Файловые системы VFAT и FAT32

⇐ ПредыдущаяСтр 24 из 50Следующая ⇒

Одной из важнейших характеристик исходной FAT было использование имён файлов формата «8.3», в котором 8 символов отводится на указание имени файла и 3 символа – для расширения имени. К стандартной FAT (имеется в виду прежде всего реализация FAT16) добавились ещё две разновидности, используемые в широко распространенных операционных системах Microsoft (конкретно – в Windows 95 и Windows NT): VFAT (виртуальная FAT) и FAT32, используемая в одной из редакций ОС Windows 95 и Windows 98. Ныне эта файловая система (FAT32) поддерживается и такими ОС, как Windows Millennium Edition, и всеми ОС семейства Windows 2000. Имеются реализации систем управления файлами для FAT32, Windows NT и ОС Linux.

Файловая система VFAT впервые появилась в Windows for Workgroups 3.11 и была предназначена для выполнения файлового ввода/вывода в защищённом режиме (см. раздел «Реальный и защищенный режимы работы процессора», глава 3). С выходом Windows 95 в VFAT добавилась поддержка длинных имён файлов (long file name, LFN). Тем не менее, VFAT сохраняет совместимость с исходным вариантом FAT; это означает, что наряду с длинными именами в ней поддерживаются имена формата «8.3», а также существует специальный механизм для преобразования имен «8.3» в длинные имена, и наоборот. Именно файловая система VFAT поддерживается исходными версиями Windows 95, Windows NT 4. При работе с VFAT крайне важно использовать файловые утилиты, поддерживающие VFAT вообще и длинные имена в частности. Дело в том, что более ранние файловые утилиты DOS запросто модифицируют то, что кажется им исходной структурой FAT. Это может привести к потере или порче длинных имен из таблицы FAT, поддерживаемой VFAT (или FAT32). Следовательно, для томов VFAT необходимо пользоваться файловыми утилитами, которые понимают и сохраняют файловую структуру VFAT.

В исходной версии Windows 95 основной файловой системой была 32–разрядная VFAT. VFAT может использовать 32-разрядные драйверы защищённого режима или 16-разрядные драйверы реального режима. При этом элементы FAT остаются 12- или 16-разрядными, поэтому на диске используется та же структура данных, что и в предыдущих реализациях FAT. VFAT обрабатывает все обращения к жёсткому диску и использует 32-разрядный код для всех файловых операций с дисковыми томами.

Основными недостатками файловых систем FAT и VFAT являются большие потери на кластеризацию при больших размерах логического диска и ограничения на сам размер логического диска. Это привело к разработке новой реализации файловой системы с использованием той же идеи использования таблицы FAT. Поэтому в Microsoft Windows 95 OEM Service Release 2 (эта версия Windows 95 часто называется Windows 95 OSR2) на смену системе VFAT пришла файловая система FAT32. FAT32 является полностью самостоятельной 32-разрядной файловой системой и содержит многочисленные усовершенствования и дополнения по сравнению с предыдущими реализациями FAT.

Принципиальное отличие заключается в том, что FAT32 намного эффективнее расходует дисковое пространство. Прежде всего, система FAT32 использует кластеры меньшего размера по сравнению с предыдущими версиями, которые ограничивались 65 535 кластерами на том (соответственно, с увеличением размера диска приходилось увеличивать и размер кластеров). Следовательно, даже для дисков размером до 8 Гбайт FAT32 может использовать 4-килобайтные кластеры. В результате по сравнению с дисками FAT 16 экономится значительное дисковое пространство (в среднем 10-15 %) [53].

FAT32 также может перемещать корневой каталог и использовать резервную копию FAT вместо стандартной. Расширенная загрузочная запись FAT32 позволяет создавать копии критических структур данных; это повышает устойчивость дисков FAT32 к нарушениям структуры FAT по сравнению с предыдущими версиями. Корневой каталог в FAT32 представлен в виде обычной цепочки кластеров. Следовательно, корневой каталог может находиться в произвольном месте диска, что снимает действовавшее ранее ограничение на размер корневого каталога (512 элементов). Windows 95 OSR2 и Windows 98 могут работать и с разделами VFAT, созданными Windows NT. То, что говорилось ранее об использовании файловых утилит VFAT с томами VFAT, относится и к FAT32. Поскольку прежние утилиты FAT (для FAT32 в эту категорию входят обе файловые системы, FAT и VFAT) могут повредить или уничтожить важную служебную информацию, для томов FAT32 нельзя пользоваться никакими файловыми утилитами, кроме утилит FAT32.

