Файловая система fat. Особенности файловых систем FAT32, NTFS и exFAT Типы файловых систем fat ntfs

1. Структура сектора FSInfo struct fat_boot_fsinfo:
   • __u32 signature1 – сигнатура 0x41615252;
   • __u32 signature2 – сигнатура 0x61417272;
   • __u32 free_clusters – количество свободных кластеров. Если поле содержит -1, поиск свободных кластеров нужно начинать с кластера номер 2.
2. Структура элемента каталога короткого имени struct msdos_dir_entry:
   • __s8 name,ext – имя и расширение файла;
   • __u8 attr – атрибуты файла;
   • __u8 ctime_ms – это поле уточняет время создания файла до мс (используется только FAT32);
   • __u16 ctime – время создания файла (используется только FAT32);
   • __u16 cdate – дата создания файла (используется только FAT32);
   • __u16 adate – дата последнего доступа к файлу (используется только FAT32);
   • __u16 starthi – старшие 16 бит номера первого кластера файла (используется только FAT32);
   • __u16 time,date,start – время и дата создания файла, номер первого кластер файла;
   • __u32 size – размер файла (в байтах).
3. Структура элемента каталога длинного имени:
   • __u8 id – номер элемента;
   • __u8 name0_4 – символы 1 – 5 имени;
   • __u8 attr – атрибуты файла;
   • __u8 alias_checksum – контрольная сумма короткого имени;
   • __u8 name5_10 – символы 6 – 11 имени;
   • __u8 name11_12 – символы 12 – 13 имени.

Продолжим рассмотрение программной реализации алгоритма и определим имя раздела, на котором создана файловая система FAT16:

#ifndef FAT16_PART_NAME

#define FAT16_PART_NAME "/dev/hda1"

#endif

Глобальные структуры:

struct fat_boot_sector fbs; // структура загрузочного сектора

struct msdos_dir_entry dentry; // структура элемента каталога

Глобальные переменные:

U16 *fat16; // сюда копируем таблицу FAT16

U16 sector_size; // размер сектора (из FAT16)

U16 dir_entries; // число 32-байтных дескрипторов

// в root-каталоге (0 для FAT32)

U16 sectors; // общее число секторов в разделе

U32 fat16_size; // размер FAT16

U32 root_size; // размер корневого каталога

U16 byte_per_cluster; // размер кластера в байтах

U16 next_cluster; // очередной кластер в цепочке

int fat;

Начнём рассмотрение с главной функции:

int main()

Int num;

Задаем полное имя файла, содержимое которого мы хотим прочитать. Напомню, что мы работаем только с короткими именами файлов. Порядок работы с длинными именами в данной статье не рассматривается.

U8 *full_path = "/Folder1/Folder2/text.txt";

Открываем файл устройства:

Hard = open(FAT16_PART_NAME, O_RDONLY);

If(hard < 0) {

Perror(FAT16_PART_NAME);

Exit(-1);

Считываем первые 10 кластеров файла. Считывание выполняет функция fat16_read_file(). Параметры функции – полное имя файла и число кластеров для чтения. Функция возвращает число прочитанных кластеров или -1, если при чтении произошла ошибка:

Num = fat16_read_file(full_path, 10);

If(num < 0) perror("fat16_read_file");

Else printf("Read %d clusters ", num);

Закрываем файл устройства и выходим:

Close(hard);

Return 0;

Функция чтения кластеров файла имеет следующий вид:

int fat16_read_file(__u8 *full_path, int num)

Struct split_name sn; // структура для хранения составных частей файла

U8 tmp_name_buff; // буфер для временного хранения составных элементов полного пути файла

Static int i = 1;

Int n;

U8 *tmp_buff;

U16 start_cluster, next_cluster;

Параметры функции мы перечислили при рассмотрении функции main.

Подготовительные операции – обнуляем буфер tmp_name_buff и структуру struct split_name sn:

Первым символом в абсолютном путевом имени файла должен быть прямой слэш (/). Проверяем это:

Считываем с раздела загрузочный сектор:

If(read_fbs() < 0) return -1;

Считанный загрузочный сектор находится сейчас в глобальной структуре struct fat_boot_sector fbs. Скопируем из этой структуры размер сектора, число записей в корневом каталоге и общее число секторов на разделе:

Определим размер кластера в байтах:

Byte_per_cluster = fbs.cluster_size * 512

Отобразим информацию, находящуюся в загрузочном секторе:

Printf("System id - %s ", fbs.system_id);

Printf("Sector size - %d ", sector_size);

Printf("Cluster size - %d ", fbs.cluster_size);

Printf("Reserved - %d ", fbs.reserved);

Printf("FATs number - %d ",fbs.fats);

Printf("Dir entries - %d ", dir_entries);

Printf("Sectors - %d ", sectors);

Printf("Media - 0x%X ", fbs.media);

Printf("FAT16 length - %u ", fbs.fat_length);

Printf("Total sect - %u ", fbs.total_sect);

Printf("Byte per cluster - %d ", byte_per_cluster);

Вычисляем размер FAT16 в байтах и считываем её:

Fat16_size = fbs.fat_length * 512;

If(read_fat16() < 0) return -1;

Считываем корневой каталог:

If(read_root_dentry() < 0) return -1;

Сейчас указатель dir_entry позиционирован на область памяти, содержащую записи корневого каталога. Размер этой области памяти равен размеру корневого каталога (root_size).

Сохраним (для контроля) содержимое корневого каталога в отдельном файле:

#ifdef DEBUG

Close(fat);

#endif

Вычисляем начало области данных:

Data_start = 512 * fbs.reserved + fat16_size * fbs.fats + root_size;

Имея все записи корневого каталога, мы можем добраться до содержимого файла test.txt. С этой целью организуем цикл. В теле цикла проведем разбор полного имени файла, выделяя его элементы – подкаталоги (их у нас два, Folder1 и Folder2) и имя искомого файла (test.txt).

While(1) {

Memset(tmp_name_buff, 0, SHORT_NAME);

Memset((void *)&sn, 0, sizeof(struct split_name));

For(n = 0 ; n < SHORT_NAME; n++, i++) {

If((tmp_name_buff[n] == "/") || (tmp_name_buff[n] == "?")) {

I++;

Break;

Tmp_name_buff[n] = "?";

Заполняем структуру struct split_name sn соответствующей информацией. Заполнение выполняет функция split_name, при этом выполняется проверка имени файла на соответствие формату «8.3»:

< 0) {

Printf("not valid name ");

Return -1;

Для каждого элемента полного имени файла определяем начальный кластер. Для этого ищем в элементах каталога (начиная с корневого) запись, соответствующую элементу полного имени, и считываем эту запись. Процедуру поиска выполняет функция get_dentry():

If(get_dentry(&sn) < 0) {

Printf("No such file! ");

Return -1;

Проверяем атрибуты файла. Если это каталог, считываем его содержимое и продолжаем цикл:

If(dentry.attr & 0x10) {

If(read_directory(dentry.start) < 0) return -1;

Continue;

Если это файл – считываем первые num кластеров. Для контроля считанную информацию сохраним в отдельном файле:

If(dentry.attr & 0x20) {

Start_cluster = dentry.start;

Tmp_buff = (__u8 *)malloc(byte_per_cluster); // сюда будет считываться содержимое кластера

N = open("clust", O_CREAT|O_RDWR, 0600); // в этом файле сохраним считанную информацию

If(n < 0) {

Perror("open");

Return -1;

Для считывания кластеров файла организуем цикл:

For(i = 0; i < num; i++) {

Считываем содержимое кластера в буфер tmp_buff и сохраняем его в отдельном файле:

< 0) return -1;

< 0) {

Perror("write");

Close(n);

Return -1;

Считываем из FAT16 номер следующего кластера, занятого под данный файл. Если это последний кластер – прерываем цикл и возвращаемся в главную функцию:

#ifdef DEBUG

Printf("OK. Readed ");

Printf("file`s next cluster - 0x%X .. ", next_cluster);

#endif

If(next_cluster == EOF_FAT16) {

#ifdef DEBUG

Printf("last cluster. ");

#endif

Free(tmp_buff);

Close(n);

Return ++i;

#ifdef DEBUG

Printf("stop reading ");

#endif

Return i;

Чтение загрузочного сектора FAT16 выполняет функция read_fbs(). Результат помещается в глобальную структуру fbs:

int read_fbs()

If(read(hard,(__u8 *)&fbs, sizeof(fbs)) < 0) return -1;

Return 0;

Чтение таблицы размещения файлов файловой системы FAT16 выполняет функция read_fat16():

int read_fat16()

U64 seek = (__u64)(fbs.reserved) * 512; // смещение к FAT16 от начала раздела

Fat16 = (void *)malloc(fat16_size);

If(pread64(hard, (__u8 *)fat16, fat16_size, seek) < 0) return -1;

Return 0;

Чтение корневого каталога выполняет функция read_root_dentry():

int read_root_dentry()

U64 seek = (__u64)fbs.reserved * 512 + fat16_size * fbs.fats; // смещение к корневому каталогу от начала раздела

Root_size = 32 * dir_entries; // вычисляем размер корневого каталога

Dir_entry = (__u8 *)malloc(root_size);

If(!dir_entry) return -1;

Memset(dir_entry, 0, root_size);

If(pread64(hard, dir_entry, root_size, seek) < 0) return -1;

Return 0;

Чтение кластера, принадлежащего файлу, выполняет функция read_cluster(). Входные параметры функции – номер кластера cluster_num и указатель на буфер __u8 *tmp_buff, куда нужно поместить результат чтения. Смещение к кластеру на разделе вычисляется по формуле (см. ):

SEEK = DATA_START + (CLUSTER_NUM - 2) * BYTE_PER_CLUSTER,

• SEEK – смещение к кластеру на разделе
• DATA_START – начало области данных
• CLUSTER_NUM – порядковый номер кластера
• BYTE_PER_CLUSTER – размер кластера в байтах

int read_cluster(__u16 cluster_num, __u8 *tmp_buff)

U64 seek = (__u64)(byte_per_cluster) * (cluster_num - 2) + data_start; // вычисляем смещение к кластеру

< 0) return -1;

Return 0;

Функция read_directory выполняет чтение записей каталога (не корневого) и помещает результат в область памяти, на которую настроен указатель dir_entry:

int read_directory(__u16 start_cluster)

Int i = 1;

U16 next_cluster;

For(; ;i++) {

Выделяем память для хранения содержимого каталога, считываем содержимое стартового кластера и получаем из таблицы FAT16 значение очередного кластера:

If(!dir_entry) return -1;

< 0) return -1;

Next_cluster = fat16;

Сохраним содержимое каталога в отдельном файле (для контроля):

#ifdef DEBUG

Printf("Next cluster - 0x%X ", next_cluster);

Fat = open("dir16", O_CREAT|O_WRONLY, 0600);

Write(fat, dir_entry, root_size);

Close(fat);

#endif

Если достигнут последний кластер, выходим из цикла, иначе продолжаем чтение каталога, увеличив размер буфера dir_entry ещё на один кластер:

If(next_cluster & EOF_FAT16) break;

Start_cluster = next_cluster;

Return 0;

Поиск в содержимом каталога элемента, соответствующего искомому файлу, выполняет функция get_dentry(). Входные параметры этой функции – указатель на структуру struct split_name *sn, содержащую элементы короткого имени файла:

Int i = 0;

В глобальном буфере dir_entry находится массив элементов каталога, в котором мы собираемся искать запись файла (или каталога). Для поиска организуем цикл. В теле цикла производим копирование элементов каталога в глобальную структуру dentry и сравниваем значение полей name и ext этой структуры с соответствующими полями структуры struct split_name *sn. Совпадение этих полей означает, что мы нашли в массиве элементов каталога запись искомого файла:

for(; ; i++) {

If(!(memcmp(dentry.name, sn->name, sn->name_len)) &&

!(memcmp(dentry.ext, sn->ext, sn->ext_len)))

Break;

If(!dentry.name) return -1;

#ifdef DEBUG

Printf("name - %s ", dentry.name);

Printf("start cluster - 0x%X ", dentry.start);

Printf("file size - %u ", dentry.size);

Printf("file attrib - 0x%X ", dentry.attr);

#endif

Return 0;

Весь вышеприведенный код находится в каталоге FAT16, файл fat16.c. Для получения исполняемого модуля создадим Makefile следующего содержания:

INCDIR = /usr/src/linux/include

PHONY = clean

Fat16: fat16.o split.o

Gcc -I$(INCDIR) $^ -g -o $@

%.o: %.c

Gcc -I$(INCDIR) -DDEBUG -c $^

Clean:

Rm -f *.o

Rm -f ./fat16

Программная реализация алгоритма чтения файла с логического раздела с файловой системой FAT12

В целом алгоритм чтения файла с раздела FAT12 идентичен алгоритму чтения файла с раздела FAT16. Отличие заключается в процедуре чтения элементов из таблицы FAT12. Таблица FAT16 рассматривалась нами как простой массив 16-разрядных элементов. Для чтения элементов таблицы FAT12 в предложен следующий алгоритм:

• умножить номер элемента на 1.5;
• извлечь из FAT 16-разрядное слово, используя в качестве смещения результат предыдущей операции;
• если номер элемента четный, выполнить операцию AND над считанным словом и маской 0x0FFF. Если номер нечетный, сдвинуть считанное из таблицы слово на 4 бита в сторону младших разрядов.

