Sistemul de fisiere

Sistemul de fisiere

1. Fisierele

__________ ______ ____ __________ ______ ____ _______

Fiecare fisier este o colectie de date memorata pe un dispozitiv. Sistemul de gestiune a fisierelor implementeaza aceasta abstractizare si ofera un tip special de fisier denumit director pentru a organiza structura de fisiere. De asemenea, acesta ofera o gama de comenzi pentru a manipula directoarele, a stabili pozitia de scriere/citire in cadrul unui fisier, a seta mecanismele de protectie ale fisierelor, lista fisierelor dintr-un director, a sterge un fisier etc.

Marea majoritate a programelor de aplicatie citesc informatia din unul sau mai multe fisiere, proceseaza datele si apoi scriu rezultatul intr-unul sau mai multe fisiere. De exemplu, un program de gestiune a conturilor citeste un fesier de facturi si un altul de comenzi, coreleaza datele, apoi verifica si scrie rezultatele intr-un fisier. Un compilator citeste programul sursa, translateaza programul in cod masina, apoi scrie un fisier obiect si eventual un fisier de erori. Un program de optimizare citeste descrierea spatiului ce urmeaza a fi analizat dintr-un fisier, cerceteaza spatiul pentru minimul/maximul global si scrie rezultatul intr-un fisier de iesire.

Acest model poate fi usor generalizat. De exemplu, in sistemul UNIX, cand este creat un proces, el are acces automat la trei fisiere:

• stdin - ca o abstractizare a dispozitivului de intrare
• stdout - ca o abstractizare a dispozitivului de iesire
• stderr - ca un fisier de erori

In sistemele UNIX stdin, stdout si stderr sunt folosite ca dispozitive de comunicare mai mult decat de stocare, cu toate ca dispozitivele corespondente sunt referite folosind fisiere. Concluzia care se desprinde din cele prezentate este ca programele sunt simple mijloace de definire a filtrelor care citesc un fisier, transforma datele in altceva, apoi scriu rezultatul intr-un fisier. Un fisier este un container pentru o colectie de informatii. Sistemul de gestiune al fisierelor ofera un mecanism de protectie care permite utilizatorilor sa administreze felul in care acestia au acces la fisiere. Protectia este o proprietate fundamentala a fisierelor deoarece permite utilizatorilor sa-si stocheze informatia pe un calculator partajat cu incredere ca aceasta va ramane confidentiala.

Stocarea informatiilor pe termen lung trebuie sa indeplineasca trei conditii:

• Sa fie posibila stocarea unei mari cantitati de informatie.
• Informatia nu trebuie sa se piarda dupa incheierea procesului care o foloseste.
• Mai multe procese sa aiba acces la informatie in acelasi timp.

Solutia la aceste trei cerinte este memorarea informatiei in fisiere. Informatia memorata in fisiere trebuie sa fie persistenta, adica sa nu fie afectata de crearea sau terminarea procesului care o utilizeaza. Componenta din cadrul sistemului de operare care se ocupa cu gestionarea tuturor operatiilor legate de fisiere (accesul la fisiere si organizarea acestora pe disc) poarta denumirea de sistem de fisiere.

Principalele probleme care privesc modul in care utilizatorii lucreaza cu fisierele: numirea lor, structura, tipurile de fisiere, modalitatile de acces si operatiile cu fisiere.

Numele fisierelor

Fisierul reprezinta un mod de a memora informatia pe disc pentru a fi utilizata ulterior. Una dintre cele mai importante caracteristici ale mecanismului de abstractizare a fisierelor este modalitatea de identificare a lor. Regulile de denumire a fisierelor difera de la un sistem de operare la altul. Fiecare sistem de operare are propriul set de caractere permise pentru denumirea fisierelor, propriile reguli de formare a numelor fisierelor. De exemplu, in MS-DOS numele au maxim 8 caractere urmate optional de caracterul "." si de o extensie formata din cel mult 3 caractere. Sistemul MS-DOS nu face deosebirea intre literele mici si literele mari. Fisierul "sisteme.doc" va fi acelasi cu "Sisteme.doc".

Spre deosebire de MS-DOS, UNIX-ul face deosebirea intre litere mici si mari, astfel incat "sisteme.doc" si "Sisteme.doc" vor fi doua fisiere distincte. Numele fisierelor in UNIX pot avea pana la 255 de caractere, iar dimensiunea extensiei este arbitrara. In plus, un fisier poate avea mai multe extensii, cum ar fi exemplul urmator: "diploma.tar.gz".

De regula, extensia fisierului este utilizata cu scopul de a indica semnificatia continutului informational al fisierului. In tabelul 1 sunt prezentate cateva extensii si semnificatia lor.