Кроме повышения ёмкости FAT до величины в 4 Тбайт, файловая система FAT32 вносит ряд необходимых усовершенствований в структуру корневого каталога. Предыдущие реализации требовали, чтобы вся информация корневого каталога FAT находилась в одном дисковом кластере. При этом корневой каталог мог содержать не более 512 файлов. Необходимость представлять длинные имена и обеспечить совместимость с прежними версиями FAT привела разработчиков компании Microsoft к компромиссному решению: для представления длинного имени они стали использовать элементы каталога, в том числе и корневого. Рассмотрим способ представления в VFAT длинного имени файла (рис. 4.9).

Первые одиннадцать байтов элемента каталога DOS используются для хранения имени файла. Каждое такое имя разделяется на две части: в первых восьми байтах хранятся символы собственно имени, а в последних трех – символы так называемого расширения, с помощью которого реализуются механизмы предопределенных типов. Были введены соответствующие системные соглашения, и файлы определенного типа необходимо (желательно) именовать с оговоренным расширением. Например, исполняемые файлы с расширением СОМ определяют исполняемую двоичную программу с простейшей односегментной структурой1. Более сложные программы имеют расширение ЕХЕ. Определенны расширения для большого количества типов файлов, и эти расширения используются для ассоциированного запуска обрабатывающих файлы программ.

Рис.4.9. Элементы каталогов для FAT, VFAT и FAT32

Если имя файла состоит менее чем из восьми символов, то в элементе каталога оно дополняется символами пробела, чтобы полностью заполнить все восемь байтов соответствующего поля. Аналогично и расширение может содержать от нуля до трех символов. Остальные (незаполненные) позиции в элементе каталога, определяющем расширение имени файла, заполняются символами пробела. Поскольку при работе с именем файла учитываются все одиннадцать свободных мест, то необходимость в отображении точки, которая обычно вводится между именем файла и его расширением, отпадает. В элементе каталога она просто подразумевается.

В двенадцатом байте элемента каталога хранятся атрибуты файла. Шесть из восьми указанных разрядов используются DOS1. К атрибутам DOS относятся следующие:

¨ атрибут «архивный» (А – archive). Показывает, что файл был открыт программой таким образом, чтобы у неё была возможность изменить содержимое этого файла. DOS устанавливает этот разряд атрибута в состояние ON (включено) при открытии файла. Программы резервного копирования нередко устанавливают его в OFF (выключено) при выполнении резервного копирования файла. Если применяется подобная методика, то в следующую создаваемую по порядку резервную копию будут добавлены только файлы с данным разрядом, установленным в состояние ON;

¨ атрибут каталога (D – directory). Показывает, что данный элемент каталога указывает на подкаталог, а не на файл;

¨ атрибут тома (V – volume). Применяется только к одному элементу каталога в корневом каталоге. В нём, собственно, и хранится имя дискового тома. Этот атрибут также применяется в случае длинных имён файлов, о чём можно будет узнать из следующего раздела;

¨ атрибут «системный» (S – system). Показывает, что файл является частью операционной системы или специально отмечен подобным образом прикладной программой, что иногда делается в качестве составной части метода защиты от копирования;

¨ атрибут «скрытый» (Н – hidden). Сюда относятся, в частности, файлы с установленным в состояние ON атрибутом «системный» (S), которые не отображаются в обычном списке, выводимом по команде DIR;

¨ атрибут «только для чтения» (R – read only). Показывает, что данный файл не подлежит изменению. Разумеется, поскольку это лишь разряд байта, хранящегося на диске, то любая программа может изменить этот разряд, после чего DOS свободно разрешила бы изменение данного файла. Этот атрибут в основном используется для примитивной защиты от пользовательских ошибок, то есть он позволяет избежать неумышленного удаления или изменения ключевых файлов.

Следует отметить, что наличие файла, помеченного одним или более из указанных выше атрибутов, может иметь вполне определенный смысл. Например, большинство файлов, отмечаемых в качестве системных, отмечаются также признаками скрытых файлов и «только для чтения».