Базируясь на этом алгоритме, реализуем функцию чтения элементов из таблицы FAT12:

int get_cluster(__u16 cluster_num)

U16 seek;

U16 clust;

Вычисляем смещение в таблице FAT12 и считываем из таблицы 16-разрядное слово:

Seek = (cluster_num * 3) / 2;

Memcpy((__u8 *)&clust, (__u8 *)(fat12 + seek), 2);

Если стартовый номер кластера – четное число, сдвигаем считанное из таблицы значение на 4 бита в сторону младших разрядов, если нечетное – суммируем его с 0x0FFF:

If(cluster_num % 2) clust >>= 4;

Else clust &= 0x0FFF;

Этот фрагмент можно также реализовать на ассемблере:

" xorw %%ax, %%ax "

" btw $0, %%cx "

" jnc 1f "

" shrw $4, %%dx "

" jmp 2f "

"1: andw $0x0FFF, %%dx "

"2: movw %%dx, %%ax "

:"=a" (next)

:"d" (clust), "c" (cluster_num));

Возвращаем результат:

Return clust;

Остановимся чуть подробнее на самом алгоритме. Предположим, что на разделе с FAT12 создан файл, который занимает 9-й и 10-й кластеры. Каждый элемент FAT12 занимает 12 бит. Т.к. из таблицы мы считываем 16-разрядные элементы, то смещение к 9-му элементу будет равно 13 байт (9 * 1.5 = 13, остаток отбрасываем), при этом младшие 4 разряда будут принадлежать 8-му элементу FAT. Их необходимо отбросить, а для этого достаточно сдвинуть считанный элемент на 4 бита в сторону младших разрядов, что и предусмотрено алгоритмом. Смещение к 10-му элементу будет равно 15 байт, и старшие 4 бита будут принадлежать 11-му элементу FAT. Чтобы их отбросить, необходимо выполнить операцию AND над 10-м элементом и маской 0x0FFF, что так же соответствует вышеприведенному алгоритму.

Исходные тексты модуля чтения файла с раздела FAT12 находятся в каталоге FAT12, файл fat12.c.

Программная реализация алгоритма чтения файла с логического раздела с файловой системой FAT32

Алгоритм чтения файла с раздела с файловой системой FAT32 практически не отличается от алгоритма для FAT16, за исключением того, что в FAT32 корневой каталог может располагаться в любом месте раздела и иметь произвольный размер. Поэтому, чтобы было интереснее, усложним задачу – предположим, что нам известен только номер раздела с файловой системой FAT32. Чтобы считать с этого раздела информацию, необходимо вначале определить его координаты – смещение к разделу от начала диска. А для этого надо иметь представление о логической структуре жесткого диска.

Логическая структура жесткого диска

Рассмотрим логическую структуру жесткого диска, соответствующую стандарту Microsoft – «основной раздел – расширенный раздел – разделы non-DOS».

Пространство на жестком диске может быть организовано в виде одного или нескольких разделов, а разделы могут содержать один или несколько логических дисков.

На жестком диске по физическому адресу 0-0-1 располагается главная загрузочная запись (Master Boot Record, MBR). В структуре MBR находятся следующие элементы:

• внесистемный загрузчик (non-system bootstrap – NSB);
• таблица описания разделов диска (таблица разделов, partition table, PT). Располагается в MBR по смещению 0x1BE и занимает 64 байта;
• сигнатура MBR. Последние два байта MBR должны содержать число 0xAA55.

Таблица разделов описывает размещение и характеристики имеющихся на винчестере разделов. Разделы диска могут быть двух типов – primary (первичный, основной) и extended (расширенный). Максимальное число primary-разделов равно четырем. Наличие на диске хотя бы одного primary-раздела является обязательным. Extended-раздел может быть разделен на большое количество подразделов – логических дисков. Упрощенно структура MBR представлена в таблице 7. Таблица разделов располагается в конце MBR, для описания раздела в таблице отводится 16 байт.

Таблица 7. Структура MBR

Смещение Размер, байт 0 446 0x1BE 16 0x1CE 16 0x1DE 16 0x1EE 16 0x1FE 2

Структура записи элемента таблицы разделов показана в таблице 8.

Таблица 8. Структура записи элемента таблицы разделов

Первым байтом в элементе раздела идет флаг активности раздела (0 – неактивен, 0x80 – 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 следуют координаты начала раздела – три байта, означающие номер головки, номер сектора и номер цилиндра. Номера цилиндра и сектора задаются в формате прерывания Int 0x13, т.е. биты 0-5 содержат номер сектора, биты 6-7 – старшие два бита 10-разрядного номера цилиндра, биты 8-15 – младшие восемь бит номера цилиндра. Затем следует кодовый идентификатор System ID, указывающий на принадлежность данного раздела к той или иной операционной системе. Идентификатор занимает один байт. За системным идентификатором расположены координаты конца раздела – три байта, содержащие номера головки, сектора и цилиндра соответственно. Следующие четыре байта – это число секторов перед разделом, и последние четыре байта – размер раздела в секторах.

Таким образом, элемент таблицы раздела можно описать при помощи следующей структуры:

struct pt_struct {

U8 bootable; // флаг активности раздела

U8 start_part; // координаты начала раздела

U8 type_part; // системный идентификатор

U8 end_part; // координаты конца раздела

U32 sect_before; // число секторов перед разделом

U32 sect_total; // размер раздела в секторах (число секторов в разделе)

Элемент первичного раздела указывает сразу на загрузочный сектор логического диска (в первичном разделе всегда имеется только один логический диск), а элемент расширенного раздела – на список логических дисков, составленный из структур, которые именуются вторичными MBR (Secondary MBR, SMBR).

Свой блок SMBR имеется у каждого диска расширенного раздела. SMBR имеет структуру, аналогичную MBR, но загрузочная запись у него отсутствует (заполнена нулями), а из четырех полей описателей разделов используются только два. Первый элемент раздела при этом указывает на логический диск, второй элемент указывает на следующую структуру SMBR в списке. Последний SMBR списка содержит во втором элементе нулевой код раздела.

Вернемся к рассмотрению модуля чтения файла с раздела FAT32.

Заголовочные файлы:

#include

#include

#include

#include

#include

Сигнатура MBR:

#define SIGNATURE 0xAA55

Файл устройства, с которого будет считываться информация о разделах:

#define DEVICE "/dev/hda"

Размер элемента таблицы разделов (16 байт):

#define PT_SIZE 0x10

Следующий массив структур устанавливает соответствие между кодом типа раздела и его символьным отображением:

struct systypes {

U8 part_type;

U8 *part_name;

struct systypes i386_sys_types = {

{0x00, "Empty"},

{0x01, "FAT12"},

{0x04, "FAT16 <32M"},

{0x05, "Extended"},

{0x06, "FAT16"},

{0x0b, "Win95 FAT32"},

{0x0c, "Win95 FAT32 (LBA)"},

{0x0e, "Win95 FAT16 (LBA)"},

{0x0f, "Win95 Ext"d (LBA)"},

{0x82, "Linux swap"},

{0x83, "Linux"},

{0x85, "Linux extended"},

{0x07, "HPFS/NTFS"}

Определим число элементов в массиве i386_sys_types при помощи макроса PART_NUM:

#define PART_NUM (sizeof(i386_sys_types) / sizeof(i386_sys_types))

Установим ограничение на количество логических дисков:

#define MAX_PART 20

Следующий массив структуры будет содержать информацию о логических дисках на устройстве (жестком диске):

struct pt_struct {

U8 bootable;

U8 start_part;

U8 type_part;

U8 end_part;

U32 sect_before;

U32 sect_total;

} pt_t;

int hard; // дескриптор файла устройства

U8 mbr; // сюда считаем MBR

Номер раздела, на котором создана файловая система FAT32:

#define FAT32_PART_NUM 5

Структуры загрузочного сектора, сектора FSInfo и элемента каталога (определены в файле ):

struct fat_boot_sector fbs;

struct fat_boot_fsinfo fsinfo;

struct msdos_dir_entry dentry;

U32 *fat32 = NULL; // сюда копируем таблицу FAT32

U16 sector_size; // размер сектора (из FAT32)

U16 dir_entries; // 0 для FAT32

U16 sectors; // число секторов на разделе

U32 fat32_size; // размер FAT32

U32 data_start; // начало области данных

U16 byte_per_cluster; // сколько байт в кластере (размер кластера в байтах)

U32 next_cluster; // очередной кластер в цепочке

U32 root_cluster; // ROOT cluster - начальный кластер корневого каталога

U8 *dir_entry = NULL; // указатель на записи каталога

U64 start_seek = 0; // стартовое смещение к разделу (в байтах)

Главная функция:

int main()

Int num = 0;

Int cluster_num = 5; // сколько кластеров считывать из файла

U8 *full_path = "/Folder1/Folder2/readme"; // файл для считывания

Открываем устройство, получаем информацию о таблице разделов на устройстве и отображаем информацию о разделах:

Hard = open(DEV_NAME, O_RDONLY);

If(hard < 0) {

Perror(DEV_NAME);

Exit(-1);

If(get_pt_info(hard) < 0) {

Perror("get_pt_info");

Exit(-1);

Show_pt_info();

Вычисляем стартовое смещение к разделу:

Start_seek = (__u64)(pt_t.sect_before) * 512;

Считываем кластеры, принадлежащие файлу:

Num = fat32_read_file(full_path, cluster_num);

If(num < 0) perror("fat32_read_file");

Else printf("Read %d clusters\n", num);

Close(hard);

Return 0;

Информацию о таблице разделов считывает функция get_pt_info():

int get_pt_info(int hard)

Int i = 0;

U64 seek;

Считываем таблицу разделов из MBR и проверяем сигнатуру:

Read_main_ptable(hard);

If(check_sign() < 0) {

Printf("Not valid signature!\n");

Return -1;

Ищем идентификатор расширенного раздела. Если таковой имеется, вычисляем смещение к расширенному разделу и считываем информацию о логических дисках:

for(; i < 4; i++) {

If((pt_t[i].type_part == 0xF) || \

(pt_t[i].type_part == 0x5) || \

(pt_t[i].type_part == 0x0C)) {

Seek = (__u64)pt_t[i].sect_before * 512;

Read_ext_ptable(hard, seek);

Break;

Return 0;

Функция чтения таблицы разделов read_main_ptable():

void read_main_ptable(int hard)

If(read(hard, mbr, 512) < 0) {

Perror("read");

Close(hard);

Exit(-1);

Memset((void *)pt_t, 0, (PT_SIZE * 4));

Memcpy((void *)pt_t, mbr + 0x1BE, (PT_SIZE * 4));

Return;

Функция проверки сигнатуры check_sign():

int check_sign()

U16 sign = 0;

Memcpy((void *)&sign, (void *)(mbr + 0x1FE), 2);

#ifdef DEBUG

Printf("Signature - 0x%X\n", sign);

#endif

If(sign != SIGNATURE) return -1;

Return 0;

Функция чтения расширенной таблицы разделов:

void read_ext_ptable(int hard, __u64 seek)

Int num = 4; // начиная с этой позиции, массив структур pt_t будет заполняться информацией о логических дисках

U8 smbr;

Входные данные:

• hard – дескриптор файла устройства;
• seek – смещение к расширенному разделу от начала диска (в байтах).

Для получения информации о логических дисках организуем цикл:

For(;;num++) {

Считываем SMBR, находящуюся по смещению seek от начала диска:

Memset((void *)smbr, 0, 512);

Pread64(hard, smbr, 512, seek);

Заполняем два элемента таблицы pt_t, начиная с позиции num. Первый элемент будет указывать на логический диск, а второй – на следующую структуру SMBR:

Memset((void *)&pt_t, 0, PT_SIZE * 2);

Memcpy((void *)&pt_t, smbr + 0x1BE, PT_SIZE * 2);

Вносим поправку в поле «Номер начального сектора» – отсчет ведется от начала диска:

Pt_t.sect_before += (seek / 512);

Если код типа раздела равен нулю, то больше логических дисков нет:

If(!(pt_t.type_part)) break;

Вычисляем смещение к следующему SMBR:

Seek = ((__u64)(pt_t.sect_before + pt_t.sect_total)) * 512;

Return;

Функция show_pt_info() отображает информацию о найденных логических дисках на устройстве:

void show_pt_info()

Int i = 0, n;

#ifdef DEBUG

Printf("Число разделов на диске - %d\n", PART_NUM);

#endif

For(; i < MAX_PART; i++) {

If(!pt_t[i].type_part) break;

Printf("\nТип раздела %d - ", i);

For(n = 0; n < PART_NUM; n++) {

If(pt_t[i].type_part == i386_sys_types[n].part_type) {

Printf("%s\n", i386_sys_types[n].part_name);

Break;

If(n == PART_NUM) printf("unknown type\n");

Printf("Признак загрузки - 0x%X\n", pt_t[i].bootable);

Printf("Секторов в разделе %d - %d\n", i, pt_t[i].sect_total);

Printf("Секторов перед разделом %d - %d\n\n", i, pt_t[i].sect_before);

Return;

Чтение кластеров файла с раздела FAT32 выполняет функция fat32_read_file(). Эта функция имеет много общего с функцией fat16_read_file(), поэтому за подробными комментариями обратитесь к п. 6:

int fat32_read_file(__u8 *full_path, int num)

Struct split_name sn;

U8 tmp_name_buff;

Int i = 1, n;

U32 start_cluster, next_cluster;

U8 *tmp_buff;

Подготовительные операции – чистим буфер, структуру и проверяем первый слэш:

Memset(tmp_name_buff, 0, SHORT_NAME);

Memset((void *)&sn, 0, sizeof(struct split_name));

If(full_path != "/") return -1;

Считываем загрузочный сектор:

If(read_fbs() < 0) return -1;

Memcpy((void *)§or_size, (void *)fbs.sector_size, 2);

Memcpy((void *)&dir_entries, (void *)fbs.dir_entries, 2);

Memcpy((void *)§ors, (void *)fbs.sectors, 2);

Считываем структуру FSInfo и отобразим сигнатуру, находящуюся в ней:

If(read_fs_info() < 0) return -1;

Printf("Signature1 - 0x%X\n", fsinfo.signature1);

Printf("Signature2 - 0x%X\n", fsinfo.signature2);

Fat32_size = fbs.fat32_length * 512; // размер FAT32 в байтах

Data_start = 512 * fbs.reserved + fat32_size * 2; // начало поля данных

Byte_per_cluster = fbs.cluster_size * 512; // размер кластера в байтах

Root_cluster = fbs.root_cluster; // номер кластера корневого каталога

Считываем FAT32:

If(read_fat32() < 0) return -1;

Выделяем память для записей каталога:

Dir_entry = (__u8 *)malloc(byte_per_cluster);

If(!dir_entry) return -1;

Считываем корневой каталог:

If(read_directory(root_cluster) < 0) return -1;

