Лекции по операционным системам (1114738), страница 31

Просмтор этого файла доступен только зарегистрированным пользователям. Но у нас супер быстрая регистрация: достаточно только электронной почты!

Текст из файла (страница 31)

Последний этап — это закрытие файла: уведомление системы о закрытии процессом файлового дескриптора (а не файла). Подчеркнем, что процесс прекращает работу не с файлом, а с конкретным файловым дескриптором, поскольку даже в рамках одного процесса можно открыть один и тот же файл два и более раза, и на каждое открытие будет предоставлен новый файловый дескриптор. После операции закрытия операционная система выполняет необходимые действия по корректному завершению работы с файловым дескриптором, а если закрывается последний открытый дескриптор — то корректное завершение работы с файлом: в частности, по необходимости освобождаются системные ресурсы, в т.ч. разгрузка кэш-буферов файловых обменов, и т.д.

Структурно каждая операционная система предлагает унифицированный набор интерфейсов, посредством которых можно обращаться к системным вызовам работы с файлами. Обычно этот набор содержит следующие основные функции:

• open — открытые/создание файла;

• close — закрытие;

• read/write — читать/писать (относительно указателя чтения/записи соответственно);

• delete — удалить файл из файловой системы;

• seek — позиционирование указателя чтения/записи;

• read_attributes/write_attributes — чтение/модификация некоторых атрибутов файла (в файловых системах, рассматривающих имя файла не как атрибут, возможны дополнительная функция переименования файла — rename).

Практически все файловые системы включают в свой состав некоторый специальный компонент, посредством которого можно установить соответствие между именем файла и его атрибутами. Используя это соответствие, можно получить информацию о размещении данных в файловой системе и организовать доступ к данным. И этим компонентом является каталог. Итак, каталог — это системная структура данных файловой системы, в которой находится информация об именах файлов, а также информация, обеспечивающая доступ к атрибутам и содержимому файла.

Рассмотрим типовые модели организации каталогов (в соответствии с хронологическим порядком их появления).

Первой исторической моделью является одноуровневая файловая система (система с одноуровневым каталогом). В файловой системе данного типа (Рис. 93.) присутствует единственный каталог, в котором перечислены всевозможные имена файлов, находящихся в данной системе. Этот каталог устроен простым способом: о каждом файле хранится информация об его имени, расположении первого блока и размере файла. Эта простота влечет за собой и простоту доступа к информации файлов, но эта модель не предполагает многопользовательской работы. В данном случае возможны коллизии имен (когда возникают попытки создания файлов с одним именем). Данная модель в настоящее время используется в бытовой технике, которая выполняет фиксированный набор действий.

1. Модель одноуровневой файловой системы.

Следующей моделью является двухуровневая файловая система (Рис. 94.). Данная модель предполагает работу нескольких пользователей: файловая система этого типа позволяет группировать файлы по принадлежности тому или иному пользователю. Эта модель лучше одноуровневой (в частности, не возникают коллизии имен файлов разных пользователей), но и она обладает недостатками: зачастую неудобно и даже нежелательно расположение всех файлов одного пользователя в одном месте (в одном каталоге). В частности, остается проблема коллизии имен для файлов одного пользователя.

Отметим, что двух-, трех- и вообще N-уровневые (N – фиксированное) модели остаются актуальными и по сей день. Объясняется это тем, что они, в первую очередь, достаточно просты по своей структуре и организации работы с ними. Если мы посмотрим на простейший мобильный телефон, имеющий несколько уровней меню, в них обычно реализованы именно подобные файловые системы.

1. Модель двухуровневой файловой системы.

И, наконец, последняя модель, которую мы рассмотрим, — иерархическая файловая система (Рис. 95.). Современные многопользовательские файловые системы основываются на использовании иерархических структур данных, в частности, на использовании деревьев.

Вся информация в файловой системе представляется в виде дерева, имеющего корень. Это т.н. корневая файловая система. В узлах дерева, отличных от листьев, находятся каталоги, которые содержат информацию о размещенных в них файлах. Иерархические файловые системы обычно имеют специальный тип файлов-каталогов. Т.е. каталог представляется не как отдельная выделенная структура данных, а как файл особого типа. Листом дерева может быть либо файл-каталог, либо любой файл файловой системы.

1. Модель иерархической файловой системы.

Иерархическая (или древообразная) организация файловой системы предоставляет возможность использования уникального именования файлов. Оно основывается на том, что в дереве существует единственный путь от корня до любого узла. Приведенная схема именования (от корня до конкретного узла дерева) является принципиальной схемой именования файлов в иерархических файловых системах. При этом обычно используются следующие характеристики. Текущий каталог — это каталог, на работу с которым в данный момент настроена файловая система. Текущим каталогом может стать любой каталог файловой системы, и обозревание файлов в файловой системе происходит относительно этого каталога. Файлы, находящиеся непосредственно в текущем каталоге доступны «просто» по имени. Таким образом, имя файла — это имя файла, находящего в текущем каталоге, а полное имя файла — это перечень всех имен файлов от корня до узла с данным файлом. Признаком полного имени обычно является присутствие специального префиксного символа, обозначающего корневой каталог (например, в ОС Unix в качестве корневого каталога выступает символ “/”).

