Способы физической организации файловой системы

Содержание

Физическая организация файловой системы
Физическая организация файловой системы
Физическая организация и адресация файла

Физическая организация файловой системы

Представление пользователя о файловой системе как об иерархически организованном множестве информационных объектов имеет мало общего с порядком хранения файлов на диске. Файл, имеющий образ цельного, непрерывающегося набора байт, на самом деле очень часто разбросан «кусочками» по всему диску, причем это разбиение никак не связано с логической структурой файла, например, его отдельная логическая запись может быть расположена в несмежных секторах диска. Логически объединенные файлы из одного каталога совсем не обязаны соседствовать на диске. Принципы размещения файлов, каталогов и системной информации на реальном устройстве описываются физической организацией файловой системы. Очевидно, что разные файловые системы имеют разную физическую организацию.

Важным компонентом физической организации файловой системы является физическая организация файла, то есть способ размещения файла на диске. Основными критериями эффективности физической организации файлов являются:

скорость доступа к данным;
объем адресной информации файла;
степень фрагментированности дискового пространства;
максимально возможный размер файла.

Непрерывное размещение — простейший вариант физической организации (рисунок (а)), при котором файлу предоставляется последовательность кластеров диска, образующих непрерывный участок дисковой памяти.

Следующий способ физической организации — размещение файла в виде связанного списка кластеров дисковой памяти (рисунок (б)). При таком способе в начале каждого кластера содержится указатель на следующий кластер. В этом случае адресная информация минимальна: расположение файла может быть задано одним числом — номером первого кластера.

Популярным способом, применяемым, например, в файловой системе FAT, является использование связанного списка индексов (рисунок ( в)). Этот способ является некоторой модификацией предыдущего. Файлу также выделяется память в виде связанного списка кластеров. Номер первого кластера запоминается в записи каталога, где хранятся характеристики этого файла. Остальная адресная информация отделена от кластеров файла. С каждым кластером диска связывается некоторый элемент — индекс. Индексы располагаются в отдельной области диска.

Еще один способ задания физического расположения файла заключается в простом перечислении номеров кластеров, занимаемых этим файлом (рисунок (г)). Этот перечень и служит адресом файла. Недостаток данного способа очевиден: длина адреса зависит от размера файла и для большого файла может составить значительную величину. Достоинством же является высокая скорость доступа к произвольному кластеру файла, так как здесь применяется прямая адресация, которая исключает просмотр цепочки указателей при поиске адреса произвольного кластера файла. Фрагментация на уровне кластеров в этом способе также отсутствует.

Последний подход с некоторыми модификациями используется в традиционных файловых системах ОС UNIX s5 и ufs. Для сокращения объема адресной информации прямой способ адресации сочетается с косвенным. Ну да хуй с ним.

Источник

Физическая организация файловой системы

скорость доступа к данным;
объем адресной информации файла;
степень фрагментированности дискового пространства;
максимально возможный размер файла.

Источник

Физическая организация и адресация файла

Важным компонентом физической организации файловой системы является физическая организация файла, то есть способ размещения файла на диске. Основными критериями эффективности физической организации файлов являются:

□ скорость доступа к данным;

□ объем адресной информации файла;

□ степень фрагментированности дискового пространства;

□ максимально возможный размер файла.

Непрерывное размещение — простейший вариант физической организации (рис. 5.9,а), при котором файлу предоставляется последовательность кластеров диска, образующих непрерывный участок дисковой памяти. Основным достоинством этого метода является высокая скорость доступа, так как затраты на поиск и считывание кластеров файла минимальны. Также минимален объем адресной информации — достаточно хранить только номер первого кластера и объем файла. Данная физическая организация максимально возможный размер файла не ограничивает. Однако этот вариант имеет существенные недостатки, которые затрудняют его применимость на практике, несмотря на всю его логическую простоту. При более пристальном рассмотрении оказывается, что реализовать эту схему не так уж просто. Действительно, какого размера должна быть непрерывная область, выделяемая файлу, если файл при каждой модификации может увеличить свой размер? Еще более серьезной проблемой является фрагментация. Спустя некоторое время после создания файловой системы в результате выполнения многочисленных операций создания и удаления файлов пространство диска неминуемо превращается в «лоскутное одеяло», включающее большое число свободных областей небольшого размера. Как всегда бывает при фрагментации, суммарный объем свободной памяти может быть очень большим, а выбрать место для размещения файла целиком невозможно. Поэтому на практике используются методы, в которых файл размещается в нескольких, в общем случае несмежных областях диска.

