NETapp WAFL 文件系统

的文件系统名为，是专为系统而设计的。是”Write Anywhere File Layout”，即”任意位置写入文件布局”的缩写。文件系统和的整合式RAID管理采用一体化设计，以避免大多数带有RAID管理机制的文件系统所固有的性能问题。

网络化存储实际应用中的三个基本要求决定了需要为 设计全新的文件系统：

文件系统应该更加有效地操控RAID机制

增加新的硬盘时，文件系统应该能够相应的动态增长

文件系统应该不需要做消耗大量时间的一致性检查

在这些基本要求之上，引申出了支持数据快照(Snapshot)的要求。

于1995年5月提出专利申请，在1998年10月获得专利（专利号码：5,819,292），题目为《Method For Maintaining Consistent States of A File System and For Creating User-Accessible Read-Only Copies of A File System》，前半部分就是有关的内容，后半部分则关于数据快照(Snapshot)技术。另一项专利于1995年6月申请，在1998年9月获得专利（专利号码：5,948,110），题目为《Method For Providing Parity In a RAID Subsystem Using Non-Volatile Memory》，这就是如何利用来加速RAID，并保护RAID数据的一致性。采用有电池保护的（非易失性内存）来担任其日志(journal)，并藉由consistency points提供文件系统一致性(consistent) 的保证，在非正常断电或关机时，重新开机后可在2分钟内开始提供服务，不需要执行文件系统检查，也不用担心文件系统会损毁。结合、RAID、Snapshot的设计难度极高，故从1992年至今仍未有其它厂商可以做到。

的主要特点及其所带来的优势包括：

永远一致性的文件系统：任何时刻文件系统均处于一致性的状态，即使遇到非正常断电或不正常关机后，也不需执行硬盘检查，即可在复电后2分钟内迅速提供服务。

具电池保护的日志：利用存取速度较硬盘快一千倍的内存，担任文件系统的日志，同时保护metadata及data的交易纪录，并加速写入的效率和反应时间、保证文件系统的一致性、保证写入的交易不会因断电而流失。

内建智能型最佳化的RAID磁盘阵列管理系统：配合日志功能，藉由硬盘区块的配置最佳化，可将大量的随机写入转为少量的循序写入，真正达到平行写入 (Stripe Write) 并减少磁头移动的次数和磁头移动的距离的目的，加速文件存取和搜寻的速度。

能增长的文件系统：不需其它软件的协助，就可直接实时动态线上扩增文件系统容量且立刻能使用新增加的容量。每次可只增加一块硬盘或多块硬盘的方式来扩增，完全不需要停机，也不需要等待时间。另外也可在不扩增容量的前提下，动态线上提高文件数量的上限，完全不需要停机，也不需要等待时间，也不影响系统运作效率。

瞬间快照备份 (Snapshot)：使用不需要移动硬盘区块的专利技术，可瞬间备份整个文件系统，每个volume可有255份快照，每个使用者都有自己专属的一个快照目录，可自行恢复只属于自己在任一快照时间点的资料，完全不需系统管理人员的协助。每个快照备份皆是完整的文件系统备份 (Full File System Backup)，不论已有多少份数的备份，系统运作效率皆不受影响。

作为专门为网络文件访问而优化的UNIX兼容文件系统。在某些方面，其磁盘格式类似于其它UNIX文件系统，如伯克利快速文件系统（Berkeley Fast File System，以下简称FFS）和IBM TransArc Episode文件系统，相似之处包括：

是基于数据块的，使用没有片段的4KB大小数据块

使用inodes来描述其文件

文件系统中，目录是格式特殊的文件

像IBM TransArc Episode文件系统一样，使用文件来储存元数据（Meta Data）。三个最重要的元数据文件是：

inode文件，包含文件系统所有的inode

块图文件，用以识别空闲块

inode图文件，用以识别空闲inode。

这里采用”图”而不是”位图”的称谓，因为这些文件采用多于1位（bit）对每一个路径加以描述。

其中，每一个 inode包含16个块指针，用以表明哪一个数据块属于该文件。不同于伯克利快速文件系统，一个 inode的所有块指针指向的是相同层次上的数据块。这样，对于小于64KB的文件，inode使用16个块指针指向文件数据块；大于64MB的文件，inode使用块指针指向间接数据块，间接数据块再指向实际的文件数据块。较大文件的inode指向更多的间接数据块。对于十分小的文件，数据储存在inode本身。

简单的，可以把理解为数据块树型结构，在树的根部是root inode，root inode是用以描述inode文件的特殊inode。inode文件包含描述系统中其它文件的inode，包括块图和inode图文件。文件系统数据块树型结构的树叶是所有文件的数据块。如下图所示：

