А. Робачевский - Операционная система UNIX (1114671), страница 55
Текст из файла (страница 55)
Поэтому необходимо хранить список адресов сво!бодных блоков целиком. Список адресов свободных блоков может зани!мать несколько блоков хранения данных, но суперблок содержит толькоодин блок этого списка. Первый элемент этого блока указывает на блок,хранящий продолжение списка и т. д., как это показано на рис.свободных блоков для размещения файла производится с концасписка суперблока. Когда в списке остается единственный элемент, ядроинтерпретирует его как указатель на блок, содержащий продолжение спи!ска. В этом случае содержимое этого блока считывается в суперблок и блокстановится свободным. Такой подход позволяет использовать дисковое про!странство под списки, пропорциональное свободному месту в файловойсистеме. Другими словами, когда свободного места практически не остается,список адресов свободных блоков целиком помещается в суперблоке.Индексные дескрипторыИндексный дескриптор, или inode, содержит информацию о файле, необ!ходимую для обработки данных, т.
е. метаданные файла. Каждый файл ас!социирован с одним inode, хотя может иметь несколько имен в файловойсистеме, каждое из которых указывает на один и тот же inode.Индексный дескриптор не содержит:имени файла, которое содержится в блоках хранения данных каталога;содержимого файла, которое размещено в блоках хранения данных.При открытии файла ядро помещает копию дискового inode в память втаблицу in!core inode, которая содержит несколько дополнительных полей.Структура дискового inode (struct dinode) приведена на рис. 4.2. Ос!новные поля дискового inode следующие:Тип файла, дополнительные атрибуты выполнения и правадоступа.Число ссылок на файл, т.
е. количествокоторые имеетфайл в файловой системе.Идентификаторы владельца%пользователя и владельца%группы.www.books-shop.comфайловая системаdi_sizedi_mtimedi_ctimediaddr[13]V283Размер файла в байтах. Для специальных файлов это полесодержит старший и младший номера устройства.Время последнего доступа к файлу.Время последней модификации.Время последней модификации inode (кроме модификацииполей di_atime, di_mtime).Массив адресов дисковых блоков хранения данных.Рис. 4.2. Структура дискового inodeПолехранит несколько атрибутов файла: тип файла (IFREG дляобычных файлов,каталогов, IFBLK или IFCHR для специальныхфайлов блочных и символьных устройств соответственно); права доступа кфайлу для трех классов пользователей и дополнительные атрибуты выпол!ненияSGID и sticky bit), значения этих атрибутов были подробнорассмотрены в главе 1.www.books-shop.com284Глава 4.Заметим, что в индексном дескрипторе отсутствует информация о временисоздания файла.
Вместо этого inode хранит три значения времени: времяпоследнего доступавремя последней модификации содержи!мого файлаи время последней модификации метаданныхфайлаВ последнем случае не учитываются модификации по!лей di_atime и di_mtime. Таким образом, di_ctime изменяется, когдаизменяется размер файла, владелец, группа, или число связей.Индексный дескриптор содержит информацию о расположении данныхфайла.
Поскольку дисковые блоки хранения данных файла в общем случаерасполагаются не последовательно, inode должен хранить физические ад!реса всех блоков, принадлежащих данномуВ индексном дескрип!торе эта информация хранится в виде массива, каждый элемент которогосодержит физический адрес дискового блока, а индексом массива являетсяномер логического блока файла. Массив имеет фиксированный размер исостоит из 13 элементов.
При этом первые 10 элементов адресуют непо!средственно блоки хранения данных файла. Одиннадцатый элемент адре!сует блок, в свою очередь содержащий адреса блоков хранения данных.Двенадцатый элемент указывает на дисковый блок, также хранящий адре!са блоков, каждый из который адресует блок хранения данных файла.И, наконец, тринадцатый элемент используется для тройной косвеннойадресации, когда для нахождения адреса блока хранения данных файлаиспользуются три дополнительных блока.Такой подход позволяет при относительно небольшом фиксированномразмере индексного дескриптора поддерживать работу с файлами, размеркоторых может изменяться от нескольких байтов до десятка мегабайтов.Для относительно небольших файлов (до 10 Кбайт при размере блока 1024байтов) используется прямая индексация, обеспечивающая максимальнуюпроизводительность. Для файлов, размер которых не превышает 266 Кбайт(10 Кбайт + 256x1024), достаточно простой косвенной адресации.
Нако!нец, при использовании тройной косвенной адресации можно обеспечитьдоступ к 16777216 блокам (256x256x256).Файлы в UNIX могут содержать так называемые дыры. Например, процессможет создать пустой файл, с помощью системного вызова lseek(2) сме!Размещение данных файла в произвольно расположенных дисковых блоках позволяетэффективно использовать дисковое пространство, поскольку ядро может использоватьлюбой свободный дисковый блок для размещения данных. Однако в файловой системеs5fs блок может использоваться только одним файлом, поэтому последний блок файла ис!пользуется, как правило, не полностью.