Tabelul 1. Extensii ale fisierelor

Structura fisierelor

Exista mai multe modalitati de structurare a fisierelor. Cea mai simpla modalitate de structurare este de fapt lipsa oricarei structuri. Fisierul este pur si simplu un sir de octeti. Sistemul de operare nu stie semnificatia informatiilor din fisier si il priveste pe acesta ca o insusire de octeti. Aceasta abordare este prezenta la sistemele MS-DOS, UNIX si WINDOWS 95 si furnizeaza maximul de flexibilitate. Interpretarea datelor din fisiere este lasata in sarcina programelor de aplicatie.

A doua modalitate este de a privi fisierul ca fiind alcatuit dintr-o colectie de inregistrari de dimensiune fixa. In acest caz operatiile de citire sau de scriere au loc la nivelul unei inregistrari. In prezent aceasta metoda de organizare nu se mai foloseste.

Al treilea tip de structurare al fisierelor consta intr-un arbore de inregistrari, fiecare continand un camp cheie pe baza caruia se poate identifica inregistrarea. Arborele este memorat in ordinea cheilor pentru a permite cautarea rapida a unei chei.

Tipuri de fisiere

Fiecare sistem de operare suporta un anumit numar de tipuri de fisiere. Spre exemplu, sistemul UNIX suporta fisiere obisnuite care contin datele utilizatorilor, fisiere de tip director cu ajutorul carora se organizeaza sistemul de fisiere pe disc, fisiere speciale asociate dispozitivelor speciale si fisiere conducta (pipe) utilizate la comunicarea intre doua procese.

Fisierele obisnuite pot fi fisiere ASCII sau binare. Fisierele ASCII contin text care poate fi editat cu ajutorul unui simplu editor de texte si pot fi afisate/tiparite foarte usor. De asemenea, daca programele utilizate ca intrare si iesire fisierele ASCII ele pot fi foarte usor asamblate astfel incat iesirea unui program sa fie redirectata catre intrarea altui program. Fisierele binare contin informatii precum programe executabile, imagini grafice. Aceste fisiere au o anumita structura interna.

Modalitati de acces la fisiere

Sistemele de operare mai vechi furnizau o singura modalitate de acces la fisiere: accesul secvential. Pentru a citi informatii de undeva de la mijlocul fisierului trebuia citit tot fisierul pana in punctul respectiv. Aceasta modalitate de acces a fost foarte buna pentru fisierele memorate pe banda magnetica. Odata cu aparitia discurilor magnetice este posibil sa accesam direct informatia din orice punct al fisierului. Acest tip de fisiere la care putem accesa octetii in orice ordine, au acces aleator. Pentru fisierele cu acces aleator, inaintea unei operatii de citire/scriere trebuie sa fie indicata pozitia in care va avea loc aceasta operatie. Indicarea pozitiei se face de obicei prin invocarea apelului sistem seek.

Atributele fisierelor

Sistemul de operare asociaza fiecarui fisier un set de informatii, cum ar fi data si ora la care a fost creat fisierul, proprietarul fisierului etc. Toate aceste informatii aditionale poarta numele de atributele fisierului. In tabelul 2 sunt prezentate o serie de atribute ale fisierelor.

Tabelul 2. Atributele fisierelor

Operatii cu fisierele

• Creare. Se creeaza fisierul, fara a memora date.
• Stergere. Cand nu mai este nevoie de fisier, el este sters pentru a elibera spatiul pe disc.
• Redenumire. Se schimba numele fisierului la cererea utilizatorului.
• Descriere. Inainte de utilizarea unui fisier acesta trebuie deschis pentru a permite sistemului de operare sa aduca in memoria principala lista cu blocurile de pe disc unde se afla stocat fisierul.
• Inchidere. Operatia de inchidere a unui fisier elibereaza toate resursele alocate de sistemul de operare pentru lucrul cu fisierul respectiv (tabele interne).
• Scriere/citire. Se scriu/citesc date in/din fisier la o anumita pozitie specifica fata de inceputul fisierului.
• Pozitionare. Se indica pozitia unde va avea loc urmatoarea operatie de scriere/citire.
• Obtinerea/Setarea atributelor. Cu ajutorul acestor operatii se pot citi sau modifica atributele fisierelor.

2. Directoarele

__________ ______ ____ __________ ______ ____ _______

Pentru a organiza fisierele pe disc se utilizeaza de regula directoarele. Acestea sunt la randul lor tot fisiere, dar cu o structura mai speciala. Un director este alcatuit sub forma unui tabel in care pe fiecare linie sunt scrise datele referitoare la un fisier: numele, atributele si un indicator catre o structura de date care mentine o lista cu blocurile de disc unde sunt memorate datele din fisier. Aceasta organizare a directoarelor poate fi urmarita in figura 1.

