本發(fā)明涉及分布式文件系統(tǒng)中的小文件存儲方法
技術領域：
，特別涉及一種性能優(yōu)化的小文件存儲訪問的系統(tǒng)及方法。
背景技術：
：隨著互聯(lián)網(wǎng)技術的不斷發(fā)展，互聯(lián)網(wǎng)上充斥著各式各樣的服務和海量數(shù)據(jù)信息。為了能夠更好地組織和管理這些海量數(shù)據(jù)，目前已提出了各種類型的分布式文件系統(tǒng)結構。由于互聯(lián)網(wǎng)上的數(shù)據(jù)信息大多以高頻率的小文件形式表現(xiàn)出來，而且在一般用戶的信息存儲訪問中，對小文件的存儲訪問較多，因此對互聯(lián)網(wǎng)上高頻率的小文件讀/寫性能的研究有重要的現(xiàn)實意義。在分布式文件系統(tǒng)中，對于大文件，往往采用條帶化技術對文件進行切片，并分發(fā)在多個數(shù)據(jù)服務器上進行存儲，以此來提高用戶對文件訪問的并發(fā)性，從而提高對大文件的訪問性能。而對于小文件(≤64kb)，由于其不利于條帶化，所以一般是采用將單個文件存儲在單個數(shù)據(jù)服務器上的策略。但是當小文件的數(shù)量到達一定程度之后，對小文件的大量地重復訪問將會給數(shù)據(jù)服務器帶來性能上的負擔及i/o瓶頸問題。傳統(tǒng)的分布式文件系統(tǒng)在小文件管理上主要存在以下3個方面的問題：1)由于小文件的訪問頻率較高，需要多次訪問磁盤，所以磁盤i/o的性能較低；2)因為文件比較小，容易形成文件碎片而造成磁盤空間的浪費；3)為每個小文件請求建立一個連接時容易產(chǎn)生網(wǎng)絡時延。因此，優(yōu)化小文件的存儲訪問性能至關重要。目前，小文件的優(yōu)化存儲訪問研究主要是針對小文件訪問i/o性能較低和容易形成文件碎片的問題，但沒有考慮其他操作帶來的文件變動問題。其他相關的研究還包括對現(xiàn)有分布式文件系統(tǒng)的優(yōu)化研究和文件傳輸?shù)膬?yōu)化等。但該研究主要用于通用文件的傳輸，還不能最優(yōu)化小文件的傳輸性能。技術實現(xiàn)要素：為了解決現(xiàn)有技術的問題，本發(fā)明提供了一種性能優(yōu)化的小文件存儲訪問的系統(tǒng)及方法，其將邏輯上連續(xù)的數(shù)據(jù)盡可能存儲在物理磁盤的連續(xù)空間，使用cache充當元數(shù)據(jù)服務器的角色并通過簡化的文件信息節(jié)點提高cache利用率，提高了小文件訪問性能；寫數(shù)據(jù)時聚合更新數(shù)據(jù)及其文件夾域中的相關數(shù)據(jù)為一次i/o請求寫入，減少了文件碎片數(shù)量，提高了存儲空間利用率；文件傳輸時利用局部性原理，提前發(fā)送批量的高訪問率的小文件，降低了建立網(wǎng)絡連接開銷，提升了文件傳輸性能。本發(fā)明所采用的所述技術方案如下：一種性能優(yōu)化的小文件存儲訪問的系統(tǒng)，包括文件系統(tǒng)接口、文件夾域管理器、文件信息節(jié)點管理器、塊管理器和文件緩沖管理器五個模塊，所述的文件系統(tǒng)接口負責對其他模塊進行封裝，向上層提供靈活統(tǒng)一的文件訪問接口；所述的文件夾域管理器負責對文件夾域進行管理，它負責管理同一個文件夾的各個文件信息節(jié)點和存儲在該文件夾中的所有文件數(shù)據(jù)；所述的文件信息節(jié)點管理器負責對文件信息節(jié)點進行理；所述的塊管理器負責對磁盤塊的空間管理，磁盤空間的開辟也是由此模塊負責；所述的文件緩沖管理器負責對文件緩存的管理。