Рейтинг@Mail.ru
[Войти] [Зарегистрироваться]

Наши друзья и партнеры

UnixForum
Беспроводные выключатели nooLite

Lines Club

Ищем достойных соперников.

  • Виза в индию спб
  • Советы по оформлению виз. Отслеживание статуса визы онлайн
  • kolumbspb.ru

Книги по Linux (с отзывами читателей)

Библиотека сайта или "Мой Linux Documentation Project"

На главную -> MyLDP -> Тематический каталог -> Файловые системы Linux

А.Стахнов "Linux в подлиннике. Наиболее полное руководство"

А.Стахнов Данный текст представляет собой главу 4 из книги Алексея Стахнова "Linux в подлиннике. Наиболее полное руководство", которая вышла в ноябре 2002 года в издательстве "БХВ-Санкт-Петербург". Подумайте о том, не стоит ли приобрести печатное издание книги вместо того, чтобы портить свое зрение чтением электронной версии.

Глава 4. Идеология файловой системы

Одним из столпов операционной системы является файловая система. От ее архитектуры, возможностей, надежности во многом зависит работоспособность операционной системы. Помимо продуманной "родной" файловой системы крайне желательно, чтобы была возможность также работать с другими наиболее распространенными файловыми системами (например, FAT 16/FAT 32). В этой главе мы подробно рассмотрим, что нам предлагает Linux.

История развития файловых систем Linux

Первоначально Linux разрабатывался как расширение операционной системы Minix, и было вполне логично взять от предшественника все, что можно, поскольку такое решение позволяло достаточно быстро пройти этап проектирования (ведь все уже и так разработано, надо было только создать соответствующий программный код). На тот момент (начало 90-х, компьютеры на базе 386-го процессора считались мощными, в порядке вещей был жесткий диск емкостью 120 Мбайт) файловая система Minix была достаточно эффективна. Однако ее архитектурные ограничения (адреса блоков 16-битные, что ставит предел максимального объема файловой системы в 64 Мбайт, каталоги содержат записи с ограниченным размером, имя файла не должно превышать 14 символов) очень скоро вынудили разработчиков задуматься об альтернативной файловой системе. Была разработана "Extended File System" (Ext FS— расширенная файловая система), затем ее сменила в качестве стандартной "Second Extended File System" (Ext2FS — вторая расширенная файловая система). Сегодня практически завершена разработка следующей версии файловой системы Ext3 — с поддержкой журналирования. Существуют также и другие журналируемые файловые системы: ReiserFS (стандарт de-facto журналируемых файловых систем для серверов на базе Linux) и JFS от фирмы IBM. По всей видимости, в ближайший год будет произведен полный перевод Linux на журналируемую файловую систему. Пока же большинство системных администраторов используют файловую систему ReiserFS. Однако достаточно много аналитиков предсказывают большую вероятность использования системы JFS. Аргументы в ее пользу достаточно весомы: имя IBM, отлаженность, хорошая масштабируемость и надежность. Посмотрим, кто победит.

Файл

Ключевым понятием в операционной системе Linux является концепция файла. Практически все моменты, связанные с данными, в том или ином виде представляются в виде файла или операций с файлами. Для операционной системы Linux по большому счету, все равно, с каким устройством или процессом взаимодействовать — система работает с файлом. В результате получается весьма унифицированный интерфейс.

Типы файлов

Поскольку понятие файла применяется к достаточно разнородным вещам (файл как таковой, физические устройства, каталоги и т. п.), поневоле возникает разделение файлов на типы. В Linux существует шесть типов файлов:

  • файл;
  • каталог;
  • файл устройства;
  • канал (FIFO, PIPE);
  • ссылка (link).
  • сокет (Socket).

Файл

Содержит информацию в некотором формате. Для операционной системы — просто набор байтов. Вся интерпретация содержимого файла осуществляется прикладной программой.

Каталог

Каталоги являются элементами иерархического дерева. Любой каталог может содержать файлы и подкаталоги. Каталог  — это файл, содержащий список записей. Каждая запись содержит номер индексного дескриптора и имя файла. Структуру записи см. в разд. "Физическая структура Ext2".

Файл устройства

В операционной системе Linux доступ к устройствам осуществляется через специальные файлы. Такой файл является точкой доступа к драйверу устройства. Существует два типа файлов устройств: символьные и блочные.

Символьный файл устройства используется для не буферизированного обмена данными с устройством — байт за байтом.

Блочный файл устройства используется для обмена с устройством блоками данных. Некоторые устройства имеют как символьный, так и блочный интерфейс.

Канал

Файлы этого типа используются для связи между процессами для передачи данных.