Проводим разбор полного пути файла и разделение каждого элемента на составляющие:

While(1) {

Memset(tmp_name_buff, 0, SHORT_NAME);

Memset((void *)&sn, 0, sizeof(struct split_name));

For(n = 0 ; n < SHORT_NAME; n++, i++) {

Tmp_name_buff[n] = full_path[i];

If((tmp_name_buff[n] == "/") || (tmp_name_buff[n] == "\0")) {

I++;

Break;

Tmp_name_buff[n] = "\0";

If(split_name(tmp_name_buff, &sn) < 0) {

Printf("not valid name\n");

Return -1;

If(get_dentry(&sn) < 0) {

Printf("No such file!\n");

Return -1;

Для получения стартового номера кластера в файловой системе FAT32 необходимо задействовать старшее слово номера первого кластера файла – поле starthi структуры dentry:

Start_cluster = (((__u32)dentry.starthi << 16) | dentry.start);

Проверяем байт атрибутов:

If(dentry.attr & 0x10) { // это каталог

If(read_directory(start_cluster) < 0) return -1;

Continue;

If(dentry.attr & 0x20) { // а это - файл

Tmp_buff = (__u8 *)malloc(byte_per_cluster);

N = open("clust", O_CREAT|O_RDWR, 0600);

If(n < 0) {

Perror("open");

Return -1;

Printf("file`s first cluster - 0x%X .. ", start_cluster);

For(i = 0; i < num; i++) {

Memset(tmp_buff, 0, byte_per_cluster);

If(read_cluster(start_cluster, tmp_buff) < 0) return -1;

If(write(n, tmp_buff, byte_per_cluster) < 0) {

Perror("write");

Return -1;

If(next_cluster == EOF_FAT32) {

Free(tmp_buff);

Close(n);

Return ++i;

Start_cluster = next_cluster;

Return i;

Назначение следующих трёх функций – получить содержимое системной области, т.е. загрузочного сектора, структуры FSInfo и таблицы FAT32:

1) функция read_fbs() выполняет чтение загрузочного сектора:

int read_fbs()

If(pread64(hard, (__u8 *)&fbs, sizeof(fbs), start_seek) < 0) return -1;

Return 0;

2) функция read_fs_info() считывает структуру FSInfo:

int read_fs_info()

U64 seek = (__u64)fbs.info_sector * 512 + start_seek;

If(pread64(hard, (__u8 *)&fsinfo, sizeof(fsinfo), seek) < 0) return -1;

Return 0;

3) функция read_fat32() считывает таблицу FAT32:

int read_fat32()

U64 seek = (__u64)fbs.reserved * 512 + start_seek;

Fat32 = (void *)malloc(fat32_size);

If(!fat32) return -1;

If(pread64(hard, (__u8 *)fat32, fat32_size, seek) < 0) return -1;

Return 0;

Функция read_cluster() выполняет чтения кластера с указанным номером:

int read_cluster(__u32 cluster_num, __u8 *tmp_buff)

U64 seek = (__u64)(byte_per_cluster) * (cluster_num - 2) + data_start + start_seek;

If(pread64(hard, tmp_buff, byte_per_cluster, seek) < 0) return -1;

Return 0;

Чтением каталогов (в том числе и корневого) занимается функция read_directory():

int read_directory(__u32 start_cluster)

Int i = 2;

U32 next_cluster;

Параметры функции – стартовый кластер каталога. Считываем содержимое каталога в глобальный буфер dir_entry:

If(read_cluster(start_cluster, dir_entry) < 0) return -1;

Next_cluster = fat32;

Если каталог занимает один кластер – выходим, если нет – увеличиваем размер памяти и продолжаем чтение:

For(; ;i++) {

Start_cluster = next_cluster;

Dir_entry = (__u8 *)realloc(dir_entry, i * byte_per_cluster);

If(!dir_entry) return -1;

If(read_cluster(start_cluster, (dir_entry + (i - 1) * byte_per_cluster)) < 0) return -1;

Next_cluster = fat32;

If((next_cluster == EOF_FAT32) || (next_cluster == 0xFFFFFF8)) return 0;

Return 0;

Последняя функция, которую мы рассмотрим, ищет в содержимом каталога элемент, соответствующий искомому файлу:

int get_dentry(struct split_name *sn)

Int i = 0;

Указатель dir_entry настроен на область памяти, содержащую массив записей каталога, в котором мы собираемся искать файл (или каталог). Для поиска организуем цикл и найденную запись поместим в глобальную структуру dentry:

For(;;i++) {

Memcpy((void *)&dentry, dir_entry + i * sizeof(dentry), sizeof(dentry));

If(!(memcmp(dentry.name, sn->name, sn->name_len)) &&

!(memcmp(dentry.ext, sn->ext, sn->ext_len)))

Break;

If(!dentry.name) return -1;

Return 0;

На этом рассмотрение модуля чтения файла с раздела FAT32 завершим.

Исходные тексты модуля находятся в каталоге FAT32, файл fat32.c.

Отличия в организации хранения записей о файлах в каталогах для файловых систем FAT и EXT2

Несколько слов об отличиях в организации хранения записей о файлах в каталогах для файловых систем FAT и EXT2. Структура файловой системы EXT2 была рассмотрена в .

C FAT мы только что ознакомились – в ней все элементы каталога имеют фиксированную величину. При создании файла драйвер файловой системы ищет первую незанятую позицию и заполняет её информацией о файле. Если длина каталога не умещается в одном кластере, то под него отводится ещё один кластер и т. д.

Рассмотрим, как обстоят дела в EXT2.

Предположим, у нас есть раздел с файловой системой EXT2, размер блока равен 4096 байт. На этом разделе мы создаем каталог. Размер каталога будет равен размеру блока – 4096 байт. В каталоге операционная система сразу создаёт две записи – запись текущего и запись родительского каталогов. Запись текущего каталога займет 12 байт, в то время как длина записи родительского будет равна 4084 байта. Создадим в этом каталоге какой-нибудь файл. После этого в каталоге будут присутствовать три записи – запись текущего каталога длиной 12 байт, запись родительского каталога длиной уже 12 байт, и запись созданного файла длиной, как вы наверно догадались, 4072 байт. Если мы удалим созданный файл, длина записи родительского каталога опять возрастёт до 4084 байт.

Таким образом, при создании файла драйвер файловой системы EXT2 ищет в каталоге запись максимальной длины и расщепляет её, выделяя место для новой записи. Ну, а если всё-таки места не хватает, под каталог отводится ещё один блок, и длина каталога становится равной 8192 байт.

И в заключение – небольшая правка к статье «Архитектура файловой системы EXT2» .

Эта правка касается функции определения номера inode по имени файла get_i_num(). Старый вариант этой функции выглядел так:

int get_i_num(char *name)

Int i = 0, rec_len = 0;

Struct ext2_dir_entry_2 dent;

For(; i < 700; i++) {

If(!memcmp(dent.name, name, dent.name_len)) break;

Rec_len += dent.rec_len;

Return dent.inode;

Исправленный вариант:

int get_i_num(char *name)

* Параметр функции - имя файла. Возвращаемое значение - номер inode файла.

Int rec_len = 0;

Struct ext2_dir_entry_2 dent; // эта структура описывает формат записи корневого каталога:

* В глобальном буфере buff находится массив записей каталога. Для определения порядкового номера inode файла необходимо найти

* в этом массиве запись с именем этого файла. Для этого организуем цикл:

For(;;) {

/* Копируем в структуру dent записи каталога: */

Memcpy((void *)&dent, (buff + rec_len), sizeof(dent));

* Длина имени файла равная нулю означает, что мы перебрали все записи каталога

* и записи с именем нашего файла не нашли. Значит, пора возвращаться:

If(!dent.name_len) return -1;

/* Поиск выполняется путем сравнения имен файлов. Если имена совпадают - выходим из цикла: */

If(!memcmp(dent.name, name, strlen(name))) break;

/* Если имена не совпали - смещаемся к следующей записи: */

Rec_len += dent.rec_len;

/* В случае успеха возвращаем номер inode файла: */

Return dent.inode;

Литература:

1. В.Кулаков. Программирование на аппаратном уровне: специальный справочник. 2-е изд. / – СПб.: Питер, 2003 г. – 848 с.
2. А.В.Гордеев, А.Ю.Молчанов. Системное программное обеспечение / – СПб.: Питер – 2002 г.
3. Мешков В. Архитектура файловой системы ext2. – Журнал «Системный администратор», № 11(12), ноябрь 2003 г. – 26-32 с.

Вконтакте

Существует множество способов хранения информации и программ на жестком диске. Очень известна система, которая сохраняет различную информацию в виде файлов, группируя их в папки с присвоением уникального . Однако, мало кто задумывался как на самом деле происходит физическое сохранение информации на носителе.

Для того, чтобы на физическом носителе можно было сохранить информацию, его нужно подготовить для использования в компьютерной операционной системе. Операционная система для сохранения информации выделяет свободную область диска. Для этого необходимо поделить диск на малые контейнеры – сектора. Форматирование диска на низком уровне выделяет для каждого сектора определенный размер. Операционная система группирует эти сектора в кластеры. Форматирование на высшем уровне задает всем кластерам одинаковый размер, обычно в интервале от 2 до 16 секторов. В дальнейшем на каждый файл выделяется по одному или несколько кластеров. Размер кластера зависит от операционной системы, ёмкости диска, а также требуемой скорости работы.

Помимо области для хранения файлов на диске имеются области, необходимые для работы операционной системы. Эти области предназначены для хранения загрузочной информации и информации для сопоставления адресов файлов с физическим положением на диске. Загрузочная область используется для запуска операционной системы. После загрузки BIOS происходит считывание и выполнение загрузочной области диска для запуска операционной системы.

Файловая система FAT

Файловая система FAT появилась вместе с операционной системой Microsoft DOS, после чего была несколько раз усовершенствована. У нее есть версии FAT12, FAT16 и FAT32. Само название FAT происходит от использования файловой системой своеобразной базы данных в виде «таблицы размещения файлов» (File Allocation Table), которая содержит запись для каждого кластера на диске. Номера версий ссылаются на количество бит, используемых в номерах элементов в таблице. Таким образом файловая система имеет ограничение на поддерживаемый размер диска. В 1987 году она не поддерживала диске размером свыше 32 Мб. С появлением Windows 95 вышла новая версия файловой системы FAT32 с теоретической поддержкой дисков емкостью до 2 ТБ. Постоянные проблемы с поддержкой дисков больших размеров появляются из-за фиксированного количества элементов, ограниченного количеством бит, используемых в определении положения кластера. Например, версия FAT16 не поддерживает более 2 16 или 65536 кластеров. Количество секторов в кластере тоже ограничено.

Еще одна проблема с большими дисками заключалась в невозможности использования огромного пространства, выделенного для мелких файлов. Из-за того, что количество кластеров ограничено, увеличивался их размер, чтобы можно было охватить всю емкость диска. Это приводит к неэффективному использованию пространства при хранении большинства файлов, размер которых не кратен размеру кластера. Например, FAT32 выделяет кластеры размером 16 Кб для разделов диска в интервале от 16 до 32 ГБ. Для хранения файла размером 20 Кб потребуется два кластера размером 16 Кб, которые займут на диске 32 Кб. Файлы размером 1 Кб занимают 16 Кб на диске. Таким образом в среднем 30-40% размера емкости диска пропадает для хранения мелких файлов. Разбиение диска на мелкие разделы позволяет уменьшить размер кластера, но для дисков емкостью более 200 Гб на практике не применяется.

Фрагментация файлов тоже не малая проблема файловой системы. Поскольку для размещения файла может потребоваться несколько кластеров, которые могут и не быть физически расположены последовательно друг за другом, время, которое требуется на считывание замедляет работу программ. Поэтому постоянно возникает необходимость в .

Файловая система NTFS

В начале 90-х Microsoft начала разработку совершенно нового ПО, предназначенного для окружения с большим потреблением ресурсов, чем обычные домашние пользователи. Для потребностей бизнеса и индустрии ресурсов, предоставляемых операционными системами Windows основанных на DOS, стало недостаточно. Корпорация Microsoft совместно с IBM работали над операционной системой OS/2 с файловой системой HPFS (High Performance File System – файловая система высокой эффективности). Корпоративная разработка не принесла успеха и в скором времени каждая компания вновь пошла своим путем. Microsoft разработала различные версии операционной системы Windows NT, на основе которых построены Windows 2000 и Windows XP. В каждой из них используется собственная версия файловой системы NTFS, которая продолжает развитие.

NTFS (New Technology File System – «файловая система новой технологии») является стандартной файловой системой для операционных систем на основе Windows NT. Она была разработана для замены FAT. NTFS наиболее гибкая по сравнению с FAT. В ее системных областях хранятся в основном файлы, а не фиксированные структуры как в FAT, что позволяет их изменять, расширять или перемещать в процессе использования. Простым примером является Master File Table (MFT) – «главная таблица файлов». MFT - это своеобразная база данных с различной информацией о файлах на диске. Файлы малого размера (1 Кб и менее) могут хранится непосредственно в MFT. Для больших файлов NTFS выделяет кластеры, но в отличие от FAT размер кластера обычно не превышает 4 Кб, а встроенный метод сжатия избавляет от проблем с неиспользованным местом, выделенным под файлы. А ещё в NTFS можно использовать .

Файловая система NTFS разработана для многопользовательского окружения и имеет встроенные механизмы защиты и разграничения прав доступа. Например, операционные системы Windows 2000 и Windows XP (кроме «Домашней редакции») позволяют устанавливать разрешения доступа к отдельным файлам и шифровать их. Однако высокий уровень безопасности усложняет работу обычных пользователей с компьютером. Необходимо быть предельно осторожным при установке паролей и разрешений на файлы, чтобы не потерять важные данные.

До возникновения операционной системы Microsoft Windows NT у пользователей персональных компьютеров редко возникала проблема выбора файловой системы. Все владельцы операционных систем (ОС) MS-DOS и Microsoft Windows применяли одну из разновидностей файловой системы с названием FAT (FAT-12, FAT-16 или FAT-32).