На дисках FAT12 или FAT16 следующие за именем десять байтов не используются. Обыкновенно они заполняются нулями и считаются резервными значениями. А на диске с файловой системой FAT32 эти 10 байт содержат самую разную информацию о файле. При этом байт, отмеченный как «зарезервировано для NT», представляет собой, как подразумевает его название, поле, не используемое в DOS или Windows 9x, но применяемое в Windows NT.

Из соображений совместимости поля, которые встречаются в элементах каталога для коротких имен формата FAT12 и FAT16, находятся на тех же местах и в элементах каталога для коротких имен формата FAT32. Остальные поля, которые встречаются только в элементах каталога для коротких имен формата FAT32, соответствуют зарезервированной области длиной в десять байт в элементах каталога для коротких имен форматов FAT12 и FAT16.

Как видно из рис.4.9, для длинного имени файла используется несколько элементов каталога. Таким образом, появление длинных имён фактически привело к дальнейшему уменьшению количества файлов, которые могут находиться в корневом каталоге. Поскольку длинное имя может содержать до 256 символов, всего один файл с полным длинным именем занимает до 25 элементов FAT, (1 для имени 8.3 и ещё 24 для самого длинного имени). Количество элементов корневого каталога VFAT уменьшается до 21. Очевидно, что это не самое изящное решение, поэтому компания Microsoft советует избегать длинных имен в корневых каталогах FAT при отсутствии FAT32, у которой количество элементов каталога соответственно просто увеличено. Помните и о том, что длина полной файловой спецификации, включающей путь и имя файла (длинное или в формате 8.3), тоже ограничивается 260 символами. FAT32 успешно справляется с проблемой длинных имён в корневом каталоге, но проблема с ограничением длины полной файловой спецификации остаётся. По этой причине Microsoft рекомендует ограничивать длинные имена 75–80 символами, чтобы оставить достаточно места для пути (180–185 символов).

Файловая система HPFS

Сокращение HPFS расшифровывается как «High Performance File System» – высокопроизводительная файловая система. HPFS впервые появилась в OS/2 1.2 и LAN Manager. HPFS была разработана совместными усилиями лучших специалистов компании IBM и Microsoft на основе опыта IBM по созданию файловых систем MVS, VM/CMS и виртуального метода доступа1. Архитектура HPFS начала создаваться как файловая система, которая сможет использовать преимущества многозадачного режима и обеспечит в будущем более эффективную и надёжную работу с файлами на дисках большого объёма.

HPFS была первой файловой системой для ПК, в которой была реализована поддержка длинных имен [96]. HPFS, как FAT и многие другие файловые системы, обладает структурой каталогов, но в ней также предусмотрены автоматическая сортировка каталогов и специальные расширенные атрибуты2, упрощающие реализацию безопасности файлового уровня и создание множественных имен. HPFS поддерживает те же самые атрибуты, что и файловая система FAT, по историческим причинам, но также поддерживает и новую форму file-associated, то есть информацию, называемую расширенными атрибутами (EAs3). Каждый ЕА концептуально подобен переменной окружения. Но самым главным отличием всё же являются базовые принципы хранения информации о местоположении файлов.

Принципы размещения файлов на диске, положенные в основу HPFS, увеличивают как производительность файловой системы, так и её надёжность и отказоустойчивость. Для достижения этих целей предложено несколько способов: размещение каталогов в середине дискового пространства, использование методов бинарных сбалансированных деревьев для ускорения поиска информации о файле, рассредоточение информации о местоположении записей файлов по всему диску, при том, что записи каждого конкретного файла размещаются (по возможности) в смежных секторах и поблизости от данных об их местоположении. Действительно, система HPFS стремится, прежде всего, к тому, чтобы расположить файл в смежных кластерах, или, если такой возможности нет, разместить его на диске таким образом, чтобы экстенты4 (фрагменты) файла физически были как можно ближе друг к другу. Такой подход существенно уменьшает время позиционирования головок записи/чтения жёсткого диска и время ожидания (rotational latency) – задержку между установкой головки чтения/записи на нужную дорожку диска и началом чтения данных с диска5. Можно сказать, что файловая система HPFS имеет, по сравнению с FAT, следующие основные преимущества:

¨ высокая производительность;

¨ надёжность;

¨ работа с расширенными атрибутами, что позволяет управлять доступом к файлам и каталогам;

¨ эффективное использование дискового пространства.