Structuri de date ce mentin o

lista cu blocurile fisierelor

Figura 1. Structura unui director

Numarul de directoare depinde de tipul sistemului de operare.

Cea mai avansata metoda de organizare a sistemului de fisiere este aceea a unei ierarhii de directoare, acestea alcatuind o structura arborescenta. De regula, aceasta structura arborescenta porneste dintr-un nod denumit director radacina.

Pentru identificarea fisierelor intr-o astfel de structura arborescenta avem la dispozitie doua metode. O prima metoda este utilizarea unei cai absolute. De exemplu,  "/home/bogdan/working/carte.tex" reprezinta calea absoluta de acces la fisierul "carte.tex". Prin primul simbol " " am marcat directorul radacina, iar urmatoarele simboluri " " au doar rolul de a desparti numele de directoare.

In orice moment un proces are un director curent de lucru. Daca spre exemplu, directorul curent de lucru este "home", atunci fisierul "carte.tex" poate fi specificat in felul urmator: "bogdan/.working/carte.tex". Se observa ca in acest caz calea de acces porneste din directorul curent fara a mai fi nevoie de parcurgerea intregului arbore incepand cu radacina. Calea construita in acest fel se numeste cale relativa.

Majoritatea sistemelor de operare care ofera utilizatorilor un sistem de fisiere organizat ierarhic arborescent are doua intrari speciale in fiecare director: " si " ". directorul " " simbolizeaza in orice moment directorul curent, iar " " simbolizeaza directorul parinte. De exemplu, sa presupunem ca directorul curent de lucru este "/home/bogdan/working". Pentru a copia fisierul "server.class" din directorul "/home/bogdan" in directorul "/home/bogdan/working" se poate folosi comanda UNIX: cp../server.class .

" " indica faptul ca "server.class" se afla in directorul parinte al directorului curent, iar " " indica faptul ca fisierul "server.class" va fi copiat in directorul curent.

Operatii cu directoare

Operatiile permise asupra directoarelor variaza de la un tip de sistem de operare la altul. In continuare sunt prezentate o serie de operatii de lucru directoare in sistemul UNIX:

Creare. Se creeaza un director nou care este gol. El contine totusi inca de la creare cele doua intrari speciale " si " "

Stergere. Un director poate fi sters doar daca este gol. Daca acesta contine fisiere, mai intai trebuie sterse fisierele, apoi se va putea sterge directorul.

Deschidere. Inainte de a fi citit, directorul trebuie deschis ca orice alt fisier.

Inchidere. Dupa ce a fost citit, directorul va fi inchis, eliberandu-se astfel resursele alocate de sistem pentru lucrul cu directorul respectiv.

Citirea. Operatia de citire a unui director va returna numele tuturor fisierelor pe care acel director le contine.

Redenumirea. Aceasta este operatia de schimbare a numelui unui director.

Efectuarea de legaturi (link). O legatura permite ca un fisier sa apara in mai multe directoare. Fisierul nu este copiat fizic in fiecare director, ci este creata o intrare in tabele directoarelor in care dorim sa apara fisierul. Din punct de vedere fizic, fisierul este memorat o singura data, intr-un singur director.

Stergerea unei legaturi (unlink). Prin stergerea unei legaturi se indeparteaza de fapt o intrare in tabela directorului. Daca fisierul a carui intrare a fost indepartata mai apare si in alt director, atunci el continua sa existe in sistemul de fisiere si poate fi utilizat. Doar cand a fost stearsa si ultima legatura a unui fisier atunci el este sters fizic de pe disc.

3. Implementarea sistemului de fisiere

__________ ______ ____ __________ ______ ____ _______

Cea mai importanta problema in implementarea sistemului de fisiere este modul cum va fi mentinuta lista blocurilor de disc unde se afla memorate datele unui fisier.

O metoda foarte simpla de alocare este aceea de a atribui un sir continuu de blocuri pentru un fisier. De exemplu, daca dimensiunea blocului de pe hard disc este de 1KB, iar dimensiunea unui fisier este de 30KB, atunci pentru acest fisier vor fi alocate 30 de blocuri consecutive. Aceasta metoda are avantajul simplitatii, deoarece pentru un fisier trebuie mentinuta doar adresa primului bloc si dimensiunea fisierului, dar si al performantei - fisierul fiind alocat in blocuri consecutive poate fi citit printr-o singura operatie.