Следующий способ физической организации — размещение файла в виде связанного списка кластеров дисковой памяти (рис. 5.9, б). При таком способе в начале каждого кластера содержится указатель на следующий кластер. В этом случае адресная информация минимальна: расположение файла может быть задано, одним числом — номером первого кластера. В отличие от предыдущего способа каждый кластер может быть присоединен к цепочке кластеров какого-либо файла, следовательно, фрагментация на уровне кластеров отсутствует.

Рис. 5.9 Физическая организация файла:

а) непрерывное размещение, б) связаный список кластеров,

в) связаный список индексов, г) перечень номеров кластеров

Файл может изменять свой размер во время своего существования, наращивая число кластеров. Недостатком является сложность реализации доступа к произвольно заданному месту файла — чтобы прочитать пятый по порядку кластер файла, необходимо последовательно прочитать четыре первых кластера, прослеживая цепочку номеров кластеров. Кроме того, при этом способе количество данных файла, содержащихся в одном кластере, не равно степени двойки (одно слово израсходовано на номер следующего кластера), а многие программы читают данные кластерами, размер которых равен степени двойки.

Популярным способом, применяемым, например, в файловой системе FAT, является использование связанного списка индексов (рис. 5.9,в). Этот способ является некоторой модификацией предыдущего. Файлу также выделяется память в виде связанного списка кластеров. Номер первого кластера запоминается в записи каталога, где хранятся характеристики этого файла. Остальная адресная информация отделена от кластеров файла. С каждым кластером диска связывается некоторый элемент — индекс. Индексы располагаются в отдельной области диска — в MS-DOS это таблица FAT (File Allocation Table), занимающая один кластер. Когда память свободна, все индексы имеют нулевое значение. Если некоторый кластер N назначен некоторому файлу, то индекс этого кластера становится равным либо номеру М следующего кластера данного файла, либо принимает специальное значение, являющееся признаком того, что этот кластер является для файла последним. Индекс же предыдущего кластера файла принимает значение N, указывая на вновь назначенный кластер.

При такой физической организации сохраняются все достоинства предыдущего способа: минимальность адресной информации, отсутствие фрагментации, отсутствие проблем при изменении размера. Кроме того, данный способ обладает дополнительными преимуществами.

Во-первых, для доступа к произвольному кластеру файла не требуется последовательно считывать его кластеры, достаточно прочитать только секторы диска, содержащие таблицу индексов, отсчитать нужное количество кластеров файла по цепочке и определить номер нужного кластера.

Во-вторых, данные файла заполняют кластер целиком, а значит, имеют объем, равный степени двойки.

Необходимо отметить, что при отсутствии фрагментации на уровне кластеров на диске все равно имеется определенное количество областей памяти небольшого размера, которые невозможно использовать, то есть фрагментация все же существует. Эти фрагменты представляют собой неиспользуемые части последних кластеров, назначенных файлам, поскольку объем файла в общем случае не кратен размеру кластера. На каждом файле в среднем теряется половина кластера. Это потери особенно велики, когда на диске имеется большое количество маленьких файлов, а кластер имеет большой размер. Размеры кластеров зависят от размера раздела и типа файловой системы. Примерный диапазон, в котором может меняться размер кластера, составляет от 512 байт до десятков килобайт.

Еще один способ задания физического расположения файла заключается в простом перечислении номеров кластеров, занимаемых этим файлом (рис. 5.9, г). Этот перечень и служит адресом файла. Недостаток данного способа очевиден: длина адреса зависит от размера файла и для большого файла может составить значительную величину. Достоинством же является высокая скорость доступа к произвольному кластеру файла, так как здесь применяется прямая адресация, которая исключает просмотр цепочки указателей при поиске адреса произвольного кластера файла. Фрагментация на уровне кластеров в этом способе также отсутствует.

Последний подход с некоторыми модификациями используется в традиционных файловых системах ОС UNIX s5 и ufs. Для сокращения объема адресной информации прямой способ адресации сочетается с косвенным.

В стандартной на сегодняшний день для UNIX файловой системе ufs используется следующая схема адресации кластеров файла. Для хранения адреса файла выделено 15 полей, каждое из которых состоит из 4 байт (рис. 5.10).

