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

Текст из файла (страница 35)

Следующая проблема опять-таки связана с концентрацией информации в суперблоке. Несмотря на то, что суперблок резидентно размещается в ОП, система периодически «сбрасывает» его копию на диск — это делается для того, чтобы при сбое минимизировать потери актуальной информации из суперблока. Это, в свою очередь, означает, что система регулярно обращается к одной и той же точке дискового пространства, и, соответственно, вероятность выхода из строя именно данной области диска со временем сильно увеличивается.

Следующий недостаток связан с фрагментацией блоков файла по диску. Здесь имеется в виду, что при интенсивной работе файловой системы (когда в ней со временем создается, модифицируется и уничтожается достаточно большое число файлов) складывается ситуация, когда блоки одного файла оказываются разбросанными по всему доступному дисковому пространству. В этом случае, если потребуется прочитать последовательные блоки файла (что бывает достаточно часто), то головка жесткого диска начинает совершать довольно много механических передвижений, что отрицательно сказывается на эффективности работы файловой системы.

И в заключение отметим такой недостаток, как ограничение, накладываемое на длину имени файла (6, 8, 14 байт для представления имени — величины достаточно небольшие на сегодняшний день: возникают ситуации, когда необходимо создать имена с относительно длинными именами).

4.2.4Внутренняя организация файловой системы: модель версии Fast File System (FFS) BSD

Разработчики файловой системы Fast File System (FFS), оставив основные положительные характеристики предыдущих файловых систем (в т.ч. и файловой системы версии System V), пошли по следующему пути (Рис. 116.). Они представили раздел как последовательность дисковых цилиндров, которую разбили на порции фиксированного размера. В каждом из образовавшихся кластеров размещается копия суперблока, блоки файлов, которые мы назвали рабочим пространством файловой системы, информация об индексных дескрипторах, ассоциированных с данным кластером, а также информация о свободных ресурсах этого кластера. При этом разбиение устройства на кластеры происходит аппаратно-зависимо таким образом, чтобы суперблоки не оказывались на «опасно близком» расстоянии (например, на одной поверхности). Такой подход обеспечивает большую надежность файловой системы.

1. Структура файловой системы версии FFS BSD.

4.2.4.1Стратегии размещения

Работа системы основывается на трех концепциях. Первой концепцией является оптимизация размещения каталога. При создании каталога система осуществляет поиск кластера, наиболее свободного в данный момент с точки зрения использования индексных дескрипторов, т.е. ищутся кластеры, количество свободных индексных дескрипторов в которых превосходит некоторую среднюю величину, и среди найденных кластеров выбирается кластер с наименьшим количеством каталогов.

Следующей стратегией является равномерность использования блоков данных. Во время создания файла он делится на несколько частей. Часть файла, которая имела непосредственную адресацию из индексного дескриптора, по возможности размещается в том же кластере, что и индексный дескриптор. Оставшиеся части файла делятся на равные порции, которые файловая система размещает в отдельных кластерах. Перечисленные стратегии призваны для борьбы фрагментации файла по разделу: файл либо целиком размещается в одном кластере, либо он размещается в нескольких кластерах, но тогда в них размещаются достаточно большие фрагменты подряд идущих блоков.

И, наконец, третья стратегия размещения — технологическое размещение последовательных блоков файлов (Рис. 117.). Представим следующую ситуацию: пускай необходимо прочитать два последовательных блока с магнитного диска (будем считать, что эти блоки находятся на одной дорожке магнитного диска). Это означает, что данная задача требует двух последовательных обращений к системным вызовам. Соответственно, между окончанием физического считывания первого блока и началом физического считывания второго блока потратится некоторое время Δt на накладные расходы (в частности, вход и выход из системного вызова). Это время хоть и мало, но за данный промежуток диск успеет повернуться на угол ω*Δt (где ω — скорость вращения диска). Если следующий второй блок расположен на диске непосредственно за первым, то за время Δt головка пропустит начало второго блока, и когда будет предпринята попытка физически прочесть второй блок, то придется ожидать полного оборота диска, что является относительно протяженным промежутком времени. Чтобы избежать подобных накладных расходов, связанных с необходимостью ожидать полного оборота диска, необходимо расположить второй блок с некоторым отступом от первого. В этом и заключается технологическое размещение блоков на диске.