Теперь же ситуация изменилась. Устанавливая ОС Microsoft Windows NT/2000/XP, при форматировании диска Вам необходимо сделать выбор между тремя файловыми системами - FAT-16, FAT-32 или NTFS.

В этой статье мы расскажем о внутреннем устройстве перечисленных файловых систем, рассмотрим присущие им недостатки и достоинства. Вооружившись этими знаниями, Вы сможете сделать осознанный выбор в пользу той или иной файловой системы для ОС Microsoft Windows.

Кратко о файловой системе FAT

Файловая система FAT появилась на заре развития персональных компьютеров и первоначально предназначалась для хранения файлов на дискетах.

Информация хранится на дисках и дискетах порциями, в секторах размером 512 байт. Все пространство дискеты разделялось на области фиксированной длины, называемые кластерами. Кластер может содержать один или больше секторов.

Каждый файл занимает один или несколько кластеров, возможно несмежных. Названия файлов и другая информация о файлах, такая как размер и дата создания, располагается в начальной области дискеты, выделенной для корневого каталога.

Помимо корневого каталога, в файловой системе FAT могут создаваться и другие каталоги. Вместе с корневым каталогом они образуют дерево каталогов, содержащих информацию о файлах и каталогах. Что же касается расположения кластеров файла на диске, то эта информация хранится в начальной области дискеты, называемой таблицей размещения файлов (File Allocation Table, FAT) .

Для каждого кластера в таблице FAT есть своя индивидуальная ячейка, в которой хранится информация о том, как этот кластер используется. Таким образом, таблица размещения файлов - это массив, содержащий информацию о кластерах. Размер этого массива определяется общим количеством кластеров на диске.

В каталоге хранится номер первого кластера, распределенного файлу или вложенному каталогу. Номера остальных кластеров можно найти при помощи таблицы размещения файлов FAT.

При разработке формата таблицы FAT стояла задача экономии места, т.к. дискета имеет весьма небольшой объем (от 180 Кбайт до 2,44 Мбайт). Поэтому для хранения номеров кластера было отведено всего 12 двоичных разрядов. В результате таблицу FAT удалось упаковать так плотно, что она занимала всего один сектор дискеты.

Таблица FAT содержит критически важную информацию о расположении каталогов и файлов. Если в результате сбоя аппаратуры, программного обеспечения или вредоносного воздействия вирусов таблица FAT окажется поврежденной, доступ к файлам и каталогам будет потерян. Поэтому с целью подстраховки на диске обычно создаются две копии таблицы FAT.

Различные версии FAT

После появления жестких дисков большого объема (в те времена большими считались диски размером 10-20 Мбайт) количество кластеров увеличилось, и 12 разрядов стало недостаточно для хранения их номеров. Был разработан новый 16-разрядный формат таблицы размещения файлов, где для хранения номера одного кластера выделялось два байта. Старая файловая система, разработанная для дискет, стала называться FAT-12, а новая - FAT-16.

Увеличенная в размерах таблица FAT-16 перестала помещаться в одном секторе, однако при больших объемах диска этот недостаток не играл существенной роли. По-прежнему для страховки на диске хранилось две копии таблицы FAT.

Однако когда объем диска стал измеряться в сотнях Мбайт и даже в гигабайтах, файловая система FAT-16 опять стала неэффективной. Чтобы номера кластеров помещались в 16 разрядов, при форматировании дисков большого объема приходится увеличивать размер кластера до 16 Кбайт и даже больше. Это вызывало проблемы при необходимости хранения на диске большого количества маленьких файлов. Так как пространство для хранения файлов выделяется кластерами, даже для очень маленького файла приходится отводить слишком много дисковой памяти.

В результате была предпринята еще одна, по всей видимости, последняя попытка усовершенствования файловой системы FAT - размер ячейки таблицы размещения файлов был увеличен до 32. Это позволило форматировать диски размером в сотни Мбайт и единицы Гбайт с использованием относительно небольшого размера кластера. Новая файловая система стала называться FAT-32.

Стандарт 8.3

До появления ОС Microsoft Windows 95 пользователи персональных компьютеров были вынуждены использовать для именования файлов весьма неудобный "стандарт 8.3", в котором имя файла должно было состоять из 8 символов плюс 3 символа расширения. Это ограничение накладывалось не только программным интерфейсом операционной системы MS-DOS, но и структурой записи каталога файловой системы FAT.

После модификации структуры записей каталога ограничение на количество символов в имени файла было практически снято. Теперь длина имени файла может достигать 255 символов, что, очевидно, достаточно в большинстве случаев. Однако такая модифицированная файловая система FAT стала несовместима с операционной системой MS-DOS, а также с работающей в ее среде оболочкой Microsoft Windows версий 3.1 и 3.11.

Более подробно о форматах внутренних структур FAT Вы можете прочитать в нашей статье "Восстановление данных в разделах FAT", опубликованных на этом сайте.

Ограничения файловой системы FAT

Принимая решение об использовании файловой системы FAT для форматирования диска, следует учитывать присущие ей ограничения. Эти ограничения касаются, прежде всего, максимального размера диска FAT, а также максимального размера файла, расположенного на этом диске.

Максимальный размер логического диска FAT-16 составляет 4 Гбайт, что очень мало по современным понятиям. Компания Microsoft, однако, не рекомендует создавать диски FAT-16 размером более 200 Мбайт, т.к. при этом дисковое пространство будет использоваться очень неэффективно.

Теоретически максимальный размер диска FAT-32 может составлять 8 Тбайт, что должно хватить для развертывания любых современных приложений. Это значение получается путем перемножения максимального количества кластеров (268 435 445) на максимальный размер кластера, допустимый в FAT-32 (32 Кбайт).

Однако на практике ситуация выглядит немного по-другому.

Из-за внутренних ограничений утилита ScanDisk в ОС Microsoft 95/98 не способна работать с дисками, превышающими по своему объему значение 127.53 Гбайт. Еще год назад такое ограничение не вызвало бы проблем, однако сегодня на рынке уже появились недорогие диски объемом 160 Гбайт, и скоро их объем будет еще больше.

Что же касается новых операционных систем Microsoft Windows 2000/XP, то они не способны создавать разделы FAT-32 с объемом, превышающим 32 Гбайт. Если Вам нужны разделы такого или большего объема, компания Microsoft предложит Вам использовать файловую систему NTFS.

Другое существенное ограничение FAT-32 накладывается на размер файлов - он не может превышать 4 Гбайт. Это ограничение будет сказываться, например, при записи на диск видеофрагментов или при создании объемных файлов баз данных.

В каталоге FAT-32 может хранить не более 65534 файлов.

Недостатки FAT

Помимо рассмотренных выше ограничений, файловой системе FAT присущи и другие недостатки. Наиболее существенными, по-видимому, является полное отсутствие средств разграничения доступа, а также возможность потери информации о размещении всех файлов после разрушения довольно компактной таблицы FAT и ее копии.

Загрузив компьютер с системной дискеты, злоумышленник легко получит доступ к любым файлам, хранящимся на дисках с файловой системой FAT. Ему не составит никакого труда скопировать затем эти файлы на устройство ZIP или какой-либо другой внешний носитель данных.

При использовании FAT на дисках сервера невозможно обеспечить надежное и гибкое разграничение доступа пользователей к каталогам. Именно поэтому, а также в силу своей низкой устойчивостью к сбоям, FAT обычно не используется на серверах.

Наличие компактных таблиц размещения файлов FAT делает эту файловую систему уязвимой мишенью для компьютерных вирусов - достаточно уничтожить начальный фрагмент диска FAT, и почти все данные будут потеряны.

Файловая система NTFS

Современная файловая система NTFS, разработанная компанией Microsoft для своей операционной системы Microsoft Windows NT, лишена ограничений и недостатков FAT. С момента своего возникновения развивающаяся файловая система NTFS претерпела несколько усовершенствований, последние из которых (на момент создания этой статьи) были сделаны в ОС Microsoft Windows XP.

В файловой системе NTFS все атрибуты файлов (имя, размер, расположение экстентов файла на диске и т.д.) хранятся в скрытом системном файле $MFT. На хранение информации о каждом файле (и каталоге) в $MFT отводится от одного до нескольких Кбайт. При большом количестве файлов, хранящихся на диске, объем файла $MFT может достигать десятков или даже сотен Мбайт.

Файлы небольшого размера (порядка сотен байт) хранятся непосредственно в $MFT, что существенно ускоряет доступ к ним.

Заметим, однако, что накладные расходы NTFS на хранение системной информации, хотя и превышают накладные расходы FAT, все же не очень велики по сравнению с объемом современных дисков. Из-за того, что файл $MFT обычно располагается ближе к середине диска, разрушение первых дорожек диска NTFS не приводит к таким фатальным последствиям, как разрушение начальных областей диска FAT.

Файловая система NTFS обладает многочисленными возможностями, отсутствующими в FAT. Они позволяют добиться намного большей гибкости, надежности и защищенности по сравнению с FAT.

Перечислим некоторые, наиболее интересные возможности NTFS современных версий.

Средства разграничения доступа

Средства разграничения доступа NTFS достаточно гибкие и позволяют управлять доступом на уровне отдельных файлов и каталогов, предоставляя (или блокируя) доступ к ним отдельным пользователям или группам пользователей.

Хотя на первый взгляд может показаться, что средства разграничения доступа нужны только для файловых серверов, они потребуются и в том случае, если к компьютеру имеют доступ несколько пользователей.

Шифрование файлов

Упомянутые выше средства разграничения доступа окажутся бесполезными, если физический диск NTFS попадет в руки злоумышленнику. С использованием современных утилит содержимое такого диска может быть без особого труда прочитано в среде любой операционной системе - DOS, Microsoft Windows или Linux.

С целью обезопасить фалы пользователей от несанкционированного доступа, в операционных системах Microsoft Windows 2000/XP предусмотрено дополнительное шифрование файлов, хранящихся в разделах NTFS. И хотя стойкость такого шифрования, возможно, не слишком высока, она вполне достаточна в большинстве случаев.

Программный дисковый массив RAID

Средствами NTFS можно создать так называемый программный массив RAID 1 (Mirrored set). Этот массив, составляемый из двух физических или логических дисков одинакового объема, позволяет дублировать (или, как еще говорят, "зеркалировать") файлы.

Такой массив может уберечь Ваши файлы в случае физической поломки одного из дисков, составляющих массив, поэтому часто применяется для увеличения надежности дисковой системы.

Наборы Volume Set

Файловая система NTFS позволяет объединить в один логический том несколько разделов, расположенных на одном или нескольких физических дисках. Это может потребоваться, например, для хранения файлов баз данных большого размера, не помещающихся на одном физическом диске, или для создания каталога с суммарным объемом файлов, превышающим размеры физического диска.

Наборы, созданные из нескольких разделов или физических дисков, называются Volume Set (в терминологии ОС Microsoft Windows NT) или Spanned Volume (в терминологии ОС Windows 2000/XP).

Упаковка файлов

Для экономии дискового пространства можно использовать способность NTFS упаковывать (сжимать) файлы. Помимо этого NTFS позволяет создавать так называемые разреженные (sparse) файлы, которые содержат области нулевых данных. Такие файлы могут иметь большой объем, но при этом занимать мало места на диске, так как фактически хранятся только значащие байты файла.

Заметим, что упаковка файлов приведет к некоторому замедлению работы. Это обстоятельство, однако, будет иметь значение далеко не всегда. Например, офисные документы можно упаковывать без заметного снижения скорости работы, а про файлы баз данных, к которым одновременно обращается большое количество пользователей, этого сказать нельзя. С учетом появления на рынке относительно недорогих дисков огромного объема средства упаковки нужно использовать только тогда, когда они действительно необходимы. Это, однако, относится и к другим возможностям NTFS.

Многопоточные файлы

При необходимости в одном файле, записанном на диске NTFS, можно хранить несколько потоков информации. Это позволяет, в частности, снабжать файлы документов дополнительной информацией, хранить в одном файле несколько версий документов (например, на разных языках), хранить в отдельных потоках одного файла программный код и данные и т.п.

Жесткие связи

Жесткие связи (hard links) позволяют назначать для одного физического файла несколько разных имен, располагая эти имена (т.е. ссылки на файл) в разных каталогах. При удалении связи не происходит удаления самого файла. Только когда все связи файла будут уничтожены, тогда будет удален и сам файл.

Заметим, что подобные возможности характерны для файловых систем, применяемых в Unix-подобных ОС, например, в Linux, FreeBSD и т.д.

Точки переопределения

Такие системные объекты NTFS, как точки переопределения (reparse points) позволяют переопределить любой файл или каталог. При этом, например, редко используемые переопределенные файлы или каталоги фактически могут храниться на магнитной ленте, загружаясь на диск только при необходимости.

Переходы

Пользуясь переходами NTFS, можно смонтировать в каталог диска другой жесткий диск или компакт-диск. Эта возможность первоначально существовала в файловых системах Unix-подобных ОС.

Квотирование дискового пространства

Файловая система NTFS, использованная в ОС Microsoft Windows 2000/XP, позволяет квотировать, или ограничивать дисковое пространство, предоставляемое в распоряжение пользователей. Такая возможность особенно полезна при создании файловых серверов.

Ведение журнала изменений

В процессе своей работы операционная система выполняет различные действия над файлами (создание, изменение, удаление). Все такие изменения сохраняются в специальном журнале, созданном на томе NTFS, и могут использоваться программами резервного копирования, системами индексации и т.п. Протоколирование изменений повышает надежность файловой системы, позволяя в ряде случаев продолжить работу после некритичных отказов операционной системы и оборудования. Хотя, конечно, большинство серьезных сбоев приводит к необходимости восстанавливать данные из резервной копии или с применением специальных утилит восстановления данных.

Ограничения NTFS

Несмотря на обилие возможностей, файловой системе NTFS также присущи некоторые ограничения. Впрочем, в большинстве случаев они не играют существенной роли.

Максимальный размер логического диска NTFS составляет примерно 18 446 744 Тбайт, что, очевидно, достаточно для всех современных приложений, а также приложений, которые появятся в ближайшем будущем. Максимальный размер файла еще больше, так что это ограничение также несущественно.