Рис. 5.10 Схема адресации файловой системы ufs

Если размер файла меньше или равен 12 кластерам, то номера этих кластеров непосредственно перечисляются в первых двенадцати полях адреса. Если кластер имеет размер 8 Кбайт (максимальный размер кластера, поддерживаемого в ufs), то таким образом можно адресовать файл размером до 8192×12 = 98 304 байт.

Если размер файла превышает 12 кластеров, то следующее 13-е поле содержит адрес кластера, в котором могут быть расположены номера следующих кластеров файла. Таким образом, 13-й элемент адреса используется для косвенной адресации. При размере в 8 Кбайт кластер, на который указывает 13-й элемент, может содержать 2048 номеров следующих кластеров данных файла и размер файла может возрасти до 8192х(12+2048)=16 875 520 байт.

Если размер файла превышает 12+2048 = 2060 кластеров, то используется 14-е поле, в котором находится номер кластера, содержащего 2048 номеров кластеров, каждый из которых хранят 2048 номеров кластеров данных файла. Здесь применяется уже двойная косвенная адресация. С ее помощью можно адресовать кластеры в файлах, содержащих до

8192х(12+2048+2048 2 ) = 3,43766х10 10 байт.

И наконец, если файл включает более 12+2048+2048 2 = 4 196 364 кластеров, то используется последнее 15-е поле для тройной косвенной адресации, что позволяет задать адрес файла, имеющего следующий максимальный размер:

8192х(12+2048+2048 2 +2048 3 )=7,040310 13 байт.

Таким образом, файловая система ufs при размере кластера в 8 Кбайт поддерживает файлы, состоящие максимум из 70 триллионов байт данных, хранящихся в 8 миллиардах кластеров. Как видно на рис. 5.10, для задания адресной информации о максимально большом файле требуется: 15 элементов по 4 байта (60 байт) в центральной части адреса плюс 1+(1+2048)+(1+2048+2048 2 ) = 4 198 403 кластера в косвенной части адреса. Несмотря на огромную величину, это число составляет всего около 0,05 % от объема адресуемых данных.

Файловая система ufs поддерживает дисковые кластеры и меньших размеров, при этом максимальный размер файла будет другим. Используемая в более ранних версиях UNIX файловая система s5 имеет аналогичную схему адресации, но она рассчитана на файлы меньших размеров, поэтому в ней используется 13 адресных элементов вместо 15.

Метод перечисления адресов кластеров файла задействован и в файловой системе NTFS, используемой в ОС Windows NT/2000. Здесь он дополнен достаточно естественным приемом, сокращающим объем адресной информации: адресуются не кластеры файла, а непрерывные области, состоящие из смежных кластеров диска. Каждая такая область, называемая отрезком (run), или экстентом (extent), описывается с помощью двух чисел: начального номера кластера и количества кластеров в отрезке. Так как для сокращения времени операции обмена ОС старается разместить файл в последовательных кластерах диска, то в большинстве случаев количество последовательных областей файла будет меньше количества кластеров файла и объем служебной адресной информации в NTFS сокращается по сравнению со схемой адресации файловых систем ufs/s5.

Для того чтобы корректно принимать решение о выделении файлу набора кластеров, файловая система должна отслеживать информацию о состоянии всех кластеров диска: свободен/занят. Эта информация может храниться как отдельно от адресной информации файлов, так и вместе с ней.

Физическая организация FAT

Логический раздел, отформатированный под файловую систему FAT, состоит из следующих областей (рис. 5.11).

□ Загрузочный сектор содержит программу начальной загрузки операционной системы. Вид этой программы зависит от типа операционной системы, которая будет загружаться из этого раздела.

□ Основная копия FAT содержит информацию о размещении файлов и каталогов на диске.

□ Резервная копня FAT.

□ Корневой каталог занимает фиксированную область размером в 32 сектора (16 Кбайт), что позволяет хранить 512 записей о файлах и каталогах, так как каждая запись каталога состоит из 32 байт.

□ Область данных предназначена для размещения всех файлов и всех каталогов, кроме корневого каталога.

Файловая система FAT поддерживает всего два типа файлов: обычный файл и каталог. Файловая система распределяет память только из области данных, причем использует в качестве минимальной единицы дискового пространства кластер.

Таблица FAT (как основная копия, так и резервная) состоит из массива индексных указателей, количество которых равно количеству кластеров области данных. Между кластерами и индексными указателями имеется взаимно однозначное соответствие — нулевой указатель соответствует нулевому кластеру и т. д.