图：的树型结构示例图

图中显示，文件由不同的数据块组成。较大的文件在inode和实际数据块之间存在额外的间接层次。要启动的话，必须要找到该树型结构的根部，所以对于（任意位置写入文件布局）来讲，root inode是个例外，它必须处于硬盘上的固定位置以便定位。使用文件来保存元数据的方式带来的好处有：

允许在硬盘上任何地方写入元数据块。这就是名称的起源。与FFS类似，在其写入分配策略上有着完全的灵活性，数据块不是被永久地分配到固定的磁盘位置上。利用了这种灵活性来优化的RAID性能。可以事先规划对同一RAID条带进行多重写入的时间，这样当仅仅更新RAID某一硬盘条带中某一数据块时，就不会对整个写入性能带来损耗。在有关RAID的章节中，详细描述了采用的旨在有效利用增强型RAID4的写分配策略。

使文件系统的增长变得十分容易。当增加新的硬盘时，可以自动增加元数据文件的大小。如果系统的缺省值稍小，管理员也可以手动增加文件系统中的inode。允许元数据块在硬盘上任何地方写入。这种方式使得SnapShot数据快照功能成为可能。要使SnapShot可以工作，必须可以把新的数据，包括元数据写入到新的硬盘空间上，而不是覆盖原有数据。如果在磁盘上固定的位置存储元数据，这项功能就不可能实现。

1、批次动态条带化读写算法

文件系统中采用批次动态条带化读写算法。在UNIX或者Windows文件服务器中，写入性能尤其重要，因为它必须直接面对硬盘(或非易失性内存)，而读操作尚可以面对UNIX/Windows客户端和服务器的高速缓存。这就使得UNIX或者Windows客户端和服务器的硬盘写操作要比读操作多5－10倍。如Ousterhout机构的一项观测证明，当服务器端和客户端高速缓存增大的情况下，对写入操作的响应主导了I/O子系统的处理过程。其影响是NFS服务器上的磁盘写操作可能比读操作多5倍（相关内容见于Ousterhout 89报告）。

这种需求特点，激发了在最初的设计中，即最大限度的发挥了写入分配策略的灵活性。文件系统中，通过批次动态条带化读写算法的三种机制，保证了这种灵活性的实现：

Ÿ 能把文件系统的任何数据块(除包含root inode的数据块外)写到磁盘中的任何位置上。而在FFS中，诸如inode、位图和元数据被保存在磁盘中的固定位置上，这就妨碍了文件系统写入性能。例如，对某一新近更新的文件，不能将它的数据块和inode在磁盘上的紧邻位置加以存储。而则相反，它可以在磁盘上的任何地方加以写入，从而创造性的优化了写入性能。

Ÿ 能把数据块按任何顺序写到磁盘中。与之对应的，FFS仅能把数据块按确定的顺序写到磁盘中，在中断之后可以通过fsck恢复文件系统的一致性。因为文件系统的映像文件只有在写入一致点信息时才会改变，所以能按任何顺序写入数据块。

Ÿ 能在单一写入周期内为多个NFS操作同时分配盘空间。而FFS需要为NFS请求一一分配空间。在确定文件系统一致点之前可以收集数百个NFS请求，在一致点（consistency points）时刻立即为其分配空间。这种延缓分配写入空间的机制通过从应答处理的过程中去除磁盘分配时间，大大改进了NFS操作的等待时间。对于那些在到达磁盘前即被删除的数据块而言，这种方式也避免了时间的浪费。

这些特性赋予了文件系统特别灵活的写入策略。为众多写入同时分配空间的能力使其更加智能化，允许将数据快以任何顺序写入到任何地方的能力又确保了这种策略适用于多种环境。概要地讲：

Ÿ 通过将多数据块写入到同一条带中的方式，大大提高了RAID的效率与性能

Ÿ 通过将相关的块写入到相近的位置而大大缩短了寻道时间

Ÿ 通过将顺序的块放置在RAID阵列中某个单一磁盘上的方式，减少了大文件读出时的磁头冲突

在通常的文件系统下，优化写分配是很困难的，因为以上这些目标之间经常冲突，而则可以很好的解决所有问题。

2、

为在磁盘上保存完整的文件系统一致性版本，文件系统至少每10秒会生成一个内部数据快照SnapShot，称为一个一致点(consistency point)。当时启动时，总是使用时间最近的一致点版本，这意味着即使发生掉电或者其它严重系统错误后，系统再次投入正常运转也无需耗时的文件系统检查工作。在仅仅1到2分钟的时间内即可正常启动，而这段时间也主要是花费在磁盘定位和内存检查上。