Все эти преимущества обусловлены структурой диска HPFS. Рассмотрим её более подробно (рис. 4.10).

Рис.4.10. Структура раздела HPFS

В начале диска расположено несколько управляющих блоков. Всё остальное дисковое пространство в HPFS разбито на части («полосы», «ленты» из смежных секторов, в оригинале – band). Каждая такая группа данных занимает на диске пространство в 8 Мбайт и имеет свою собственную битовую карту распределения секторов. Эти битовые карты показывают, какие секторы данной полосы заняты, а какие – свободны. Каждому сектору ленты данных соответствует один бит в её битовой карте. Если бит имеет значение 1, то соответствующий сектор занят, а если 0 – свободен.

Битовые карты двух полос располагаются на диске рядом, так же располагаются и сами полосы. То есть последовательность полос и карт выглядит следующим образом: битовая карта, битовая карта, лента с данными, лента с данными, битовая карта, битовая карта и т. д. Такое расположение «лент» позволяет непрерывно разместить на жёстком диске файл размером до 16 Мбайт и в то же время не удалять от самих файлов информацию об их местонахождении. Это иллюстрируется рис. 4.10.

Очевидно, что если бы на весь диск была только одна битовая1 карта, как это сделано в FAT, то для работы с ней приходилось бы перемещать головки чтения/записи в среднем через половину диска. Именно для того, чтобы избежать этих потерь, в HPFS и разбит диск на «полосы». Получается своего рода распределенная структура данных об используемых и свободных блоках.

Дисковое пространство в HPFS выделяется не кластерами, как в FAT, а блоками. В современной реализации размер блока взят разным одному сектору, но в принципе он мог бы быть и иного размера. По сути дела, блок – это и есть кластер. Размещение файлов в таких небольших блоках позволяет более эффективно использовать пространство диска, так как непроизводительные потери свободного места составляют в среднем всего 256 байт на каждый файл. Вспомните, что чем больше размер кластера, тем больше места на диске расходуется напрасно. Например, кластер на отформатированном под FAT диске объёмом от 512 до 1024 Мбайт имеет размер 16 Кбайт. Следовательно, непродуктивные потери свободного пространства на таком разделе в среднем составляют 8 Кбайт (8192 байт) на один файл, в то время как на разделе HPFS эти потери всегда будут составлять всего 256 байт на файл. Таким образом, на каждый файл экономится почти 8Кбайт.

На рис. 4.10 показано, что помимо «лент» с записями файлов и битовых карт в томе1с HPFS имеются ещё три информационные структуры. Это так называемый загрузочный блок (boot block), дополнительный блок (super block) и запасной (резервный) блок (spare block). Загрузочный блок (boot block) располагается в секторах с 0 по 15; он содержит имя тома, его серийный номер, блок параметров BIOS2 и программу начальной загрузки. Программа начальной загрузки находит файл OS2LDR, считывает его в память и передаёт управление этой программе загрузки ОС, которая, в свою очередь, загружает с диска в память ядро OS/2 - OS2KRNL. И уже OS2KRNL с помощью сведений из файла CONFIG.SYS загружает в память все остальные необходимые программные модули и блоки данных.

В блоке (super block) содержится указатель на список битовых карт (bitmap block list). В этом списке перечислены все блоки на диске, в которых расположены битовые карты, используемые для обнаружения свободных секторов. Также в дополнительном блоке хранится указатель на список дефектных блоков (bad block list), указатель на группу каталогов (directory b and), указатель на файловый узел (F-node) корневого каталога, а также дата последней проверки раздела программой CHKDSK. В списке дефектных блоков перечислены все поврежденные секторы (блоки) диска. Когда система обнаруживает повреждённый блок, он вносится в этот список и для хранения информации больше не используется. Кроме этого, в структуре super block содержится информация о размере «полосы». Напомним, что в текущей реализации HPFS размер «полосы» взят равным 8 Мбайт. Блок super block размещается в секторе с номером 16 логического диска, на котором установлена файловая система HPFS.

Резервный блок (spare block) содержит указатель на карту аварийного замещения (hotfix map или hotfix-areas), указатель на список свободных запасных блоков (directory emergency free block list), используемых для операций на почти переполненном диске, и ряд системных флагов и дескрипторов. Этот блок размещается в 17 секторе диска. Резервный блок обеспечивает высокую отказоустойчивость файловой системы HPFS и позволяет восстанавливать повреждённые данные на диске.