Рис.5.11 Физичекая структура файловой системы FAT

Индексный указатель может принимать следующие значения, характеризующие состояние связанного с ним кластера:

□ кластер свободен (не используется);

□ кластер используется файлом и не является последним кластером файла; в этом случае индексный указатель содержит номер следующего кластера файла;

□ последний кластер файла;

Таблица FAT является общей для всех файлов раздела. В исходном состоянии (после форматирования) все кластеры раздела свободны и все индексные указатели (кроме тех, которые соответствуют резервным и дефектным блокам) принимают значение «кластер свободен». При размещении файла ОС просматривает FAT, начиная с начала, и ищет первый свободный индексный указатель. После его обнаружения в поле записи каталога «номер первого кластера» (см. рис. 5.4, а) фиксируется номер этого указателя. В кластер с этим номером записываются данные файла, он становится первым кластером файла. Если файл умещается в одном кластере, то в указатель, соответствующий данному кластеру, заносится специальное значение «последний кластер файла». Если же размер файла больше одного кластера, то ОС продолжает просмотр FAT и ищет следующий указатель на свободный кластер. После его обнаружения в предыдущий указатель заносится номер этого кластера, который теперь становится следующим кластером файла. Процесс повторяется до тех пор, пока не будут размещены все данные файла. Таким образом создается связный список всех кластеров файла.

В начальный период после форматирования файлы будут размещаться в последовательных кластерах области данных, однако после определенного количества удалений файлов кластеры одного файла окажутся в произвольных местах области данных, чередуясь с кластерами других файлов (рис. .5.12).

Размер таблицы FAT и разрядность используемых в ней индексных указателей определяется количеством кластеров в области данных. Для уменьшения потерь из-за фрагментации желательно кластеры делать небольшими, а для сокращения объема адресной информации и повышения скорости обмена наоборот -чем больше, тем лучше. При форматировании диска под файловую систему FAT обычно выбирается компромиссное решение и размеры кластеров выбираются из диапазона от 1 до 128 секторов, или от 512 байт до 64 Кбайт.

Очевидно, что разрядность индексного указателя должна быть такой, чтобы в нем можно было задать максимальный номер кластера для диска определенного объема. Существует несколько разновидностей FAT, отличающихся разрядностью индексных указателей, которая и используется в качестве условного обозначения: FAT12, FAT16 и FAT32. В файловой системе FAT12 используются 12-разрядные указатели, что позволяет поддерживать до 4096 кластеров в области данных диска, в FAT16 — 16-разрядные указатели для 65 536 кластеров и в FAT32 -32-разрядные для более чем 4 миллиардов кластеров.

Форматирование FAT 12 обычно характерно только для небольших дисков объемом не более 16 Мбайт, чтобы не использовать кластеры более 4 Кбайт. По этой же причине считается, что FAT 16 целесообразнее для дисков с объемом не более 512 Мбайт, а для больших дисков лучше подходит FAT32, которая способна использовать кластеры 4 Кбайт при работе с дисками объемом до 8 Гбайт и только для дисков большего объема начинает использовать 8, 16 и 32 Кбайт. Максимальный размер раздела FAT16 ограничен 4 Гбайт, такой объем дает 65 536 кластеров по 64 Кбайт каждый, а максимальный размер раздела FAT32 практически не ограничен — 2 32 кластеров по 32 Кбайт.

Таблица FAT при фиксированной разрядности индексных указателей имеет переменный размер, зависящий от объема области данных диска.

Рис. 5.12 Списки указателей файлов в FAT

При удалении файла из файловой системы FAT в первый байт соответствующей записи каталога заносится специальный признак, свидетельствующий о том, что эта запись свободна, а во все индексные указатели файла заносится признак «кластер свободен». Остальные данные в записи каталога, в том числе номер первого кластера’файла, остаются нетронутыми, что оставляет шансы для восстановления ошибочно удаленного файла. Существует большое количество утилит для восстановления удаленных файлов FAT, выводящих пользователю список имен удаленных файлов с отсутствующим первым символом имени, затертым после освобождения записи. Очевидно, что надежно можно восстановить только файлы, которые были расположены в последовательных кластерах диска, так как при отсутствии связного списка выявить принадлежность произвольно расположенного кластера удаленному файлу невозможно (без анализа содержимого кластеров, выполняемого пользователем «вручную»).

Резервная копия FAT всегда синхронизируется с основной копией при любых операциях с файлами, поэтому резервную копию нельзя использовать для отмены ошибочных действий пользователя, выглядевших с точки зрения системы вполне корректными. Резервная копия может быть полезна только в том случае, когда секторы основной памяти оказываются физически поврежденными и не читаются.