Ссылки

Индексный дескриптор может быть связан с несколькими именами файлов. Дескриптор содержит поле, хранящее число, с которым ассоциируется файл. Добавление ссылки заключается в создании записи каталога, где номер индексного дескриптора указывает на другой дескриптор, и увеличении счетчика ссылок в дескрипторе. При удалении ссылки ядро уменьшает счетчик ссылок и удаляет дескриптор, если этот счетчик станет равным нулю. Такие ссылки называются жесткими и могут использоваться только внутри одной файловой системы.

Так же существует еще один тип ссылок, называемый символической ссылкой. Эта ссылка содержит только имя файла. Так как символическая ссылка не указывает на индексный дескриптор, то возможно создание ссылок на файлы, расположенные в другой файловой системе. Эти ссылки могут указывать на файл любого типа, даже на несуществующий.

Сокет

Сокеты предназначены для взаимодействия между процессами. Часто используются для доступа к сети TCP/IP.

Владельцы файлов

Файлы в Linux имеют трех владельцев — собственно владельца, группу и прочих пользователей. Существует только один владелец, любое количество членов группы и все остальные, которые не входят в группу. Привилегия владения — одно из ключевых понятий в системе защиты операционной системы Linux.

Каждый тип владельца может (или не может) иметь право на чтение и/или запись и/или исполнение файла, владельцем которого он является. На основе этих трех групп владельцев можно построить политику прав доступа к файлам и каталогам, позволяющую достаточно надежно и непротиворечиво обезопасить операционную систему.

Как правило, права доступа к файлу изменяются от максимальных у владельца файла до минимальных (вплоть до полного отсутствия) у всех остальных. Устанавливать и изменять права доступа к файлу или каталогу могут только два пользователя — владелец файла и администратор системы (пользователь root). Изменить права доступа к файлу можно утилитой chmod.

Права доступа к файлам

Права доступа к файлу или к каталогу описываются тремя восьмеричными цифрами, самая левая из этой тройки — права владельца, средняя — права группы, правая — права всех остальных. Каждая из этих восьмеричных цифр представляет собой битовую маску из трех битов. Эти биты отвечают за права на (слева направо) чтение, запись и исполнение файла или каталога. Если установлена единица — доступ разрешен, если ноль — запрещен. Таким образом, права доступа к файлу, описанные цифрой 644, означают, что владелец может писать и читать файл, группа и остальные пользователи — только читать.

Посмотрим, что означает чтение, запись и выполнение файла с точки зрения функциональных возможностей.

  • Чтение:
  • Возможность просмотра содержимого файла;
  • Возможность чтения каталога.
  • Запись:
  • Возможность добавить или изменить файл;
  • Возможность удалять или перемещать файлы в каталоге.
  • Выполнение:
  • Возможность запуска программы;
  • Возможность поиска в каталоге в комбинации с правом чтения.

Узнать о том, какие права доступа установлены к файлам и каталогам, можно, используя команду ls. Ниже приведен результат выполнения команды ls –l

lrwxrwxrwx 1 root root 4 Авг 31 10:15 [ -> test

-rwxr-xr-x 1 root root 93 Янв 22 2001 4odb_clean

-rwxr-xr-x 1 root root 93 Янв 22 2001 4odb_clear

-rwxr-xr-x 1 root root 95 Янв 22 2001 4odb_create

-rwxr-xr-x 1 root root 97 Янв 22 2001 4odb_destroy

-rwxr-xr-x 1 root root 89 Янв 22 2001 4odb_dig

-rwxr-xr-x 1 root root 93 Янв 22 2001 4odb_grant

-rwxr-xr-x 1 root root 97 Янв 22 2001 4odb_metadig

-rwxr-xr-x 1 root root 99 Янв 22 2001 4odb_odmsdump

drwxr-xr-x 1 root root 99 Янв 22 2001 t

В первой колонке представлены права доступа к файлу, во второй — количество жестких ссылок, в третьей — имя владельца файла, в четвертой — название группы владельца файла, в пятой — дата создания и в шестой — имя файла или каталога. В первой строке листинга вы видите ссылку на test (буква l в правах доступа обозначает, что это не файл, а ссылка). В последней строке листинга вы видите каталог t (буква dв правах доступа обозначает, что это каталог (directory), а не файл). Остальные строки листинга — файлы. В правах доступа вы видите десять символов. Первый слева — тип файла (файл, ссылка, каталог и тому подобное). Следующие три символа — права доступа владельца файла: rwx — чтение, запись, исполняемость файла. Следующие символы, соответственно, права доступа группы и права доступа прочих.

Модификаторы прав доступа

Как у любого правила, в жесткой системе прав доступа существуют свои исключения. Это так называемые дополнительные атрибуты файла:

  • Sticky bit (Save Text Attribute) — "липкий" бит;
  • SUID (Set User ID) — установка идентификатора пользователя;
  • SGID — установка идентификатора группы.

