Управление вводом/выводом и файловые системы

Группы дорожек (треков) одного радиуса, расположенных на поверхностях магнитных дисков, образуют так называемые цилиндры (cylinder). Современные жесткие диски могут иметь по несколько десятков тысяч цилиндров, в то время как на поверхности дискеты число дорожек (число цилиндров) ныне, как правило, составляет всего восемьдесят.

Каждый сектор состоит из поля данных и поля служебной информации, ограничивающей и идентифицирующей его. Размер сектора (точнее - ёмкость поля данных) устанавливается контроллером или драйвером. Пользовательский интерфейс DOS поддерживает единственный размер сектора - 512 байт. BIOS же непосредственно предоставляет возможности работы с секторами размером 128, 256, 512 или 1024 байт. Если управлять контроллером непосредственно, а не через программный интерфейс более высокого уровня (например, уровень DOS), то можно обрабатывать секторы и с другими размерами. Однако в большинстве современных ОС размер сектора выбирается равным 512 байт.

Физический адрес сектора на диске определяется с помощью трех «координат», то есть представляется триадой [c-h-s], где с - номер цилиндра (дорожки на поверхности диска, cylinder), h - номер рабочей поверхности диска (магнитной головки, head), a s - номер сектора на дорожке. Номер цилиндра с лежит в диапазоне 0...С-1, где С - количество цилиндров. Номер рабочей поверхности диска h принадлежит диапазону 0...Н-1, где Н - число магнитных головок в накопителе. Номер сектора на дорожке s указывается в диапазоне 1...S, где S - количество секторов на дорожке. Например, триада [1 -0-2] адресует сектор 2 на дорожке 0 (обычно верхняя рабочая поверхность) цилиндра 1 . В дальнейшем мы тоже будем пользоваться именно этими обозначениями.

Напомним, что обмен информацией между ОЗУ и дисками физически осуществляется только секторами. Вся совокупность физических секторов на винчестере представляет его неформатированную ёмкость.

Жесткий диск может быть разбит на несколько разделов (partition) которые в принципе затем могут использоваться либо одной ОС, либо различными ОС. Причем самым главным является то, что на каждом разделе может быть организована своя файловая система. Однако для организации даже одной-единственной файловой системы необходимо определить, по крайней мере, один раздел.

Разделы диска могут быть двух типов - primary (обычно этот термин переводят как первичный) и extended (расширенный). Максимальное число primary-разделов равно четырем. При этом на диске обязательно должен быть, по крайней мере, один primary-раздел. Если primary-разделов несколько, то только один из них может быть активным. Именно загрузчику, расположенному в активном разделе, передаётся управление при включении компьютера и загрузке операционной системы. Остальные primary-разделы в этом случае считаются¹ «невидимыми, скрытыми» (hidden).

Согласно спецификациям на одном жестком диске может быть только один extended-раздел, который, в свою очередь, может быть разделен на большое количество подразделов - логических дисков (logical). В этом смысле термин «первичный» следует признать не совсем удачным переводом слова primary; можно это слово перевести и как «простейший, примитивный». В этом случае становится понятным и логичным термин extended.

Один из primary-разделов должен быть активным, именно с него должна загружаться программа загрузки операционной системы, или так называемый менеджер загрузки, назначение которого - загрузить программу загрузки ОС из какого-нибудь другого раздела, и уже с её помощью загружать операционную систему. Поскольку до загрузки ОС система управления файлами работать не может, то следует использовать для указания упомянутых загрузчиков исключительно абсолютные адреса в формате [с-h-s].

По физическому адресу [0-0-1] на винчестере располагается главная загрузочная запись (master boot record, MBR), содержащая внесистемный загрузчик (non-system bootstrap - NSB), а также таблицу разделов (partition table, PT). Эта запись занимает ровно один сектор, она размещается в памяти, начиная с адреса 0:7C00h, после чего управление передаётся коду, содержащемуся в этом самом первом секторе магнитного диска. Таким образом, в самом первом (стартовом) секторе физического жесткого диска находится не обычная запись boot record, как на дискете, a master boot record.

MBR является основным средством загрузки с жесткого диска, поддерживаемым BIOS. В MBR находятся три важных элемента:

программа начальной загрузки (non-system bootstrap). Именно она запускается BIOS после успешной загрузки в память первого сектора с MBR. Она, очевидно, не превышает 512 байт и её хватает только на то, чтобы загрузить следующую, чуть более сложную программу, обычно - стартовый сектор операционной системы - и передать ему управление;

таблица описания разделов диска (partition table). Располагается в MBR по смещению 0x1 BE и занимает 64 байта;

сигнатура MBR. Последние два байта MBR должны содержать число AA55h. По наличию этой сигнатуры BIOS проверяет, что первый блок был загружен успешно. Сигнатура эта выбрана не случайно. Её успешная проверка позволяет установить, что все линии передачи данных могут передавать и нули, и единицы.