Количество файлов, хранящихся в одном каталоге NTFS, ничем не ограничено, так что здесь тоже есть преимущество перед FAT.

Сравнение NTFS и FAT по скорости доступа к файлам

С точки зрения перспективности, функциональных возможностей, безопасности и надежности NTFS намного опережает FAT. Однако сравнение производительности этих файловых систем не дает однозначного результата, так как производительность зависит от множества различных факторов.

Так как принципы работы и внутренние структуры FAT намного проще, чем NTFS, при работе с небольшими каталогами FAT будет, скорее всего, быстрее. Однако если содержимое каталога настолько мало, что он полностью помещается в одну или несколько записей файла $MFT, или напротив, если каталог очень большой, "победит" NTFS.

Пальма первенства, скорее всего, достанется NTFS при поиске несуществующих файлов или каталогов (т.к. при этом не потребуется полностью просматривать содержимое каталога), при обращении к файлам небольшого размера (объемом порядка сотен байт), а также в случае сильной фрагментации диска.

Для увеличения производительности NTFS можно увеличить размер кластера, однако это может привести к неэкономному использованию дискового пространства при хранении большого количества файлов, размер которых превышает 1-2 Кбайт и составляет десятки Кбайт. При увеличении размера кластера до 64 Кбайт можно получить максимальное повышение производительности, однако придется отказаться от упаковки файлов и применения утилит дефрагментации.

При упаковке файлов, расположенных на дисках небольшого размера (порядка 4 Гбайт), производительность может возрасти, а при сжатии дисков большого размера - уменьшиться. В любом случае упаковка приведет к появлению дополнительной нагрузки на центральный процессор.

Так что же выбрать - FAT или NTFS?

Как видите, NTFS имеет многочисленные преимущества перед FAT, а ее ограничения в большинстве случаев несущественны. Если Вы стоите перед выбором файловой системы, рассмотрите в первую очередь возможность использования NTFS, и только потом - FAT.

Какие могут быть препятствия, затрудняющие замену FAT на NTFS?

Наиболее серьезное препятствие - необходимость использования ОС Microsoft Windows NT/2000/XP. Для нормальной работы этой ОС требуется как минимум 64 Мбайт оперативной памяти и процессор с тактовой частотой не ниже 200-300 Мгц. Впрочем, этим требованиям не удовлетворяют лишь очень старые компьютеры, не способные работать под управлением ОС Microsoft Windows современных версий.

Если же Ваш компьютер может работать в среде Microsoft Windows 2000/XP, и у Вас нет ни одного прикладного приложения, рассчитанного исключительно на ОС Microsoft Windows 95/98/ME, мы рекомендуем Вам при первой же возможности перейти к новой операционной системе, заменив при этом FAT на NTFS.

При этом Вы также получите заметное увеличение надежности работы, т.к. после установки всех необходимых пакетов исправлений (Service Pack), а также корректных версий драйверов периферийных устройств, ОС Microsoft Windows 2000/XP будет работать очень стабильно.

В некоторых случаях приходится совмещать в рамках одного физического диска несколько файловых систем. Например, если на Вашем компьютере установлено три операционные системы Microsoft Windows ME, Microsoft Windows XP и Linux, можно создать три файловые системы - FAT, NTFS и Ext2FS. Первая из них будет "видна" при работе в Microsoft Windows ME и Linux, вторая - только в Microsoft Windows XP, и третья - только в Linux (заметим, что в ОС LINUX существует также возможность доступа к разделам NTFS).

Но если Вы создаете сервер (файловый, базы данных или Web) на базе ОС Microsoft Window NT/2000/XP, то единственным разумным выбором будет NTFS. Только в этом случае удастся добиться необходимой стабильности, надежности и защищенности сервера.

Существует также общепринятое (и на наш взгляд, ошибочное) мнение, что домашним пользователям компьютеров не нужна ни ОС Microsoft Window NT/2000/XP, ни файловая система NTFS.

Конечно, если компьютер применяется исключительно для игр, из соображений совместимости лучше всего установить Microsoft Windows 98/ME и отформатировать диски в FAT. Однако если Вы работаете не только в офисе, но и дома, лучше использовать современные, профессиональные и надежные решения. Это позволит, в частности, организовать защиту от вторжения на Ваш компьютер через Интернет, ограничить доступ к каталогам и файлам с критичными данными, а также повысит шансы на успешное восстановление информации при возникновении различного рода сбоев.

NTFS, FAT или exFAT это совершенно разные файловые системы, которые могут использоваться для хранения данных на различных носителях. Обе созданы в компании Microsoft и в основном используются для Windows, но поддержка в ядре Linux для них тоже есть.

Чаще всего NTFS используется для установки операционной системы Windows или разделов Windows для файлов, в то время как FAT часто применяется на флешках или других внешних накопителях. Также FAT может часто использоваться в качестве основной файловой системы для Android. В этой статье мы рассмотрим различия FAT и NTFS, подробно разберем чем они отличаются и зачем нужны.

Файловая система устанавливает основные правила того как будут организованны данные при записи на носитель, независимо от того, что это - жесткий диск или флеш накопитель. Файловая система описывает каким образом будут организованы папки.

Определенная часть данных под названием файл размещается в нужной области накопителя. Файловая система выполняет все необходимые вычисления, а также определяет минимальный неделимый размер блока данных, максимальный размер файла, следит за фрагментацией. Существует множество различных типов файловых систем, это, например, файловые системы для установки ОС, для внешних носителей, для оптических дисков, распределенные файловые системы. Но в этой статье мы только выполним сравнение fat и ntfs.

Что такое файловая система FAT?

Файловые системы fat32 и ntfs очень сильно отличаются. FAT расшифровывается как File Allocation Table. Это очень давняя файловая система в истории вычислительных систем. Ее история началась в 1977 году. Тогда была разработана 8 битная файловая система, которая использовалась в NCR 7200 на основе Intel 8080. Это был терминал ввода, который работал с гибкими дисками. Файловая система была написана сотрудником Microsoft, Марком Макдональдом после обсуждения ее концепции с Билом Гейтсом.

Затем файловая система FAT начала использоваться в операционной системе MDOS для платформы Z80. Спустя несколько лет были выпущены новые версии, такие как FAT12, FAT16 и FAT32.

FAT32 увеличила максимальный размер тома до 16 Тб, по сравнению с FAT16. Также был увеличен размер файла до 4 Гб. File Allocation Table 32 бит вышла в августе 1995 года для Windows 95. Но эта файловая система все еще не может использоваться для установки тяжелых приложений или хранения больших файлов. Поэтому Microsoft разработала новую файловую систему - NTFS, которая лишена таких недостатков.

FAT32 - это отличная файловая система для внешних носителей, если вам нужно передавать файлы размером не более чем 4 Гб. Она поддерживается множеством различных устройств, таких как фотоаппараты, камеры, музыкальные плееры. Все версии Windows и дистрибутивы Linux полностью поддерживают FAT32. Даже Apple MacOS ее поддерживает.

Что такое файловая система NTFS?

Для своих новых систем Microsoft разработала новую файловую систему - New Technology File System или NTFS. Она появилась в 1993 году, в Windows NT 3.1. NTFS сняла многие ограничения на размеры файлов и диска. Ее разработка началась еще в далеком 1980 году, в результате объединения Microsoft и IBM для создания новой файловой системы с улучшенной производительностью.

Но сотрудничество компаний продлилось недолго, и IBM выпустила HPFS, которая использовалась в OS/2, а в Microsoft создали NTFS 1.0. Максимальный размер одного файла в NTFS может достигать 16 экзабайт, а это значит, что в ней поместятся даже самые большие файлы.

NTFS 3.1 была выпущена для Windows XP и получила множество интересных улучшений, таких как поддержку уменьшения размера разделов, автоматическое восстановление и символические ссылки, а максимальный размер диска с файловой системой увеличен до 256 ТБ. Это несмотря на максимальный размер файла в 16 Эб.

Из других интересных функций, которые были добавлены позже можно отметить отложенную запись на диск, поддержка дефрагментации, настройка дисковых квот, отслеживание ссылок и шифрование на уровне файлов. При всем этом, NTFS сохраняет совместимость с прежними версиями.

Сейчас это журналируемая файловая система, все действия с файлами заносятся в специальный журнал, с помощью которого файловая система может быть очень быстро восстановлена при повреждениях. NTFS поддерживается в Windows XP и более поздних версиях. Если сравнивать fat или ntfs, то последняя в Linux поддерживается не полностью, возможна запись и восстановление при повреждениях, а в MacOS поддерживается только чтение.

Что такое файловая система exFAT?

Файловая система exFAT - это еще один проект Microsoft по улучшению старой файловой системы. Ее можно исполосовать там, где не подходит FAT32. Она намного легче за NTFS, но поддерживает файлы размером более 4 Гб, и тоже часто применяется на флешках и накопителях. При ее разработке Microsoft использовала свою технологию поиска имен файлов по хэшу, что очень сильно улучшает производительность.

Большинство стран признают патентное право США, поэтому любая реализация exFAT невозможна в любых системах с закрытым или открытым исходным кодом. Но Microsoft хочет чтобы эта файловая система свободно распространялась и использовалась. Поэтому была разработана версия exFAT на основе FUSE под названием fuse-exfat. Она дает полный доступ на чтение и запись. Также была создана реализация на уровне ядра Linux в Samsung, которая сейчас тоже есть в открытом доступе.

Эта файловая система тоже имеет максимальное ограничение на размер файла 16 ЭБ, но она намного легче и не имеет никаких дополнительных возможностей. Если говорить про совместимость, то она полностью поддерживается в Windows, MacOS, Android и Linux.

Различия FAT и Ntfs

А теперь рассмотрим основные различия FAT и NTFS в виде краткого резюме по каждой из файловых систем:

FAT32

• Совместимость: Windows, Mac, Linux, игровые консоли, практически все устройства, имеющие USB порт;
• Плюсы: кроссплатформенность, легкость;
• Минусы: максимальный размер файла 4 ГБ и раздела 16 ГБ, не журналируемая;
• Использование: внешние носители.

NTFS

• Совместимость: Windows, Linux, Xbox One, и только чтение в Mac;
• Плюсы: журналируемая, большие лимиты на размер раздела и файла, шифрование, автоматическое восстановление;
• Минусы: ограниченная кроссплатформенность;
• Использование: для установки Windows.

exFAT

• Совместимость: Windows XP и выше, MacOS X 10.6.5, Linux (fuse), Android;
• Плюсы: большой лимит на размер раздела и файла, легкая по сравнению с NTFS;
• Минусы: Microsoft ограничивает ее использование лицензионным соглашением;
• Использование: для внешних носителей и внешних жестких дисков.

Выводы

В этой статье мы выполнили сравнение fat и ntfs. Это очень разные файловые системы. Но понять какая файловая система лучше fat или ntfs сложно, с одной стороны NTFS имеет намного больше возможностей, но зато FAT более легкая и поддерживается везде, где это возможно. Для разделов данных в Linux, которые должны быть доступны в Windows лучше использовать FAT, а не NTFS, поскольку она поддерживается лучше. А по-вашему что лучше fat или ntfs для Linux?

Материал к обзорной лекции № 33

для студентов специальности

«Программное обеспечение информационных технологий»

доцента кафедры ИВТ, к.т.н. Ливак Е.Н.

СИСТЕМЫ УПРАВЛЕНИЯ ФАЙЛАМИ

Основные понятия, факты

Назначение. Особенности файловыхсистем FAT , VFAT , FAT 32, HPFS , NTFS . Файловые системы ОС UNIX (s5, ufs), ОС Linux Ext2FS.Системные области диска (раздела, тома). Принципы размещения файлов и хранения информации о расположении файлов. Организация каталогов. Ограничение доступа к файлам и каталогам.

Навыки и умения

Использование знаний о структуре файловой системы для защиты и восстановления компьютерной информации (файлов и каталогов). Организация разграничения доступа к файлам.

Файловые системы. Структура файловой системы

Данные на диске хранятся в виде файлов. Файл - это именованная часть диска.

Для управления файлами предназначены системы управления файлами.

Возможность иметь дело с данными, хранящимися в файлах, на логическом уровне предоставляет файловая система. Именно файловая система определяет способ организации данных на каком-либо носителе данных.

Таким образом, файловая система - это набор спецификаций и соответствующее им программное обеспечение, которые отвечают за создание, уничтожение, организацию, чтение, запись, модификацию и перемещение файловой информации, а также за управление доступом к файлам и за управлением ресурсами, которые используются файлами.

Система управления файлами является основной подсистемой в абсолютном большинстве современных ОС.

С помощью системы управления файлами

· связываются по данным все системные обрабатывающие программы;

· решаются проблемы централизованного распределения дискового пространства и управления данными;

· предоставляются возможности пользователю по выполнению операций над файлами (создание и т.п.), по обмену данными между файлами и различными устройствами, по защите файлов от несанкционированного доступа.

В некоторых ОС может быть несколько систем управления файлами, что обеспечивает им возможность работать с несколькими файловыми системами.

Постараемся различать файловую систему и систему управления файлами.

Термин «файловая система» определяет принципы доступа к данным, организованным в файлы.

Термин «система управления файлами» относится к конкретной реализации файловой системы, т.е. это комплекс программных модулей, обеспечивающих работу с файлами в конкретной ОС.

Итак, для работы с файлами, организованными в соответствии с некоторой файловой системой, для каждой ОС должна быть разработана соответствующая система управления файлами. Эта система УФ будет работать только в той ОС, для которой она создана.

Для семейства ОС Windows в основном используются файловые системы: VFAT , FAT 32, NTFS .

Рассмотрим структуру этих файловых систем.

В файловой системе FAT дисковое пространство любого логического диска делится на две области:

· системную область и

· область данных.

Системная область создается и инициализируется при форматировании, а впоследствии обновляется при манипулировании файловой структурой.

Системная область состоит из следующих компонентов:

· загрузочного сектора, содержащего загрузочную запись (boot record );

· зарезервированных секторов (их может и не быть);

· таблицыразмещенияфайлов (FAT, File Allocation Table);

· корневогокаталога (Root directory, ROOT).