Totusi, in practica, aceasta metoda nu se utilizeaza aproape deloc deoarece prezinta dezavantaje majore. Daca dimensiunea fisierului nu este cunoscuta de la inceput, sistemul de operare nu va putea sti cat spatiu sa aloce pentru fisier. Pe parcursul utilizarii este posibil ca dimensiunea acestuia sa creasca. In aceasta situatie, daca la sfarsitul fisierului nu mai exista spatiu liber pentru alocare de noi blocuri pentru fisier, atunci sistemul de operare va trebui sa-l stearga si sa caute un alt spatiu liber pe disc in care sa poata fi alocat fisierul. Pe langa faptul ca stergerea si realocarea consuma mult timp, dupa o anumita perioada discul va fi fragmentat. Se va ajunge la situatia in care pe disc exista mult spatiu liber, dar care nu poate fi utilizat din cauza numarului mic de blocuri continue care sunt libere.

O alta metoda de memorare a fisierelor pe disc este de a mentine o lista inlantuita cu blocurile alocate unui fisier. Fiecare bloc are un pointer catre urmatorul bloc alocat unui fisier si o zona de date utile. Prin aceasta metoda se evita problemele care apareau la alocarea continua deoarece toate blocurile de pe disc pot fi alocate. In director, se va memora pentru fiecare fisier in parte adresa primului bloc de disc unde se afla datele. Apoi, prin parcurgerea listei vor putea fi accesate toate blocurile fisierului. Desi parcurgerea secventiala a fisierului este simpla (se parcurge secvential lista inlantuita de blocuri), la accesul aleator apar probleme (lista simplu inlantuita poate fi parcursa intr-un singur sens). Pentru a evita aceste probleme se poate utiliza o lista dublu inlantuita care permite parcurgerea in ambele sensuri. Chiar si cu liste dublu inlantuite, accesarea unui fisier este mare consumatoare de timp deoarece parcurgerea listei de blocuri implica operatii cu discul care sunt foarte lente.

O metoda care elimina dezavantajul parcurgerii listei de blocuri pe disc consta in construirea unei tabele in memoria principala, tabela ce va memora adresele blocurilor ce apartin unui fisier.

Figura 2. Tabela de alocare a fisierelor

In figura 2 este prezentat un exemplu de astfel de tabela. O intrare in tabela va memora adresa urmatorului bloc ce apartine unui fisier. Fisierul considerat in exemplul din figura 8.2 este alocat pe disc in blocurile cu numerele 2, 3, 4, 8, 9 si 12. Blocul 2 va memora cifra 3, adica adresa urmatorului bloc ce apartine fisierului, blocul 3 va memora cifra 4, blocul 4 va memora cifra 8 s.a.m.d. Ultimul bloc contine o valoare speciala care indica sfarsitul fisierului. Aceasta metoda este utilizata de sistemul MS-DOS. Dezavantajul major il constituie faptul ca tabela trebuie mentinuta in memorie, ceea ce implica un necesar mare de memorie pentru sistemul de operare.

Sistemul UNIX utilizeaza o metoda mai complicata, dar in acelasi timp mai eficienta de memorare a blocurilor ce apartin unui fisier. Fiecare fisier are asociata o mica tabela denumita i-node. In i-node sunt memorate mai intai atributele fisierelor, apoi o lista cu blocurile ce apartin fisierului. Primele cateva blocuri sunt memorate chiar in i-node, astfel incat pentru fisierele de dimensiune mica acestea sunt suficiente. Pentru fisierele de dimensiune mai mare exista o intrare in i-node ce puncteaza catre un bloc de disc denumit bloc de indirectare simpla. Acesta contine adresele altor blocuri de disc ce apartin fisierului. Daca nici aceste blocuri nu sunt suficiente, in i-node mai exista o intrare ce puncteaza catre un bloc de pe disc denumit bloc de indirectare dubla. Acesta contine adresele unor blocuri de indirectare simpla care la randul lor puncteaza catre blocuri de pe disc ce apartin fisierului. Daca nici aceste blocuri nu sunt suficiente, in i-node se mai gaseste o intrare ce puncteaza catre un bloc cu indirectare tripla.

Atunci cand un utilizator acceseaza un fisier, sistemul de operare trebuie sa stie unde se afla plasate blocurile de disc ce apartin acelui fisier. Acest lucru il afla din directorul unde se afla directorul respectiv.

4. Sistemul de fisiere virtual

__________ ______ ____ __________ ______ ____ _______

Anumite sisteme de operare, cum este, de exemplu, Linux, o varianta de UNIX, pot lucra cu mai multe sisteme de fisiere: FAT (de la MS-DOS), FAT32 (Windows98), NTFS (de la Windows NT si 2000), ext3 (sistemul nativ al Linux-ului) etc. Acest lucru este posibil prin introducerea conceptului de sistem de fisiere virtual.