Файлы и каталоги в HPFS базируются на фундаментальном объекте, называемом F-Node1. Эта структура характерна для HPFS и аналога в файловой системе FAT не имеет. Каждый файл и каталог диска имеет свой файловый узел F-Node. Каждый объект F-Node занимает один сектор и всегда располагается поблизости от своего файла или каталога (обычно – непосредственно перед файлом или каталогом). Объект F-Node содержит длину и первые 15 символов имени файла, специальную служебную информацию, статистику по доступу к файлу, расширенные атрибуты файла и список прав доступа2 (или только часть этого списка, если он очень большой), ассоциативную информацию о расположении и подчинении файла и т. д. Структура распределения в F-node может принимать несколько форм в зависимости от размера каталога или файлов. HPFS просматривает файл как совокупность одного или более секторов. Из прикладной программы это не видно; файл появляется как непрерывный поток байтов. Если расширенные атрибуты слишком велики для файлового узла, то в него записывается указатель на них.

Сокращенное имя файла (в формате 8.3) используется, когда файл с длинным именем копируется или перемещается на диск с системой FAT, не допускающей подобных имён. Сокращенное имя образуется из первых 8 символов оригинального имени файла, точки и первых трех символов расширения имени, если расширение имеется. Если в имени файла присутствует несколько точек, что не противоречит правилам именования файлов в HPFS, то для расширения сокращенного имени используются три символа после самой последней из этих точек.

Так как HPFS при размещении файла на диске стремится избежать его фрагментации, то структура информации, содержащаяся в файловом узле, достаточно проста. Если файл непрерывен, то его размещение на диске описывается двумя 32–битными числами. Первое число представляет собой указатель на первый блок файла, а второе – длину экстента, то есть число следующих друг за другом блоков, принадлежащих файлу1. Если файл фрагментирован, то размещение его экстентов описывается в файловом узле дополнительными парами 32-битных чисел. Фрагментация происходит, когда на диске нет непрерывного свободного участка, достаточно большого, чтобы разместить файл целиком. В этом случае файл приходится разбивать на несколько экстентов и располагать их на диске раздельно. Файловая система HPFS старается разместить экстенты фрагментированного файла как можно ближе друг к другу, чтобы сократить время позиционирования головок чтения/записи жесткого диска. Для этого HPFS использует статистику, а также старается условно резервировать хотя бы 4 килобайта места в конце файлов, которые растут. Ещё один способ уменьшения фрагментирования файлов – это расположение файлов, растущих навстречу друг другу, или файлов, открытых разными тредами или процессами, в разных полосах диска.

В файловом узле можно разместить информацию максимум о восьми экстентах файла. Если файл имеет больше экстентов, то в его файловый узел записывается указатель на блок размещения (allocation block), который может содержать до 40 указателей на экстенты или, по аналогии с блоком дерева каталогов, на другие блоки размещения. Таким образом, двухуровневая структура блоков размещения может хранить информацию о 480 секторах, что позволяет работать с файлами размером до 7, 68 Гбайт. На практике размер файла не может превышать 2 Гбайт, но это обусловлено текущей реализацией интерфейса прикладного программирования [96].

«Полоса», находящаяся в центре диска, используется для хранения каталогов. Эта полоса называется directory band. Как и все остальные «полосы», она имеет размер 8 Мбайт. Однако, если она будет полностью заполнена, HPFS начинает располагать каталоги файлов в других полосах. Расположение этой информационной структуры в середине диска значительно сокращает среднее время позиционирования головок чтения/записи. Действительно, для перемещения головок чтения/записи из произвольного места диска в его центр требуется в два раза меньше времени, чем для перемещения к краю диска, где находится корневой каталог в случае файловой системы FAT. Уже только одно это обеспечивает более высокую производительность файловой системы HPFS по сравнению с FAT. Аналогичное замечание справедливо и для NTFS, которая тоже располагает свой master file table в начале дискового пространства, а не в его середине.