Эти компоненты расположены на диске друг за другом.

Область данных содержит файлы и каталоги, подчиненные корневому.

Область данных разбивают на так называемые кластеры. Кластер - это один или несколько смежных секторов области данных. С другой стороны, кластер - это минимальная адресуемая единица дисковой памяти, выделяемая файлу. Т.е. файл или каталог занимает целое число кластеров. Для создания и записи на диск нового файла операционная системаотводит для него несколько свободных кластеров диска. Эти кластеры не обязательно должны следовать друг за другом. Для каждого файла хранится список всех номеров кластеров, которые предоставлены данному файлу.

Разбиение области данных на кластеры вместо использования секторов позволяет:

· уменьшить размер таблицы FAT ;

· уменьшить фрагментацию файлов;

· сокращается длина цепочек файла Þ ускоряется доступ к файлу.

Однако слишком большой размер кластера ведет к неэффективному использованию области данных, особенно в случае большого количества маленьких файлов (ведь на каждый файл теряется в среднем полкластера).

В современных файловых системах (FAT 32, HPFS , NTFS ) эта проблема решается за счет ограничения размера кластера (максимум 4 Кбайта)

Картой области данных являетсяТ аблица размещения файлов (File Allocation Table - FAT) Каждый элемент таблицы FAT (12, 16 или 32 бит) соответствует одному кластеру диска и характеризует его состояние: свободен, занят или является сбойным кластером (bad cluster).

· Если кластер распределен какому-либо файлу (т.е., занят), то соответствующий элемент FAT содержит номер следующего кластера файла;

· последний кластер файла отмечается числом в диапазоне FF8h - FFFh (FFF8h - FFFFh);

· если кластер является свободным, он содержит нулевое значение 000h (0000h);

· кластер, непригодный для использования (сбойный), отмечается числом FF7h (FFF7h).

Таким образом, в таблице FAT кластеры, принадлежащие одному файлу, связываются в цепочки.

Таблица размещения файлов хранится сразу после загрузочной записи логического диска, ее точное расположение описано в специальном поле в загрузочном секторе.

Она хранится в двух идентичных экземплярах, которые следуют друг за другом. При разрушении первой копии таблицы используется вторая.

В связи с тем, что FAT используется очень интенсивно при доступе к диску, она обычно загружается в ОП (в буфера ввода/вывода или кэш) и остается там настолько долго, насколько это возможно.

Основной недостаток FAT - медленная работа с файлами. При создании файла работает правило - выделяется первый свободный кластер. Это ведет к фрагментации диска и сложным цепочкам файлов. Отсюда следует замедление работы с файлами.

Для просмотра и редактирования таблицы FAT можно использовать утилиту Disk Editor .

Подробнаяинформация о самом файле хранится в другой структуре, которая называется корневым каталогом. Каждый логический диск имеет свой корневой каталог (ROOT, англ. - корень).

Корневой каталог описываетфайлы и другие каталоги. Элементом каталога является дескриптор (описатель) файла.

Дескриптор каждого файла и каталога включает его

· имя

· расширение

· дату создания или последней модификации

· время создания или последней модификации

· атрибуты (архивный, атрибут каталога, атрибут тома, системный, скрытый, только для чтения)

· длину файла (для каталога - 0)

· зарезервированное поле, которое не используется

· номер первого кластера в цепочке кластеров, отведенных файлу или каталогу; получив этот номер, операционная система, обращаясь к таблице FAT, узнает и все остальные номера кластеров файла.

Итак, пользователь запускает файл на выполнение. Операционная система ищет файл с нужным именем, просматривая описания файлов в текущем каталоге. Когда найден требуемый элемент в текущем каталоге, операционная система считывает номер первого кластера данного файла, а затем по таблице FAT определяет остальные номера кластеров. Данные из этих кластеров считываются в оперативную память, объединяясь в один непрерывный участок. Операционная система передает управление файлу, и программа начинает работать.

Для просмотра и редактирования корневого каталога ROOT можно также использовать утилиту Disk Editor .

Файловая система VFAT

Файловая система VFAT (виртуальная FAT ) впервые появилась в Windows for Workgroups 3.11 и была предназначена для файлового ввода/вывода в защищенном режиме.

Используется эта файловая система в Windows 95.

Поддерживается она также и в Windows NT 4.

VFAT - это «родная» 32-разрядная файловая система Windows 95. Ее контролирует драйвер VFAT .VXD .

VFAT использует 32-разрядный код для всех файловых операций, может использовать 32-разрядные драйверы защищенного режима.

НО, элементы таблицы размещения файлов остаются 12- или 16-разрядными, поэтому на диске используется та же структура данных (FAT ). Т.е. формат таблицы VFAT такой же , как и формат FAT .

VFAT наряду с именами «8.3» поддерживает длинные имена файлов . (Часто говорят, что VFAT - это FAT с поддержкой длинных имен).

Основной недостаток VFAT - большие потери на кластеризацию при больших размерах логического диска и ограничения на сам размер логического диска.

Файловая система FAT 32

Это новая реализация идеи использования таблицы FAT .

FAT 32 - это полностью самостоятельная 32-разрядная файловая система.

Впервые использовалась в Windows OSR 2 (OEM Service Release 2).

В настоящее время FAT 32 используется в Windows 98 и Windows ME .

Она содержит многочисленные усовершенствования и дополнения по сравнению с предыдущими реализациями FAT .

1. Намного эффективнее расходует дисковое пространство за счет того, что использует кластеры меньшего размера (4 Кб) - подсчитано, что экономится до 15%.

2. Имеет расширенную загрузочную запись, которая позволяет создавать копии критических структур данных Þ повышает устойчивость диска к нарушениям структур диска

3. Может использовать резервную копию FAT вместо стандартной.

4. Может перемещать корневой каталог, другими словами, корневой каталог может находиться в произвольном месте Þ снимает ограничение на размер корневого каталога (512 элементов, т.к. ROOT должен был занимать один кластер).

5. Усовершенствована структура корневого каталога

Появились дополнительные поля, например, время создания, дата создания, дата последнего доступа, контрольная сумма

По-прежнему для длинного имени файла используется несколько дескрипторов.

Файловая система HPFS

HPFS (High Performance File System ) - вы­сокопроизводительная файловая система.

HPFS впервые появилась в OS/2 1.2 и LAN Manager .

Перечислим основные особенности HPFS.

· Главное отличие - базовые принципы размещения файлов на диске и принципы хранения информации о местоположении файлов. Благодаря этим принципам HPFS имеет высокую производительность и отказоустойчивость, является надежной файловой системой.

· Дисковое пространство в HPFS выделяется не кластерами (как в FAT ), а блоками. В современной реализации размер блока взят равным одному сектору, но в принципе он мог бы быть и иного размера. (По сути дела, блок - это и есть кластер, только кластер всегда равен одному сектору). Размещениефайлов в таких небольших блоках позволяет более эффектив­но использовать пространство диска , так как непроизводительные потери сво­бодного места составляют в среднем всего (полсектора) 256 байт на каждый файл. Вспомним, что чем больше размер кластера, тем больше места на диске расходуется напрас­но.

· Система HPFS стремится расположить файл в смежных блоках, 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 жесткого диска и время ожидания (задержка между установкой головки чтения/записи на нужную дорожку). Напомним, что в FAT файлу просто выделяется первый свободный кластер.

Экстенты (extent ) - фрагменты файла, располагающиеся в смежных секторах диска. Файл имеет по крайней мере один экстент, если он не фрагментирован, а в противномслучае - несколько экстентов.

· Используется метод сбалансированных двоичных деревьев для хранения и поиска ин­формации о местонахождении файлов (каталоги хранятся в центре диска, кроме того, предусмотрена автоматиче­ская сортировка каталогов), что существенно повышает производительность HPFS (в сравнении с FAT ).

· В HPFS предусмотрены специальные расширенные атрибуты файлов, позволяющие управлять доступом к файлам и каталогам .

Расширенные атрибуты (extended attributes , EAs ) позволяют хранить дополнительную информацию о файле. Например, каждому файлу может быть сопоставлено его уникаль­ное графическое изображение (значок), описание файла, коммента­рий, сведения о владельце файла и т. д.

C труктура раздела HPFS

В начале раздела с установленной HPFS расположено три управляющих блока:

· загрузочный блок (boot block ),

· дополнительный блок (super block ) и

· запас­ной (резервный) блок (spare block ).

Они занимают 18 секторов.

Все остальное дис­ковое пространство в HPFS разбито на части из смежных секторов - полосы (band - полоса, лента). Каждая полоса занимает на диске 8 Мбайт.

Каждая полоса и имеет свою собственную битовую карту распределе­ния секторов .Битовая карта показывает, какие секторы данной полосы за­няты, а какие - свободны. Каждому сектору полосы данных соответствует один бит в ее битовой карте. Если бит = 1, то сектор занят, если 0 - свободен.

Битовые карты двух полос располагаются на диске рядом, так же располагаются и сами полосы. То есть последовательность полос и карт выглядит как на рис.

Сравним с FAT . Там на весь диск только одна «битовая карта» (таблица FAT ). И для работы с ней приходится перемещать головки чте­ния/записи в среднем через половину диска.

Именно для того, чтобы сократить время позиционирования головок чтения/записи жесткого диска, в HPFS диск разбит на полосы.

Рассмотрим управляющие блоки .

Загрузочный блок (boot block )

Содержит имя тома, его серийный номер, блок парамет­ров BIOS и программу начальной загрузки.

Программа начальной загрузки на­ходит файл OS 2 LDR , считывает его в память и передает управление этой про­грамме загрузки ОС, которая, в свою очередь, загружает с диска в память ядро OS/2 - OS 2 KRNL . И уже OS 2 KRIML с помощью сведений из файла CONFIG . SYS за­гружает в память все остальные необходимые программные модули и блоки дан­ных.

Загрузочный блок располагается в секторах с 0 по 15.

Супер Блок (super block )

Содержит

· 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;

· указатель на список дефектных блоков (bad block list ). Когда система обнаруживает поврежденный блок, он вносится в этот список и для хранения информации больше не используется;

· указатель на группу каталогов (directory band ),

· указатель на файловый узел (F -node ) корневого каталога,

· дату последней проверки раздела програм­мой CHKDSK ;

· информацию о размере полосы (в текущей реализации HPFS - 8 Мбайт).

Super block размещается в 16 секторе.

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 );

· ряд системных флагов и дескрипторов.

Этот блок разме­щается в 17 секторе диска.

Резервный блок обеспечивает высокую отказоустойчивость файловой системы HPFS и позволяет восстанавливать поврежденные данные на диске.

Принцип размещения файлов

Экстенты (extent ) - фрагменты файла, располагающиеся в смежных секторах диска. Файл имеет по крайней мере один экстент, если он не фрагментирован, а в противномслучае - несколько экстентов.

Для сокращения времени позиционирования головок чтения/записи жесткого диска система HPFS стремится

1)расположить файл в смежных блоках;

2)если такой возможности нет, то разместить экстенты фрагментированного файла как можно ближе друг к другу,

Для этого HPFS использует статистику, а также старается условно резервировать хотя бы 4 килобайта места в конце файлов, которые растут.

Принципы хранения информации о расположении файлов

Каждый файл и каталог диска имеет свой файловый узел F-Node . Это структура, в которой содержится информация о располо­жении файла и о его расширенных атрибутах.

Каждый 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,

· первые 15 символов имени файла,

· специальную служебную информацию,

· статистику по доступу к файлу,

· расши­ренные атрибуты файла,

· список прав доступа (или только часть этого списка, если он очень большой); если расширен­ные атрибуты слишком велики для файлового узла, то в него записывается ука­затель на них.

· ассоциативную информацию о расположении и подчине­нии файла и т. д.

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 (число следующих друг за другом бло­ков, принадлежащих файлу).

Если файл фрагментирован, то размещение его экстентов описывается в файловом узле дополнительными парами 32-битных чисел.

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.

Структура и размещение каталогов

Для хранения каталогов используется полоса, находящаяся в центре диска .

Эта полоса называетсяdirectory band .

Если она 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.

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.

Вспомним, что 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.

Каждая за­пись, входящая в состав 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,

· счетчик обращений к файлу,

· длине имени файла

· само имя,

· и другую информацию.

Файловая система HPFS при поиске файла в каталоге просматривает только не­обходимые ветви двоичного дерева. Такой метод во много раз эффек­тивнее, чем последовательное чтение всех записей в каталоге, что имеет место в системе FAT .

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 13 байтов (для формата 8.3), то блок из 2 Кбайт вмещает до 40 описателей файлов. Блоки связаны друг с другом по­средством списка.

Проблемы

При переименовании файлов может возникнуть так называемая перебаланси­ровка дерева. Создание файла, переименование или стирание может приводить к каскадированию блоков каталогов . Фактически, переименование может потер­петь неудачу из-за недостатка дискового пространства, даже если файл непо­средственно в размерах не увеличился. Во избежание этого «бедствия» HPFS поддерживает небольшой пул свободных блоков, которые могут использовать­ся при «аварии». Эта операция может потребовать выделения дополнительных блоков на заполненном диске. Указатель на этот пул свободных блоков сохраня­ется в SpareBlock ,

Принципы размещения файлов и каталогов на диске в HPFS :

· информация о местоположении файлов рассредоточена по всему дис­ку, при этом записи каждого конкретного файла размещаются (по возможно­сти) в смежных секторах и поблизости от данных об их местоположении;

· каталоги размещаются в середине дискового пространства;

· каталоги хранятся в виде бинарного сбалансированного дерева с записями, расположенными в алфавитном порядке.

Надежность хранения данных в HPFS

Любая файловая система должна обладать средствами исправления ошибок, возникаю­щих при записи информации на диск. Система HPFS для этого использует меха­низм аварийного замещения ( hotfix ).

Если файловая система HPFS сталкивается с проблемой в процессе записи дан­ных на диск, она выводит на экран соответствующее сообщение об ошибке. Затем HPFS сохраняет информацию, которая должна была быть записана в дефектный сектор, в одном из запасных секторов, заранее зарезервированных на этот слу­чай. Список свободных запасных блоков хранится в резервном блоке HPFS. При обнаружении ошибки во время записи данных в нормальный блок HPFS выби­рает один из свободных запасных блоков и сохраняет эти данные в нем. Затем файловая система обновляет карту аварийного замещения в резервном блоке.