Таблица partition table описывает размещение и характеристики имеющихся на винчестере разделов. Можно сказать, что эта таблица разделов - одна из наиболее важных структур данных на жестком диске. Если эта таблица повреждена, то не только не будет загружаться операционная система (или одна из операционных систем, установленных на винчестере), но перестанут быть доступными и данные, расположенные на винчестере, особенно если жёсткий диск был разбит на несколько разделов.

Упрощенно структура MBR представлена на рис. 4.4. Из неё видно, что в начале этого сектора располагается программа анализа таблицы разделов и чтения первого сектора из активного раздела диска. Сама таблица partition table располагается в конце MBR, и для описания каждого раздела в этой таблице отводится по 16 байтов. Первым байтом в элементе раздела идет флаг активности раздела boot indicator (0 - не активен, 128 (80Н) - активен). Он служит для определения, является ли раздел системным загрузочным и есть ли необходимость производить загрузку операционной системы с него при старте компьютера. Активным может быть только один раздел. За флагом активности раздела следует байт номера головки, с которой начинается раздел. За ним следует два байта, означающие соответственно номер сектора и номер цилиндра загрузочного сектора, где располагается первый сектор загрузчика операционной системы. Затем следует кодовый идентификатор System ID (длиной в один байт), указывающий на принадлежность данного раздела к той или иной операционной системе и установке на нём соответствующей файловой системы. В табл. 4.1 приведены некоторые (наиболее известные) идентификаторы.

Таблица 4.1. Сигнатуры (типы) разделов

За байтом кода операционной системы расположен байт номера головки конца раздела, за которым идут два байта - номер сектора и номер цилиндра последнего сектора данного раздела. Ниже представлен формат элемента таблицы разделов.

Номера сектора и номер цилиндра секторов в разделах занимают по 6 и 1 0 бит соответственно. Ниже представлен формат записи, содержащей номера сектора и цилиндра.

Как мы уже сказали, загрузчик non-system bootstrap служит для поиска с помощью partition table активного раздела, копирования в оперативную память компьютера загрузчика system bootstrap из выбранного раздела и передачи ему управления, что позволяет осуществить загрузку ОС.

Вслед за сектором MBR размещаются собственно сами разделы (рис. 4.5). В процессе начальной загрузки сектора MBR, содержащего таблицу partition table, работают программные модули BIOS. Начальная загрузка считается выполненной корректно только в том случае, когда таблица разделов содержит допустимую информацию.

В MS-DOS в первичном разделе может быть сформирован только один логический диск, а в расширенном - любое их количество. Каждый логический диск «управляется» своим логическим приводом. Каждому логическому диску на винчестере соответствует своя (относительная) логическая нумерация. Физическая же адресация жесткого диска сквозная.

Расширенный раздел DOS содержит вторичную запись MBR (secondary MBR, SMBR), в состав которой вместо partition table входит таблица логического диска (LDT, logical disk table), ей аналогичная. Таблица LDT описывает размещение и характеристики раздела, содержащего единственный логический диск, а также может специфицировать следующую запись SMBR. Следовательно, если в расширенном разделе DOS создано К логических дисков, то он содержит К экземпляров SMBR, связанных в список. Каждый элемент этого списка описывает соответствующий логический диск и ссылается (кроме последнего) на следующий элемент списка.

Утилиты, позволяющие разбить диск на разделы и тем самым сформировать как partition table, так и, возможно, списковую структуру из LDT (подобно тому, как это изображено на рис. 4.6), обычно называются FDISK (от form disk), хотя есть утилиты и с другим названием, умеющие выполнить разбиение диска. Напомним, что FDISK от MS-DOS позволяет создать только один primary-раздел и один extended, который, в свою очередь, предлагается разделить на несколько логических дисков. Аналогичные утилиты других ОС имеют существенно больше возможностей. Так, например, FDISK системы OS/2 позволяет создавать несколько primary-разделов, причем их можно выделять не только последовательно, начиная с первых цилиндров, но и с конца свободного дискового пространства. Это удобно, если нужно исключить из работы некоторый диапазон дискового пространства (например, из-за дефектов на поверхности магнитного диска). С помощью этой утилиты можно установить и менеджер загрузки (boot-менеджер).