Однако существенно больший (по сравнению с размещением Directory Band в середине логического диска) вклад в производительность HPFS дает использование метода сбалансированных двоичных деревьев для хранения и поиска информации о местонахождении файлов. Как известно, в файловой системе FAT каталог имеет линейную структуру, специальным образом не упорядоченную, поэтому при поиске файла требуется последовательно просматривать его с самого начала. В HPFS структура каталога представляет собой сбалансированное дерево с записями, расположенными в алфавитном порядке (рис. 4.11). Каждая запись, входящая в состав В-Тгее дерева, содержит атрибуты файла, указатель на соответствующий файловый узел, информацию о времени и дате создания файла, времени и дате последнего обновления и обращения, длине данных, содержащих расширенные атрибуты, счётчик обращений к файлу, длине имени файла и само имя, и другую информацию.

Рис.4.11. Сбалансированное двоичное дерево

Файловая система HPFS при поиске файла в каталоге просматривает только необходимые ветви двоичного дерева (B-Тrее). Такой метод во много раз эффективнее, чем последовательное чтение всех записей в каталоге, что имеет место в системе FAT. Для того чтобы найти искомый файл в каталоге (точнее, указатель на его информационную структуру F-node), организованном на принципах сбалансированных двоичных деревьев, большинство записей вообще читать не нужно. В результате для поиска информации о файле необходимо выполнить существенно меньшее количество операций чтения диска.

Действительно, если, например, каталог содержит 4096 файлов, то файловая система FAT потребует чтения в среднем 64 секторов для поиска нужного файла внутри такого каталога, в то время как HPFS осуществит чтение всего только 2-4 секторов (в среднем) и найдёт искомый файл. Несложные расчёты позволяют увидеть явные преимущества HPFS над FAT. Так, например, при использовании 40 входов на блок блоки каталога дерева с двумя уровнями могут содержать 1640 входов, а каталога дерева с тремя уровнями – уже 65 640 входов. Другими словами, некоторый файл может быть найден в типичном каталоге из 65 640 файлов максимум за три обращения. Это намного лучше файловой системы FAT, где для нахождения файла нужно прочитать в худшем случае более 4000 секторов.

Размер каждого из блоков, в терминах которых выделяются каталоги в текущей реализации HPFS, равен 2 Кбайт. Размер записи, описывающей файл, зависит от размера имени файла. Если имя занимает 13 байтов (для формата 8.3), то блок из 2 Кбайт вмещает до 40 описателей файлов. Блоки связаны друг с другом посредством списковой структуры (как и описатели экстентов) для облегчения последовательного обхода.

При переименовании файлов может возникнуть так называемая перебалансировка дерева. Создание файла, переименование или стирание может приводить к каскадированию блоков каталогов. Фактически, переименование может потерпеть неудачу из-за недостатка дискового пространства, даже если файл непосредственно в размерах не увеличился. Во избежание этого «бедствия» HPFS поддерживает небольшой пул свободных блоков, которые могут использоваться при «аварии». Эта операция может потребовать выделения дополнительных блоков на заполненном диске. Указатель на этот пул свободных блоков сохраняется в SpareBlock.

Важное значение для повышения скорости работы с файлами имеет уменьшение их фрагментации. В HPFS считается, что файл является фрагментированным, если он содержит больше одного экстента. Снижение фрагментации файлов сокращает время позиционирования и время ожидания за счёт уменьшения количества перемещений головок, необходимого для доступа к данным файла. Алгоритмы работы файловой системы HPFS работают таким образом, чтобы по возможности размещать файлы в последовательных смежных секторах диска, что обеспечивает максимально быстрый доступ к данным впоследствии. В системе FAT, наоборот, запись следующей порции данных в первый же свободный кластер неизбежно приводит к фрагментации файлов. HPFS тоже, если это предоставляется возможным, записывает данные в смежные секторы диска (но не в первый попавшийся). Это позволяет несколько снизить число перемещений головок чтения/записи от дорожки к дорожке. При этом, когда данные дописываются в существующий файл, HPFS сразу же резервирует как минимум 4 Кбайт непрерывного пространства на диске. Если же часть этого пространства не потребовалась, то после закрытия файла она высвобождается для дальнейшего использования. Файловая система HPFS равномерно размещает непрерывные файлы по всему диску для того, чтобы впоследствии без фрагментации обеспечить их возможное увеличение. Если же файл не может быть увеличен без нарушения его непрерывности, HPFS опять-таки резервирует 4Кбайт смежных блоков как можно ближе к основной части файла с целью сократить время позиционирования головок чтения/записи и время ожидания соответствующего сектора.