在所述的文件信息節(jié)點管理器中，還設定了一個文件信息節(jié)點的緩存器，這個緩存器用于存放最近訪問過的和高頻率訪問的文件信息節(jié)點。一種性能優(yōu)化的小文件存儲訪問的方法，包括：a、將磁盤空間劃分為多個塊，每個塊的大小為64kb，當遇到的文件≤64kb時，則所述的文件只能存放在單個塊中，不能跨越2個塊存放，每個文件數(shù)據(jù)都存放在連續(xù)的磁盤空間上；b、當系統(tǒng)要讀取某一個文件時，采用預讀的方式，將同一個塊中的文件一起讀取出來；c、使用cache充當元數(shù)據(jù)服務器的角色，在cache上保存文件信息節(jié)點的信息，并且通過簡化的inode數(shù)據(jù)結構使每個文件信息節(jié)點只保留文件的磁盤空間信息，所述的inode數(shù)據(jù)結構如下表所示：file_idstartpositionlengthweightblock_idi_countlock其中，folder_id是文件標識符；startpisition是文件在塊中的起始位置；length是文件的長度；wright是文件權重；在本發(fā)明的系統(tǒng)中代表文件的訪問頻率；block_id是文件所存放的塊的標識符；i_clock是文件的訪問計數(shù)器；lock是文件鎖；d、在寫操作時使用優(yōu)化方法來減少由于文件的刪除或者修改而導致的文件碎片；所述的優(yōu)化方法包括更新文件時的寫優(yōu)化方法和創(chuàng)建文件時的寫優(yōu)化方法；e、優(yōu)化文件傳輸?shù)姆椒?，具體是：對每個文件夾，根據(jù)文件夾里的每個文件的訪問頻率形成一個排序列表；當用戶訪問該文件夾里的某個文件時，系統(tǒng)會自動地將這個排序列表里高訪問頻率的文件一起發(fā)送過去。更新文件時的寫優(yōu)化方法具體包括：1)當一個文件的數(shù)據(jù)發(fā)生更新時，則從它開始，把存在于當前塊中并處于它后面的文件，以及從那些零散塊取出文件，聚合在一起，作為單個i/o請求寫入磁盤，所述文件都是存放在cache中；2)如果在當前塊中，存在沒有被放入cache中但是又處于被更新文件之后的文件，此時，并不對其進行聚合寫入；3)當更新后的文件比較大，使得原來塊沒有足夠的空間存放更新后的文件時，則系統(tǒng)會將此文件先讀出再選擇適合的塊進行存放，系統(tǒng)找到一個合適的零散塊，并將更新文件同此零散塊中的文件一起聚合寫入，如果系統(tǒng)找不到合適的零散塊，則會從碎片中找到合適大小的空間進行存放，再采用同樣的機制進行聚合寫入。創(chuàng)建文件時的寫優(yōu)化方法具體包括：1)當創(chuàng)建一個新的文件時，首先在當前文件夾域中尋找合適的零散塊，即剩余空間大小大于新文件大小的零散塊，并且此塊中的所有文件數(shù)據(jù)都在cache中；2)當找不到合適的零散塊時，系統(tǒng)將在此文件夾域中的碎片中尋找合適的碎片空間來寫入，在寫入之前，系統(tǒng)會同時將旁邊已經(jīng)緩存的文件一起聚合再寫入，如果還有足夠空間，還會從零散塊取出適當?shù)奈募硪黄饘懭耄?)當找不到合適的碎片來存放時，則新建一個塊，再將新的文件數(shù)據(jù)寫入。