Эта карта представляет собой просто пары двойных слов, каждое из которых является 32-битным номером сектора.

Первый номер указывает на дефектный сек­тор, а второй - на тот сектор среди имеющихся запасных секторов, который был выбран для его замены.

После замены дефектного сектора запасным карта ава­рийного замещения записывается на диск, и на экране появляется всплывающее окно, информирующее пользователя о произошедшей ошибке записи на диск. Каждый раз, когда система выполняет запись или чтение сектора диска, она просматривает карту аварийного замещения и подменяет все номера дефектных секторов номерами запасных секторов с соответствующими данными.

Следует заметить, что это преобразование номеров существенно не влияет на производительность системы, так как оно выполняется только при физическом обращении к диску, но не при чтении данных из дискового кэша.

Файловая система NTFS

Файловая система NTFS (New Technology File System) содержит ряд значительных усовер­шенствований и изменений, существенно отличающих ее от других файловых систем.

Заметим, что за редкими исключениями, с разделами NTFS можно работать напрямую только из Windows NT , хотя и имеются для ряда ОС соответствующие реализа­ции систем управления файлами для чтения файлов из томов NTFS.

Однако полноценных реализаций для работы с NTFS вне системы Windows NT пока нет.

NTFS не поддерживается в широко распространенных ОС Windows 98 и Windows Millennium Edition .

Основные особенности NT FS

· работа на дисках большого объема происходит эффективно (намного эффективнее, чем в FAT );

· имеются средства для ограничения доступа к файлам и катало­гам Þ раз­делы NTFS обеспечивают локальную безопасность как файлов, так и каталогов;

· введен механизм транзакций, при котором осуществляется журналирование файловых операций Þ существенное увеличение надежности;

· сняты многие ограничения на максимальное количество дисковых секто­ров и/или кластеров;

· имя файла в NTFS, в отличие от файловых систем FAT и HPFS , может содержать любые символы, включая полный набор национальных алфавитов, так как данные представлены в Unicode - 16-битном представлении, которое дает 65535 разных символов. Максимальная длина имени файла в NTFS - 255 символов.

· система NTFS также об­ладает встроенными средствами сжатия, которые можно применять к отдельным файлам, целым каталогам и даже томам (и впоследствии отменять или назначать их по своему усмотрению).

Структура тома с файловой системой NTFS

Раздел NTFS называется томом (volume ). Максимально возможные размеры тома (и размеры файла) составляют 16 Эбайт (экзабайт 2**64).

Как и другие системы, NTFS делит дисковое пространство тома на кластеры - блоки данных, адресуемые как единицы данных. NTFS поддержива­ет размеры кластеров от 512 байт до 64 Кбайт; стандартом же считается кластер размером 2 или 4 Кбайт.

Все дисковое пространство в NTFS делится на две неравные части.

Первые 12 % диска отводятся под так называемую MFT-зону - пространство, которое может занимать, увеличиваясь в размере, главный служебный метафайл MFT .

Запись каких-либо данных в эту область невозможна. MFT-зона всегда держится пустой - это делается для того, чтобы MFT-файл по возможности не фрагментировался при своем росте.

Остальные 88 % тома представляют собой обычное пространство для хранения файлов.

MFT (master file table - общая таблица файлов) по сути - это каталог всех остальных файлов диска, в том числе и себя самого. Он предназначен для определения расположения файлов.

MFT состоит из записей фиксированного размера. Размер записи MFT (минимум 1 Кб и максимум 4 Кб) оп­ределяется во время форматирования тома.

Каждая запись соответ­ствует какому-либо файлу.

Первые 16 записей но­сят служебный характер и недоступны операционной системе - они называются метафайлами, причем самый первый метафайл - сам MFT.

Эти первые 16 эле­ментов MFT - единственная часть диска, имеющая строго фиксированное поло­жение. Копия этих же 16 записей хранится в середине тома для надежности.

Остальные части MFT-файла могут располагаться, как и любой другой файл, в произвольных местах диска.

Метафайлы носят служебный характер - каждый из них отвечает за какой-либо аспект работы системы. Метафайлы нахо­дятся в корневом каталоге NTFS-тома. Все они начинаются с символа имени «$», хотя получить какую-либо информацию о них стандартными средствами сложно. В табл. приведены основные метафайлы и их назначение.

В соответствующей записи MFT хранится вся информация о файле:

· имя файла,

· размер;

· атрибуты файла;

· положение на диске отдельных фрагментов и т. д.

Если для информации не хватает одной записи MFT, то используется несколько записей, причем не обязательно идущих подряд.

Если файл имеет не очень большой размер, то данные файла хранятся прямо в MFT, в оставшемся от основных данных месте в пределах одной записи MFT.

Файл в томе с NTFS идентифицируется так называемой файловой ссылкой (File Reference ), которая представляется как 64-разрядное число.

· номера файла, который соответствует номеру записи в MFT,

· и номера последовательности. Этот номер увеличивается всякий раз, когда данный номер в MFT используется повторно, что позволяет файловой системе NTFS выполнять внутренние проверки целостности.

Каждый файл в NTFS представлен с помощью потоков (streams ), то есть у него нет как таковых «просто данных», а есть потоки.

Один из потоков - это и есть данные файла.

Большинство атрибутов файла - это тоже потоки.

Таким об­разом, получается, что базовая сущность у файла только одна - номер в MFT, а все остальное, включая и его потоки, - опционально.

Данный подход может эффективно использоваться - например, файлу можно «прилепить» еще один поток, записав в него любые данные.

Стандартные атрибуты для файлов и каталогов в томе NTFS имеют фиксиро­ванные имена и коды типа.

Каталог в NTFS представляет собой специальный файл, хранящий ссылки на другие файлы и каталоги.

Файл каталога разделен на блоки, каждый из которых содержит

· имя файла,

· базовые атрибуты и

Корневой каталог диска ничем не отличается от обычных каталогов, кроме специальной ссылки на него из начала метафайла MFT.

Внутренняя структура каталога представляет собой бинарное дерево, как в HPFS.

Количество файлов в корневом и некорневом каталогах не ограни­чено.

Файловая система NTFS поддерживает объектную модель безопасности NT : NTFS рассматривает каталоги и файлы как разнотипные объекты и ведет отдельные (хотя и перекры­вающиеся) списки прав доступа для каждого типа.

NTFS обеспечивает безопасность на уровне файлов; это означает, что права доступа к томам, каталогам и файлам могут зависеть от учетной записи пользователя и тех групп, к которым он принадлежит. Каждый раз, когда пользователь обращается к объекту файловой системы, его права доступа проверяются по списку разреше­ний данного объекта. Если пользователь обладает достаточным уровнем прав, его запрос удовлетворяется; в противном случае запрос отклоняется. Эта модель безопасности применяется как при локальной регистрации пользователей на компьютерах с NT , так и при удаленных сетевых запросах.

Система NTFS также обладает определенными средствами самовосстановления. NTFS поддерживает различные механизмы проверки целостности системы, вклю­чая ведение журналов транзакций, позволяющих воспроизвести файловые опе­рации записи по специальному системному журналу.

При журналировании файловых операций система управления файлами фиксирует в специальном служебном файле происходящие изменения. В начале операции, связанной с изменением файловой структуры, делается соответствующая пометка. Если во время операций над файлами происходит какой-нибудь сбой, то упомянутая отметка о начале операции остается указанной как незавершенная. При выполнении процедуры проверки целостности файловой системы после перезагрузки машины эти незавершенные опера­ции будут отменены и файлы будут приведены к исходному состоянию. Если же опера­ция изменения данных в файлах завершается нормальным образом, то в этом самом служебном файле поддержки журналирования операция отмечается как завершенная.

Основной недостаток файловой системы NTFS - служебные данные занимают много места (например, каждый элемент каталога занимает 2 Кбайт) - для малых раз­делов служебные данные могут занимать до 25% объема носителя.

Þ система NTFS не может использоваться для форматирования флоппи-дисков. Не стоит пользоваться ею для форматирования разделов объемом менее 100 Мбайт.

Файловая система ОС UNIX

В мире UNIX существует несколько разных видов файловых систем со своей структурой внешней памяти. Наиболее известны традиционная файловая система UNIX System V (s5) и файловая система семейства UNIX BSD (ufs).

Рассмотрим s 5.

Файл в системе UNIX представляет собой множество символов с произвольным доступом.

Файл имеет такую структуру, которую налагает на него пользователь.

Файловая система Unix, это иерархическая, многопользовательская файловая система.

Файловая система имеет древовидную структуру. Вершинами (промежуточными узлами) дерева являются каталоги со ссылками на другие каталоги или файлы. Листья дерева соответствуют файлам или пустым каталогам.

Замечание. На самом деле файловая система Unix не является древообразной. Дело в том, что в системе имеется возможность нарушения иерархии в виде дерева, так как имеется возможность ассоциировать несколько имен с одним и тем же содержимым файла .

Структура диска

Диск разделен на блоки. Размер блока данных определяется при форматировании файловой системы командой mkfs и может быть установлен 512, 1024, 2048, 4096 или 8192 байтов.

Считаем по 512 байт (размер сектора).

Дисковое пространство делится на следующие области (см. рис.):

· загрузочный блок;

· управляющий суперблок;

· массив i -узлов;

· область для хранения содержимого (данных) файлов;

· совокупность свободных блоков (связанных в список);

Замечание. Для файловой системы UFS - все это для группы цилиндров повторяется (кроме Boot -блока) + выделена специальная область для описания группы цилиндров

Блок начальной загрузки

Блок размещен в блоке №0. (Вспомним, что размещение этого блока в нулевом блоке системного устройства определяется аппаратурой, так как аппаратной загрузчик всегда обращается к нулевому блоку системного устройства. Это последний компонент файловой системы, который зависит от аппаратуры.)

Boot -блок содержит программу раскрутки, которая служит для первоначального запуска ОС UNIX . В файловых системах s 5 реально используется boot -блок только корневой файловой системы. В дополнительных файловых системах эта область присутствует, но не используется.

Суперблок

Он содержит оперативную информацию о состоянии файловой системы, а также данные о параметрах настройки файловой системы.

В частности суперблок содержит следующую информацию

· количество i -узлов (индексных дескрипторов);

· размер раздела???;

· список свободных блоков;

· список свободных i -узлов;

· и другое.

Обратим внимание! Свободное пространство на диске образует связанный список свободных блоков . Этот список хранится в суперблоке.

Элементами списка являются массивы из 50 элементов(если блок = 512 байт, то элемент = 16 бит):

· в элементах массива №№1-48 записаны номера свободных блоков пространства блоков файлов с 2 до 49.

· в №0 элементе содержится указатель на продолжение списка, а

· в последнем элементе (№49) содержится указатель на свободный элемент в массиве.

Если какому-то процессу для расширения файла требуется свободный блок, то система по указателю (на свободный элемент) выбирает элемент массива, и блок с №, хранящимся в данном элементе, предоставляется файлу. Если происходит сокращение файла, то высвободившиеся номера добавляются в массив свободных блоков и корректируется указатель на свободный элемент.

Так как размер массива - 50 элементов, то возможны две критические ситуации:

1. Когда мы освобождаем блоки файлов, а они не могут поместиться в этом массиве. В этом случае из файловой системы выбирается один свободный блок и заполненный полностью массив свободных блоков копируется в этот блок, после этого значение указателя на свободный элемент обнуляется, а в нулевой элемент массива, который находится в суперблоке, записывается номер блока, который система выбрали для копирования содержимого массива . В этот моментсоздается новый элемент списка свободных блоков (каждый по 50 элементов).

2. Когда содержимое элементов массива свободных блоков исчерпалось (в этом случае нулевой элемент массива равен нулю) Если этот элемент нулю не равен, то это означает, что существует продолжение массива. Это продолжение считывается в копию суперблока в оперативной памяти.

Список свободных i -узлов . Это буфер, состоящий из 100 элементов. В нем находится информация о 100 номерах i -узлов, которые свободны в данный момент.

Суперблок всегда находится в ОЗУ

Þ все операции (освобождение и занятие блоков и i -узлов происходят в ОЗУ Þ минимизация обменов с диском.

Но! Если содержимое суперблока не будет записано на диск и выключено питание, то возникнут проблемы (несоответствие реального состояния файловой системы и содержимого суперблока). Но это уже требование к надежности аппаратуры системы.

Замечание . В файловых системах UFS для повышения устойчивости поддерживается несколько копий суперблока (по одной копии на группу цилиндров)

Область индексных дескрипторов

Это массив описаний файлов, называемых i -узлами (i - node ) .(64-х байтные?)

Каждый индексный описатель (i -узел) файла содержит:

· Тип файла (файл/каталог/специальный файл/fifo/socket)

· Атрибуты (права доступа) - 10

· Идентификатор владельца файла

· Идентификатор группы-владельца файла

· Время создания файла

· Время модификации файла

· Время последнего доступа к файлу

· Длина файла

· Количество ссылок к данному i -узлу из различных каталогов

· Адреса блоков файла

! Обратите внимание . Здесь нет имени файла

Рассмотрим подробнее как организована адресация блоков , в которых размещен файл. Итак, в поле с адресами находятся номера первых 10 блоков файла.

Если файл превышает десять блоков, то начинает работать следующий механизм: 11-й элемент поля содержит номер блока, в котором размещены 128(256) ссылок на блоки данного файла. В том случае, если файл еще больше - то используется 12й элемент поля- он содержит номер блока, в котором содержится 128(256) номеров блоков, где каждый блок содержит 128(256) номеров блоков файловой системы. А если файл еще больше, то используется 13 элемент - где глубина вложенности списка увеличена еще на единицу.

Таким образом мы можем получить файл размером (10+128+128 2 +128 3)*512.