1. Стратегия размещения последовательных блоков файлов.

4.2.4.2Внутренняя организация блоков

Размер блока в файловой системе FFS может варьироваться в достаточно широком диапазоне: предельный размер блока — 64 Кбайт. Как отмечалось выше, проблема выбора оптимального размера блока достаточно сложна: и крупные блоки, и малоразмерные имеют свои плюсы и минусы, и от администратора системы требуются хорошие навыки, чтобы подобрать оптимальные для данной системы, решающей задачи конкретного типа, размеры блоков файловой системы.

Создатели рассматриваемой файловой системы пошли по пути увеличения размера блока. За счет этого 1) уменьшается фрагментация файла по диску и 2) уменьшаются накладные расходы при чтении подряд идущих данных файла (эффективнее считать за 1 раз большую порцию информации, чем два раза считать по «половинке»). Но главным недостатком крупных блоков — большая степень внутренней фрагментации. Для борьбы с внутренней фрагментацией в системе реализован еще один уровень структурной организации: каждый блок файловой системы поделен на фиксированное количество т.н. фрагментов (обычно число фрагментов в блоке кратно степени 2 — 2, 4, 8 и т.д.).

Размещение файла по блокам файловой системы строится на основе следующей концепции (Рис. 118.). Начиная с первого и заканчивая предпоследним, эти блоки целиком заполнены содержимым данного файла. Соответственно, номера этих блоков хранятся среди атрибутов файла. Последний блок выделен отдельно: помимо его номера в атрибутах файла хранятся и номера занятых в нем фрагментов, принадлежащих данному файлу. Информация о блоках и фрагментах могла быть представлена разными способами: например, двоичная маска, или же номер первого фрагмента в этом блоке, занятым данным файлом (количество фрагментов тогда можно вычислить на основании длины файла в байтах), и т.д.

1. Внутренняя организация блоков (блоки выровнены по кратности).

4.2.4.3Выделение пространства для файла

Рассмотрим алгоритм выделения пространства для файлов на следующем примере. Будем считать, что блок файловой системы поделен на 4 фрагмента. Пускай в системе хранятся файлы petya.txt и vasya.txt (Рис. 119.), для которых в соответствующих индексных дескрипторах хранится информация об их размерах и номеров блоков, принадлежащих файлам, в виде стартовых фрагментов. Соответственно, файл petya.txt расположен в нулевом блоке (стартовый фрагмент № 00), первом (стартовый фрагмент № 04) и второго блока (начинающегося с 08 фрагмента). Если учесть длину файла (5120 байт), то получается, что во втором блоке этот файл занимает 08 и 09 фрагменты. Файл vasya.txt расположен в третьем блоке (стартовый фрагмент № 12), четвертом (стартовый фрагмент № 16) и втором (стартовый фрагмент № 10), при этом во втором блоке файлу принадлежит только 10 фрагмент (т.к. размер файла 4608 байт). Итак, очевидно, что данная система нарушает концепцию файловой системы ветви System V, в которой каждый блок мог принадлежать только одному файлу; в FFS последний блок можно разделять между различными файлами.

1. Выделение пространства для файла.

Если, например, размер файла petya.txt увеличивается на столько, что конец файла не помещается в 08 и 09 фрагментах, то система начинает поиск блока с тремя подряд идущими свободными фрагментами. (Соответственно, если размер файл увеличивается на большую величину, то сначала для него отводятся полностью свободные блоки, в которых файл занимает все фрагменты, а для размещения последних фрагментов ищется блок с соответствующим числом подряд идущих свободных фрагментов.) Когда система находит такой блок, то происходит перемещение последних фрагментов файла petya.txt в этот блок.

4.2.4.4Структура каталога FFS

Каталог файловой системы FFS позволяет использовать имена файлов, длиной до 255 символов (Рис. 120.). Каталог состоит из записей переменной длины, состоящих из блоков, размером в 4 байта. Начальная запись содержит номер индексного дескриптора, размер записи (т.е. ссылка на последний элемент записи) и длина имени файла, после этого следует дополненное до кратности в 4 байта имя файла (максимальная длина имени файла — 255 символов). Работа системы организована следующим образом: если происходит удаление файла из каталога, то освобождающееся пространство, занимаемое раньше записью данного файла, присоединяется к предыдущей записи. Это означает, что размер предыдущей записи увеличивается, но длина хранимого в ней имени не меняется (т.е. остается реальной). Удаление первой записи выражается в обнулении номера индексного дескриптора в этой записи. Такая модель позволяет при удалении файла практически не заботиться о высвобождаемом пространстве внутри файла-каталога: получаемые при удалении «дыры» ликвидируются не счет той же компрессии, а за счет тривиального «склеивания» с предыдущей записью.