Иерархическая файловая система позволяет использовать т.н. относительные имена файлов — это путь от некоторого каталога до данного файла. Для данного способа именования необходимо указать явно или неявно каталог, относительно которого строится это именование. Например, если существует файл с полным именем /A/B/C/D, то относительно каталога B файл будет иметь имя C/D. Чтобы использовать это относительное имя, необходимо либо явно задать каталог B (по сути это означает задание полного имени), либо сделать каталог B текущим.

Иерархические файловые системы обычно используют еще одну характеристику — т.н. домашний каталог. Суть его заключается в том, что для каждого зарегистрированного в системе пользователя (или для всех пользователей) задается полное имя каталога, который должен стать текущим каталогом при входе пользователя в систему.

4.1.4Подходы в практической реализации файловой системы

Рассмотрим некоторые подходы в практической реализации файловой системы. Снова вернемся к понятию системного устройства — устройства, на котором, как считается аппаратурой компьютера, должна присутствовать операционная система. Почти в любом компьютере можно определить некоторую цепочку внешних устройств, которые при загрузке компьютера рассматриваться как системные устройства. В этой цепочке имеется определенный приоритет. Во время старта вычислительная система (компьютер) перебирает данную цепочку в порядке убывания приоритета до тех пор, пока не обнаружит готовое к работе устройство. Система предполагает, что на этом устройстве имеется необходимая системная информация и пытается загрузить с него операционную систему. Например, допустим, что компьютер сконфигурирован таким образом, что первым системным устройством является флоппи-дисковод, вторым — дисковод оптических дисков (CDROM), а третьим — жесткий диск. Мы поместили во флоппи-дисковод дискету и включили компьютер. Аппаратный загрузчик обращается к первому системному устройству, поскольку в дисководе присутствует дискета, то считается, что дисковод готов к работе. Тогда происходит попытка загрузки операционной системы с дисковода, и если это будет неуспешно, то будет выведено сообщение об ошибке загрузки системы. Если же дискеты во флопе-дисководе не будет, но будет находиться диск в CDROM, то точно так же будет предпринята попытка загрузить операционную систему, но уже с оптического диска. Если же не будет ни флоппи-дискеты, ни оптического диска, то загрузчик попытается загрузить операционную систему с жесткого диска. Обычно в штатном режиме загрузка происходит с жесткого диска, но в ситуации, например, краха системы и невозможности загрузиться с жесткого диска приведенная модель позволяет загрузить систему со съемного носителя и произвести некие действия по восстановлению работоспособности поврежденной системы.

В приведенной модели работа аппаратного загрузчика основана на предположении о том, что любое системное устройство имеет некоторую предопределенную структуру. В начальном блоке системного устройства располагается основной программный загрузчик (MBR — Master Boot Record).В качестве основного программного загрузчика может выступать как загрузчик конкретной операционной системы, так и некоторый унифицированный загрузчик, имеющий информацию о структуре системного диска и способный загружать по выбору пользователя одну из альтернативных операционных систем.

1. Структура «системного» диска.

В общем случае после блока основного программного загрузчика на диске следует последовательность блоков, в которых находится т.н. таблица разделов. В современных жестких дисках имеется возможность разбивать все физическое пространство диска на некоторые области, которые называются разделами (partition). Внутри каждого раздела может быть помещена в общем случае своя операционная система. Соответственно, границы каждого раздела (его конец и начало) регистрируются в указанной таблице разделов. Еще одно важное применение данной таблицы связано с тем, что современные диски имеют настолько большие емкости, что для адресации произвольной точки диска не хватает разрядной сетки процессора. И за счет косвенной адресации (адресации относительно начала раздела) использование подобной таблицы позволяет решить данную проблему.

Логическая структура раздела имеет следующий вид. В начальном блоке раздела находится загрузчик конкретной операционной системы. Все остальное пространство раздела обычно занимает файловая система. Зачастую в файловой системе часть пространства выделяется т.н. суперблоку, в котором хранятся настройки (размеры блоков, режимы работы и т.п.) и информация об актуальном состоянии (информация о свободных и занятых блоках и т.п.) файловой системы. Все оставшееся пространство файловой системы состоит из свободных и занятых блоков, т.е. блоков, способных хранить системные и пользовательские данные.

