1. ViveNAS （GitHub - cocalele/ViveNAS）

ViveNAS 是一个开源分布式的网络文件系统（NAS）, 具有下面的特点:
 - 通过不同存储介质的结合，在高性能、低成本间寻找动态的平衡
 - 解决数据的长期、低成本存储问题，支持磁带，SMR HDD等低成本介质，以及EC
 - 为CXL内存池、SCM等新技术的应用做好准备，并应用这些新技术产生澎湃性能，服务热点数据
 - 解决小文件存储难题
 - 为企业存储提供受控的分布式策略，以解决传统分布式存储在扩容、均衡、故障恢复时面临的各种难题
 - 绿色存储，充分利用数据中心超配而不能充分利用的内存、CPU资源提供服务，降低能源消耗

ViveNAS目前版本提供标准NFS接口。

ViveNAS提供上述能力的核心技术依赖于下列两项：

核心1，PureFlash 分布式SAN存储

   PureFlash 提供了我们这个存储系统所有跟分布式有关的特性，包括高可用机制、故障恢复机制、存储虚拟化、快照、克隆等。

   PureFlash是一个分布式的ServerSAN存储系统，他的核心思想继承自NetBRIC S5，一个以全FPGA硬件实现的全闪存储系统，因此PureFlash拥有一个极度简单的IO栈，最小的IO开销。

   区别与以hash算法为基础的分布式系统，PureFlash的数据分布是完全人为可控的，这提供了企业存储在运行时所需的稳定能力，因为数据分布的掌控权最终在“人”而不在“机器”。更多细节请参看github.com/cocalele/PureFlash

   PureFlash支持在一个集群里管理不同的存储质，包括从NVMe SSD、HDD、磁带，以及AOF文件访问，

   上述的这些为ViveNAS提供了坚实的数据存储保障。

核心2，以LSM tree为基础的ViveFS

   LSM tree有两个重要特点，一是多层级，二是每个层级都是顺序写。

   ViveFS将level 0 放在内存或者CXL内存池里，将其他层级放在PureFlash提供的不同存储介质里，而且每个层级都是分布式且具有高可靠性。

   顺序写这个特性对磁带/smr hdd介质非常的友好，这样ViveNAS就可以将比较低层级的数据放到这些低成本介质上进行长期存储。这也是ViveNAS最重要的目标，解决冷数据的长期存储成本与访问复杂难题，
   同时顺序写的AOF文件对ec也是很友好的，通过大因子EC可以进一步降低存储成本。
   

2. ViveNAS的 层级架构

 从上图可以看到，从一个最底层的SSD介质到方便使用的NAS文件服务中间需要很多层级的协作。

本文重点介绍里面的libvivefs的实现原理。正如libvivefs在图中的位置，他的下层是LSM tree, 在当前的实现里面我直接选用了rocksdb。他的上层对接到ganesha FSAL，提供标准的文件语义接口。标准文件语义，但并不是标准Posix接口，也没有对接在linux VFS之下。libvivefs提供的API包括：

inode_no_t vn_lookup_inode_no(struct ViveFsContext* ctx, inode_no_t parent_inode_no, const char* file_name, /*out*/struct  ViveInode** inode);
inode_no_t vn_create_file(struct ViveFsContext* ctx, inode_no_t parent_inode_no, const char* file_name, 
	                      int16_t mode, int16_t uid, int16_t gid, /*out*/ struct ViveInode** inode_out);
struct ViveFile* vn_open_file(struct ViveFsContext* ctx, inode_no_t parent_inode_no, const char* file_name, int32_t flags, int16_t mode);
struct ViveFile* vn_open_file_by_inode(struct ViveFsContext* ctx, struct ViveInode* inode, int32_t flags, int16_t mode);
size_t vn_write(struct ViveFsContext* ctx, struct ViveFile* file, const char* in_buf, size_t len, off_t offset);
size_t vn_writev(struct ViveFsContext* ctx, struct ViveFile* file, struct iovec in_iov[], int iov_cnt, off_t offset);
size_t vn_read(struct ViveFsContext* ctx, struct ViveFile* file, char* out_buf, size_t len, off_t offset);
size_t vn_readv(struct ViveFsContext* ctx, struct ViveFile* file, struct iovec out_iov[] , int iov_cnt, off_t offset);
struct vn_inode_iterator* vn_begin_iterate_dir(struct ViveFsContext* ctx, int64_t parent_inode_no);
struct ViveInode* vn_next_inode(struct ViveFsContext* ctx, struct vn_inode_iterator* it, char* entry_name, size_t buf_len);
int /*as bool*/ vn_iterator_has_next(struct vn_inode_iterator* it);
void vn_release_iterator(struct ViveFsContext* ctx, struct vn_inode_iterator* it);
int vn_fsync(struct ViveFsContext* ctx, struct ViveFile* file);
int vn_close_file(struct ViveFsContext* ctx, struct ViveFile* file);
int vn_unlink(struct ViveFsContext* ctx, int64_t parent_ino, const char* fname);
int vn_rename_file(struct ViveFsContext* ctx, inode_no_t old_dir_ino, const char* old_name, inode_no_t new_dir_ino, const char* new_name);
struct ViveFsContext* vn_mount(const char* db_path);
int vn_umount(struct ViveFsContext* ctx);