Рассмотрим эти атрибуты подробнее:

  • Sticky bit для файлов. В современных операционных системах потерял свое значение;

  • Sticky bit для каталогов. Если sticky-бит установлен для каталога, то пользователь, несмотря на то, что ему разрешена запись в этот каталог, может удалять только те файлы, владельцем которых он является или к которым ему явно заданы права записи;
  • SUID для файлов. Если установлены права доступа SUID и файл исполняемый, то файл при запуске на выполнение получает не права пользователя, запустившего его, а права владельца файла. Такие фокусы используются для того, чтобы пользователь мог работать с некоторыми системными файлами, владельцем которых является некий привилегированный пользователь. К примеру, для того, чтобы пользователь мог самостоятельно изменить свой пароль при помощи утилиты passwd, у этой утилиты (владельцем которой является пользователь root) должен быть установлен бит SUID, поскольку она работает с файлами (/etc/passwd), модификацию которых имеет право производить только пользователь root;
  • SGID для файлов. Если установлены права доступа SGID, то это аналогично установке бита SUID, только вместо владельца файла используется группа владельца;

  • SGID для каталогов. В случае установки SGID для каталога, файлы, содержащиеся в этом каталоге, будут иметь установки группы такие же, как у каталога.

Узнать о том, какие дополнительные права доступа к файлам и каталогам установлены, можно, используя команду ls. Ниже приведен результат выполнения команды ls –l

-r-s--x--x 1 root root 13536 Июл 12 2000 passwd

Как видно из прав доступа, у этого файла установлен SUID-бит (буква s в списке прав доступа).

Файловые системы

Файловая система — это методы и структуры данных, которые используются операционной системой для хранения файлов на диске или в его разделе.

Перед тем, как раздел или диск могут быть использованы для размещения файловой системы, она должна быть инициализирована, а требуемые служебные данные перенесены на этот раздел или диск. Этот процесс называется созданием файловой системы (иногда его еще называют форматированием, что в принципе неверно).

Основными понятиями в файловой структуре Linux (и в большинстве операционных систем UNIX-семейства) являются:

  • суперблок;
  • индексный дескриптор (inode);
  • блок данных;
  • блок каталога;
  • косвенный блок;
  • файл.

Подробную информацию см. в разд. "Физическая структура Ext2".

Типы файловых систем

Linux поддерживает большое количество типов файловых систем. Наиболее важные из них приведены ниже.

  • Minix — старейшая файловая система, ограниченная в своих возможностях (у файлов отсутствуют некоторые временные параметры, длина имени файла ограничена 30-ю символами) и доступных объемах (максимум 64 Мбайт на одну файловую систему);
  • Xia — модифицированная версия системы minix, в которой увеличена максимальная длина имени файла и размер файловой системы;
  • Ext — предыдущая версия системы Ext2. В настоящее время практически не используется;
  • Ext2 — наиболее богатая функциональными возможностями файловая система Linux. На данный момент является самой популярной системой. Разработана с учетом совместимости с последующими версиями;
  • Ext3 — модернизация файловой системы Ext2. Помимо некоторых функциональных расширений является журналируемой. Пока широкого распространения не получила. Конкурирующая журналируемая файловая система — ReiserFS;
  • VFS — виртуальная файловая система. По сути — эмулятор-прослойка между реальной файловой системой (MS-DOS, Ext2, xia и т. д.) и ядром операционной системы Linux;
  • Proc — псевдо-файловая система, в которой посредством обычных файловых операций предоставляется доступ к некоторым параметрам и функциям ядра операционной системы;
  • ReiserFS — журналируемая файловая система. Наиболее используемая среди журналируемых файловых систем для Linux;

В операционную систему Linux для обеспечения обмена файлами с другими операционными системами включена поддержка некоторых файловых систем. Однако их функциональные возможности могут быть значительно ограничены по сравнению с возможностями, обычно предоставляемыми файловыми системами UNIX.

  • msdos — обеспечивается совместимость с системой MS-DOS;
  • umsdos — расширяет возможности драйвера файловой системы MS-DOS для Linux таким образом, что в Linux появляется возможность работы с именами файлов нестандартной длины, просмотра прав доступа к файлу, ссылок, имени пользователя, которому принадлежит файл, а также оперирования с файлами устройств. Это позволяет использовать (эмулировать) файловую систему Linux на файловой системе MS-DOS;
  • iso9660 — стандартная файловая система для CD-ROM;
  • xenix — файловая система Xenix;
  • sysv — файловая система System V (версия для x86);
  • hpfs — доступ "только чтение" к разделам HPFS;
  • nfs — сетевая файловая система, обеспечивающая разделение одной файловой системы между несколькими компьютерами для предоставления доступа к ее файлам со всех машин.

В табл. 4.1 содержится общая информация о функциональных возможностях, предоставляемых различными файловыми системами.