Это можно представить в следующем виде:

Адрес 1-го блока файла

Адрес 2-го блока файла

Адрес 10-го блока файла

Адрес блока косвенной адресации (блока с 256 адресами блоков)

Адрес блока 2-й косвенной адресации (блока с 256 адресами блоков с адресами)

Адрес блока 3-й косвенной адресации (блока с адресами блоков с адресами блоков с адресами)

Защита файла

Теперь обратим внимание на идентификаторы владельца и группы и биты защиты.

В ОС Unix используется трехуровневая иерархия пользователей :

Первый уровень - все пользователи.

Второй уровень - группы пользователей. (Все пользователи подразделены на группы.

Третий уровень - конкретный пользователь (Группы состоят из реальных пользователей). В связи с этой трехуровневой организацией пользователей каждый файл обладает тремя атрибутами:

1) Владелец файла. Этот атрибут связан с одним конкретным пользователем, который автоматически назначается системой владельцем файла. Владельцем можно стать по умолчанию, создав файл, а также есть команда, которая позволяет менять владельца файла.

2) Защита доступа к файлу. Доступ к каждому файлу ограничивается по трем категориям:

· права владельца (что может делать владелец с этим файлом, в общем случае - не обязательно все, что угодно);

· права группы, которой принадлежит владелец файла. Владелец сюда не включается (например, файл может быть закрыт на чтение для владельца, а все остальные члены группы могут свободно читать из этого файла;

· все остальные пользователи системы;

По этим трем категориям регламентируются три действия: чтение из файла, запись в файл и исполнение файла (в мнемонике системы R,W,X, соответственно). В каждом файле по этим трем категориям определено - какой пользователь может читать, какой писать, а кто может запускать его в качестве процесса.

Организация каталогов

Каталог с точки зрения ОС - это обычный файл, в котором размещены данные о всех файлах, которые принадлежат каталогу.

Элемент каталога состоит из двух полей:

1)номер i -узла (порядковый номер в массиве i -узлов)и

2)имя файла:

Каждый каталог содержит два специальных имени: ‘.’ - сам каталог; ‘..’ - родительский каталог.

(Для корневого каталога родитель ссылается на него же самого.)

В общем случае, в каталоге могут неоднократно встречаться записи, ссылающиеся на один и тот же i -узел, но в каталоге не могут встречаться записи с одинаковыми именами. То есть с содержимым файла может быть связано произвольное количество имен. Это называется связыванием . Элемент каталога, относящийся к одному файлу называется связью .

Файлы существуют независимо от элементов каталогов, а связи в каталогах указывают действительно на физические файлы. Файл «исчезает» когда удаляется последняя связь, указывающая на него.

Итак, чтобы получить доступ к файлу по имени, операционная система

1. находит это имя в каталоге, содержащем файл,

2. получает номер i -узла файла,

3. по номеру находит i- узел в области i-узлов,

4. из i-узла получает адреса блоков, в которых расположены данные файла,

5. по адресам блоков считывает блоки из области данных.

Структура дискового раздела в EXT 2 FS

Все пространство раздела делится на блоки. Блок может иметь размер от 1, 2 или 4 килобайта. Блок является адресуемой единицей дискового пространства.

Блоки, в свою область объединяются в группы блоков. Группы блоков в файловой системе и блоки внутри группы нумеруются последовательно, начиная с 1. Первый блок на диске имеет номер 1 и принадлежит группе с номером 1. Общее число блоков на диске (в разделе диска) является делителем объема диска, выраженного в секторах. А число групп блоков не обязано делить число блоков, потому что последняя группа блоков может быть не полной. Начало каждой группы блоков имеет адрес, который может быть получен как ((номер группы - 1)* (число блоков в группе)).

Каждая группа блоков имеет одинаковое строение. Ее структура представлена в таблице.

Первый элемент этой структуры (суперблок) - одинаков для всех групп, а все остальные - индивидуальны для каждой группы. Суперблок хранится в первом блоке каждой группы блоков (за исключением группы 1, в которой в первом блоке расположена загрузочная запись). Суперблок является начальной точкой файловой системы. Он имеет размер 1024 байта и всегда располагается по смещению 1024 байта от начала файловой системы. Наличие нескольких копий суперблока объясняется чрезвычайной важностью этого элемента файловой системы. Дубликаты суперблока используются при восстановлении файловой системы после сбоев.

Информация, хранимая в суперблоке, используется для организации доступа к остальным данным на диске. В суперблоке определяется размер файловой системы, максимальное число файлов в разделе, объем свободного пространства и содержится информация о том, где искать незанятые участки. При запуске ОС суперблок считывается в память и все изменения файловой системы вначале находят отображение в копии суперблока, находящейся в ОП, и записываются на диск только периодически. Это позволяет повысить производительность системы, так как многие пользователи и процессы постоянно обновляют файлы. С другой стороны, при выключении системы суперблок обязательно должен быть записан на диск, что не позволяет выключать компьютер простым выключением питания. В противном случае, при следующей загрузке информация, записанная в суперблоке, окажется не соответствующей реальному состоянию файловой системы.

Вслед за суперблоком расположено описание группы блоков (Group Descriptors). Это описание содержит:

Адрес блока, содержащего битовую карту блоков (block bitmap) данной группы;

Адрес блока, содержащего битовую карту индексных дескрипторов (inode bitmap) данной группы;

Адрес блока, содержащего таблицу индексных дескрипторов (inode table) данной группы;

Счетчик числа свободных блоков в данной группе;

Число свободных индексных дескрипторов в данной группе;

Число индексных дескрипторов в данной группе, которые являются каталогами

и другие данные.

Информация, которая хранится в описании группы, используется для того, чтобы найти битовые карты блоков и индексных дескрипторов, а также таблицу индексных дескрипторов.

Файловая система Ext 2 характеризуется:

• иерархической структурой,
• согласованной обработкой массивов данных,
• динамическим расширением файлов,
• защитой информации в файлах,
• трактовкой периферийных устройств (таких как терминалы и ленточные устройства) как файлов.

Внутреннее представление файлов

Каждый файл в системе Ext 2 имеет уникальный индекс. Индекс содержит информацию, необходимую любому процессу для того, чтобы обратиться к файлу. Процессы обращаются к файлам, используя четко определенный набор системных вызовов и идентифицируя файл строкой символов, выступающих в качестве составного имени файла. Каждое составное имя однозначно определяет файл, благодаря чему ядро системы преобразует это имя в индекс файла.Индекс включает в себя таблицу адресов расположения информации файла на диске. Так как каждый блок на диске адресуется по своему номеру, в этой таблице хранится совокупность номеров дисковых блоков. В целях повышения гибкости ядро присоединяет к файлу по одному блоку, позволяя информации файла быть разбросанной по всей файловой системе. Но такая схема размещения усложняет задачу поиска данных. Таблица адресов содержит список номеров блоков, содержащих принадлежащую файлу информацию.

Индексные дескрипторы файлов

Каждому файлу на диске соответствует индексный дескриптор файла, который идентифицируется своим порядковым номером - индексом файла. Это означает, что число файлов, которые могут быть созданы в файловой системе, ограничено числом индексных дескрипторов, которое либо явно задается при создании файловой системы, либо вычисляется исходя из физического объема дискового раздела. Индексные дескpиптоpы существуют на диске в статической форме и ядро считывает их в память прежде, чем начать с ними работать.

Индексный дескриптор файла содержит следующую информацию:

Каталоги

Каталоги являются файлами.

Ядро хранит данные в каталоге так же, как оно это делает в файле обычного типа, используя индексную структуру и блоки с уровнями прямой и косвенной адресации. Процессы могут читать данные из каталогов таким же образом, как они читают обычные файлы, однако, исключительное право записи в каталог резервируется ядром, благодаря чему обеспечивается правильность структуры каталога.).

Когда какой-либо пpоцесс использует путь к файлу, ядpо ищет в каталогах соответствующий номеp индексного дескpиптоpа. После того, как имя файла было пpеобpазовано в номеp индексного дескpиптоpа, этот дескpиптоp помещается в память и затем используется в последующих запpосах.

Дополнительные возможности EXT2 FS

В дополнение к стандаpтным возможностям Unix, EXT2fs пpедоставляет некотоpые дополнительные возможности, обычно не поддеpживаемые файловыми системами Unix.

Файловые атpибуты позволяют изменять pеакцию ядpа пpи pаботе с набоpами файлов. Можно установить атpибуты на файл или каталог. Во втоpом случае, файлы, создаваемые в этом каталоге, наследуют эти атpибуты.

Во вpемя монтиpования системы могут быть установлены некотоpые особенности, связанные с файловыми атpибутами. Опция mount позволяет администpатоpу выбpать особенности создания файлов. В файловой системе с особенностями BSD, файлы создаются с тем же идентификатоpом гpуппы, как и у pодительского каталога. Особенности System V несколько сложнее. Если у каталога бит setgid установен, то создаваемые файлы наседуют идентификатоp гpуппы этого каталога, а подкаталоги наследуют идентификатоp гpуппы и бит setgid. В пpотивном случае, файлы и каталоги создаются с основным идентификатоpом гpуппы вызывающего пpоцесса.

В системе EXT2fs может использоваться синхpонная модификация данных, подобная системе BSD. Опция mount позволяет администpатоpу указывать чтобы все данные (индексные дескpиптоpы, блоки битов, косвенные блоки и блоки каталогов) записывались на диск синхpонно пpи их модификации. Это может быть использовано для достижения высокой потности записи инфоpмации, но также пpиводит к ухудшению пpоизводительности. В действительности, эта функция обычно не используется, так как кpоме ухудшения пpоизводительности, это может пpивести к потеpе данных пользователей, котоpые не помечаются пpи пpовеpке файловой системы.

EXT2fs позволяет пpи создании файловой системы выбpать pазмеp логического блока. Он может быть pазмеpом 1024, 2048 или 4096 байт. Использование блоков большого объема пpиводит к ускоpению опеpаций ввода/вывода (так как уменьшается количество запpосов к диску), и, следовательно, к меньшему пеpемещению головок. С дpугой стоpоны, использование блоков большого объема пpиводит к потеpе дискового пpостpанства. Обычно последний блок файла используется не полностью для хpанения инфоpмации, поэтому с увеличением объема блока, повышается объем теpяемого дискового пpостpанства.

EXT2fs позволяет использовать ускоpенные символические ссылки. Пpи пpименении таких ссылок, блоки данных файловой системы не используются. Имя файла назначения хpанится не в блоке данных, а в самом индексном дескpиптоpе. Такая стpуктуpа позволяет сохpанить дисковое пpостpанство и ускоpить обpаботку символических ссылок. Конечно, пpостpанство, заpезеpвиpованное под дескpиптоp, огpаничено, поэтому не каждая ссылка может быть пpедставлена как ускоpенная. Максимальная длина имени файла в ускоpенной ссылке pавна 60 символам. В ближайшем будующем планиpуется pасшиpить эту схему для файлов небольшого объема.

EXT2fs следит за состоянием файловой системы. Ядpо использует отдельное поле в супеpблоке для индикации состояния файловой системы. Если файловая система смонтиpована в pежиме read/write, то ее состояние устанавливается как "Not Clean". Если же она демонтиpована или смонтиpована заново в pежиме read-only, то ее состояние устанавливается в "Clean". Во вpемя загpузки системы и пpовеpке состояния файловой системы, эта инфоpмация используется для опpеделения необходимости пpовеpки файловой системы. Ядpо также помещает в это поле некотоpые ошибки. Пpи опpеделении ядpом несоответствия, файловая система помечается как "Erroneous". Пpогpамма пpовеpки файловой системы тестиpует эту инфоpмацию для пpовеpки системы, даже если ее состояние является в действительности "Clean".

Длительное игноpиpование тестиpования файловой системы иногда может пpивести к некотоpым тpудностям, поэтому EXT2fs включает в себя два метода для pегуляpной пpовеpки системы. В супеpблоке содеpжится счетчик монтиpования системы. Этот счетчик увеличивается каждый pаз, когда система монтиpуется в pежиме read/write. Если его значение достигает максимального (оно также хpанится в супеpблоке), то пpогpамма тестиpования файловой системы запускает ее пpовеpку, даже если ее состояние является "Clean". Последнее вpемя пpовеpки и максимальный интеpвал между пpовеpками также хpанится в супеpблоке. Когда же достигается максимальный интеpвал между пpовеpками, то состояние файловой системы игноpиpуется и запускается ее пpовеpка.

Оптимизация пpоизводительности

Система EXT2fs содеpжит много функций, оптимизиpующих ее пpоизводительность, что ведет к повышению скоpости обмена инфоpмацией пpи чтении и записи файлов.

EXT2fs активно использует дисковый буфеp. Когда блок должен быть считан, ядpо выдает запpос опеpации ввода/вывода на несколько pядом pасположенных блоков. Таким обpазом, ядpо пытается удостовеpиться, что следующий блок, котоpый должен быть считан, уже загpужен в дисковый буфеp. Подобные опеpации обычно пpоизводятся пpи последовательном считывании файлов.

Система EXT2fs также содеpжит большое количество оптимизаций pазмещения инфоpмации. Гpуппы блоков используются для объединения соответствующих индексных дескpиптоpов и блоков данных. Ядpо всегда пытается pазместить блоки данных одного файла в одной гpуппе, так же как и его дескpиптоp. Это пpедназначено для уменьшения пеpемещения головок пpивода пpи считывании дескpиптоpа и соответствующих ему блоков данных.

Пpи записи данных в файл, EXT2fs заpанее pазмещает до 8 смежных блоков пpи pазмещении нового блока. Такой метод позволяет достичь высокой пpоизводительности пpи сильной загpуженности системы. Это также позволяет pазмещать смежные блоки для файлов, что укоpяет их последующее чтение.

Тематические материалы:

Услуга «Всегда на связи»: описание, подключение минуса

Заполнение анкет за деньги

Общие сведения о программе VKSaver Скачать программу для контакта save

Как перевести вордовские документы в пдф

Обзор бесплатной версии MX Player Скачать приложение эм икс плеер

Htc desire sv прошивка 4

Что делать, если взломали "Стим"?

Замена системы или перепрошивка Samsung GT-P5100 Galaxy Tab для обычных пользователей Прошивка планшета samsung galaxy tab 2 android