Используемый в FAT метод хранения адресной информации о файлах не отличается большой надежностью — при разрыве списка индексных указателей в одном месте, например из-за сбоя в работе программного кода ОС по причине внешних электромагнитных помех, теряется информация обо всех последующих кластерах файла.

Файловые системы FAT 12 и FAT 16 оперировали с именами файлов, состоящими из 12 символов по схеме «8.3». В версии FAT16 операционной системы Windows NT был введен новый тип записи каталога — «длинное имя», что позволяет использовать имена длиной до 255 символов, причем каждый символ длинного имени хранится в двухбайтном формате Unicode. Имя по схеме «8.3», названное теперь коротким (не нужно путать его с простым именем файла, также называемого иногда коротким), по-прежнему хранится в 12-байтовом поле имени файла в записи каталога, а длинное имя помещается порциями по 13 символов в одну или несколько записей, следующих непосредственно за основной записью каталога. Каждый символ в формате Unicode кодируется двумя байтами, поэтому 13 символов занимают 26 байт, а оставшиеся 6 отведены под служебную информацию. Таким образом у файла появляются два имени — короткое, для совместимости со старыми приложениями, не понимающими длинных имен в Unicode, и длинное, удобное в использовании имя. Файловая система FAT32 также поддерживает короткие и длинные имена.

Файловые системы FAT12 и FAT16 получили большое распространение благодаря их применению в операционных системах MS-DOS и Windows 3.x — самых массовых операционных системах первого десятилетия эры персональных компьютеров. По этой причине эти файловые системы поддерживаются сегодня и другими ОС, такими как UNIX, OS/2, Windows NT/2000 и Windows 95/98. Однако из-за постоянно растущих объемов жестких дисков, а также возрастающих требований к надежности, эти файловые системы быстро вытесняются как системой FAT32, впервые появившейся в Windows 95 OSR2, так и файловыми системами других типов. \

Физическая организация NTFS

Файловая система NTFS была разработана в качестве основной файловой системы для ОС Windows NT в начале 90-х годов с учетом опыта разработки файловых систем FAT и HPFS (основная файловая система для OS/2), а также других существовавших в то время файловых систем. Основными отличительными свойствами NTFS являются:

□ поддержка больших файлов и больших дисков объемом до 2 64 байт;

□ восстанавливаемость после сбоев и отказов программ и аппаратуры управления дисками;

□ высокая скорость операций, в том числе и для больших дисков;

□ низкий уровень фрагментации, в том числе и для больших дисков;

□ гибкая структура, допускающая развитие за счет добавления новых типов записей и атрибутов файлов с сохранением совместимости с предыдущими версиями ФС;

□ устойчивость к отказам дисковых накопителей;

□ поддержка длинных символьных имен;

□ контроль доступа к каталогам и отдельным файлам.

Структура тома NTFS

В отличие от разделов FAT и s5/ufs все пространство тома NTFS представляет собой либо файл, либо часть файла. Основой структуры тома NTFS является главная таблица файлов (Master File Table, MFT), которая содержит по крайней мере одну запись для каждого файла тома, включая одну запись для самой себя. Каждая запись MFT имеет фиксированную длину, зависящую от объема диска, — 1,2 или 4 Кбайт. Для большинства дисков, используемых сегодня, размер записи MFT равен 2 Кбайт, который мы далее будет считать размером записи по умолчанию.

Все файлы на томе NTFS идентифицируются номером файла, который определяется позицией файла в MFT. Этот способ идентификации файла близок к способу, используемому в файловых системах s5 и ufs, где файл однозначно идентифицируется номером его записи в области индексных дескрипторов.

Весь том NTFS состоит из последовательности кластеров, что отличает эту файловую систему от рассмотренных ранее, где на кластеры делилась только область данных. Порядковый номер кластера в томе NTFS называется логическим номером кластера (Logical Cluster Number, LCN). Файл NTFS также состоит из последовательности кластеров, при этом порядковый номер кластера внутри файла называется виртуальным номером кластера (Virtual Cluster Number, VCN).

Базовая единица распределения дискового пространства для файловой системы NTFS — непрерывная область кластеров, называемая отрезком. В качестве адреса отрезка NTFS использует логический номер его первого кластера, а также количество кластеров в отрезке k, то есть пара (LCN, k). Таким образом, часть файла, помещенная в отрезок и начинающаяся с виртуального кластера VCN, характеризуется адресом, состоящим из трех чисел: (VCN, LCN, к).