里面的open/close, read/write类函数想必大家都不陌生，只是换了个名字，毕竟跟系统的标准API重名会自找麻烦。还有一些函数，包括lookup_inode, iterator， unlink这些函数，研究过linux内核文件系统实现的朋友也一定都见到过。

上面的这组接口就是libvivefs想要提供出来能力。他的下层rocksdb提供的接口也是相当的简洁：put/get, prefix_iterator, merge， transaction commit。

put/get已经能够实现数据的写入、读出。但是put/get是KV操作，是对目标对象整体的访问。对于文件语义必须要提供随机IO能力，也就是指定任意Offset, 操作任意长度的数据。libvivefs的作用就是弥合这二者间的差异。

3. libvivefs的数据布局

看一个文件系统的原理一定要看他的磁盘布局，磁盘布局决定了需要什么样的算法。磁盘布局跟介质密切相关，一定要按介质特点设计，因此针对机械盘，NAND flash, pmem, 磁带等有各种适配文件系统。

libvivefs在rocksdb里创建两个column family, 分别储存文件系统的元数据和数据。数据CF (column family)顾名思义就是文件的内容了，其K-V是这样的：

Value是文件内容按64KB大小切割的数据块加上extent_head，Key是extent的标识。

Key 由16Byte的binary构成，结构如下：

struct vn_extent_key{
     union { 
          struct {
               _le64 extent_index;
               _le64 inode_no;
          };
          char keybuf[16];
      }
}

`vn_extent_key` 结构里的两个关键变量：

inode_no： 也就是Inode号，这和其他文件系统对inode号的定义一样，唯一标识一个文件，并且不会随着文件改名而变化。

extent_index：表示这个数据块是文件的第几个数据块。也就是说这些数据块顺次保存了文件的内容。

extent_head的构成如下：

struct vn_extent_head {
	int8_t flags;
	int8_t pad0;
	union {
		uint16_t data_bmp;
		uint16_t merge_off;
	};
	char pad1[12];
};

有了extent_head的存在就能够支持任意长度的写入，而不必等凑满整个extent才能写入。这个能力也是借助了rocksdb的merge操作实现的。

反正LSM-tree是需要对数据进行compaction，因此写入的时候没必要每次都进行RMW(Read-Modify-Write)，只需要将改动的部分数据写入。在compaction或者read的时候，会触发merge操作将同一个key的不同数据分片、版本合并成一个完整的extent。extent_head里面的信息在merge操作时会被用到。

4. write操作的实现

有了上面的数据布局知识，write操作的实现就很明显了，将数据按照在文件中的位置找到对应的extent，按照写入是否写满了整个extent分别调用mege或者put操作。

size_t vn_write(struct ViveFsContext* ctx, struct ViveFile* file, const char * in_buf, size_t len, off_t offset )
{
	int64_t start_ext = offset / file->inode->i_extent_size;
	int64_t end_ext = (offset + len + file->inode->i_extent_size - 1) / file->inode->i_extent_size;
	void* buf = malloc(file->inode->i_extent_size + PFS_EXTENT_HEAD_SIZE);
	
	S5LOG_DEBUG("call vn_write, len:%ld off:%ld", len, offset);
	DeferCall _1([buf]() {free(buf); });
	struct vn_extent_head* head = (struct vn_extent_head*)buf;
	Transaction* tx = ctx->db->BeginTransaction(ctx->data_opt);
	DeferCall _2([tx]() {delete tx; });
	Cleaner _c;
	Status s;
	_c.push_back([tx]() {tx->Rollback(); });

	int64_t buf_offset = 0;

	for (int64_t index = start_ext; index < end_ext; index++) {

		//string ext_key = format_string("%ld_%ld", file->i_no, index);
		vn_extent_key ext_key = { {{extent_index: (__le64)index, inode_no : (__le64)file->i_no}} };

		int64_t start_off = (offset + buf_offset) % file->inode->i_extent_size; //offset in extent
		size_t segment_len = std::min(len - buf_offset, (size_t)file->inode->i_extent_size - start_off);
		
		*head = { 0 };
		memcpy((char*)buf + PFS_EXTENT_HEAD_SIZE, in_buf + buf_offset, segment_len);
		
		Slice segment_data((char*)buf, segment_len + PFS_EXTENT_HEAD_SIZE);
		if(segment_len != file->inode->i_extent_size){
            //不是满条带，就执行Merge操作
			head->merge_off = (uint16_t)start_off;
			s = tx->Merge(ctx->data_cf, Slice((const char*)&ext_key, sizeof(ext_key)), segment_data);
		} else {
            //满条带，就执行Put操作
			head->data_bmp = (uint16_t)start_off; 
			s = tx->Put(ctx->data_cf, Slice((const char*)&ext_key, sizeof(ext_key)), segment_data);
		}
		
		buf_offset += segment_len;
	}
	
	file->inode->i_mtime = time(NULL);
	file->dirty = 1;
	
	if (offset + len > file->inode->i_size) {
        //如果文件长度也发生了改变，就更新长度。 否则会现在lazy 模式更新元数据，也就是上面的修改时间不会每次更新。
		file->inode->i_size = offset + len;
		s = _vn_persist_inode(ctx, tx, file->inode);
		
		file->dirty = 0;
	}
	s = tx->Commit();

	_c.cancel_all();
	return len;
}

read操作的实现逻辑和write相似且更简单。