Очевидно, что степень фрагментации файлов на диске зависит как от числа файлов, расположенных на нём, их размеров и размеров самого диска, так и от характера и интенсивности самих дисковых операций. Незначительная фрагментация файлов практически не сказывается на быстродействии операций с файлами. Файлы, состоящие из двух-трех экстентов, практически не снижают производительность HPFS, так как эта файловая система следит за тем, чтобы области данных, принадлежащие одному и тому же файлу, располагались как можно ближе друг к другу. Файл из трех экстентов имеет только два нарушения непрерывности, и, следовательно, для его чтения потребуется всего лишь два небольших перемещения головки диска. Программы (утилиты) дефрагментации, имеющиеся для этой файловой системы, по умолчанию считают наличие двух-трех экстентов у файла нормой. Например, программа HPFSOPT из набора утилит Gamma-Tech по умолчанию не дефрагментирует файлы, состоящие из трех и менее экстентов, а файлы, которые имеют большее количестве экстентов, приводятся к 2 или 3 экстентам, если это возможно (файлы объёмом в несколько десятков мегабайт всегда будут фрагментированы, ибо максимально возможный размер экстента, как вы помните, равен 8 Мбайт). Надо сказать, что практика показывает, что в среднем на диске имеется не более 2 процентов файлов, имеющих три и более экстентов [96]. Даже общее количество фрагментированных файлов, как правило, не превышает 3 процентов. Такая ничтожная фрагментация оказывает пренебрежимо малое влияние на общую производительность системы.

Теперь кратко рассмотрим вопрос надёжности хранения данных в HPFS. Любая файловая система должна обладать средствами исправления ошибок, возникающих при записи информации на диск. Система HPFS для этого использует механизм аварийного замещения (hotfix).

Если файловая система HPFS сталкивается с проблемой в процессе записи данных на диск, она выводит на экран соответствующее сообщение об ошибке. Затем HPFS сохраняет информацию, которая должна была быть записана в дефектный сектор, в одном из запасных секторов, заранее зарезервированных на этот случай. Список свободных запасных блоков хранится в резервном блоке HPFS. При обнаружении ошибки во время записи данных в нормальный блок HPFS выбирает один из свободных запасных блоков и сохраняет эти данные в нём. Затем файловая система обновляет карту аварийного замещения в резервном блоке. Эта карта представляет собой просто пары двойных слов, каждое из которых является 32–битным номером сектора. Первый номер указывает на дефектный сектор, а второй – на тот сектор среди имеющихся запасных секторов, который был выбран для его замены. После замены дефектного сектора запасным карта аварийного замещения записывается на диск, и на экране появляется всплывающее окно, информирующее пользователя о произошедшей ошибке записи на диск. Каждый раз, когда система выполняет запись или чтение сектора диска, она просматривает карту аварийного замещения и подменяет все номера дефектных секторов номерами запасных секторов с соответствующими данными. Следует заметить, что это преобразование номеров существенно не влияет на производительность системы, так как оно выполняется только при физическом обращении к диску, но не при чтении данных из дискового кэша. Очистка карты аварийного замещения автоматически выполняется программой CHKDSK при проверке диска HPFS. Для каждого замещённого блока (сектора) программа CHKDSK выделяет новый сектор в наиболее подходящем для файла (которому принадлежат данные) месте жёсткого диска. Затем программа перемещает данные из запасного блока в этот сектор и обновляет информацию о положении файла, что может потребовать новой балансировки дерева блоков размещения. После этого CHKDSK вносит повреждённый сектор в список дефектных блоков, который хранится в дополнительном блоке HPFS, и возвращает освобожденный сектор в список свободных запасных секторов резервного блока. Затем удаляет запись из карты аварийного замещения и записывает отредактированную карту на диск.

Все основные файловые объекты в HPFS, в том числе файловые узлы, блоки размещения и блоки каталогов, имеют уникальные 32-битные идентификаторы и указатели на свои родительские и дочерние блоки. Файловые узлы, кроме того, содержат сокращённое имя своего файла или каталога. Избыточность и взаимосвязь файловых структур HPFS позволяют программе CHKDSK полностью восстанавливать файловую структуру диска, последовательно анализируя все файловые узлы, блоки размещения и блоки каталогов. Руководствуясь собранной информацией, CHKDSK реконструирует файлы и каталоги, а затем заново создает битовые карты свободных секторов диска. Запуск программы CHKDSK следует осуществлять с соответствующими ключами. Так, например, один из вариантов работы этой программы позволяет найти и восстановить удаленные файлы.