Таблица 4.1. Сравнение файловых систем


Minix FS

Xia FS

Ext FS

Ext2 FS

Максимальный объем файловой системы

64 Мбайт

2 Гбайт

2 Гбайт

4 Тб

Максимальная длина файла

64 Мбайт

64 Мбайт

2 Гбайт

2 Гбайт

Максимальная длина имени файла

30 символов

248 символов

255 символов

255 символов

Поддержка трех ячеек времени изменения файла

Нет

Да

Нет

Да

Возможность расширения

Нет

Нет

Нет

Да

Изменяемый размер блока

Нет

Нет

Нет

Да

Защита информации

Да

Да

Нет

Да

Установка файловой системы

Файловая система устанавливается при помощи команды mkfs. Для каждого типа файловой системы существует своя версия этой программы. Команда mkfs запускает требуемую программу в зависимости от типа файловой системы.

Параметры командной строки, передаваемые mkfs, слегка различаются для разных типов файловых систем. Полное описание параметров командной строки mkfs можно найти в соответствующем разделе man (справочной системы программы). С помощью параметров командной строки можно задать тип создаваемой файловой системы, произвести верификацию диска и маркировку сбойных блоков или получить список сбойных блоков из текстового файла.

Монтирование и демонтирование файловой системы

Для нормальной работы операционной системы ядро каким-то образом должно получить параметры файловых систем, используемых во время работы, и определенным образом настроить специальные таблицы. Для этого существует, по крайней мере, два способа:

  1. Каким-то образом один раз получить тип и параметры файловой системы и использовать их все время.

  2. Получать их каждый раз при обращении к файловой системе.

У обоих вариантов имеются свои плюсы и минусы. Плюсы первого варианта — уменьшаются затраты времени на определение файловой системы и инициализацию таблиц ядра операционной системы. Минусы — невозможно "на ходу" заменить одно устройство (носитель информации) на другое (к примеру, диск Zip100 на Zip250), поскольку в таблицах ядра зафиксированы емкость носителя, емкость кластеров, используемые блоки и тому подобная информация. Плюсы и минусы второго варианта прямо противоположны первому — возможно "на ходу" заменить устройство (носитель информации), большие затраты времени на определение файловой системы и инициализацию таблиц ядра операционной системы. К тому же, во втором варианте намного труднее достичь надежности хранения данных.

Поэтому большинство операционных систем (не только UNIX) в явной или неявной форме используют первый вариант взаимодействия с файловой системой. Для этого в Linux используются операция "монтирования" и обратная ей "демонтирования" файловой системы. Подробную информацию см. в гл. 5.

Поскольку в операционной системе Linux используется единое связанное дерево каталогов, то, в отличие от DOS/Windows, не существует такого понятия файловой системы как диск. Все дисковые устройства (файловые системы) интегрируются в дереве каталогов в так называемые точки монтирования, в качестве которых выступают обычные каталоги. Причем, если до монтирования в этом каталоге содержались какие-то файлы, то они становятся недоступны до тех пор, пока вы не смонтируете эту файловую систему. Для операции монтирования/демонтирования используются две команды mount и umount.

Команда mount принимает несколько параметров, из которых обязательными являются всего два. Первый их них — файл устройства, соответствующий диску или разделу, на котором расположена файловая система, или его псевдоним (к примеру — CD-ROM, floppy). Вторым параметром является имя каталога, к которому будет монтироваться система. Например, mount /dev/hda1 /mnt.

Помимо обязательных параметров можно задавать тип монтируемой файловой системы (при отсутствии этого параметра команда пытается самостоятельно определить ее тип), режим доступа, используемую в именах файлов кодировку и некоторые другие параметры.

Существует специальный файл /etc/fstab, содержащий список файловых систем и их параметры монтирования. Этот файл используется ядром операционной системы при ее старте. Ядро пытается смонтировать файловые системы, описанные в этом файле, с соответствующими параметрами монтирования.

После того, как отпала необходимость в использовании файловой системы, ее можно демонтировать. Чаще всего это необходимо при работе с дискетами или дисками CD-ROM (один диск необходимо заменить на другой). Для демонтирования используется команда umount. В качестве параметра указывается файл устройства или точка монтирования. Например, umount /dev/hda1 или umount /mnt/floppy.

По окончании работы со сменным носителем информации, его обязательно необходимо отмонтировать. Поскольку ядро Linux осуществляет "отложенную" запись на диск, то к тому моменту, когда вы извлечете из дисковода дискету без отмонтирования, информация еще может быть не записана на диск из системного буфера.

