Организация файловых систем в OS (2 (WinWord)
Другие рефераты
МИНИСТЕРСТВО ОБРАЗОВАНИЯ УКРАИНЫ
ОДЕССКАЯ ГОСУДАРСТВЕННАЯ
АКАДЕМИЯ ХОЛОДА
кУРСОВАЯ РАБОТА ПО ДИСЦИПЛИНЕ “тЕОРИЯ ОПЕРАЦИОННЫХ СИСТЕМ”
“ОРГАНИЗАЦИЯ ФАЙЛОВЫХ СИСТЕМ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ os/2”
Выполнил студент 323А группы Адамян Аваг.
Принял преподаватель Калмыкова Екатерина Анатольевна.
ОДЕССА
1997
Содержание:
|Резюме |3 |
|FAT |3 |
|HPFS структура тома |4 |
|Файлы и Fnodes |5 |
|Каталоги |5 |
|Расширенные атрибуты |7 |
|Значение имени |7 |
|Инсталлируемые файловые системы |8 |
|Проблемы эффективности |8 |
|Отказоустойчивость |9 |
|Прикладные программы и HPFS |10 |
| | |
|Дополнение: Структура системы файлов FAT |11 |
|Дополнение: Структура блока управления файлом |11 |
|Дополнение: B Tree и B+Tree |12 |
|Дополнение: Расширенный блок управления файлами |12 |
|Резюме |13 |
|Список использованной литературы |14 |
Резюме
Высокоэффективная Файловая Система (HPFS) для OS/2 решает все
проблемы FAT. HPFS работает по методу устройства блока произвольного
доступа, и также содержит модуль программного обеспечения, который
транслирует файловые запросы из прикладных программ к драйверам устройств.
HPFS также является инсталлируемой файловой системой, которая делает
возможным обращение к нескольким несовместимым структурам тома системы OS/2
одновременно. Превосходная производительность достигается благодаря
использованию продвинутых структур данных, интеллектуального кэширования,
предварительного чтения и отложенной записи. Дисковое пространство
используется более экономно благодаря использованию разбиения на секторы.
HPFS также включает значительно улучшенную отказоустойчивость. При
необходимости программы используют расширенные атрибуты и длинные имена
файлов.
Высокоэффективная Файловая Система (далее HPFS), которая впервые
появилась в OS/2 systemVersion 1. 2, была разработана Gordon Letwin,
главным архитектором операционной системы OS/2.
Файловая Система FAT
Так называемая файловая система FAT использовалась во всех версиях
МСДОС и в первых двух выпусках OS/2 (версии 1.0 и 1.1), имеет двойное
наследие. Каждый логический том имеет собственный FAT, который выполняет
две важные функции: содержит информацию распределения для каждого файла в
томе в форме списка связей модулей распределения (кластеров) и указывает,
какие модули распределения свободны.
Когда FAT был изобретен, это было превосходное решение для дискового
управления, главным образом потому что гибкие диски, на которых он
использовался редко были большими, чем несколько Mb. FAT был достаточно
мал, чтобы находиться в памяти постоянно, позволял обеспечивать очень
быстрый произвольный доступ к любой части любого файла. Когда FAT был
применен на жестких дисках, он стал слишком большим для резидентного
нахождения в памяти и ухудшилась производительность системы. Кроме того,
так как информация относительно свободного дискового пространства
рассредотачивалась "поперек" большого количества секторов FAT, он был
непрактичен при распределении файлового пространства, и фрагментация файла
стала препятствием высокой эффективности.
Кроме того, использование относительно больших кластеров на жестких
дисках привело к большому количеству неиспользуемых участков, так как в
среднем для каждого файла половина кластера была потрачена впустую.
Ограничения FAT на наименование файлов и каталогов унаследованы из
CP/M. Когда Paterson создавал 86DOS, одной из его первых целей было
облегчить импорт из CP/M в его новую операционную систему. А следовательно
принятые в CP/M ограничения на имена файлов и расширений перенеслись в
86DOS.
В течение нескольких лет Microsoft и IBM сделали попытку продлить
жизнь файловой системы FAT благодаря снятию ограничений на размеры тома,
улучшению cтратегий распределения, кэширования имен пути, и перемещению
таблиц и буферов в расширенную память. Но они могут расцениваться только
как временные меры, потому что файловая система просто не подходила к
большим устройствам произвольного доступа.