Managerul de fisiere este construit pe un model de fisiere abstract care este exportat de componenta VFS (Virtual File System). VFS implementeaza operatiile independente ale sistemului de fisiere. Proiectantii sistemului de operare asigura extensii ale VFS pentru a implementa toate operatiile dependente de un sistem de fisiere particular; versiunea 2.x a VFS poate citi si scrie fisiere de pe disc care se conformeaza formatului MS-DOS, formatului MINIX, formatului /proc, formatului specific Linux denumit Ext3 si altele. Bineinteles aceasta inseamna ca anumite componente dependente ale sistemului de fisiere sunt incluse in versiunea 2.x pentru a traduce operatiile si formatele VFS in/din fiecare dintre formatele externe care sunt suportate.

"Inima" VFS-ului este comutatorul (switch), care asigura managementul de fisiere recunoscut interfata cu programele din spatiul utilizator (API) si care, de asemenea, stabileste o interfata interna folosita de diferite translatoare al sistemului de fisiere care suporta fisiere MS-DOS, fisiere MINIX, fisiere ext3 etc. (vezi figura 4).

Un nou sistem de fisiere poate fi suportat prin implementarea unei noi componente dependente ("translator") a sistemului de fisiere. Fiecare astfel de translator asigura functii pe care comutatorul VFS il poate apela (cand este apelat de un program utilizator), si care poate translata reprezentarea externa a fisierului intr-una interna.

Astfel, translatorul este responsabil de determinarea strategiei utilizate pentru a organiza blocurile pe dispozitivul discului, de citirea si scrierea proprietatilor discului, de citirea si scrierea informatiei, descriptorului fisierului extern, si de citirea si scrierea blocurilor de disc care contin datele fisierului.

Figura 4. Comutatorul VFS

Modelul sistemului de fisiere VFS este aplicat dupa sistemele de fisiere conventionale UNIX. Un descriptor de fisier VFS este denumit v-node (desi acesta are propriul sau format unic care suporta abordarea sistemului de fisiere multiplu). Desi VFS va contine propriul sau format pentru un descriptor de fisier, fiecare translator dependent de sistemul de fisiere extern converteste continuturile descriptorului extern in formatul VFS v-node cand este deschis fisierul. Deci VFS opereaza asupra propriei sale structuri de date v-node. Dimpotriva, cand fisierul este inchis, continuturile v-node-ului intern sunt utilizate pentru a actualiza descriptorul de fisier extern.

V-node-ul VFS contine drepturile de acces ale fisierului proprietarul, grupul, marimea, data crearii, ultima data cand a fost accesat, ultima data cand fisierul a fost scris etc. De asemenea, v-node-ul rezerva spatiu pentru mecanismul de pointeri pe care sistemul de fisiere specific il foloseste pentru a organiza blocurile de disc, chiar daca VFS nu stie cum vor fi organizati acesti pointeri (aceasta informatie este incapsulata in componenta translatorului specifica sistemului de fisiere). VFS suporta, de asemenea, directoare, deci se presupune ca directoarele fisierelor externe contin cel putin numele fiecarui fisier stocat in director, si adresa descriptorului sau de fisier (aproape toate sistemele de fisiere contin aceasta minima cantitate de informatie).

VFS presupune o structura minima a organizarii discului:

Primul sector de pe disc este un bloc de biot (boot block) folosit pentru a stoca un program de incarcare a sistemului de operare. Sistemul de fisiere nu foloseste in realitate blocul de boot, dar se presupune ca este prezent in fiecare sistem de fisiere.

Exista un superblock, continand informatii specifice discului, cum ar fi numarul de octeti intr-un bloc de disc.

Exista descriptori de fisiere externe pe disc care descriu caracteristicile fiecarui fisier.

Exista blocuri de date care sunt legate in fiecare fisier pentru a contine datele.

Inainte ca VFS sa poata lucra cu un tip particular de sistem de fisiere, trebuie sa fie scris un translator pentru acel tip si apoi inregistrat in VFS. Functia VFS register_filesystem( ) informeaza VFS despre informatiile de baza de care va avea nevoie, inclusiv numele tipului de sistem de fisiere si punctul de intrare al functiei read_super( ) a sistemului de fisiere care va fi utilizata cand sistemul de fisiere este montat.

Sistemul de fisiere la Windows

__________ ______ ____ __________ ______ ____ _______

Unitati individuale de hard-discuri pot fi divizate in partitii care sunt subdivizii logice ale hard-discului. Fiecare hard-disk poate avea pana la 4 partitii, desi numai una este desemnata ca partitie activa. O partitie poate fi primara sau extinsa. Partitiile extinse sunt formate din unitati logice care apar ca litere distincte de unitati de hard-disc in sistemul de operare. Un hard-disc poate avea o singura partitie extinsa.