方法e中，為了避免發(fā)送過多的文件，設定一個高訪問頻率的閾值tf，并將所有訪問頻率高于tf的文件順序分成多個組，每個組可能包含多個文件，組中所有文件大小之和不超過64kb，每當用戶請求當前文件夾中的一個文件時，系統(tǒng)會按照順序將一個組的文件一起發(fā)送過去，所述的tf的計算公式如下：tf＝n×favg(n≥1)；(1)fi為文件夾每個文件的訪問頻率，m為當前文件夾中的文件個數(shù)，n由用戶自定義設置。針對當前小文件存儲訪問研究存在的局限性問題，本發(fā)明從小文件存儲訪問結構和數(shù)據(jù)存儲布局出發(fā)，提出了一種性能優(yōu)化的小文件存儲訪問(smallfilestorageaccess，sfsa)策略.在sfsa系統(tǒng)設計中，首先提出了一種優(yōu)化的小文件存儲結構，將邏輯上連續(xù)的數(shù)據(jù)盡可能地存放在連續(xù)的磁盤空間上，從而提高預讀數(shù)據(jù)的命中率，減少磁盤尋道時間.其次，通過使用cache充當元數(shù)據(jù)服務器的角色和簡化文件信息節(jié)點的方式減少查找文件節(jié)點信息的開銷，從而提高i/o性能.另外，對寫操作進行了優(yōu)化，減少了由于文件刪除或修改產(chǎn)生的文件碎片.最后采用局部性原理，提出了一種“提前發(fā)送批量高頻率訪問”的文件傳輸策略來減少小文件的傳輸時延。本發(fā)明提供的技術方案帶來的有益效果是：本發(fā)明針對目前分布式系統(tǒng)在小文件管理上存在的問題，提出了一種性能優(yōu)化的小文件存儲系統(tǒng)訪問(sfsa)方法，sfsa系統(tǒng)既可提高小文件的訪問性能，也可提高磁盤空間的利用率；另外，根據(jù)局部性原理，本發(fā)明采用了“提前發(fā)送批量高頻率訪問文件”的方法，因此它也能夠優(yōu)化文件的傳輸性能。通過實驗驗證，本發(fā)明提出的方法能有效的優(yōu)化小文件的存儲訪問性能。附圖說明為了更清楚地說明本發(fā)明實施例中的技術方案，下面將對實施例描述中所需要使用的附圖作簡單地介紹，顯而易見地，下面描述中的附圖僅僅是本發(fā)明的一些實施例，對于本領域普通技術人員來講，在不付出創(chuàng)造性勞動的前提下，還可以根據(jù)這些附圖獲得其他的附圖。圖1為本發(fā)明的一種性能優(yōu)化的小文件存儲訪問的系統(tǒng)結構圖；圖2為本發(fā)明的一種性能優(yōu)化的小文件存儲訪問的系統(tǒng)的小文件存儲示例圖；圖3為本發(fā)明的一種性能優(yōu)化的小文件存儲訪問的系統(tǒng)的同文件夾中的文件存儲示例圖；圖4為本發(fā)明的一種性能優(yōu)化的小文件存儲訪問的系統(tǒng)的文件夾域的數(shù)據(jù)結構圖；圖5為本發(fā)明的一種性能優(yōu)化的小文件存儲訪問的系統(tǒng)的簡化后的inode數(shù)據(jù)結構圖；圖6為本發(fā)明的一種性能優(yōu)化的小文件存儲訪問的方法的更新文件時的寫優(yōu)化方法原理圖；圖7為本發(fā)明的一種性能優(yōu)化的小文件存儲訪問的方法的更新文件時的寫優(yōu)化方法示例圖；圖8為本發(fā)明的一種性能優(yōu)化的小文件存儲訪問的方法的創(chuàng)建文件時的寫優(yōu)化方法原理圖；圖9為磁盤i/o性能優(yōu)化前后服務器平均響應時間的比較示意圖；圖10為寫優(yōu)化前后磁盤空間利用率的比較效果圖；圖11為文件傳輸優(yōu)化前后平均文件傳輸時延的比較效果圖。具體實施方式為使本發(fā)明的目的、技術方案和優(yōu)點更加清楚，下面將結合附圖對本發(fā)明實施方式作進一步地詳細描述。