HPFS решает проблемы файловой системы, упомянутые здесь и многие
другие, но она не является разновидностью файловой системы FAT. Архитектура
HPFS начала создаваться как файловая система, которая может использовать
преимущества многозадачного режима.
HPFS Структура Тома
HPFS-тома используют размер сектора 512 байтов и имеют максимальный
размер 2199Gb. HPFS том имеет очень небольшое количество фиксированных
структур. Секторы 015 тома (BootBlock, имя тома, 32 бита ID, дисковая
программа начальной загрузки). Начальная загрузка относительно сложна (в
стандартах МСДОС) и может использовать HPFS в ограниченном режиме
Сектора 16 и 17 известны как SuperBlock и SpareBlock соответственно.
SuperBlock изменяется только при помощи утилит. Он содержит указатели
свободного пространства, список плохих блоков, полосу блока каталога, и
корневую директорию. Он также содержит дату, соответствующую последней
проверке и восстановлению утилитой CHKDSK/F. SpareBlock содержит различные
флажки и указатели которые будут обсуждаться позже; Он изменяется, хотя
нечасто, при работе системы.
Остаток диска разделен на 8MB полосы. Каждая полоса имеет собственный
список свободного пространства, где биты представляют каждый сектор. Бит 0
если сектор использован 1 если сектор доступен. Списки размещаются в начале
или хвосте списка.
Одна полоса, размещенная в "центре" диска, называется полосой блока
каталога и обрабатывается специально. Обратите внимание, что размер полосы
зависит от текущей реализации и может изменяться в более поздних версиях
файловой системы.
Файлы и Fnodes
Каждый каталог или файл в HPFS-томе закрепляется за фундаментальным
объектом файловой системы, называемым Fnode (произносится "eff node").
Каждый Fnode занимает одиночный сектор и содержит управляющую информацию,
хронологию доступа, расширенные атрибуты и списки управления доступом,
длину и первые 15 символов имени, и структуру распределения. Fnode всегда
находится рядом с каталогом или файлом, который он представляет.
Структура распределения в Fnode может принимать несколько форм, в
зависимости от размера каталога или файлов. HPFS просматривает файл как
совокупность одного или более секторов. Из прикладной программы это не
видно; файл появляется как непрерывный поток байтов.
Каталоги
Каталоги, подобно файлам, регистрируются в Fnodes. Для корневой
директории Fnodes находится в SuperBlock. Fnodes для некорневых каталогов
определяются через входы подкаталога.
Каталоги могут увеличиваться до любого размера и состоят из блоков
каталога 2 КБ, которые распределяются как четыре последовательных сектора
на диске. Файловая система делает попытку распределить блоки каталога в
полосе каталога, которая размещается около “центра” диска. Если полоса
каталога полна, блоки каталога распределяются там, где есть свободное
место.
Каждый блок каталога 2 КБ состоит из большого количества входов
каталога. Вход каталога содержит несколько полей, включая штампы времени и
даты, Fnode указатель, длина имени каталога или файла, имя непосредственно,
и указатель. Каждый вход начинается словом, которое содержит длину.
Число блоков каталога и входов различно при различной длине имени.
Если средняя длина имени файла 13 символов, средний блок каталога будет
содержать приблизительно 40 входов. Блоки каталога входов сортируются в
двоичном лексическом порядке по полям имени в алфавитном порядке для
алфавита США. Последний блок каталога входа - запись, которая отмечает
конец блока.
Когда каталог получает слишком большой файл, который нужно сохранить
в одном блоке, он увеличивает размер добавлением блоков 2 КБ, которые
организуются как B-Tree[1]. При поиске файловая система извлекает указатель
B-Tree из входа. Если это не указатель, то поиск неудачен; иначе файловая
система следует за указателем в следующий каталог и продолжает поиск.
Небольшая арифметика дает внушительную статистику. При использование
40 входов на блок, блоки каталога дерева с двумя уровнями могут содержать
1640 входов, каталога и дерева с тремя уровнями могут содержать на
удивление 65640 входов. Другими словами, некоторый файл может быть найден в
типичном каталоге из 65640 файл
| |  скачать работу |
Другие рефераты
| 
