TFS数据服务器分析
TFS主要用于小文件存储，其将多个小文件存储在大的block中，并为这些小文件建立in-block索引，优化了文件的存储空间和寻址过程。TFS为了保证用户数据的安全性，为每个block在不同的数据服务器（dataserver，ds）上创建多个副本，另外，TFS还支持多集群数据同步。
TFS提供给用户使用的基本接口类似于vfs提供的文件系统，主要包括open、read/write、close、lseek、外加save_file、fetch_file等一些封装的接口。
用户往TFS里存储一个文件，须经历open、write、close三步，本文以ds为主线，分析了对应客户端的一次文件存储过程，ds都做了哪些工作来存储文件。
open过程
如果要写文件，客户端须以T_WRITE的模式调用open接口，首先client会连接到ns（ns的地址在初始化或open的时候指定），ns接到请求后，会为本次文件写请求分配一个逻辑块（如果文件尚不存在），将逻辑块号、及该块对应的ds信息返回给client（根据副本数的配置，一个逻辑块可能对应多个ds上的物理块，逻辑块的创建过程不是本文的主题，暂不讨论）。ns在分配某个逻辑块用于写时，就会将该逻辑块锁定，直到写操作完成或失败，或是超过租时间该写操作没有响应信息。
到这里，client知道了新的文件应该存储到哪些ds上，并以ns返回的第一个ds作为主ds，主ds的地位非常重要，其负责将文件数据转发到其他的ds上，同时如果配置了多集群的同步，在成功写完文件数据之后，其还会将文件写到集群中。（读的时候client 根据fileid选择一个作为主ds，规则为fileid对ds个数取模）。
TFS文件名由集群信息、文件的blockid、fileid以及suffix信息（可选）编码而成，在open阶段，client还需要做的一件事就是获取文件对应的fileid。client将文件的blockid、fileid（新创建的文件为0）发送给ds，ds收到请求后，会调用DataService::create_file_number处理请求。
create_file_number的主要任务是给文件分配一个seq_no和一个file_number，其中seq_no是block内部唯一的，初始值为0，随着block中文件数量的增加不断递增，该值为存储在block索引文件的头部中，fileid是由seq_no和suffix的hash值计算得出，分配了seq_no就相当于得到了文件的fileid。那么file_number又是干什么用的呢？
TFS文件的write过程实际上只是把文件数据写到了多个ds的内存中（或临时文件中），并没有实际的存储数据，在用户最终调用close的时候才会将数据刷新到磁盘中。而ds通过一个DataFile的结构来临时存储write过程中写的数据。DataFile结构包含一个固定大小的缓冲区，当write写的数据超出缓冲区的大小时，DataFile会将其写到临时文件。
当一个ds上有多个写请求时，就会有多个DataFile结构，每个DataFile由一个file_number标示，所有的DataFile存储在DataManagement:: data_file_map_中，这个map就是file_number到DataFile的映射。而open时分配的file_number也就是用来在ds上找到对应的数据缓冲区的，后面client在调用write时会带着该file_number。
open过程与ds交互的工作可以简化write时ds的工作，但该过程是可以合并到write中完成的，目前ds的读写对系统整体的影响并不大，这里既是优化了应该也没什么效果。
write过程
open调用成功后，client就可以调用write接口写数据，之前提到过，write写的数据只会存储在ds的内存（或临时文件中）。Write过程会带上文件的blockid、fileid、buf、size、offset、file_number信息，根据file_number信息，ds首先查找data_file_map_，如果没有找到file_number对应的DataFile，则会创建一个DataFile并将其添加到map中。
接下来，ds会将要写的数据写到DataFile，如果DataFile的内存缓冲区空间不足，则会创建一个临时文件来存储write写的数据。对于主ds（由client决定，会在写请求参数中标示），其写完数据后，还要将数据转发到其他的备ds上。备ds收到主ds转发的请求后，同样会根据file_number找到对应的DataFile存储write写的数据。
这里存在一个问题，假设由A、B两个ds，两次写请求的client分别选择A、B作为主ds（假设两次写对应的两个block的两个副本刚好在A、B上），此时如果两个ds为两个写请求分配了相同的file_number，则在副本同步时就会导致数据冲突问题，该file_number究竟对应哪个写操作为了解决这个问题，必须要求ds间不能分配相同的file_number给client，ds是通过在初始化file_number时，不同的ds从不同的基数开始递增分配（如ds1从1<<32开始，ds2从2<<32开始），则理论上不同的ds是不可能分配相同的file_number的，参见DataService::initialize中的实现。
