图6整体测试元数据操作性能保持度

　　Unionfs元数据处理系统调用（creat（），stat（）等）复杂度适中，又处于内核空间，所以性能保持度最高。unionfs-fuse虽然属于用户空间文件系统，但是实现简单所以相对功能复杂的aufs，反而在处理元数据的时候开销更小。测试中，我们设定的文件数是51200，三种实现均能在500ms内完成顺序访问。值得注意的是，bonnie++的顺序访问是stat（）和readdir（）两个系统调用的混合操作，测试结果同时说明，这两个系统调用一般应用场景，绝对性能损失非常小。

　　在关键系统调用测试中，我们对每种系统调用连续测试5次，并将测试结果分为两种情况：Coldcache取第一次测试结果，这时dcache和buffercache基本为空，缓存命中率低，磁盘访问是瓶颈；Warmcache取后三次测试结果的平均值，这时缓存命中率高，数据更能体现算法效率。对比表3表4，cache机制对联合文件系统stat（）速度优化并不显著。首先，元数据数据量小，磁盘IO不是瓶颈。根据算法1算法2，stat（）系统调用处理unionfs时，关键步骤是路径查找，处理unionfs-fuse时关键步骤是生成stat信息。这些关键步骤无法通过cache系统优化，所以成为性能瓶颈。

　　算法1stat（）参数为unionfs文件系统路径

　　stat（）{

　　调用vfs_stat（）→..→path_lookupat（）→link_path_walk（）；

　　link_path_walk（）{

　　for（；；）{

　　分解路径名；

　　查找每一路径分量；

　　ifdentry.namenotindcache{

　　calli_op→lookup（即unionfs_lookup）

　　unionfs_lookup（）{

　　确定分支；

　　确定分支中需要返回的dentry；

　　}

　　所有路径分量遍历结束break；

　　}

　　返回路径最后分量对应的dentry；

　　}

　　根据dentry.inode提供的信息，调用vfs_getattr填入kstat结构；

　　}

　　算法2stat（）参数为unionfs-fuse文件系统路径

　　stat（）{

　　fuse获得文件路径；

　　调用unionfs_getattr（）{

　　根据文件路径确定分支；

　　在该分支上调用系统函数lstat（）；

　　返回stat信息给fuse；

　　}

　　fuse填充kstat结构；

　　}

　　另外，Unionfs-fuse并不涉及复杂的路径名查找，而是通过更高层的lstat（）系统调用返回信息给FUSE，lstat（）负责调用底层文件系统inode操作进行路径名查找，所以速度最快。但在高并发的环境下，可能得到错误的结果，因为unionfs-fuse的路径名查找粒度在路径名级别（只是直接调用lstat（）），而aufs和unionfs查找粒度在dentry级别。

　　相比stat（），除unionfs-fuse上下文切换导致开销外，readdir（）没有明显性能损失。aufs，unionfs，unionfs-fuse的unlink（）/rmdir（）操作性能保持度分别为79.64%，92.28%，63.59%。

　　3结束语

　　本文对联合文件系统进行了深入研究，总结出联合文件系统的两种设计模型，同时对现有实现进行了测试分析。通过对设计模型的比较分析，我们得到结论，基于VFS的设计模型和基于底层文件系统的设计模型各有利弊。长远看，将联合文件系统的功能补充到VFS中，更有可能提供性能优越，稳定可靠的解决方案。由于基于底层文件系统的设计模型开发依赖更少，所以当前的主要稳定实现都是基于这种设计模型。

　　根据我们的测试结果，unionfs-fuse路径名查找最快，unionfs文件创建删除性能最好，aufs目录读取有一定优势。但与底层文件系统相比，性能差距仍十分明显。综合测试中显示出过高的开销，关键系统调用测试显示出低效的路径查找操作，实际应用中不免要对性能和功能做出权衡，所以目前所有实现均只能被视为过渡方案。实际科研实践中，可以参考本文测试结果并结合具体情况进行选择。

　　参考文献：

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