De obicei, hard-discurile sunt configurate cu o partitie primara si o partitie extinsa care este formata din mai multe unitati logice.

Presupunand ca se doreste impartirea unui hard-disc in 4 pozitii, apoi instalarea sistemului pe una dintre ele, se procedeaza astfel: se creeaza o partitie primara pe care se va instala Windows avand dimensiunea necesara, apoi pentru restul discului se creeaza o partitie extinsa in care se vor crea 3 unitati logice.

Partitionarea in Windows este facuta cu ajutorul unui program utilitar numit FDISK (Fixed Drive Setup Program). FDISK permite vizualizarea partitiilor existente si permite stergerea si crearea partitiilor.

Datele despre partitiile unei unitati de hard-disk sunt salvate ca parte a MBR (Master Boot Record) care se afla la cilindrul 0, capul 0, sectorul 1. O sectiune de 64 bytes din MBR contine configurarea partitionarii unitatii de hard-disc. Fiecare partitie este definita ca o intrare de 16 bytes (ceea ce inseamna ca nu pot fi mai mult de 4 partitii 4*16=64).

Inauntrul sectorului MBR, datele despre partitii incep de la offset-ul 446 si ocupa 512 bytes (ultimii 2 bytes nu sunt utilizati, ei marcand sfarsitul sectorului si vor avea - intotdeauna valoarea 0x55AA).

Fiecare intrare in tabela de partitii este aranjata dupa cum urmeaza:

Byte-ul 00 retine indicatorul de boot care poate fi 0x00 sau 0x80. 0x80 indica faptul ca partitia este utilizata pentru operatia de "boot" a unui sistem de operare; 0x00 indica faptul ca partitia nu este utilizata pentru "bootare".

Byte-ul 01 retine numarul capului de inceput al partitiei.

Byte-ul 02 si 03 retin o intrare combinata care localizeaza sectorul si cilindrul de inceput al partitiei, primii 6 biti retin sectorul iar urmatorii 10 cilindrul.

Byte-ul 04 retine ID-ul sistemului. ID-ul sistemului indica sistemul de fisiere folosit de partitie si este setat de comanda FORMAT cand partitia este formatata cu un anumit sistem de fisiere (FAT , FAT32, NTFS etc.).

Byte-ul 05 retine capul de sfarsit.

Byte-ul 06 si 07 sunt o alta intrare combinata retinand sectorul si cilindrul de sfarsit al partitiei. Primii 6 biti retin sectorul, iar urmatorii 10 retin cilindrul.

Byte-ul 8 pana la 11 retin sectorul relativ, care este numarul relativ al sectorului de la care incepe partitia.

Byte-ul 12 pana la 15 retin numarul de sectoare din interiorul partitiei.

Unitatile logice isi pastreaza datele despre partitie intr-un alt fel decat partitia primara sau partitia extinsa. Ceea ce se intampla in realitate este astfel: o intrare in MBR a unei partitii extinse indica primul sau sector, care este locatia primei unitati logice din partitia extinsa. Primul sector al unitatii logice stocheaza o alta tabela de partitie. Tabela de partitie a unitatii logice este stocata in ultimii 64 bytes al primului sector aranjati exact ca tabela din MBR. Oricum, tabela de partitie a unitatii logice, contine doar 2 intrari: prima intrare contine configuratia unitatii logice iar urmatoarea intrare contine configuratia urmatoarei unitati logice. Intrarile 3 si 4 sunt goale si nu sunt folosite. A doua intrare puncteaza catre urmatoarea unitate logica care la randul ei contine tabela de partitii si asa mai departe.

FAT (File Alocation Table) - tabela de alocare a fisierelor

Orice sistem de operare se bazeaza pe unul sau mai multe sisteme de fisiere, care sunt modelele folosite pentru a memora fisierele pe unitati de stocare. Exista multe sisteme de fisiere ca, de exemplu, FAT, NTFS (New Techonology File System), HPFS (Hight Performance System), CDFS (CD-ROM File System) si asa mai departe. Windows 98 poate utiliza 4 sisteme de fisiere: FAT 16, FAT3 CDFS si UFS (Universal File System ) pentru unitati de DVD-ROM.

FAT (File Allocation Table) este o metoda pentru a stoca fisiere si directoare pe hard-disk. FAT are o lunga istorie, fiind pentru prima data utilizat sub MS-DOS.

Un volum formatat FAT este aranjat incepand cu o partitie primara urmata de doua copii identice ale FAT-ului (FAT1, FAT2), listingul directorului radacina restul discului. Cele doua copii ale FAT-ului sunt necesare pentru a preintampina distrugerile.