Для выполнения операций монтирования и демонтирования требуется наличие прав доступа root. Но при работе на своем персональном компьютере это усложняет процедуру. Есть несколько вариантов решения такой проблемы:

  • в KDE или GNOME обычному пользователю можно монтировать CD-ROM и дисковод;
  • осуществить временный вход в систему пользователем root, монтировать/демонтировать диск и немедленно выйти;
  • применить программу sudo, позволяющую пользователям, для которых это разрешено, использовать команду mount;
  • применить пакет mtools, используемый для работы с файловой системой MS-DOS;
  • поместить список файлов устройств, используемых при работе с гибкими дисками, и доступных узлов монтирования вместе с нужными опциями (разрешением монтирования пользователем) в файл /etc/fstab.

Поддержка работоспособности файловых систем

Даже самая надежная файловая система не обладает стопроцентной надежностью. Рано или поздно целостность файловой системы нарушается. Это может произойти от некорректного завершения работы системы (нажата кнопка Reset, перебои в электропитании) или повреждения носителя информации. Для проверки и восстановления целостности файловой системы используется команда fsck. Она при загрузке системы запускается автоматически, поэтому возможные неполадки будут обнаружены (и может быть исправлены) перед использованием файловой системы.

Полная проверка файловой системы на современных жестких дисках может занять достаточно большое время, поэтому существуют некоторые способы избежать таких проверок. В файловой системе Ext2 существует специальный флаг, расположенный в суперблоке, который используется для выявления коppектности демонтирования файловой системы при последнем выключении системы. Так же можно принудительно отключить проверку файловой системы, создав файл /etc/fastboot.

Автоматическая проверка используется только для файловых систем, монтируемых во время загрузки. Для проверки других систем команда fsck должна выполняться вручную.

Если fsck находит неисправность, которую не может исправить, то для восстановления структуры файловой системы или потерянной информации могут потребоваться глубокие знания и понимание работы файловых систем и их типов.

Команда fsck должна использоваться только для демонтированных систем (за исключением корневой файловой системы, которая проверяется смонтированной в режиме read-only), так как при ее работе используется прямой доступ к диску, и информация о внесении каких-либо изменений в файловую систему может быть недоступна операционной системе, что, обычно, приводит к нарушению ее работы.

Так же рекомендуется использовать утилиту badblocks. При ее выполнении выводится список номеров найденных на диске поврежденных блоков. Этот список может быть использован программой fsck для внесения изменений в структуру файловой системы.

Виртуальная файловая система (VFS)

База, на которой основывается использование всего многообразия поддерживаемых файловых систем.

Принцип функционирования

Ядро системы Linux содержит в себе программный код-посредник, выполняющий функции виртуальной файловой системы. Этот код обрабатывает запросы к файлам и вызывает необходимые функции соответствующей файловой системы для выполнения операции ввода/вывода. Такой механизм работы с файлами используется для упрощения объединения и использования нескольких типов файловых систем.

Пусть программа записывает информацию в файл (или считывает ее, не суть важно). Программой вызывается библиотечная функция, отвечающая за запись (или чтение) информации в файл. Эта функция определенным образом подготавливает информацию, которая затем передается в ядро системы. Ядро, в свою очередь, вызывает соответствующую функцию виртуальной файловой системы. Эта функция определяет, с каким типом файловой системы будут производиться манипуляции, подготавливает данные и вызывает необходимую функцию соответствующей файловой системы, с которой производится операция. Такая многоуровневая структура позволяет максимально абстрагироваться от особенностей операционной системы и, в случае необходимости, безболезненно эмулировать недостающие атрибуты файла.

Структура VFS

Виртуальная файловая система содержит набор функций, которые должна поддерживать любая файловая система (создание, удаление, модификация файла, каталога и тому подобные действия). Этот интерфейс состоит из функций, которые оперируют тремя типами объектов: файловые системы, индексные дескрипторы и открытые файлы.

Виртуальная файловая система использует таблицу, в которой во время компиляции ядра сохраняется информация о всех типах поддерживаемых файловых систем. Запись в таблице содержит тип файловой системы и указатель на соответствующую функцию монтирования файловой системы. При монтировании файловой системы эта функция возвращает виртуальной файловой системе дескриптор, который используется в дальнейшем в операциях ввода/вывода.

Дескриптор смонтированной файловой системы содержит определенный набор информации: указатели на функции, служащие для выполнения операций данной файловой системы, и данные, используемые этой системой. Указатели на функции, расположенные в дескрипторе файловой системы, позволяют виртуальной файловой системе получить доступ к функциям, специфичным для данной файловой системы.

В виртуальной файловой системе применяются еще два типа дескрипторов: индексный дескриптор и дескриптор открытого файла. Каждый из них содержит информацию, связанную с обрабатываемыми файлами и набором операций, используемых файловой системой. Индексный дескриптор содержит указатели к функциям, применяемым к любому файлу, а дескриптор открытого файла содержит указатели к функциям, оперирующим только с открытыми файлами.

Файловая система Ext2

Файловая система Ext2 (The Second Extended File System, вторая расширенная файловая система) была разработана с целью устранения ошибок, обнаруженных в предыдущей системе Ext (Extended File System), и снятия некоторых ее ограничений.