本實施例的一種性能優(yōu)化的小文件存儲訪問的系統(tǒng)(sfsa系統(tǒng))的結構如圖1所示。該系統(tǒng)主要包括文件系統(tǒng)接口(failsysteminterface，fsi)、文件夾域管理器(folderdomainmanager，fdm)、文件信息節(jié)點管理器(inodemanager，im)、塊管理器(blockmanager，bm)和文件緩沖管理器(filecachemanager，fcm)5個模塊。fsi負責對其他模塊進行封裝，向上層提供靈活統(tǒng)一的文件訪問接口。fdm負責對文件夾域(folderdomain，id)進行管理。它負責管理同一個文件夾的各個文件信息節(jié)點和存儲在該文件夾中的所有文件數(shù)據(jù)的blockid等.im負責對文件信息節(jié)點進行理。在這個管理器中，還設定了一個文件信息節(jié)點的緩存器。這個緩存器主要用于存放最近訪問過的和高頻率訪問的文件信息節(jié)點。bm負責對磁盤塊的空間管理，磁盤空間的開辟也是由此模塊負責.fcm負責對文件緩存的管理。本實施例中，sfsa系統(tǒng)在存儲小文件時是通過采用開辟大塊的連續(xù)磁盤空間的方式來存儲大量的小文件。首先將磁盤空間劃分為多個塊(block)，每個塊的大小為64kb，大文件的連續(xù)磁盤空間就由這一系列的塊所組成。當遇到的文件比較小(定義：當文件的大小≤64kb時，稱為“小文件”)時，則每個小文件只能存放在單個塊中，不能跨越2個塊存放，每個文件數(shù)據(jù)都存放在連續(xù)的磁盤空間上。如附圖2，是在一個塊中存放多個小文件的示例圖。圖2中，f1，f2，f3，f4和f5為5個文件，文件與文件之間連續(xù)存放，如f1與f2，f2與f3，f4與f5。黑色部分為此塊的碎片，當出現(xiàn)文件的大小小于這些碎片的大小時，應優(yōu)先把文件存放在這些碎片中。為了提高“預讀”數(shù)據(jù)的命中率，sata系統(tǒng)將邏輯上連續(xù)的數(shù)據(jù)盡可能地存儲在物理磁盤的連續(xù)空間上。即將同一個文件的數(shù)據(jù)或將同一個文件夾下的文件數(shù)據(jù)盡可能地存儲在連續(xù)的磁盤空間塊上，每一個文件夾將擁有一個或多個塊，這些塊都只存放此文件夾的文件，如圖3所示。fd是sfsa系統(tǒng)中最為重要的數(shù)據(jù)結構，它的設計關系到下面的多個優(yōu)化策略的設計以及實現(xiàn).其數(shù)據(jù)結構如圖4所示：其中，folder_id是文件夾的標識符，系統(tǒng)會為每個文件夾或者文件分配一個獨立的標識符來區(qū)分彼此。scatteredblockidlist和goodblockidlist分別是存放此文件夾中的文件數(shù)據(jù)的2個塊標識符列表。其中scatteredblockidlist存放的是零散塊標識符列表，goodblockidlist存放的是非零散塊標識符列表。這兩個列表可用于磁盤空間碎片的整理。inodelist是對inode的一個排序鏈表，根據(jù)文件的訪問頻率進行排序。它是為了實現(xiàn)優(yōu)化文件傳輸而設計的。f_count是文件夾的訪問計數(shù)器。rwlock是文件訪問的讀寫鎖。通常情況下，分布式文件系統(tǒng)都是把文件的屬性信息(文件信息節(jié)點)存放在元數(shù)據(jù)服務器上，在i/o服務器上，只需要知道文件的磁盤空間信息即可進行訪問。