Прежде чем перейти к boot-менеджерам, рассмотрим ещё раз процесс загрузки ОС. Процедура начальной загрузки (bootstrap loader) вызывается как программное прерывание (BIOS INT 19h). Эта процедура определяет первое готовое устройство из списка разрешенных и доступных (гибкий или жесткий диск, в современных компьютерах это могут быть также CD-ROM, привод ZIP-drive компании Iomega, сетевой адаптер или другое устройство) и пытается загрузить с него в ОЗУ короткую главную программу-загрузчик. Для винчестеров - это загрузчик non-system bootstrap из MBR, и ему передаётся управление. Главный загрузчик определяет на диске активный раздел, загружает его собственный загрузчик (system bootstrap) и передаёт управление ему. И, наконец, этот загрузчик загружает необходимые файлы операционной системы и передаёт ей управление. Далее операционная система выполняет инициализацию подведомственных ей программных и аппаратных средств. Она добавляет новые сервисы, вызываемые, как правило, тоже через механизм программных прерываний, и расширяет (или заменяет) некоторые сервисы BIOS. Необходимо отметить, что в современных мультипрограммных операционных системах большинство сервисов BIOS, изначально расположенных в ПЗУ, как правило, заменяются собственными драйверами, поскольку они должны работать в режиме прерываний, а не в режиме сканирования готовности.

Соответственно рассмотренному процессу загрузки, мы каждый раз при запуске компьютера будем попадать в одну и ту же ОС. Но иногда это нас не устраивает. Так называемые boot-менеджеры (менеджеры загрузки) предназначены для того, чтобы пользователь мог выбрать среди нескольких установленных на компьютере ОС нужную и передать управление загрузчику этой выбранной ОС. Существует большое количество таких менеджеров, хороший обзор таких программ приведен в работе. В ней рекомендуется в качестве менеджера загрузки использовать System commander. Однако этот менеджер должен располагаться в активном разделе с файловой системой FAT, что в наше время нельзя признать хорошим решением. На наш взгляд, одним из лучших долгое время был Boot manager компании IBM, входящий в состав утилит OS/2. Для его размещения создается отдельный primary-раздел, который, естественно, и является активным (он помечается как startable). Раздел для Boot-менеджера OS/2 занимает всего один цилиндр и может размещаться не только на нулевом (начальном) цилиндре, но и на последнем цилиндре. В этом разделе не организуется никакой файловой системы, поскольку обращение к менеджеру идет с использованием абсолютной адресации, а сам Boot manager представляет собой простейшую абсолютную двоичную программу. Установка Boot manager осуществляется из программы FDISK. При этом появляется возможность указать, какие разделы могут быть загружаемыми (они помечаются как bootable), то есть в каких разделах на первом логическом секторе будут размещены программы загрузки ОС. Загружаемыми могут быть как primary-, так и extended-разделы. При этом, естественно, имеется возможность указать как время на принятие решения, так и загрузку некоторой ОС «по умолчанию». Удобным является и то, что при разбиении диска на разделы можно вообще не создавать primary-разделов. Это особенно важно, если в компьютере установлено более одного дискового накопителя либо если мы подготавливаем винчестер, который должен достаточно часто переноситься с одного компьютера на другой. Дело в том, что в большинстве ОС принято следующее правило именования логических дисков: первый логический диск обозначается литерой С:, второй - D: и т. д. При этом литеру С: получает активный primary-раздел. Однако если к одному винчестеру в персональном компьютере подключить второй винчестер и он тоже имеет активный primary-раздел, то этот primary-раздел второго винчестера получит литеру D:, отодвигая логический диск D: первого винчестера на место диска Е: (и т. д. по цепочке). Если же второй (и последующие) винчестер не имеет primary-раздела с установленной на нем файловой системой, которую данная ОС знает, то «именование» логических дисков первого винчестера не нарушается. Естественно, что логические диски второго винчестера получают литеры логических дисков вслед за дисками первого винчестера. Boot manager OS/2, создавая только логические диски на винчестере, на самом деле создает и «пустой» primary-раздел, однако этот раздел не становится активным и не получает статус логического диска. К сожалению, все более популярная в наши дни ОС Windows 2000 теперь не только снимает флаг активности с раздела, в котором размещен Boot manager (как это происходило при инсталляции любых ОС от компании Microsoft), но и физически уничтожает его двоичный код. Замена драйвера FASTFAT.SYS системы Windows 2000 на более раннюю версию (в бета-версии ОС Windows 2000 система не уничтожала код Boot manager) помогает лишь до установки Service pack. Поэтому рекомендовать этот менеджер загрузки уже нельзя. Из последних менеджеров загрузки, пожалуй, наиболее мощным является Boot star, но его нельзя рекомендовать неподготовленным пользователям.