Для хранения номера кластера в NTFS используются 64-разрядные указатели, что дает возможность поддерживать тома и файлы размером до 2 64 кластеров. При размере кластера в 4 Кбайт это позволяет использовать тома и файлы, состоящие из 64 миллиардов килобайт.

Структура тома NTFS показана на рис. 5.13.

Рис. 5.13 Структура тома NTFS

Загрузочный блок тома NTFS располагается в начале тома, а его копия — в середине тома. Загрузочный блок содержит стандартный блок параметров BIOS, количество блоков в томе, а также начальный логический номер кластера основной копии MFT и зеркальную копию MFT.

Далее располагается первый отрезок MFT, содержащий 16 стандартных, создаваемых при форматировании, записей о системных файлах NTFS.

Назначение этих файлов описано в показанной ниже таблице MFT.

Номер записи	Системный файл	Имя файла	Назначение файла
Главная таблица файлов (ГТФ)	$Mft	Содержит полный список файлов тома NTFS
Копия ГТФ	SMftMirr	Зеркальная копия первых трех файлов записей MFT
Файл журнала	SLogFile	Список транзакций, который используется для восстановления файловой системы после сбоев
Том	$Volume	Имя тома, версия NTFS и другая информация о томе
Таблица определения антрибутов	$AttrDef	Таблица имен, номеров и описаний атрибутов
Индекс корневого каталога	$	Корневой каталог
Битовапя карта кластеров	$Bitmap	Разметка использованных кластеров тома
Загрузочный сектор раздела	SBoot	Разметка использованных кластеров тома
Файл плохих кластеров	SBadClus	Файл, содержащий список всех обнаруженных на томе плохих кластеров
Таблица квот	$Quota	Квоты используемого пространства на диске для каждого пользователя
Таблица преобразования регистра символов	$Upcase	Используется для регистра символов преобразования регистра символов для кодировки Unicode
11-15	Резерв

В NTFS файл целиком размещается в записи таблицы MFT, если это позволяет сделать его размер. В том же случае, когда размер файла больше размера записи MFT, в запись помещаются только некоторые атрибуты файла, а остальная часть файла размещается в отдельном отрезке тома (или нескольких отрезках). Часть файла, размещаемая в записи MFT, называется резидентной частью, а остальные части — нерезидентными. Адресная информация об отрезках, содержащих нерезидентные части файла, размещается в атрибутах резидентной части.

Некоторые системные файлы являются полностью резидентными, а некоторые имеют и нерезидентные части, которые располагаются после первого отрезка MFT.

Нулевая запись MFT содержит описание самой MFT, в том числе и такой ее важный атрибут, как адреса всех ее отрезков. После форматирования MFT состоит из одного отрезка, но после создания первого же несистемного файла для хранения его атрибутов требуется еще один отрезок, так как изначально непрерывная последовательность кластеров MFT уже завершена системными файлами.

Из приведенного описания видно, что сама таблица MFT рассматривается как файл, к которому применим метод размещения в томе в виде набора произвольно расположенных нескольких отрезков.

Структура файлов NTFS

Каждый файл и каталог на томе NTFS состоит из набора атрибутов. Важно отметить, что имя файла и его данные также рассматриваются как атрибуты файла, то есть в трактовке NTFS кроме атрибутов у файла нет никаких других компонентов.

Каждый атрибут файла NTFS состоит из полей: -тип атрибута,

-и, возможно, имя атрибута.

Тип атрибута, длина и имя образуют заголовок атрибута.

Имеется системный набор атрибутов, определяемых структурой тома NTFS. Системные атрибуты имеют фиксированные имена и коды их типа, а также определенный формат. Могут применяться также атрибуты, определяемые пользователями. Их имена, типы и форматы задаются исключительно пользователем. Атрибуты файлов упорядочены по убыванию кода атрибута, причем атрибут одного и того же типа может повторяться несколько раз. Существуют два способа хранения атрибутов файла — резидентное хранение в записях таблицы MFT и нерезидентное хранение вне ее, во внешних отрезках. Таким образом, резидентная часть файла состоит из резидентных атрибутов, а нерезидентная — из нерезидентных атрибутов. Сортировка может осуществляться только по резидентным атрибутам.