Sectorul de boot al partitiei contine informatii necesare bootarii sistemului de operare (daca partitia primara are acest scop). Datele din sectorul de boot al partitiei sunt redate in tabelul urmator:

Blocurile de parametri BIOS (ambele, normal si extins) stocheaza informatii suplimentare despre volume, cum ar fi numarul de bytes pe sector, numarul de sectoare pe cluster, numarul de intrari in directorul radacina si altele.

Volumele FAT sunt divizate in unitati de alocare, numite cluster. FAT16 poate memora numerele clusterelor pe 16 biti (in numar de 65536), in timp ce FAT32 le memoreaza pe 32 biti (4.294.967.296.). In functie de lungimea discului clusterele pot avea lungimi diferite. Dimensiunea minima a unui cluster este 512 bytes, dimensiunile mai mari sunt multiplu de 2 (de exemplu 1024, 2048, 4096 etc). Dimensiunea maxima sub FAT este de 65536 (64 KB).

Fiecare fisier de pe disc consuma cel putin un cluster. Pe un volum cu clustere pe 32 KB un fisier de 1 byte consuma 32 KB spatiu pe disc. Daca un fisier de pe acelasi disc are 32 KB + 1byte el va ocupa doua clustere, deci 64KB.

Volumele de FAT16 nu pot avea mai mult de 4 GB, pentru ca 65536 clustere cu cate 65536 bytes pentru fiecare inseamna 4 GB. Tabelul urmator prezinta marimile maxime ale volumelor si marimile corespunzatoare ale clusterelor:

Tabela FAT este o simpla lista inlantuita. Fiecare intrare de fisier puncteaza catre primul cluster folosit.

Sa luam urmatorul exemplu: un fisier are lungimea de 70 KB si lungimea unui cluster este de 32 KB. Intrarea fisierului in director spune ca primul cluster este numarul 234 Sistemul de operare gaseste apoi toate partile fisierului citind intai intrarea FAT 2345 (pentru primii 32 KB ai fisierului). Intrarea FAT indica ca urmatorul cluster este, sa spunem, 4123 (pentru urmatorii 32 KB). Clusterul 4123 spune ca urmatorul numar este 932 (ultimii 8 KB ai fisierului). Intrarea FAT a clusterului 932 stocheaza 0xFFFF in loc de un pointer la urmatorul cluster, indicand astfel ca ultimul cluster al fisierului a fost atins.

Fiecare intrare FAT corespunde unui cluster si contine informatie relativ simpla:   

Daca clusterul este folosit sau nu.

Daca clusterul este marcat ca fiind stricat sau nu.

Un pointer (o intrare de 16 bytes in FAT) punctand catre urmatoarea legatura din lant sau 0x FFFF indicand ca este ultimul din lantul unui fisier.

Informatia fisierului este stocata in zona de date a volumului, exceptand directorul radacina care este la o pozitie fixa pe un volum FAT 16. Directorul radacina este limitat la 512 intrari in FAT 16.

Fiecare director in FAT 16 este de fapt un fisier, dar un fisier care este marcat ca director astfel incat sistemul de operare stie sa lucreze cu el. In interiorul unui fisier de tip director se afla toate fisierele continute si toate subdirectoarele. Cand se introduce comanda DIR de fapt se listeaza continutul fisierului director, formatat astfel incat sa poata fi usor de citit.

Directoarele consuma clustere la fel ca si fisierele. Fiecare intrare intr-un director contine urmatoarele informatii:

Numele fisierului sau directorului stocat ca 11 bytes (in formatul 8,3 punctul nu este stocat).

8 biti indicand atributele intrarii.

24 biti indicand timpul cand fisierul a fost creat.

16 biti indicand data la care a fost creat fisierul.

16 biti indicand data cand a fost ultima data accesat fisierul.

16 biti indicand timpul cand a fost modificat ultima data fisierul.

16 biti indicand data cand a fost modificat ultima data fisierul.

16 biti (FAT16) indicand numarul primului cluster ocupat de intrare.

32 biti indicand lungimea intrarii.

Bitii de atribut indica daca o intrare este pentru un fisier sau pentru un director, daca intrarea este folosita pentru o eticheta de volum sau nu si atributele setabile ale utilizatorului (read-only, hidden, system, archive).

Pentru a intelege mai bine cele spuse sa urmarim exemplul urmator. Un fisier numit "test.fil" este stocat in directorul "c:WindowsSystem", are o lungime de 50 KB si este citit de o aplicatie. Volumul utilizeaza clustere pe 32KB.

1.          Aplicatia cere datele fisierului de la sistem. Aplicatia trimite sistemului de operare numele si directorul fisierului sub forma unei cai complete "c:WindowsSystemtest.fil".

