使用 Parallel NFS 增强文件系统

因此,pNFS 保留了 NFS 的所有优点,并且改善了性能和可伸缩性.扩展存储系统的容量几乎不会影响客户机配置,同时还可以增加客户机的数量以提高计算能力.您只需同步 pNFS 目录和存储系统.

pNFS 的具体细节

那么,它是如何工作的呢？如图 3 所示,pNFS 是由 3 个协议构成的.

图 3. pNFS 的 3 个协议

pNFS 协议 在 pNFS 服务器和客户机节点之间传输文件元数据（正式名称是布局）.可以将布局想象成地图,它描述如何在数据仓库之间分配文件.另外,布局还包含许可和其他文件属性.布局捕捉到元数据并在 pNFS 服务器中持久化这些数据之后,存储系统仅需执行 I/O.

存储访问协议 指定客户机从数据仓库访问数据的方式.可以猜到,每个存储访问协议都定义自己的布局形式,访问协议和数据组织保持一致.

控制协议同步元数据服务器和数据服务器之间的状态.同步是对客户机隐藏的,比如重新组织介质上的文件.此外,NFSv4.1 并没有规定控制协议；因此它有多种形式,这在性能、成本和特性方面的竞争为供应商提供了灵活性.

有了这些协议之后,您就可以实践以下客户机访问流程：

1.客户机为当前的文件请求一个布局.
2.客户机通过打开元数据服务器上的文件获得访问权.
3.客户机获得授权和布局之后,就可以直接从数据服务器访问信息.根据存储类型所需的存储访问协议,访问继续进行.（后面还对此进行论述）.
4.如果客户机更改了这个文件,则会相应地更改布局的客户机实例,并且将所有更改提交回到元数据服务器.
5.当客户机不再需要这个文件时,它将提交剩余的更改,并将布局副本返回给元数据服务器,然后关闭文件.
尤其需要注意的是,Read 操作是由一系列协议操作组成的：

1.客户机向 pNFS 服务器发送一个 LOOKUP OPEN 请求.服务器会返回一个文件句柄和状态信息.
2.客户机通过 LAYOUTGET 命令请求从服务器获取一个布局.服务器将返回所需的文件布局.
3.客户机向存储设备发出一个 READ 请求,该请求同时初始化多个 Read 操作.
4.当客户机完成读操作时,它以 LAYOUTRETURN 表示操作结束.
5.如果与客户机共享的布局分离活动而过时,服务器将发出 CB_LAYOUTRECALL,表明该布局无效,清除和/或重新获取.
Write 操作类似于 Read 操作,不同的地方是客户机在 LAYOUTRETURN 将文件更改 “发布” 到 pNFS 服务器之前发出 LAYOUTCOMMIT.

布局可以缓存到每个客户机,这进一步提升了性能.如果一个客户机不再使用时,它会自动放弃从服务器获取布局.服务器还能限制 Write 布局的字节范围,以避免配额限制或减少分配开销等等.

为了避免缓存过期,元数据服务器将收回不准确的布局.收回发生之后,每个关联的客户机停止 I/O,并且重新获取布局或从普通的 NFS 访问文件.在服务器尝试管理文件（比如迁移或重新划分）之前执行回收过程.

位置是重点

如前所述,每个存储访问协议都定义一个布局类型,并且可以随意添加新的访问协议和布局.为了使 pNFS 可以独立使用,pNFS 的供应商和研究人员已经定义了 3 种存储技巧：文件、块 和对象 存储：

●文件存储 通常是由传统的 NFS 服务器实现的,比如由 Network Appliance 生成的服务器.存储群是由一组 NFS 服务器组成的,并且每个文件都跨越所有服务器或服务器的子集,从而使客户机能够同时获取文件的各个部分.在这里,布局枚举持有文件片段的服务器、每个服务器上文件片段的大小,以及每个片段的 NFS 文件句柄.
●块存储 通常是使用由许多磁盘或 RAID 阵列组成的存储区域网络（SAN）来实现的.许多供应商都提供 SAN 解决方案,包括 IBM 和 EMC.有了块存储之后,文件可以被划分为块并分布到不同的驱

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