因此在i/o服務器上，只需要記錄文件的磁盤空間信息，而不需要記錄文件的其他屬性，如創(chuàng)建時間、最后訪問時間和所屬用戶等?；诖?，對inode的數(shù)據(jù)結構進行簡化，只保留文件的磁盤空間信息以及屬于它的少量數(shù)據(jù)成員，簡化后的inode的數(shù)據(jù)結構如圖5所示。folder_id是文件標識符。startpisition是文件在塊中的起始位置。length是文件的長度。wright是文件權重。在sfsa系統(tǒng)中代表文件的訪問頻率。block_id是文件所存放的塊的標識符。i_clock是文件的訪問計數(shù)器。lock是文件鎖。本實施例中，優(yōu)化磁盤i/o性能的方法如下：在現(xiàn)代磁盤設備中，讀寫少量數(shù)據(jù)的時延一般主要花在磁頭的尋道定位上。一旦定位好，讀取一個數(shù)據(jù)塊跟讀取連續(xù)幾個數(shù)據(jù)塊的時間相差不是很大。因此，結合上面提出的優(yōu)化的數(shù)據(jù)存儲結構，即把邏輯上連續(xù)的數(shù)據(jù)盡可能地存儲在物理磁盤的連續(xù)空間上。根據(jù)局部性原理，當系統(tǒng)要讀取某一個文件時，采用預讀的方式，將同一個塊中的文件一起讀取出來，從而減少磁盤i/o的次數(shù)。下面給出一種預讀的調度算法：算法1.預讀調度算法readfiled(file_id)。①if(isccahe(file_id))returnfilebuffer(file_id)；/*如果當前文件存在cache中，則直接返回cache中的文件數(shù)據(jù)*/②block_id＝getblockid(file_id)；/*通過文件的標識符得到存放當前文件的塊的標識符*/③outstream＝readblockdata(block_id)；/*讀取該塊的所有數(shù)據(jù)*/④cachefilesbufferfromblock(outstream，block_id)；/*緩存此塊中所存儲的所有文件數(shù)據(jù)*/returnfilebuffer(file_id)./*此時文件數(shù)據(jù)已經(jīng)在cache中，直接返回cache中的文件數(shù)據(jù)*/在通常情況下，文件的屬性信息(文件信息節(jié)點)存放在元數(shù)據(jù)服務器上。在i/o服務器上，只需要知道文件的磁盤空間信息即可進行訪問。然而這種情況下元數(shù)據(jù)服務器上的i/o開銷很大，因為需要頻繁訪問元數(shù)據(jù)服務器上的磁盤，所以整個系統(tǒng)的i/o性能較差。在sfsa系統(tǒng)結構中，使用cache充當元數(shù)據(jù)服務器的角色，在cache上保存文件信息節(jié)點的信息。并且通過簡化的inode數(shù)據(jù)結構使每個文件信息節(jié)點只保留文件的磁盤空間信息以及另外少量有用的信息，從而提高cache的利用率，使cache能夠保存大量的文件信息節(jié)點。通過這種方式，減少訪問磁盤的次數(shù)和讀取文件信息節(jié)點的開銷。本實施例中，減少磁盤碎片空間浪費的寫優(yōu)化方法如下：一般分布式文件系統(tǒng)經(jīng)過大量的刪除文件和修改文件請求之后，在小文件之間可能會產(chǎn)生大量的文件碎片，而這些碎片很難重新利用起來，這同樣也會導致大量磁盤空間的浪費.針對上述問題，在sfsa系統(tǒng)中對寫操作進行優(yōu)化處理.即：在寫操作時使用優(yōu)化策略來減少由于文件的刪除或者修改而導致的文件碎片問題。