Стандартные возможности Ext2

Файловая система Ext2 поддерживает стандартные типы файлов UNIX:

  • файлы;
  • каталоги;
  • файлы устройств;
  • символические ссылки.

Ext2 может управлять файловыми системами, установленными на очень больших дисковых разделах. Система поддерживает имена файлов большой длины — до 255 символов. Ext2 резервирует некоторое количество блоков для пользователя root, что позволяет системному администратору избежать нехватки объема жесткого диска при его заполнении другими пользователями.

Дополнительные возможности Ext2

В файловой системе Ext2 может использоваться синхронная модификация данных. Она применяется для достижения высокой плотности записи информации, но одновременно приводит к ухудшению производительности.

Ext2 позволяет при создании файловой системы выбрать размер логического блока. Он может быть определен в 1024, 2048 или 4096 байтов. Организация блоков большого объема приводит к ускорению операций чтения/записи, но при этом дисковое пространство используется нерационально.

Ext2 позволяет применять ускоренные символические ссылки. В этом случае блоки данных файловой системы не используются. Имя файла назначения хранится не в блоке данных, а в самом индексном дескрипторе. Такая структура позволяет сохранить дисковое пространство и ускорить обработку символических ссылок. Максимальная длина имени файла в ускоренной ссылке равна 60 символам.

Ext2 использует отдельное поле в суперблоке для индикации состояния файловой системы. Если файловая система смонтирована в режиме read/write, то ее состояние устанавливается как Not Clean. Если же она демонтирована или смонтирована заново в режиме read-only, то ее состояние устанавливается в Clean. Во время загрузки операционной системы и проверки состояния файловой системы, эта информация используется для определения необходимости такой проверки. Ядро также помещает в это поле некоторые ошибки. При определении ядром какого-либо несоответствия файловая система помечается как Erroneous.

Длительное отсутствие проверки может привести к проблемам функционирования файловой системы, поэтому Ext2 включает в себя два метода для организации принудительной проверки. В суперблоке содержится счетчик монтирования системы. Этот счетчик увеличивается каждый раз, когда система монтируется в режиме read/write. Если его значение достигает максимального значения (оно также хранится в суперблоке), то запускается программа проверки файловой системы, даже если ее состояние является Clean. В суперблоке также хранится последнее время проверки, и максимальный интервал между проверками. При превышении этого интервала также запускается программа проверки файловой системы.

В системе Ext2 имеются утилиты для ее настройки. Так, программа tune2fs используется для определения порядка действий при обнаружении ошибки. Может быть выполнено одно из трех следующих действий:

  • продолжение выполнения;
  • монтирование файловой системы заново в режиме read-only;
  • перезагрузка системы для проверки файловой системы.

Кроме того эта программа позволяет задать:

  • максимальное значение числа монтирований файловой системы;
  • максимальный интервал между проверками файловой системы;
  • количество логических блоков, зарезервированных для пользователя root.

Физическая структура Ext2

Как и во многих файловых системах в Ext2 существует загрузочная область. На первичном разделе (primary, в терминологии программы Fdisk фирмы Microsoft) она содержит загрузочную запись — фрагмент кода, который инициирует процесс загрузки операционной системы при запуске. Все остальное пространство раздела делится на блоки стандартного размера. Блок может иметь размер 1, 2 или 4 Кбайт. Блок является минимальной логической единицей дискового пространства (в других операционных системах такой блок называют кластером). Выделение места файлам осуществляется целыми блоками.

Блоки, в свою очередь, объединяются в группы блоков. Каждая группа блоков имеет одинаковое строение. Рассмотрим подробнее их структуру (табл. 4.2).

Таблица 4.2. Структура группы блоков

Суперблок (Superblock)

Описание группы блоков (Group Descriptors)

Битовая карта блока (Block Bitmap)

Битовая карта индексного дескриптора (Inode Bitmap)

Таблица индексных дескрипторов (Inode Table)

Блоки данных



Суперблок одинаков для всех групп, все же остальные поля индивидуальны для каждой группы. Суперблок хранится в первом блоке каждой группы блоков, является начальной точкой файловой системы, имеет размер 1024 байта и располагается по смещению 1024 байта от начала файловой системы. Копии суперблока используются при восстановлении файловой системы после сбоев.

Информация в суперблоке служит для доступа к остальным данным на диске. В суперблоке определяется размер файловой системы, максимальное число файлов в разделе, объем свободного пространства. При старте операционной системы суперблок считывается в память, и все изменения файловой системы сначала записываются в копию суперблока, находящуюся в оперативной памяти, и только затем сохраняются на диске. При описании структуры суперблока используются следующие значения:

  • SHORT — короткое целое — 1 байт;
  • USHORT — беззнаковое короткое целое — 1 байт;
  • LONG — длинное целое — 4 байта;
  • ULONG — беззнаковое длинное целое — 4 байта.