1. Структура каталога FFS BSD.

Таким образом, система позволяет использовать имена файлов произвольной длины вплоть до 255 символов, что достаточно удобно для пользователя. Но такое преимущество оборачивается тем, что система несет накладные расходы как по использованию дискового пространства (в каталогах присутствует внутренняя фрагментация), так и по времени (осуществление поиска в системах с фиксированными размерами записей в большинстве случаев эффективнее, чем в системах с переменными размерами записей).

4.2.4.5Блокировка доступа к содержимому файла

Организация файловой системы ОС Unix позволяет открывать и работать с одним и тем же файлом произвольному числу процессов. Более того, один и тот же файл может быть многократно открыт в рамках одного процесса. При этом система поддерживает модель синхронизации работы с файлами. Для этого используется системный вызов fcntl() (данный системный вызов предназначен вообще для организации управления работы с файлом), который может обеспечивать блокировку как файла в целом, так и отдельных областей внутри файла (т.е. сделать какую-то область файла недоступной для других процессов). Различают два типа блокировок: исключающие и распределенные.

Исключающая блокировка (exclusive lock) — это «жесткая» блокировка: если произошла такая блокировка области, то любой другой процесс не сможет осуществить операции обмена с данной областью (в этом случае процесс будет либо приостановлен в ожидании разблокирования области, либо получит отказ в зависимости от установленного режима работы). Данный вид блокировок является блокировкой с монополизацией, области с исключающими блокировками пересекаться не могут.

Альтернативой исключающей блокировке является распределенная блокировка (shared lock), или «мягкая», рекомендательная блокировка. Процесс может установить для области блокировку этого типа, а другие процессы при работе могут на нее не обращать внимания, т.е. при установленной блокировке все равно разрешены чтение и запись информации из блокированной области. Для обеспечения корректной работы с файлом необходимо средство определения установки блокировки на той или иной области, для этого опять-таки используется системный вызов fcntl(). Области с рекомендательными блокировками могут пересекаться.

5Управление оперативной памятью

Будем говорить о функциях управления оперативной памятью в контексте решения следующих основных задач. Во-первых, это осуществление контроля использования ресурса, т.е. одной из функций оперативной памяти является учет состояния каждой доступной в системе единицы: знание о том, свободна она или распределена.

Второй задачей является выбор стратегии распределения памяти. Иными словами, решается задача, какому процессу, в течение которого времени и в каком объеме должен быть выделен соответствующий ресурс. Стратегия распределения памяти является достаточно сложной задачей планирования.

Конкретное выделение ресурса тому или иному потребителю является третьей задачей управления ОЗУ. Эта подзадача следует за предыдущей задачей планирования: после решения задачи, какому процессу сколько выделить памяти и на какое время в соответствии с наличием ресурса, следует операция непосредственного выделения. Это означает, что для предоставляемого ресурса идет корректировка системных данных (например, изменение статуса занятости), а затем выдача его потребителю.

И, наконец, четвертой задачей является выбор стратегии освобождения памяти. Освобождение памяти можно рассматривать с двух точек зрения. С одной стороны, это окончательное освобождение памяти, происходящее в случае завершения процесса и высвобождения ресурса. В этом контексте задача достаточно детерминирована и не требует каких-либо алгоритмов планирования и принятия решения. С другой стороны, освобождение памяти может рассматриваться как задача принятия решения в случае, когда встает потребность высвободить физическую память из-под какого-то процесса за счет откачивания во внешнюю память, чтобы на освободившееся пространство поместить данные другого процесса. Такая задача уже не тривиальна: необходимо решить, память какого процесса необходимо откачать, какую именно область памяти у выбранного процесса будет освобождаться. В принципе можно откачать весь процесс, но это зачастую неэффективно.

Характеристики

Список файлов лекций