тому же такой подход с течением времени при!водит к увеличению фрагментации системы, когда данные файла оказываются произволь!но разбросанными по диску, что, в свою очередь, увеличивает время доступа к файлу иуменьшает производительность обмена данными. Единственным способом уменьшенияфрагментации файловой системы является создание полной резервной копии на другомносителе (или в другой файловойиПри этом записьфайлов будет производиться последовательно без фрагментации.www.books-shop.comБазоваясистема System V285стить файловый указатель относительно начала файла и записать данные.При этом между началом файла и началом записанных данных образуетсядыра — незаполненная область. При чтении этой области процесс получитобнуленные байты.
Поскольку логические блоки, соответствующие дыре,не содержат данные, не имеет смысла размещать для них дисковые блоки.В этом случае соответствующие элементы массива адресов inode содержатнулевой указатель. Когда процесс производит чтение такого блока, ядровозвращает последовательность нулей. Дисковые блоки размещаются толь!ко при записи в соответствующие логические блокиИмена файловКак мы уже видели, ни метаданные, ни тем более блоки хранения данных,не содержат имени файла. Имя файла хранится в файлах специальноготипа — каталогах. Такой подход позволяет любому файлу, т. е. фактиче!ским данным, иметь теоретически неограниченное число имен (названий),в файловой системе. При этом несколько имен файлов будут соответство!вать одним и тем же метаданным и данным и являться жесткими связями.Каталог файловой системы s5fs представляет собой таблицу, каждый эле!мент которой имеет фиксированный размер в 16 байтов: 2 байта хранятномер индексного дескриптора файла, а 14 байтов — его имя.
Это накла!дывает ограничение на число inode, которое не может превышать 65 535.Также ограничена и длина имени файла: его максимальный размер — 14символов. Структура каталога приведена на рис. 4.3.Первые два элемента каталога адресуют сам каталог (текущий каталог) подименеми родительский каталог под именемПри удалении имени файла из каталога (например, с помощью командыномер inode соответствующего элемента устанавливается равным 0.Ядро обычно не удаляет такие свободные элементы, поэтому размер ката!лога не уменьшается даже при удалении файлов. Это является потенци!альной проблемой для каталогов, в которые временно было помещенобольшое количество файлов. После удаления большинства из них размеркаталога останется достаточно большим, поскольку записи удаленныхфайлов будут по!прежнему существовать.Отсутствие размещенных дисковых блоков для части файла может привести кным результатам. Например, операция записи в "дыру" может закончиться неудачей из!занехватки дискового пространства.
При копировании файла с дырой,копия будет за!нимать больше фактического места на диске, чем оригинал. Это связано с тем, что прикопировании производится чтение содержимого оригинала, а затем — запись в другойфайл. Это, в частности может привести к тому, что резервная копия файловой системы несможет быть обратно распакована, посколькунеразмещенных блоковхра!нить законные нулевые байтысоответственно, занимать больше места.www.books-shop.comГлава 4.
Файловая подсистема286Иллюстрацию этого явления в SCO UNIX можно привести, применив ко!мандуобеспечивающую вывод неинтерпретированного содержи!мого файладамп).Можно заметить, что имен файлов, расположенных во второй части выводакомандына самом деле не существует — об этом свидетельствуютнулевые значения номеровэто же подтверждает вывод команды$аbinNewsmailМассив индексных дескрипторовРис. 4.3. Каталог файловой системы s5fswww.books-shop.comБазоваясистема System V287Недостатки и ограниченияФайловая систем s5fs привлекательна благодаря своей простоте. Однакообратной стороной медали является низкая надежность и производитель!ность.С точки зрения надежности слабым местом этой файловой системы явля!ется суперблок. Суперблок несет основную информацию о файловой сис!теме в целом, и при его повреждении файловая система не может исполь!зоваться.
Поскольку в файловой системе s5fs суперблок хранится в единст!венном варианте, вероятность возникновения ошибок достаточно велика.Относительно низкая производительность связана с размещением компо!нентов файловой системы на диске. Метаданные файлов располагаются вначале файловой системы, а далее следуют блоки хранения данных. Приработе с файлом, происходит обращение как к его метаданным, так и кдисковым блокам, содержащим его данные. Поскольку эти структуры дан!ных могут быть значительно разнесены в дисковом пространстве, необхо!димость постоянного перемещения головки диска увеличивает время дос!тупа и, как следствие, уменьшает производительность файловой системы вцелом.
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