Структура суперблока приведена в приложении 1 (табл. П1.1).

После суперблока следует являющееся массивом описание группы блоков (Group Descriptors). Структура описания группы блоков приведена в приложении 1 (табл. П1.2).

Битовая карта блоков (Block Bitmap) — это структура, каждый бит которой показывает, отведен ли соответствующий ему блок какому-либо файлу. Если бит равен 1, то блок занят. Эта карта служит для поиска свободных блоков в тех случаях, когда надо выделить место под файл.

Битовая карта индексных дескрипторов (Inode Bitmap) выполняет аналогичную функцию по отношению к таблице индексных дескрипторов — показывает, какие дескрипторы заняты.

Индексные дескрипторы файлов

Индексные дескрипторы файлов содержат информацию о файлах группы блоков. Каждому файлу на диске соответствует один и только один индексный дескриптор файла, который идентифицируется своим порядковым номером — индексом файла. Отсюда следует, что число файлов, которые могут быть созданы в файловой системе, ограничено числом индексных дескрипторов. Структура индексного дескриптора файла приведена в приложении 1 (табл. П1.3).

Поле типа и прав доступа к файлу (i_mode) представляет собой слово, каждый бит которого служит флагом. Список флагов, описывающих, тип и права доступа к файлу приведен в приложении 1 (табл. П1.4).

Некоторые индексные дескрипторы используются файловой системой в специальных целях. Описание специальных индексных дескрипторов приведено в приложении 1 (табл. П1.5).

Каталог, по сути, является специальным файлом, содержимое которого состоит из записей определенной структуры. Структура записи в файле каталога приведена в приложении 1 (табл. П1.6).

Система адресации данных

Система адресации данных позволяет находить нужный файл среди блоков на диске. В Ext2 система адресации реализуется полем i_block индексного дескриптора файла.

Поле i_block в индексном дескрипторе файла представляет собой массив из 15 адресов блоков. Первые 12 адресов в этом массиве (EXT2_NDIR_BLOCKS [12]) представляют собой прямые ссылки на номера блоков, в которых хранятся данные из файла. Следующий адрес в этом массиве является косвенной ссылкой (адресом блока), в котором хранится список адресов следующих блоков с данными из этого файла. Следующий адрес в поле i_block индексного дескриптора указывает на блок двойной косвенной адресации (double indirect block). Этот блок содержит список адресов блоков, которые, в свою очередь, содержат списки адресов следующих блоков данных того файла, который задается индексным дескриптором.

Последний адрес в поле i_block индексного дескриптора задает адрес блока тройной косвенной адресации, то есть блока со списком адресов блоков, которые являются блоками двойной косвенной адресации.

Оптимизация производительности

Файловая система Ext2 при операциях ввода/вывода использует буферизацию данных. При считывании блока информации ядро выдает запрос операции ввода/вывода на несколько расположенных рядом блоков. Такие операции сильно ускоряют извлечение данных при последовательном считывании файлов.

При занесении данных в файл, файловая система Ext2, записывая новый блок, заранее размещает рядом до 8 смежных блоков. Такой метод позволяет размещать файлы в смежных блоках, что ускоряет их чтение и дает возможность достичь высокой производительности системы.

Средства управления файловой системы Ext2

Средства управления файловой системы служат для создания, модификации и коррекции любых искажений файловой структуры.

  • mke2fs — применяется для установки дискового раздела, содержащего пустую файловую систему Ext2;
  • tune2fs — используется для настройки параметров файловой системы;
  • e2fsck — предназначена для устранения несоответствий в файловой системе;
  • ext2ed — применяется для правки файловой системы;
  • debugfs — предназначена для определения и установки состояния файловой системы;

Программа e2fsck спроектирована таким образом, что выполняет проверку с максимально возможной скоростью. В первом проходе e2fsck просматривает все индексные дескрипторы файловой системы и проверяет их как отдельные элементы системы. Также проверяются карты битов, указывающие использование блоков и дескрипторов.

Если e2fsck находит блоки данных, номера которых содержатся более чем в одном дескрипторе, то запускаются проходы с 1B по 1D для устранения несоответствия: либо путем увеличения разделяемых блоков, либо удалением одного или более дескрипторов.

Во втором проходе производится проверка каталогов как отдельных элементов файловой системы. Блок каждого каталога проверяется отдельно, без ссылки на другие блоки каталогов. Для первого блока каталога в каждом дескрипторе каталога, проверяется существование записей "." (ссылка на себя) и ".." (ссылка на родительский каталог), и соответствие номера дескриптора для записи "." текущему каталогу.

В третьем проходе проверяются связи каталогов. Программа e2fsck проверяет пути каждого каталога по направлению к корневому. В этом же проходе проверяется запись ".." для каждого каталога. Все каталоги, не имеющие связи с корневым каталогом, помещаются в каталог /lost+found.