HPFS относится к так называемым монтируемым файловым системам. Это означает, что она не встроена в операционную систему, а добавляется к ней при необходимости. Файловая система HPFS устанавливается оператором IFS1 в файле CONFIG.SYS. Этот оператор всегда помещается в первой строке данного конфигурационного файла. В приводимом далее примере оператор IFS устанавливает файловую систему HPFS с кэшем в 2 Мбайт, длиной записи кэша в 8 Кбайт и автоматической процедурой проверки дисков С и D:

IFS=E: \OS2\HPFS.IFS /CACHE: 2048 /CRECL: 4 /AUTOCHECK: CD

Для запуска программы управления процессом кэширования следует прописать в файле CONFIG.SYS ещё одну строку:

RUN=E: \OS2\CACHE.EXE /Lazy: On /BufferIdle: 2000 /DiskIdle: 4000

/MaxAge: 8000 /D1rtyMax: 256 /ReadAhead: On

В этой строке включается режим отложенной («ленивой») записи, устанавливаются параметры работы этого режима, а также включается режим упреждающего чтения данных, что в целом позволяет существенно сократить количество обращений к диску и ощутимо повысить быстродействие файловой системы. Так, ключ Lazy с параметром On включает «ленивую запись», а с параметром Off – выключает. Ключ BufferIdle определяет время в миллисекундах, в течение которого буфер кэша должен оставаться в неактивном состоянии, чтобы стало возможным осуществить запись данных из кэша на диск. По умолчанию (то есть если не прописывать данный ключ явным образом) это время равно 500 мс. Ключ DiskIdle задает время (в миллисекундах), в течение которого диск должен оставаться в неактивном состоянии, чтобы стало возможным осуществить запись данных из кэша на диск. По умолчанию это время равно 1 с. Этот параметр позволяет избежать записи из кэша на диск во время выполнения других операций с диском.

Ключ MaxAge задаёт время (тоже в миллисекундах), по истечении которого часто сохраняемые в кэше данные наконец помечаются как «устаревшие» и при переполнении кэша могут быть замещены новыми. По умолчанию это время равно 5 с.

Остальные подробности установки параметров и возможные значения ключей имеются в HELP-файлах, устанавливаемых вместе с операционной системой OS/2 Warp.

Наконец, следует сказать и ещё об одной системе управления файлами – речь идет о реализации HPFS для работы на серверах, функционирующих под управлением OS/2. Это система управления файлами, получившая название HPFS386.IPS. Ёё принципиальное отличие от системы HPFS.IFS заключается в том, что HPFS386.IFS позволяет (посредством более полного использования технологии расширенных атрибутов) организовать ограничения на доступ к файлам и каталогами с помощью соответствующих списков доступа – ACL (access control list). Эта технология, как известно, используется в файловой системе NTFS. Кроме этого, в системе HPPS386.IFS в отличие от HPFS.IFS нет ограничений на объём памяти, выделяемой для кэширования файловых записей. Иными словами, при наличии достаточного объёма оперативной памяти объём файлового кэша может быть в несколько десятков мегабайт, в то время как для обычной HPFS.IFS этот объём не может превышать 2 Мбайт, что по сегодняшним меркам безусловно мало. Наконец, при установке режимов работы файлового кэша HPFS386.IFS есть возможность явным образом указать алгоритм кэширования. Наиболее эффективным алгоритмом можно считать так называемый «элеваторный», когда при записи данных из кэша на диск они предварительно упорядочиваются таким образом, чтобы минимизировать время, отводимое на позиционирование головок чтения/ записи. Головки чтения/записи при этом перемещаются от внешних цилиндров к внутренним и по ходу своего движения осуществляют запись и чтение данных в соответствии со специальным образом упорядочиваемым списком запросов на дисковые операции.

Приведем пример записи строк в конфигурационном файле CONFIG.SYS, которые устанавливают систему HPFS386.IFS и определяют параметры работы её подсистемы кэширования:

IFS=E: \IBM386FS\HPFS386.IFS /AUTOCHECK: EGH

RUN=E: \IBM386FS\CACHE386.EXE /Lazy: On /BufferIdle: 4000 /MaxAge: 20000

⇐ Предыдущая 19 20 21 22 232425 26 27 28 Следующая ⇒