Одной из самых известных и до сих пор достаточно часто используемых утилит, с помощью которой можно посмотреть и отредактировать таблицу разделов, а также выполнить и другие действия, связанные с изучением и исправлением данных как на дискете, так и на винчестере, является программа Disk editor из комплекта нортоновских утилит. Работа с ней достаточно подробно изложена в книге. Следует, однако, заметить, что Disk editor, с одной стороны, очень мощное средство, и поэтому его следует использовать с большой осторожностью, а с другой стороны - эта утилита работает только в среде DOS. На сегодняшний день главным недостатком этой утилиты является ограничение на максимальный размер диска в 8 Гбайт.

Надо признать, что в последнее время появилось большое количество утилит, которые предоставляют возможность более наглядно представить разбиение диска на разделы, поскольку в них используется графический интерфейс. Эти программы успешно и корректно работают с наиболее распространенными типами разделов (разделы под FAT, FAT32, NTFS). Однако созданы они в основном для работы в среде Win32API, что часто ограничивает возможность их использования. Одной из самых известных и мощных программ для работы с разделами жесткого диска является Partition Magic фирмы Power Quest.

Файловая система FAT

Как мы уже отмечали, аббревиатура FAT (file allocation table) расшифровывается как «таблица размещения файлов». Этот термин относится к линейной табличной структуре со сведениями о файлах - именами файлов, их атрибутами и другими данными, определяющими местонахождение файлов (или их фрагментов) в среде FAT. Элемент FAT определяет фактическую область диска, в которой хранится начало физического файла.

В файловой системе FAT логическое дисковое пространство любого логического диска делится на две области (рис. 4.6): системную область и область данных.

Системная область логического диска создается и инициализируется при форматировании, а впоследствии обновляется при манипулировании файловой структурой. Область данных логического диска содержит файлы и каталоги, подчинённые корневому. Она, в отличие от системной области, доступна через пользовательский интерфейс DOS. Системная область состоит из следующих компонентов, расположенных в логическом адресном пространстве подряд:

загрузочной записи (boot record, BR);

зарезервированных секторов (reserved sector, ResSecs);

таблицы размещения файлов (file allocation table, FAT);

корневого каталога (root directory, RDir).

Таблица размещения файлов

Таблица размещения файлов является очень важной информационной структурой. Можно сказать, что она представляет собой карту (образ) области данных, в которой описывается состояние каждого участка области данных. Область данных разбивают на так называемые кластеры. Кластер представляет собой один или несколько смежных секторов в логическом дисковом адресном пространстве (точнее - только в области данных). В таблице FAT кластеры, принадлежащие одному файлу (некорневому каталогу), связываются в цепочки. Для указания номера кластера и системе управления файлами FAT-1 6 используется 1 6-битовое слово, следовательно, можно иметь до 2¹⁶ = 65536 кластеров (с номерами от 0 до 65535).

Кластер - это минимальная адресуемая единица дисковой памяти, выделяемая файлу (или некорневому каталогу). Файл или каталог занимает целое число кластеров. Последний кластер при этом может быть задействован не полностью, что приведет к заметной потере дискового пространства при большом размере кластера. На дискетах кластер занимает один или два сектора, а на жёстких дисках - в зависимости от объёма раздела (см. табл. 4.3).

Номер кластера всегда относится к области данных диска (пространству, зарезервированному для файлов и подкаталогов). Первый допустимый номер кластера всегда начинается с 2. Номера кластеров соответствуют элементам таблицы размещения файлов.

Логическое разбиение области данных на кластеры как совокупности секторов взамен использования одиночных секторов имеет следующий смысл: прежде всего, уменьшается размер самой таблицы FAT; уменьшается возможная фрагментация файлов; ускоряется доступ к файлу, так как в несколько раз сокращается длина цепочек фрагментов дискового пространства, выделенных для него.

Однако слишком большой размер кластера ведет к неэффективному использованию области данных, особенно в случае большого количества маленьких файлов. Как мы только что заметили, в среднем на каждый файл теряется около половины кластера. Из табл. 4.3 следует, что при размере кластера в 32 сектора (объем раздела - от 512 Мбайт до 1023 Мбайт), то есть 16 Кбайт, средняя величина потерь на файл составит 8 Кбайт, и при числе файлов в несколько тысяч потери могут составлять более 1 00 Мбайт. Поэтому в современных файловых системах (к ним, прежде всего, следует отнести HPFS, NTFS, FAT32 и некоторые другие, поддерживаемые ОС семейства UNIX) размеры кластеров ограничиваются (обычно - от 512 байт до 4 Кбайт). В FAT32 проблема решается за счёт того, что собственно сама

FAT в этой файловой системе может содержать до 2²⁸ кластеров . Наконец, заметим, что системы управления файлами, созданные для Windows 9x и Windows NT, могут работать с разделами размером до 4 Гбайт, на которых установлена система FAT, тогда как DOS, естественно, с такими разделами работать не сможет.