Системный набор включает следующие атрибуты:

□ Attribute List (список атрибутов) — список атрибутов, из которых состоит файл; содержит ссылки на номер записи MFT, где расположен каждый атрибут; этот редко используемый атрибут нужен только в том случае, если атрибуты файла не умещаются в основной записи и занимают дополнительные записи MFT;

□ File, Name (имя файла) — этот атрибут содержит длинное имя файла в формате .Unicode, а также номер входа в таблице MFT для родительского каталога; если этот файл содержится в нескольких каталогах, то у него будет несколько атрибутов типа File Name; этот атрибут всегда должен быть резидентным;

□ MS-DOS Name (имя MS-DOS) — этот атрибут содержит имя файла в формате 8.3;

□ Version (версия) — атрибут содержит номер последней версии файла;

□ Security Descriptor (дескриптор безопасности) — этот атрибут содержит информацию о защите файла: список прав доступа ACL (права доступа к файлу рассматриваются ниже в разделе «Контроль доступа к файлам») и поле аудита, которое определяет, какого рода операции над этим файлом нужно регистрировать;

□ Volume Version (версия тома) — версия тома, используется только в системных файлах тома;

□ Volume Name (имя тома) — имя тома;

□ Data (данные) — содержит обычные данные файла;

□ MFT bitmap (битовая карта MFT) — этот атрибут содержит карту использования блоков на томе;

□ Index Root (корень индекса) — корень В-дерева, используемого для поиска файлов в каталоге;

□ Index Allocation (размещение индекса) — нерезидентные части индексного списка В-дерева;

□ Standard Information (стандартная информация) — этот атрибут хранит всю остальную стандартную информацию о файле, которую трудно связать с каким-либо из других атрибутов файла, например, время создания файла, время обновления и другие.

Файлы NTFS в зависимости от способа размещения делятся на небольшие, большие, очень большие и сверхбольшие.

Небольшие файлы (small). Если файл имеет небольшой размер, то он может целиком располагаться внутри одной записи MFT, имеющей, например, размер 2 Кбайт. Небольшие файлы NTFS состоят по крайней мере из следующих атрибутов (рис. 5.14):

□ стандартная информация (SI — standard information);

□ имя файла (FN — file name);

□ дескриптор безопасности (SD — security descriptor).

Из-за того что файл может иметь переменное количество атрибутов, а также из-за переменного размера атрибутов нельзя наверняка утверждать, что файл уместится внутри записи. Однако обычно файлы размером менее 1500 байт помещаются внутри записи MFT (размером 2 Кбайт).

Рис. 5.14 Небольшой файл NTFS

Большие файлы (large). Если данные файла не помещаются в одну запись MFT, то этот факт отражается в заголовке атрибута Data, который содержит признак того, что этот атрибут является нерезидентным, то есть находится в отрезках вне таблицы MFT. В этом случае атрибут Data содержит адресную информацию (LCN, VCN, к) каждого отрезка данных (рис. 5.15).

Рис. 5.15 Большой файл NTFS

Рис. 5.16 Очень большой файл NTFS

Очень большие файлы (huge). Если файл настолько велик, что его атрибут данных, хранящий адреса нерезидентных отрезков данных, не помещается в одной записи, то этот атрибут помещается в другую запись MFT, а ссылка на такой атрибут помещается в основную запись файла (рис. 5.16). Эта ссылка содержится в атрибуте Attribute List. Сам атрибут данных по-прежнему содержит адреса нерезидентных отрезков данных.

Сверхбольшие файлы (extremely huge). Для сверхбольших файлов в атрибуте Attribute List можно указать несколько атрибутов, расположенных в дополнительных записях MFT (рис. 5.17). Кроме того, можно использовать двойную косвенную адресацию, когда нерезидентный атрибут будет ссылаться на другие нерезидентные атрибуты, поэтому в NTFS не может быть атрибутов слишком большой для системы длины.

Рис. 5.17 Сверхбольшой файлNTFS

Каталоги NTFS

Каждый каталог NTFS представляет собой один вход в таблицу MFT, который содержит атрибут Index Root. Индекс содержит список файлов, входящих в каталог. Индексы позволяют сортировать файлы для ускорения поиска, основанного на значении определенного атрибута. Обычно в файловых системах файлы сортируются по имени. NTFS позволяет использовать для сортировки любой атрибут, если он хранится в резидентной форме.

Имеются две формы хранения списка файлов.

Небольшие каталоги (small indexes). Если количество файлов в каталоге невелико, то список файлов может быть резидентным в записи в MFT, являющейся каталогом (рис. 5.18). Для резидентного хранения списка используется единственный атрибут — Index Root. Список файлов содержит значения атрибутов файла. По умолчанию — это имя файла, а также номер записи MTF, содержащей начальную запись файла.