出現(xiàn)寫操作主要有2種情況，分別是更新文件和創(chuàng)建文件。1)更新文件時的寫優(yōu)化方法：如附圖6所示，為更新文件時的寫優(yōu)化整體思路：當某個文件夾域中出現(xiàn)文件數(shù)據(jù)，如圖6中f3，將聚合此文件夾域中的相關文件，并作為單獨的一次i/o請求寫入磁盤中，從而減少文件與文件之間的碎片。以下是更為具體的解決方案，如圖7所示。①當一個文件的數(shù)據(jù)(f3)發(fā)生更新時，則從它開始，把存在于當前塊中并處于它后面的文件，以及從那些零散塊取出適合的文件，聚合在一起，作為單個i/o請求寫入磁盤，如圖7(a)所示。注意這些文件都是存放在cache中。②如果在當前塊中，存在沒有被放入cache中但是又處于被更新文件之后的文件，如圖7(b)的f5。此時，并不對f5進行聚合寫入，所以能一次性寫入的文件長度是從f3起始地址到f5起始地址。③在情況①②中，都是文件更新后在原來塊中有足夠的空間存放的情況，然而當更新后的文件比較大，使得原來塊沒有足夠的空間存放更新后的文件時，則系統(tǒng)會將此文件先讀出再選擇適合的塊進行存放。如圖7所示。圖7(c)表示，系統(tǒng)找到一個合適的零散塊，并將更新文件同此零散塊中的文件一起聚合寫入。如果系統(tǒng)找不到合適的零散塊，則會從碎片中找到合適大小的空間進行存放，再采用同樣的機制進行聚合寫入。2)、創(chuàng)建文件時的寫優(yōu)化方法如下：如圖8所示：①當創(chuàng)建一個新的文件時，首先在當前文件夾域中尋找合適的零散塊，即剩余空間大小大于新文件大小的零散塊，并且此塊中的所有文件數(shù)據(jù)都在cache中，如圖8(a)所示。③當找不到合適的零散塊時，系統(tǒng)將在此文件夾域中的碎片中尋找合適的碎片空間來寫入。在寫入之前，系統(tǒng)會同時將旁邊已經(jīng)緩存的文件一起聚合再寫入，如圖8(b)所示。如果還有足夠空間，還會從零散塊取出適當?shù)奈募硪黄饘懭耄鐖D8(c)所示。④當找不到合適的碎片來存放時，則新建一個塊，再將新的文件數(shù)據(jù)寫入。以上優(yōu)化方法采用的是類似dfs的碎片整理策略，這里所不同的是本文組織管理的基本單元是可變長的整個文件，而不像dfs中是固定大小的文件塊。本實施例中，優(yōu)化文件傳輸?shù)姆椒ㄈ缦拢涸诜植际较到y(tǒng)中，小文件往往不利于條帶化，只能將整個文件存放在單個數(shù)據(jù)服務器上.當用戶請求一個小文件時，系統(tǒng)在用戶和對應的數(shù)據(jù)服務器之間建立tcp連接，再向用戶傳輸文件數(shù)據(jù)，最后關閉連接。由于建立tcp連接需要3次握手，從而增加了文件傳輸?shù)臅r延。目前一些分布式系統(tǒng)采用保持連接的方式。但在有大量用戶提出請求的情況下，為每個用戶都保持連接將給系統(tǒng)帶來資源上的負擔及浪費。因此，對每個文件夾，根據(jù)文件夾里的每個文件的訪問頻率形成一個排序列表。當用戶訪問該文件夾里的某個文件時，系統(tǒng)會自動地將這個列表里高訪問頻率的文件一起發(fā)送過去。但為了避免發(fā)送過多的文件，設定一個高訪問頻率的閾值tf，并將所有訪問頻率高于tf的文件順序分成多個組，每個組可能包含多個文件，組中所有文件大小之和不超過64kb。每當用戶請求當前文件夾中的一個文件時，系統(tǒng)會按照順序將一個組的文件一起發(fā)送過去，從而降低文件傳輸時延.tf的計算公式如下：tf＝n×favg(n≥1)：(1)fi為文件夾每個文件的訪問頻率，m為當前文件夾中的文件個數(shù)，n由用戶自定義設置。