Прежде, чем продолжить изучение способов организации файловых систем, хотелось бы остановиться и еще раз просмотреть, что происходит при загрузке компьютера. При включении компьютера управление передается аппаратному загрузчику, который просматривает согласно приоритетам список системных устройств, определяет готовое к работе устройство и передает управление основному программному загрузчику этого устройства. Последний является программным компонентом и может загрузить конкретную операционную систему, а может являться мультисистемным загрузчиком, способным предложить пользователю выбрать, какую из операционных систем, расположенных в различных разделах диска, загрузить. В одном разделе может находиться, например, ОС Microsoft Windows XP, в другом — Linux, в третьем — FreeBSD, и т.д. Данный мультисистемный загрузчик владеет информацией, какая операционная система в каком разделе диска находится. После того, как пользователь сделал свой выбор, загрузчик по таблице разделов определяет координаты соответствующего раздела и передает управление загрузчику операционной системы указанного раздела. Соответственно, загрузчик операционной системы производит непосредственную загрузку этой ОС.

Говоря об иерархии блоков, у многих создается впечатление, что такие понятия, как, например, блоки файла, блоки файловой системы, блоки устройств и т.п., обозначают одно и то же, что, в общем случае, неверно. Большинство современных операционных систем поддерживают целую иерархию блоков, используемую при организации работы с блок-ориентированными устройствами. В основе этой иерархии лежит блоки физического устройства, т.е. это те порции данных, которыми можно совершать обмен с данным физическим устройством. Более того, размер блока физического устройства зависит от конкретного устройства. Соответственно, детали этого уровня иерархии скрываются следующим уровнем абстракции — блоками виртуального диска. Следующий уровень иерархии — уровень блоков файловой системы. Эти блоки используются при организации структуры файловой системы. Размер блока файловой системы, равно как и виртуального диска, является стационарной характеристикой, определяемой при настройке системы, и в динамике эта характеристика не меняется. И, наконец, последний уровень представляют блоки файла. Размер данных блоков может определить пользователь при открытии или создании файла (как об этом говорилось выше). Отметим, что размер блока, в конечном счете, влияет на эффективность работы, которая будет несколько выше, если размеры всех блоков будут хотя бы кратны друг другу.

4.1.5Модели реализации файлов

Первой тривиальной и самой эффективной с точки зрения минимизации накладных расходов является модель непрерывных файлов (Рис. 97.). Данная модель подразумевает размещение каждого файла в непрерывной области внешнего устройства. Эта организация достаточно простая: для обеспечения доступа к файлу среди атрибутов должны присутствовать имя, блок начала и длина файла. Но тут возникают следующие проблемы. Во-первых, внутренняя фрагментация (хотя это проблема почти всех блок-ориентированных устройств). В качестве иллюстрации можно привести следующее: если необходимо хранить всего один байт, то для этого будет выделен целый блок, который, по сути, будет пустым. Во-вторых, это фрагментация между файлами (эта проблема обсуждалась при рассмотрении моделей организации работы оперативной памяти). Но данная система имеет и некоторые достоинства, и немаловажное из них — отсутствие фрагментации файла по диску: поскольку файл хранится в единой непрерывной области диска, то при считывании файла головка жесткого диска совершает минимальное количество механических движений, что означает более высокую производительность системы. Соответственно, при реализации данной модели должна решаться важная проблема, возникающая при модификации файла, в частности, при увеличении его содержательной части. Чтобы несколько упростить эту задачу, зачастую используют такой прием: при создании файла к запрошенному объему добавляют некоторое количество свободного пространства (например, 10% от запрошенного объема), но этот же прием ведет к увеличению внутренней фрагментации. Еще одной немаловажной проблемой является фрагментация свободного пространства. Файловые системы, реализующие данную модель хранения файла, являются деградирующими: в ходе эксплуатации фрагментация свободного пространства увеличивается, и в итоге на диске имеется множество мелких свободных участков, имеющих очень большой суммарный объем, но из-за своего небольшого размера эти участки использовать не представляется возможным. Для разрешения этой проблемы необходимо запускать процесс компрессии (дефрагментации), который занимается тем, что сдвигает файлы с учетом зарезервированного для каждого файла «запаса», «прижимая» их друг к другу. Эта операция трудоемкая, продолжительная и опасная, поскольку при перемещении файла возможен сбой.

1. Модель непрерывных файлов.

Следующей моделью является модель файлов, имеющих организацию связанного списка (Рис. 98.). В этой модели файл состоит из блоков, каждый из которых включает в себя две составляющие: данные, хранимые в файле, и ссылка на следующий блок файла. Эта модель также является достаточно простой, достаточно эффективной при организации последовательного доступа, а также эта модель решает проблему фрагментации свободного пространства. С другой стороны, обозначенная модель не предполагает прямого доступа: чтобы обратиться к i-ому блоку, необходимо последовательно просмотреть все предыдущие. Также эта модель предполагает фрагментацию файла по диску, т.е. содержимое файла может быть рассредоточено по всему дисковому пространству, а это означает, что при последовательном считывании содержимого файла добавляется значительная механическая составляющая, снижающая эффективность доступа. И еще одним недостатком данной модели является то, что в каждом блоке присутствует и системная, и пользовательская информация. Возможна ситуация, что при необходимости считать данные, объемом в один логический блок, реально происходит чтение двух блоков.

Характеристики

Список файлов лекций