Монтирование файловых систем

Так же как файл должен быть открыт перед использованием, и файловая система, хранящаяся на разделе диска, должна быть смонтирована, чтобы стать доступной процессам системы.

Функция mount (монтировать) связывает файловую систему из указанного раздела на диске с существующей иерархией файловых систем, а функция umount (демонтировать) выключает файловую систему из иерархии. Функция mount, таким образом, дает пользователям возможность обращаться к данным в дисковом разделе как к файловой системе, а не как к последовательности дисковых блоков.

Процедура монтирования состоит в следующем. Пользователь (в Unix это суперпользователь) сообщает ОС имя устройства и место в файловой структуре (имя пустого каталога), куда нужно присоединить файловую систему (точка монтирования)

Ядро поддерживает таблицу монтирования с записями о каждой смонтированной файловой системе. В каждой записи содержится информация о вновь смонтированном устройстве, о его суперблоке и корневом каталоге, а также сведения о точке монтирования. Для устранения потенциально опасных побочных эффектов число линков к каталогу - точке монтирования - должно быть равно 1. Занесение информации в таблицу монтирования производится немедленно, поскольку может возникнуть конфликт между двумя процессами.

Иерархическая организация, положенная в основу древовидной структуры файловой системы современных ОС, не предусматривает выражения отношений, в которых потомки связываются более чем с одним предком. Такая негибкость частично устраняется возможностью реализации связывания файлов или организации линков (link).

Ядро позволяет пользователю связывать каталоги, упрощая написание программ, требующих пересечения дерева файловой системы. Часто имеет смысл хранить под разными именами одну и ту же команду (выполняемый файл). Например, выполняемый файл традиционного текстового редактора ОС Unix vi обычно может вызываться под именами ex, edit, vi, view и vedit файловой системы. Соединение между директорией и разделяемым файлом называется "связью" или "ссылкой" (link). Дерево файловой системы превращается в циклический граф.

Простейший способ реализовать связывание файла - просто дублировать информацию о нем в обеих директориях. При этом, однако, может возникнуть проблема совместимости в случае, если владельцы этих директорий попытаются независимо друг от друга изменить содержимое файла.

Альтернативное решение - создание нового файла, который содержит путь к связываемому файлу. Такой подход называется символической линковкой (soft или symbolic link). При этом в соответствующем каталоге создается элемент, в котором имени связи сопоставляется некоторое имя файла (этот файл даже не обязан существовать к моменту создания символической связи). Для символической связи может создаваться отдельный индексный узел и даже заводиться отдельный блок данных для хранения потенциально длинного имени файла.

Каждый из этих методов имеет свои минусы. В случае жесткой связи возникает необходимость поддержки счетчика ссылок на файл для корректной реализации операции удаления файла. Например, в Unix такой счетчик является одним из атрибутов, хранящихся в индексном узле. Удаление файла одним из пользователей уменьшает количество ссылок на файл на 1. Реальное удаление файла происходит, когда число ссылок на файл становится равным 0.

Когда различные пользователи работают вместе над проектом, они часто нуждаются в разделении файлов.Разделяемый файл - разделяемый ресурс. Как и в случае любого совместно используемого ресурса, процессы должны синхронизировать доступ к совместно используемым файлам, каталогам, чтобы избежать тупиковых ситуаций, дискриминации отдельных процессов и снижения производительности системы.

Важный аспект надежной работы файловой системы - контроль ее целостности. В результате файловых операций блоки диска могут считываться в память, модифицироваться и затем записываться на диск. И если вследствие непредсказуемого останова системы на диске будут сохранены изменения только для части этих объектов (нарушена атомарность файловой операции), файловая система на диске может быть оставлена в несовместимом состоянии. В результате могут возникнуть нарушения логики работы с данными, например, появиться "потерянные" блоки диска, которые не принадлежат ни одному файлу и в то же время помечены как занятые, или, наоборот, блоки, помеченные как свободные, но в то же время занятые (на них есть ссылка в индексном узле) или другие нарушения.

В современных ОС предусмотрены меры, которые позволяют свести к минимуму ущерб от порчи файловой системы и затем полностью или частично восстановить ее целостность.

Другим средством поддержки целостности является заимствованный из систем управления базами данных прием, называемый журнализация. Последовательность действий с объектами во время файловой операции протоколируется, и если произошел останов системы, то, имея в наличии протокол, можно осуществить откат системы назад в исходное целостное состояние, в котором она пребывала до начала операции. Подобная избыточность может стоить дорого, но она оправданна, так как в случае отказа позволяет реконструировать потерянные данные.

Если же нарушение все же произошло, то для устранения проблемы несовместимости можно прибегнуть к утилитам (fsck, chkdsk, scandisk и др.), которые проверяют целостность файловой системы. Они могут запускаться после загрузки или после сбоя и осуществляют многократное сканирование разнообразных структур данных файловой системы в поисках противоречий.

Возможны также эвристические проверки. Hапример, нахождение индексного узла, номер которого превышает их число на диске или поиск в пользовательских директориях файлов, принадлежащих суперпользователю.

К сожалению, приходится констатировать, что не существует никаких средств, гарантирующих абсолютную сохранность информации в файлах, и в тех ситуациях, когда целостность информации нужно гарантировать с высокой степенью надежности, прибегают к дорогостоящим процедурам дублирования.

12.5 Управление "плохими" блоками

Наличие дефектных блоков на диске - обычное дело. Внутри блока наряду с данными хранится контрольная сумма данных. Под "плохими" блоками обычно понимают блоки диска, для которых вычисленная контрольная сумма считываемых данных не совпадает с хранимой контрольной суммой. Дефектные блоки обычно появляются в процессе эксплуатации. Иногда они уже имеются при поставке вместе со списком, так как очень затруднительно для поставщиков сделать диск полностью свободным от дефектов. Рассмотрим два решения проблемы дефектных блоков - одно на уровне аппаратуры, другое на уровне ядра ОС.

Первый способ - хранить список плохих блоков в контроллере диска. Когда контроллер инициализируется, он читает плохие блоки и замещает дефектный блок резервным, помечая отображение в списке плохих блоков. Все реальные запросы будут идти к резервному блоку.

Решение на уровне ОС может быть следующим. Прежде всего, необходимо тщательно сконструировать файл, содержащий дефектные блоки. Тогда они изымаются из списка свободных блоков. Затем нужно каким-то образом скрыть этот файл от прикладных программ.

Система охраняемых территорий в США Изучение особо охраняемых природных территорий(ООПТ) США представляет особый интерес по многим причинам...

ЧТО ПРОИСХОДИТ ВО ВЗРОСЛОЙ ЖИЗНИ? Если вы все еще «неправильно» связаны с матерью, вы избегаете отделения и независимого взрослого существования...

Что вызывает тренды на фондовых и товарных рынках Объяснение теории грузового поезда Первые 17 лет моих рыночных исследований сводились к попыткам вычис­лить, когда этот...

Что делает отдел по эксплуатации и сопровождению ИС? Отвечает за сохранность данных (расписания копирования, копирование и пр.)...

Не нашли то, что искали? Воспользуйтесь поиском гугл на сайте: