25740-1 (OS/2 Warp), страница 2

F-узел содержит указатель на начало файла, первые 15 символов имени файла, дополнительные временные маркеры последней записи и последнего доступа, журнал, хранящий информацию о предыдущих обращениях к файлу, структуру распределения, описывающую размещение файла на диске, и первые 300 байт расширенных атрибутов файла. (Расширенные атрибуты редко занимают более 300 байт, что фактически означает, что HPFS для получения этой информации приходится читать на один сектор меньше, чем FAT.) Программы LAN Server и LAN Manager фирмы IBM также сохраняют в F-узле информацию об управлении пользовательским доступом (Access Control). Заметьте, что F-узлы хранятся в смежных с представляемыми ими файлами секторах, поэтому, когда файл открывается, то четыре автоматически считываемых в кэш сектора содержат F-узел и три первых сектора файла.

Структура размещения HPFS имеет дополнительные преимущества по сравнению с FAT благодаря техническому приему, называемому кодированием по длине выполнения (Run Length Encoding, RLE). Вместо того, чтобы определять в таблице каждый используемый сектор, HPFS сохраняет указатель на первый сектор и число последовательно расположенных используемых секторов. Каждая область дискового пространства, описываемая парой (сектор, длина), называется экстентом. Хотя HPFS и сводит фрагментацию к минимуму, файлы все же могут быть в некоторой степени фрагментированными. В таких ситуациях пары, описывающие экстенты, добавляются к F-узлу файла. Один F-узел может хранить до 8 экстентов, обеспечивая достаточное пространство для большинства файлов.

А если все же потребуется еще большее пространство, то HPFS изменяет структуру таким образом, что F-узел становится корнем В+-дерева секторов размещения. В+-дерево является вариантом бинарного В-дерева. Созданное как структура для более быстрого обнаружения данных по сравнению с методом последовательного перебора, бинарное дерево состоит из ветвей, каждая из которых представляет выбор одного из двух возможных продолжений. Короткое дерево территориальных телефонных кодов может выглядеть так, как показано на рисунке 9.4,а. Здесь левая ветвь соответствует числам с меньшими значениями, чем значение в точке разветвления, а правая - с большими. Пусть выполняется поиск, например, кода 513. Вначале анализируется код в вершине дерева, поскольку 513 больше 212, то дальнейший поиск осуществляется по правой ветви. Так как 513 больше 407, то вновь поиск идет по правой ветви, где и находится нужный элемент данных. Для того, чтобы найти данные с помощью этого метода, потребовалось выполнить только два сравнения, в то время как для последовательного перебора могло бы потребоваться пять сравнений.

Рис. 9.4. Бинарные древовидные структуры

Эффективность бинарных деревьев зависит от последовательности, в которой в них добавляются новые элементы данных. Если, например, добавить код 617, то он будет следовать за кодом 513, а если добавить еще один код 714, то он последует за кодом 617. Поэтому, если элементы добавляются в порядке возрастания, то результирующее дерево становится все более похожим на последовательную структуру (рис. 9.4,б).

Структура В-дерева была разработана в целях предотвращения этой проблемы. Методы управления В-деревьями обеспечивают сбалансированность дерева. Структуру на рисунке 9.4 (б) лучше реорганизовать так, чтобы она приняла вид, показанный на рисунке 9.4 (в). Это делает дерево более эффективным, но приводит к дополнительным затратам, так как его балансировка выполняется всякий раз при добавлении или удалении элемента, либо при изменении значения элемента.

Возвращаясь к методу описания физической структуры файла, основанному на экстентах, следует учесть, что многие современные контроллеры дисков могут читать за одно обращение сразу несколько секторов. Применяемая в HPFS схема значительно повышает шансы использовать эту возможность, при этом происходит еще большее уменьшение числа требуемых операций взаимодействия между программой, файловой системой, драйвером дискового устройства и физическим диском.

HPFS имеет и другие оптимизирующие функции. Так при открытии или создании файла интеллектуальный алгоритм выделяет наиболее подходящую полосу. Программный интерфейс, используемый для создания файла, позволяет программисту сообщить операционной системе предполагаемый размер файла. С помощью этой информации HPFS может заранее выбрать для размещения файла полосу, имеющую непрерывную область наибольшего размера. Именно поэтому HPFS наиболее эффективно работает в больших разделах - больше число полос предоставляет большие возможности выбора.

Предположим, что многонитевая операционная система одновременно создает четыре новых файла на диске, использующем FAT. Так как для каждого файла нужен новый сектор, то он занимает ближайший доступный сектор в таблице размещения файлов. Это приводит к значительной фрагментации, так как кластеры между файлами распределяются вперемежку. HPFS выделила бы каждому из четырех файлов отдельную полосу, чтобы их содержимое оставалось непрерывным.

