构。
Inode中存储的是具体文件/目录的元信息，例如mode，size等。inode号用来在metapool或datapool中查找对应的对象，在metapool中，每个对象是一个dir（分片），在datapool中，每个对象（头对象）是一个文件。
Dentry中存储的是文件/目录的名字，被用来连接inode和dir。
Dir通过一个items map记录自己管理的目录项（dentry)，且拥有一个和自身连接的inode，通过inode可以继续向上回溯目录树。items map通过omap方式存储在metapool中。
目录树细节
inode
inode除记录元信息外，作为目录节点时还通过dirfrags管理本节点的分片（fragement），通过分片可以将一个大目录（应用层面）或者热点目录（应用层面）拆分成多个较小目录（实现层面），从而管理更大容量的目录或者在多个mds间实现负载平衡。
dentry
dentry在内存中有三种存在方式：primary，remote，null。
- primary dn表示一个正常的目录项：已连接到一个inode。
- remote dn对应文件系统中的硬链接（hard link），文件系统中不允许dir有hard link，所以只有普通文件在mds内存中可能有对应的remote dn出现。一个inode只能有一个parent，但能有多个remote parent，parent指向的是primary dentry，remote parent指向的是remote dentry。
- null dn是一个中间状态，表示dn还未和inode关联。和前两种dentry不一样，null dn不会存储在meta pool中。
dir
每个dir节点都是以<inodenum>.<fragment>的命名方式存在于meta pool中，通过CDir::fetch()读取metapool中的数据，填充自己的CDir::items，从而在内存初中创建相应的dentry和inode结构。
auth
单个Active MDS时，三种元数据结构都只有一份内存副本，位于Active MDS中，且都标记为auth，但当存在多个Active MDS时，每种元数据结构（inode、dentry、dir）都可能出现!auth的情况，!auth情况的出现是由于目录分裂（split）、备份（replicate）、迁移（export）引起。对于来自client的修改类请求，只有auth能处理，!auth节点只能处理非修改类请求。
master / slave request
master和slave用于标识一个mds间请求中的请求方和接收方。发起方为mater（mdr->is_master()），接受方为slave（mdr->is_slave()）
锁
实现数据一致性最简单的办法是每次操作对整个目录树加锁，这种方式实现简单，但在性能上显然无法接受。为了实现对目录树中数据结构更高效的互斥操作，mds中设计了12个锁，每个锁管理一部分元数据信息，每个锁有自己的状态，分属于不同类型的状态机，状态机定义了每个锁存在的状态，以及每个状态下client能获得的锁权限和能进行的操作。
锁的类型及所属状态机如下：
struct LockType {
int type;
const sm_t *sm;
explicit LockType(int t) : type(t) {
switch (type) {
case CEPH_LOCK_DN: // 管理dentry
case CEPH_LOCK_IAUTH: // 管理mod,uid,gid等信息
case CEPH_LOCK_ILINK: // 管理link属性
case CEPH_LOCK_IXATTR: // 管理扩展属性
case CEPH_LOCK_ISNAP: // 管理快照信息
case CEPH_LOCK_IFLOCK: // 文件锁相关
case CEPH_LOCK_IPOLICY: // 管理layout、quota等信息
sm = &sm_simplelock;
break;
case CEPH_LOCK_IDFT: // 管理分片信息
case CEPH_LOCK_INEST: // 管理目录递归统计信息，如文件个数等
sm = &sm_scatterlock;
break;
case CEPH_LOCK_IFILE: //对于目录则是管理本层目录的统计信息，对于普通文件则是管理文件大小等
sm = &sm_filelock;
break;
case CEPH_LOCK_DVERSION:
case CEPH_LOCK_IVERSION:
sm = &sm_locallock;
break;
default:
sm = 0;
}
}
};
其中CEPH_LOCK_DVERSION和CEPH_LOCK_DN是dentry使用的两个锁，其余都是inode使用的锁。dir中没有锁。
对锁共有4种操作：加读锁（rdlock），加写锁（wrlock），加远程写锁（remote_wrlock），加互斥锁（xlock）。每个锁会用到哪些操作根据所属状态机类型区分，总的来说，rdlock用于共享读，xlock用于独占资源，wrlock是针对目录进行的优化锁操作，remote_wrlock则是在处理rename操作中可能会用到的一种加锁方式（因为处理rename请求的MDS是dest-dn为auth的节点，可能会和src-inode的auth不不是同一个MDS上，这时需要在dest-dn的auth节点上对src-inode进行remote_wrlock）。
MDS每次操作目录树时都会先确定好需要锁定的资源（即锁类型）和要进行的操作，然后通过Locker::acquire_locks()集中进行加锁，如果中途碰到某个锁无法加成功，则这个mdr被挂起，直到对应资源可用后再被重新执行。
sm_locallock
locallock sm(sate machine) 有两个分别用于dn version和inode version管理的锁。这两个锁都是为了在本地mds中维护version的一致性。而其他三种状态机则是为了在全部Active mds中维护资源的一致性。
来自客户端的修改请求处理前都会对相应资源进行xlock，在没有明确要求对version进行加锁时，Locker会根据mdr是否为master为相应的version locker默认进行wrlock或xlock。比如创建新文件时会对新文件的dentry进行xlock，这个过程中mds会自动对dentry 的version lock加锁。