В четвертом проходе e2fsck проверяет счетчики ссылок для каждого индексного дескриптора. Все не удаленные файлы с нулевым счетчиком ссылок также помещаются в каталог /lost+found.

В пятом проходе e2fsck проверяет соответствие всей информации о файловой системе. В этом проходе сравниваются карты битов блоков и дескрипторов, записанных на носителе информации, со значениями, полученными во время проверки файловой системы и, при необходимости, информация на диске корректируется.

Журналируемые файловые системы

Основная цель, которая преследуется при создании журналируемых файловых систем, состоит в том, чтобы обеспечить как можно большую вероятность быстрого восстановления системы после сбоев (например, после потери питания). Дело в том, что если происходит сбой, то часть информации о расположении файлов теряется, поскольку система не успевает записать все изменения из буфера на диск. После сбоя утилита fsck должна проверить все диски, которые не были корректно демонтированы, с целью восстановления потерянной информации. При современных объемах жестких дисков, исчисляемых десятками гигабайт, на проверку двух-трех таких дисков может уйти слишком много времени. Кроме того, нет гарантии, что все данные удастся восстановить.

В журналируемых файловых системах для решения этой проблемы применяют транзакции, которые хорошо известны всем программистам баз данных. Идея транзакции достаточно проста — существует набор связанных операций, называемых транзакцией, и эта группа операций является атомарной (неделимой). Таким образом, транзакция является успешной (завершенной) в том случае, если все операции, составляющие транзакцию, завершились успешно. Но это еще не все. Система ведет журнал, в котором отражаются все действия с данными, и все изменения данных протоколируются. В случае сбоя на основании журнала можно вернуть систему в безошибочное состояние.

Основное отличие транзакций из области баз данных от транзакций, применяемых в журналируемых файловых системах, состоит в том, что в базах данных в журнале сохраняются изменяемые данные и вся управляющая информация, а в файловых системах — только мета-данные: индексные дескрипторы изменяемых файлов, битовые карты распределения свободных блоков и свободных индексных дескрипторов.

Файловая система Ext3

По большому счету, файловая система Ext3 не является новой файловой системой. Это похоже на ситуацию с файловой системой FAT 16/FAT 32 — они совместимы, но проблема решена экстенсивным путем. Было необходимо срочно создать журналируемую файловую систему. Если начинать с нуля — долго и накладно, тогда сделали для Ext2 несколько десятков специальных функций и назвали все это Ext3 — получился непонятный гибрид. Вроде бы добавились журналирующие функции — но не в том объеме, в каком хотелось. И узкие места Ext2 остались: (оптимизация использования дискового пространства, ограничение на размер файла и т. п. Пока же общественность (fido7.ru.linux) более склоняется к использованию других журналируемых файловых систем.

Файловая система ReiserFS

Кроме проблемы быстрого восстановления после сбоев, в файловой системе ext2fs имеется еще несколько нерешенных проблем. Из самых основных — нерациональное использование дискового пространства, ограничение на размер файла, неоптимальный поиск.

Поскольку в файловой системе используется простой связный список, то время поиска информации линейно зависит от длины списка. Таким образом, чем длиннее список (к примеру, файлов в каталоге) тем дольше идет поиск необходимого элемента.

В системе ReiserFS применяются так называемые "сбалансированные деревья" или "B+Trees", время поиска в которых пропорционально не количеству объектов, а логарифму этого числа. В сбалансированном дереве все ветви имеют одинаковую длину. ReiserFS использует сбалансированные деревья для хранения всех объектов файловой системы: файлов в каталогах, данных о свободных блоках и т. д. Это позволяет существенно повысить производительность обращения к дискам.

Кроме того, система ReiserFS является журналируемой, то есть в ней решена проблема быстрого восстановления после сбоев. Решена в ReiserFS и проблема с ограничением на размер файла. По всей видимости, именно эта файловая журналируемая система в ближайшее время станет стандартом de-facto для многих дистрибутивов Linux.

Ссылки

  • e2fsprogs.sourceforge.net — утилиты файловой системы Ext2.
  • ftp.uk.linux.org/pub/linux/sct/fs/jfs/ — код и документация Ext3.
  • www.atnf.csiro.au/~rgooch/linux/docs/vfs.txt — обзор виртуальной файловой системы.
  • www.osp.ru/pcworld/2000/02/064.htm — Виктор Хименко. Файлы, файлы, файлы. Обзор файловых систем.
  • www.rus-linux.net — виртуальная библиотека Linux.




Эта статья еще не оценивалась
Вы сможете оценить статью и оставить комментарий, если войдете или зарегистрируетесь.
Только зарегистрированные пользователи могут оценивать и комментировать статьи.

Комментарии отсутствуют