如果在写数据的过程中，多个副本并没有都写成功、或者副本都写成功但client在后来并没有调用close操作来刷新数据，DataFile的缓冲区回不回一直存在着，从而导致内存空间不能回收使用呢? 答案是否定的，DataFile占用的内存或文件空间会由gc线程负责回收（ds的check线程会周期性的调用gc_data_file），当其发现某个DataFile结构存在的时间超过一定阈值，就将其空间释放掉。
对于多个副本没有全写成功的情况，ds会及时向ns汇报写失败的信息（通过req_block_write_complete），好让ns解锁对应的block，不然就只能等到该block的租约到期，才能解锁，以供分配给其他的写请求。
close过程
close的时候，需要考虑几种情况，如open失败、open成功但write失败。如果open就失败，即使调用了write也不会进行写数据，但close的时候需告知ds，ds再将失败信息汇报给ns，让ns及时解锁block。（为什么不是client直接汇报写失败给ns？）
ds在接收到close请求后，会将数据写到block文件中，同时将该文件对应的索引信息写到索引文件，对于写的详细处理过程，分以下三种情况。
- 如果要写的文件尚不存在，则直接将文件追加到block尾部，并在索引文件中添加一条索引记录；block索引结构稍后会介绍。
- 如果文件已经存在但新数据不超过文件的当前长度，则直接覆盖原来的文件，在索引中更新一下文件的大小；
- 如果文件已经存在，并且新的数据超出了当前长度，采取的策略是把文件数据写到block的末尾，如果block剩下的空间不足以存放文件，则需要使用扩展块。目前，正常block和扩展block的长度都是固定的。
对于第三种情况，如果client指定的写偏移不为0时，会存在问题。在这种情况下，写的数据会写到文件的末尾，如果offset不为0，数据写到DataFile时，0~offset之间的数据没有同步更新，导致0~offset之间的数据是不确定的，而ds在校验CRC时，则使用了整个DataFile的缓冲区，导致与客户端的CRC不匹配，导致close过程失败。
Ds上逻辑块号与物理块号的映射关系，以及逻辑块上对应的多个物理块（一个主、多个扩展）之间的顺序是通过物理块头的BlockPrefix实现的，如下图所示。logic_block_字段为该物理块对应的逻辑块号，而prev_physic_block_id_与next_physic_blockid_为指向前一个和后一个物理块的块号。
block索引存储结构
每个物理块对应一个index文件，index用于快速在block中根据fileid定位文件。
index = header + n * hash_slot + m * index_data;
其中header为index的头部信息，维护对应block的全局信息；
n为hash桶的个数，其由物理块数量和平均文件大小确定；
m为block中文件个数，index_data包含对应文件的offset和size信息；
dataserver的其他任务
DS除了完成基本的数据读写功能外，还需要负责完成实际的数据复制、迁移、删除、压缩等功能，但DS并不是主动执行这些任务，而是由nameserver（NS)触发。NS会周期性的进行检查，对副本数不足的block进行复制(需确定复制源和目的DS）、对删除文件数达到一定比例的block进行压缩，并将这些任务发送给DS，DS收到请求就加入到相应的任务队列中，并有专门的线程负责从任务队列中取任务并执行，当任务执行完毕后会向NS发送反馈信息，NS收到完成信息后将任务从任务表里移除；如果超过配置时间，DS没有反馈执行任务成功与否的信息，ns会过期这些任务，在DS端也会有相同的过期机制用于释放资源。
这里压缩任务由NS发起我觉得是没有必要的，ns应该尽量轻，压缩主要是为了回收block中已删除文件的存储空间，DS根据删除文件数就可以决定是否对block进行压缩；如果真的采取这样的策略，当客户端的写请求落在一个正在进行压缩的块上时，只有在连接DS时才能确定并向客户端返回BUSY信息（现在的方案在连接NS时就能确定块是否在压缩），因为目前DS不是瓶颈，增加点负担是没有影响的，关键是要减小NS的负担。
网上有人问到TFS为什么不采取镜像副本（两个或多个DS的所有对应block互为副本）的形式，这样会节省元数据空间，管理起来也简单；使用镜像方式固然简单，但在某个DS宕机时，需要再产生该DS上拥有block的副本时，它的镜像DS的压力就会很大，如果镜像DS再挂掉了，那么就会导致服务失效了。
目前DS上的写时同步写到多个副本，这种策略简单、但可能会提高写失败的比率，TFS目前在单集群内设置2个备份，然后在两个集群间（主备）在进行一次同步，相当于一个文件4个备份。主备集群的同步时异步进行的，DS的更新（写、删等）会以日志的形式记录，后台线程会读取日志，并重放到备集群（备集群个数可配置）。