对version lock进行xlock和wrlock区别在于xlock在同一个MDS上是互斥的，wrlock是可以重复加的。
locallock sm 是四种状态机中最简单的一种，它只有一个状态，是否可加锁是通过计数方式进行判断，不能加锁时并不会对锁进行状态调整。-
sm_simplelock
simplelock sm中的锁只能进行rdlock和xlock两种操作，这和通常的共享/互斥概念是一致的。两种操作都会根据sm判断是否可成功加锁，不满足加锁条件时会根据状态机进行调整。
simple sm在auth和!auth节点上加锁 -
sm_scatterlock
scatterlock sm有两个锁：IDFT用于目录分片管理，INEST用于目录递归统计信息管理，两者都可以进行rdlock，wrlock，但INEST lock多了在!auth上进行remote_wrlock的操作。相比simple lock sm，scatter sm多了MIX状态，提供多个副本同时写入的功能。举例来说，假设两个Active MDS，某个inode关联的目录分裂成两个分片分别位于两个MDS上，在两个分分片下各自创建新文件，这时如果INEST锁在MIX状态，则rstat信息会在两个MDS上各自更新（各自+1），当有读请求需要读取inode的rstat信息时，由于需要对INEST进行rdlock，这时会先把两个MDS上分散的数据整合到inode的auth节点上，然后加锁才会成功，最后客户端读到正确数据。
scatter sm在auth和!auth上加锁 sm_filelock
filelock sm只有一个类型的锁：IFILE。
对于目录IFILE管理本层目录的统计信息（INEST管理的是递归信息），可以进行rdlock，wrlock，remote_wrlock。三种加锁行为和scatterlock sm一样。
对于文件，IFILE管理每个client对文件的读写及范围。可以进行rdlock，xlock，这两种加锁行为和simplelock sm一样。
lease
在client端元数据依然有dir，inode，dn三种形式，但比mds中要简单得多，dn不再有三种形态，而是只有两种：有inode关联，没有inode关联。dentry lease被用来表示dn在client端的有效性。
dentry lease存在的必要性可能有这样两个原因：
- 有inode关联的dn可以通过inode的cap来判断dn有效性，但没有inode关联的dn就无法借助inode的cap来判断了
- 在read dir的时候，可以不用获取dir下各个节点的inode
loner
从CInode::calc_ideal_loner()可以看出loner是指在所有client中，当只有一个client在请求写权限时，这个client就被当做loner。
根据src/mds/locks.c中状态机的定义，只有simplelock sm和filelock sm有loner的概念，作为loner的client对元数据具有全部权限（读/互斥），非loner的client则没有任何权限，因此也就无法操作元数据，这本质上是加锁过程产生的一个结果。加锁简单来说是为了保证数据一致性，具体来说是mds根据状态机收回其他client的cap，如果client端有脏数据，则先更新数据，再将cap授予给请求操作的client这样一个过程。拿simplelock sm举例，当一个client需要对一个文件修改owner时，请求发到mds后，mds对inode的AUTH lock进行xlock，当xlock成功时，表明之前（如果有的话）授予给其他client的对于AUTH的cap已经被收回，这时mds可以对inode进行修改，修改完后要进行drop locks，如果自从xlock后，再没有其他client请求这个inode的cap，那么这时发起请求的这个client就是loner，AUTH lock进入到LOCK_EXCL状态，根据状态机定义这个client现在对AUTH具有全部权限，这也和loner的字面意思也相符。如果在xlock成功后，请求处理完成前，又有其他client请求inode的写cap（CEPH_CAP_GEXCL），那么当第一个请求处理完，drop locks时发现其他节点也在请求写，这时不满足loner条件，锁的状态不再进入到LOCK_EXCL，二是根据状态机定义和各个client对cap的请求，重新计算状态，根据得到的状态将cap发送给第一个请求中的client，至此，修改文件owner的那个请求完成。
cap
client端针对每个inode都有独立的cap，表示是否可以相应元数据进行读写。从状态机定义可以看出，scatter sm只有sync状态下允许client读，其他状态下client没有任何权限，这和scatter sm下的两个锁作用也相符合：IDFT管理目录分片和INEST管理目录递归统计，这两种信息对于client来说只能读取，client不应该去尝试修改，因为这两种信息是在mds中进行维护的。对于simplelock sm，client对每种资源（对应一种锁类型）有读和互斥两个权限，符合常理。对于filelock sm，SHARED和EXCL用来维护对stats（对目录）和size（对普通文件）这些资源的互斥，CEPH_CAP_FILE_RD和CEPH_CAP_FILE_WR用来管理普通文件的读取和写入，CEPH_CAP_FILE_CACHE和CEPH_CAP_FILE_BUFFER用来管理普通文件的缓冲读写能力（对应本地文件系统中的Cache和Buffer功能）。
client range
根据filelock sm可以看出对普通文件是支持多个client下同时读写的，比如LOCK_MIX状态下，每个client都能拥有CEPH_CAP_GRD|CEPH_CAP_GWR权限。相应的在MDS端，client range结构用来记录每个client当前的读写范围，当有其他client改变了文件的size后，相应client range要更新。
inline data
当一个文件过小时（不超过client_max_inline_size）把数以inode的attr（blustore中最终就是rocksdb的key-val）形式存在。
pin和freeze
pin表示元数据正在被引用，这时无法对目录进行迁移、分裂操作，需要进行迁移或者分裂时需要先freeze目标子树，freeze后相关的元数据节点无法被pin，也就无法被修改。