Достаточно наглядно идея файловой системы с использованием таблицы размещения файлов FAT проиллюстрирована рис.4.7. Из этого рисунка видно, что файл с именем MYFILE.TXT размещается, начиная с восьмого кластера. Всего файл MYFILE.TXT занимает 12 кластеров. Цепочка кластеров (chain) для нашего примера может быть записана следующим образом: 8, 9, 0А, 0В, 15, 16, 17, 19, 1A, 1 B, 1 C, 1 D. Кластер с номером 1 8 помечен специальным кодом F7 как плохой (bad), он не может быть использован для размещения данных. При форматировании обычно проверяется поверхность магнитного диска, и те секторы, при контрольном чтении с которых происходили ошибки, помечаются в FAT как плохие. Кластер 1 D помечен кодом FF как конечный (последний в цепочке) кластер, принадлежащий данному файлу. Свободные (незанятые) кластеры помечаются кодом 00; при выделении нового кластера для записи файла берется первый свободный кластер. Поскольку файлы на диске изменяются - удаляются, перемещаются, увеличиваются или уменьшаются, - то упомянутое правило выделения первого свободного кластера для новой порции данных приводит к фрагментации файлов, то есть данные одного файла могут располагаться не в смежных кластерах, а, порой, в очень удаленных друг от друга, образуя сложные цепочки. Естественно, что это приводит к существенному замедлению работы с файлами.

В связи с чрезвычайной важностью FAT она обычно хранится в двух идентичных экземплярах, второй из которых непосредственно следует за первым. Обновляются копии FAT одновременно. Используется же только первый экземпляр. Если он по каким-либо причинам окажется разрушенным, то произойдет обращение ко второму экземпляру. Так, например, утилита проверки и восстановления файловой структуры ScanDisk из ОС Windows 9x при обнаружении несоответствия первичной и резервной копии FAT предлагает восстановить главную таблицу, используя данные из копии. Упомянутый корневой каталог отличается от обычного каталога тем, что он, помимо размещения в фиксированном месте логического диска, ещё имеет и фиксированное число элементов. Для каждого файла и каталога в файловой системе хранится информация в соответствии со структурой, изображенной в табл.4.4.

Для работы с загрузочной записью удобно использовать широко известную утилиту Disk Editor из комплекта утилит Питера Нортона. Эта утилита снабжена встроенной системой подсказок и необходимой справочной информацией. Используя её, можно сохранять, модифицировать и восстанавливать загрузочную запись, а также выполнять много других операций. Достаточно подробно работа с этой утилитой описана в книге [9].

Таблица 4.6. Структура загрузочной записи boot record для FAT32

Загрузочные записи других операционных систем отличаются от рассмотренной. Так, например, в загрузочном секторе для тома с FAT32 в блоке DPB содержатся дополнительные поля, а те поля, что находятся в привычном для системы FAT1 6 месте, перенесены. Поэтому ОС, в которой имеется возможность работать с файловой системой FAT1 6, но нет системы управления файлами, понимающей спецификации FAT32, не может читать данные с томов, отформатированных под файловую систему FAT32. В загрузочном секторе для файловой системы FAT32 по-прежнему байты 00Н по 0АН содержат команду перехода и OEM ID, а в байтах

0ВН по 59Н содержатся данные блока DPB. Отличие заключается именно в несколько другой структуре блока DPB; его содержимое приведено в табл. 4.6.

Файловые системы VFAT и FAT32

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 FAT1 6) 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. 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 %).

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 структурой. Более сложные программы имеют расширение ЕХЕ. Определенны расширения для большого количества типов файлов, и эти расширения используются для ассоциированного запуска обрабатывающих файлы программ.

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 DOS. 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 7580 символами, чтобы оставить достаточно места для пути (1 80-1 85 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. 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 (EAs ). 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 экстенты (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.

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 1 6 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 1 6 Кбайт. Следовательно, непродуктивные потери свободного пространства на таком разделе в среднем составляют 8 Кбайт (81 92 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 томе¹ с 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 1 5; он содержит имя тома, его серийный номер, блок параметров BIOS 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 1 6 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-Node. 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 1 5 символов имени файла, специальную служебную информацию, статистику по доступу к файлу, расширенные атрибуты файла и список прав доступа (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.

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 1 640 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 1 3 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.