Как уже упоминалось, при открытии файла F-узел и первые три сектора считываются и помещаются в кэш. Если открываемый файл - исполняемый или если по данным журнала доступа к файлам в F-узле видно, что файл после открытия часто читается целиком, то многие секторы будут предварительно автоматически прочитаны и помещены в кэш.

Операции записи в кэш осуществляются особым образом, который называется "ленивой" записью. Когда программа посылает команду записи, HPFS помещает данные в кэш и немедленно сообщает программе, что операция выполнена, и только потом в фоновом режиме данные перемещаются из оперативной памяти на устройство. Это исключает длительную задержку, сопровождающую действительную операцию записи данных на устройство ввода-вывода. Однако при этом существует риск нарушения целостности данных. Например, уже после того, как программа получила от ОС сообщение об успешном завершении операции ввода-вывода, при попытке записать данные из кэша на диск драйвер этого устройства может сообщить об ошибке обращения к диску. В таком случае весьма полезным является список блоков "горячего" исправления.

Если попытка записи на диск заканчивается неудачно, то HPFS отыскивает в SpareBlock блок, который можно использовать для "горячего" исправления. Данные записываются в область "горячего" исправления, а таблицы неисправных блоков обновляются, указывая испорченный сектор и блок. HPFS будет автоматически перенаправлять запросы чтения по новому адресу. Во время очередного выполнения утилиты CHKDSK файл будет скопирован в новое место, где он может храниться в непрерывной области. При обращении к нему нет необходимости переходить к блоку "горячего" исправления и обратно. Блок будет освобожден для использования в случае возникновения другой подобной проблемы. Таким образом, проблема решается автоматически без участи пользователя.

Для повышения эффективности система HPFS также предоставляет многоуровневые кэши. Например, она сохраняет в кэше подкаталоги, а также полное составное имя, записав в памяти контрольную сумму, однозначно определяющую путь к файлу. Поэтому при обращении к файлу, расположенному в глубоко вложенном каталоге, скорее всего будет возможен быстрый доступ сразу в нужный каталог без поиска по дереву каталогов.

HPFS обладает повышенной отказоустойчивостью по сравнению с FAT. Если на диске с FAT оказалась стертой таблица распределения файлов, то скорее всего окажутся потерянными все данные, которые находятся вне корневого каталога. В системе HPFS вместо таблицы размещения файлов применяется битовый массив, который содержит флаг, помечающий используемые секторы. Если область битового массива будет разрушена, пользователь этого не заметит, даже если это случится во время работы системы. F-узел файла также содержит информацию о размещении каждого файла. Поэтому область битового массива может быть восстановлена после поиска этой информации в F-узлах. Пользователь не увидит даже предупреждения - поиск выполняется автоматически. Этот процесс может быть запущен и с помощью утилиты CHKDSK, которая сравнивает битовый массив с информацией для файла о принадлежащих ему секторах. Если при чтении битового массива обнаруживается ошибка, то создается новый битовый массив.

В системе FAT при порче каталогов теряются указатели на начало цепочки кластеров каждого файла. Можно соединить отдельные кластеры в файл, но многое придется делать в ручную. Так как утилиты, подобные CHKDSK, не знают имени файлов, то для того, чтобы восстановить их старые имена, придется загружать файлы в текстовый редактор и пытаться определить, что они из себя представляют.

При работе с HPFS в случае потери каталога у каждого файла из этого каталога теряется лишь дата последней операции записи в файл и иных изменений, дата создания и длинное имя файла (символы, следующие за первыми пятнадцатью). Элемент каталога - это всего лишь указатель на F-узел. В F-узле хранятся первые 15 символов имени файла (плюс информация о том, имелись ли в имени файла другие символы, кроме первых 15) и прочая информация, нужная для доступа к файлу. Утилиты восстановления могут впоследствии найти в F- узле сведения о том или ином файле. Эта избыточность, обеспечиваемая каталогом и F-узлами, значительно увеличивает шансы на восстановление данных. CHKDSK в настоящее время - единственная утилита восстановления, поставляемая с OS/2, которая, к сожалению, пока не использует всю имеющуюся информацию.

HPFS не налагает ограничений на максимальный размер файла, но OS/2 в настоящее время устанавливает предел в 2 Гбайта на один файл. Цель HPFS - доведение размера раздела до 2 Тбайт, но сегодня имеется ограничение в 64 Гбайта, поскольку некоторые части системы HPFS до сих пор остаются 16-разрядными.