Рис.5.18 Небольшой каталог

Большие каталоги (large indexes). По мере того как каталог растет, список файлов может потребовать нерезидентной формы хранения. Однако начальная часть списка всегда остается резидентной в корневой записи каталога в таблице MFT (рис. 5.19).

Рис. 5.19 Большой каталог

Имена файлов резидентной части списка файлов являются узлами так называемого В-дерева (двоичного дерева). Остальные части списка файлов размещаются вне MFT. Для их поиска используется специальный атрибут Index Allocation, представляющий собой адреса отрезков, хранящих остальные части списка файлов каталога. Одни части списков являются листьями дерева, а другие являются промежуточными узлами, то есть содержат наряду с именами файлов атрибут Index Allocation, указывающий на списки файлов более низких уровней.

Узлы двоичного дерева делят весь список файлов на несколько групп. Имя каждого файла-узла является именем последнего файла в соответствующей группе. Считается, что имена файлов сравниваются лексикографически, то есть сначала принимаются во внимание коды первых символов двух сравниваемых имен, при этом имя считается меньшим, если код его первого символа имеет меньшее арифметическое значение, при равенстве кодов первых символов сравниваются коды вторых символов имен и т. д.

Например, файл f1 .ехе, являющийся первым узлом двоичного дерева, показанного на рис. 5.19, имеет имя, лексикографически большее имен avia.exe, az.exe. emax.exe, образующих первую группу списка имен каталога. Соответственно файл ltr.exe имеет наибольшее имя среди всех имен второй группы, а все файлы с именами, большими ltr.exe, образуют третью и последнюю группу.

Поиск в каталоге уникального имени файла, которым в NTFS является номер основной» записи о файле в MFT, по его символьному имени происходит следующим образом. Сначала искомое символьное имя сравнивается с именем первого узла в резидентной части индекса. Если искомое имя меньше, то это означает, что его нужно искать в первой нерезидентной группе, для чего из атрибута Index Allocation извлекается адрес отрезка (VCNj, LCN], К)), хранящего имена файлов первой группы. Среди имен этой группы поиск осуществляется прямым перебором имен и сравнением до полного совпадения всех символов искомого имени с хранящимся в каталоге именем. При совпадении из каталога извлекается номер основной записи о файле в MFT и остальные характеристики файла берутся уже оттуда.

Если же искомое имя больше имени первого узла резидентной части индекса, то его сравнивают с именем второго узла, и если искомое имя меньше, то описанная процедура применяется ко второй нерезидентной группе имен, и т. д.

В результате вместо перебора большого количества имен (в худшем случае — всех имен каталога) выполняется сравнение с гораздо меньшим количеством имен узлов и имен в одной из групп каталога.

Если одна из групп каталога становится слишком большой, то ее также делят на группы, последние имена каждой новой группы оставляют в исходном нерезидентном атрибуте Index Root, а все остальные имена новых групп переносят в новые нерезидентные атрибуты типа Index Root (на рисунке этот случай не показан). К исходному нерезидентному атрибуту Index Root добавляется атрибут размещения индекса, указывающий на отрезки индекса новых групп. Если теперь при поиске искомого имени в нерезидентной части индекса первого уровня какое-либо сравнение показывает, что искомое имя оказывается меньше, чем одно из хранящихся там имен, то это говорит о том, что в данном атрибуте точного сравнения имени уже быть не может и нужно перейти к подгруппе имен следующего уровня дерева.

Выводы

1. Файл — это именованная область внешней памяти, в которую можно записывать и из которой можно считывать данные. Основными целями использования файлов являются: долговременное и надежное хранение информации, а также совместный доступ к данным.

2. Файловая система представляет собой комплекс системных программных средств, реализующих различные операции с файлами, таких как создание, уничтожение, чтение, запись, именование и поиск файлов. Под файловой системой понимают также набор всех файлов и служебных структур данных, хранящихся на внешнем устройстве.

3. Кроме обычных файлов ОС, как правило, поддерживает такие типы файлов, как
каталоги, символьные связи, именованные конвейеры и специальные файлы.

4. Специальный файл является универсальной моделью устройства ввода-вывода» представляя его для остальной части, операционной системы и прикладных процессов в виде неструктурированного набора байт, то есть в виде обычного файла.

5. Современные файловые системы имеют иерархическую структур

Источник