因此，根據(jù)局部性原理，本實施例提出一種“提前發(fā)送批量高頻率訪問文件”的方法，其算法描述如下：sendfile(reqfileid).1.folder_id＝getfolderid(reqfileid)；/*通過請求文件的標識符獲取其所在文件夾的標識符*/2.reqfilebuffer＝readfile(reqfileid)；/*讀取請求文件數(shù)據(jù)*/3.batchfilesbuffer＝gethighfreqbatchfilesbuffer(folder_id)；/*獲取批量高頻率文件數(shù)據(jù)*/4.sendtoclient(reqfilebuffer+batchreqfilebuffer)；/*把請求文件數(shù)據(jù)以及批量高頻率文件數(shù)據(jù)一起發(fā)送給用戶*/當用戶請求一個文件夾中的一個文件時，同時把此文件夾中的高訪問頻率文件發(fā)送過去，每次只發(fā)送一部分文件，這部分文件的總字節(jié)數(shù)不能超過64kb.設置為64kb是考慮該傳輸大小給用戶帶來的傳輸延遲較小。為了檢驗本實施例中sfsa系統(tǒng)的實際效果，在實驗室環(huán)境下進行了大量的仿真實驗。實驗主要驗證和分析了3個優(yōu)化策略的效果。實驗環(huán)境為：5臺pc機組成實驗系統(tǒng)。pc機的配置為p42.6ghz的處理器，1gb的內存，節(jié)點間以100mbps以太網(wǎng)相連。1、對于磁盤i/o性能優(yōu)化的測試：以2臺pc機作為2種形式的服務器，一臺沒有做i/o優(yōu)化處理，另外一臺進行了i/o優(yōu)化處理.使用3臺pc機作為客戶端.客戶端不斷地向2臺服務器發(fā)送讀文件請求，服務器接收數(shù)據(jù)并處理請求，同時在服務器端采集相應的實驗數(shù)據(jù).在實驗環(huán)境中，在服務器上放置大約20個文件夾，每個文件夾平均放置100個文件。圖9所示為磁盤i/o性能優(yōu)化前后服務器平均響應時間的比較。從圖9可以看出，磁盤i/o優(yōu)化后，性能得到了明顯的提升，比優(yōu)化前提升了約34.7％。2、寫性能優(yōu)化的測試：在本實驗中，設定系統(tǒng)中存放著200個文件，圖10是寫優(yōu)化前后磁盤空間利用率的比較效果。從圖10可以看出，初始化時系統(tǒng)的磁盤空間利用率最高，達到95.6％左右。但是系統(tǒng)經(jīng)過一段時間的運行后，由于不斷有文件創(chuàng)建、刪除和更新等文件變動操作，使磁盤空間的利用率有所下降，但是仍然保持在91％左右，相對于沒有優(yōu)化的83.4％，采用本發(fā)明的sfsa系統(tǒng)優(yōu)化方法具有更好的磁盤空間利用率。3、文件傳輸性能優(yōu)化的測試：在本實驗中，根據(jù)一般情況，設置tf表達式中的n值為4。圖11所示為文件傳輸優(yōu)化前后平均文件傳輸時延的比較。從圖11可以看出，當用戶請求同一個文件夾中的文件次數(shù)在10次左右之后，文件傳輸時延得到了較好的改善，跟優(yōu)化前相比，本發(fā)明的sfsa優(yōu)化方法能降低大約14％的網(wǎng)絡延遲。以上所述僅為本發(fā)明的較佳實施例，并不用以限制本發(fā)明，凡在本發(fā)明的精神和原則之內，所作的任何修改、等同替換、改進等，均應包含在本發(fā)明的保護范圍之內。當前第1頁12