这种特性是由于使用了由电池支持的（非易失性内存）来避免丢失最近一致点之后可能发生的任何NFS与CIFS请求。其工作示意图如下：

图：工作示意图

是带有电池的独特内存，即使切断电源，仍然可以存储数据。在不正常停机之后，重演所有”日志”以防丢失。日志类似于线上交易处理(OLTP) 数据库系统的Log记录。采用内存，而不是硬盘来保存日志，因为比硬盘快一千倍，提供极高的响应速度。即使有大量的交易，响应速度也不会变慢。当使用者的写入要求送到并完成时，马上可以接受下一笔的写入要求，又可同时保护metadata及data的交易纪录。当收集这些写入要求到达某种条件时，会先经过计算并整理过后再批次写入到硬盘。其工作情况大体如下：

Ÿ 当正常关闭时，不包含任何未处理的NFS请求，它被自动关闭以延长其电池寿命。

Ÿ 在正常系统关闭规程下，文件管理器先关闭NFS与CIFS服务，将所有缓存中的操作写入磁盘，然后关闭。

Ÿ 在系统掉电或者其它非正常状况下，系统将会自动重现保存在中，但是尚未转存到磁盘上的NFS与CIFS请求。

如上所述，通过创建内部SnapShot来避免系统在不正常停机后对文件系统进行检查，这种特殊的SnapShot叫做一致点，每过几秒钟就会自动创建一次。不同于其它SnapShot快照的是，一个一致点没有名字，而且不能通过NFS协议访问它。同于其它SnapShot快照的是，一致点是整个文件系统的一个完全自一致的映像。当重新启动时，它简单地回放为最近的一致点。即使单一分区中包含20GB或者超过20GB的数据，这项特性依然使得可以在1到2分钟的时间内重启。

在一致点之间，也在把数据写到磁盘中，但是它仅仅写到不使用的块中，如此呈现的数据块树型结构的最近一致点仍然是完全不变的。在两个一致点之间，需要处理数百或者成千上万的NFS请求，因所以磁盘上面的文件系统映像在数秒内会保持不变，直到写入新的一致点。磁盘上面的文件系统映像也会自动更新。虽然这项技术在UNIX文件系统中比较少见的，但它在数据库领域是比较常见的。但即使在数据库领域，像这样在同一时刻的一致点中写入如此多的操作也是比较少见的。

实际上把划分成为两份独立的日志报告。当一份日志写满，转换到另一份日志，并且开始写一致点，将与第一份日志的差异安全地记录到硬盘上。即使日志没有写满，每10秒也要写一次新的一致点，以防止硬盘中存储的文件系统映像太过陈旧。

利用记录NFS请求的方式比传统的利用为磁盘做读写缓存的方式有很多好处。 使用来存储未提交NFS请求的方式则与其它一些UNIX产品十分不同：

Ÿ 其它操作系统把作为磁盘缓存，并在磁盘层加以使用时，包含的是关键的文件系统一致性数据。如果发生故障，即使采用fsck也无法恢复系统状态。

Ÿ 使用作为文件系统的遍历来源，而不是需要利用硬盘来加以更新的高速缓存。对空间的使用是非常有效的，例如，要求文件系统创建一个文件的请求仅需使用数百个字节即可描述。而实际的文件创建操作则可能包含着众多的数据块改变。因为使用记录操作的遍历信息，而不是操作结果本身，这就使可以在 日志文件中执行得数千个操作。

我们来对以上两种机制做一下比较。其它厂商利用硬盘当作日志，只能保障硬盘区块的运作，不能确保网络文件系统交易的安全与完整性，当遭遇网络暂时中断或系统宕机，恢复联机与运作后，中断的网络文件系统交易已经流失。不仅速度无法与匹敌，也无法同时保护metadata及data的交易纪录不会流失。

两种不同方式的对比示意图如下：

图：与其它厂商技术方式的对比

第一种，是处理NFS请求并将其结果写入磁盘缓存，第二种，是 采用的，对那些需要重演的请求，记录下其日志信息。举例来比较，如果从一个目录移动一个文件到另一个目录，文件系统必须更新内容以及来源、目标目录的inode。在FFS中，每一个块是8 KB，这项操作将使用到32 KB的高速缓存空间。而仅使用大约150个字节空间，简单的记录下需要对该信息执行更名操作。可以在每MB的中记录多于千项操作。

记录NFS请求的最终优势是它大大提高了NFS响应时间。为了响应NFS请求，没有的文件系统必须更新它的内存数据结构、为新数据分配磁盘空间，但是它们只是把修改后的数据复制到中，而不是磁盘中。相比之下，能更迅速准确的响应NFS请求，因为它只需要更新其内存数据结构并且记录访问要求，而不需要为新数据分配磁盘空间，也不需要把修改后的数据复制到中。