2.          Sistemul de operare localizeaza fisierul scanand mai intai intrarile din directorul radacina pentru intrarea "Windows" care are atributul setat pe director.

3.          Intrarea directorului "Windows" indica faptul ca incepe la clusterul 55 Este apoi citit FAT-ul; utilizand lista inlantuita din FAT sistemul de operare descopera ca directorul "Windows" ocupa clusterele 1123, 2342, 523 si 4923. Utilizand aceasta informatie sistemul de operare citeste directorul "Windows"si il scaneaza pentru o intrare numita "System".

4.          Intrarea "System" este gasita in listingul directorului "Windows" si are atributul setat pe director. Intrarea "System" indica numarul 1154 ca fiind primul cluster al directorului.

5.          Este citit FAT-ul din nou incepand de la clusterul 1154 si urmarind lantul pana cand sunt recunoscute clusterele directorului "System". Utilizand informatia sistemul de operare citeste directorul "System" in memorie si il scaneaza pentru o intrare numita "test.fil". Intrarea este gasita si atributul sau pentru director este gasita indicand ca este un fisier. Prin citirea intrarii sistemul de operare afla ca primul cluster al fisierului "test.fil" este 2987.

6.          FAT-ul este citit din nou incepand cu clusterul 2987. Utilizand lista inlantuita, sistemul de operare localizeaza ambele clustere care contin fisierul si apoi il citeste aducandu-l -n memorie.

7.          Sistemul de operare transfera apoi continutul clusterelor aplicatiei sub forma unui flux de bytes.

Dupa cum se poate vedea, obtinerea unui fisier necesita operatii complicate. Din fericire, sistemul tine majoritatea intrarilor directoarelor si intreaga tabela FAT in RAM, deci citirea directoarelor si a intrarilor directoarelor si a intrarilor FAT nu necesita prea mult lucrul cu discul. Oricum, trebuie retinut ca scrierea unui fisier necesita cativa pasi. Bazandu-se pe lungimea fisierului, sistemul de operare trebuie sa scaneze FAT-ul pentru clustere libere care pot fi asignate fisierului:

Ambele FAT-uri trebuie sa aiba lista inlantuita a fisierului care este scris in ele.

Directorul care contine fisierul trebuie sa aiba intrarea fi[ierului modificata.

In sfarsit, continutul fisierului este salvat.

FAT32

Incepand cu Windows OEM Service Release 2 (OSR2) si continuand cu Windows 98, Microsoft a dezvoltat o versiune modificata a lui FAT16 numita FAT32. Pentru ca hard-discurile cresteau foarte rapid, transferul catre FAT32 era cerut pentru a suporta discuri mai mari fara sa se utilizeze clustere nerezonabil de mari.

FAT32 lucreaza in mare masura la fel ca FAT16 si Microsoft a lucrat pentru a minimiza diferentele, in scopul reducerii incompatibilitatilor. Totusi, exista cateva deosebiri intre FAT16 si FAT32.

Fiecare intrare FAT consuma acum 4 bytes in loc de 2 bytes. Aceasta schimbare plus faptul ca pot fi mai multe intrari FAT inseamna ca FAT-ul insusi este mai larg acum.

MBR este expandat de la un sector la doua sectoare pentru ca un bloc de parametri BIOS este mai larg, precum si pentru faptul ca exista 2 copii ale MBR-ului prevenind astfel distrugerile accidentale.

Directorul radacina nu mai este la o pozitie fixa. Directorul radacina este acum tratat ca orice alt director si poate fi plasat oriunde pe volum. Din aceasta cauza numarul intrarilor in directorul radacina nu mai este limitat la 512.

Intrarile in directoare nu au fost modificate cu exceptia celor 2 bytes nefolositi sub MS-DOS si Windows (toate versiunile) care erau la sfarsitul intrarii si care erau planificati pentru atribute extinse OS/2. Ei sunt folositi acum ca 16 biti pentru a indexa un numar complet de 32 biti de clustere.

Marimea minima a clusterelor sub FAT32 este de 4KB in loc de 512 bytes cat era sub FAT16.

Toate aceste schimbari, precum si unele modificari pentru performanta ofera urmatoarele avantaje fata de FAT16:

O singura partitie se poate extinde acum pana la 2 TB.

Pentru partitii largi ca, de exemplu, cele de peste 8GB, marimea clusterelor este de doar 4KB in loc de 128KB, pe care teoretic FAT16 i-ar fi folosit daca ar fi fost posibil sa suporte partitii de 8GB. Din cauza ca marimea clusterelor este mai mica decat sub FAT16, aproape 15% din spatiul discului se economiseste.

FAT32 este mult mai sigur decat FAT16, riscurile incidentelor fiind reduse prin pastrarea unei copii redundante a inregistrarii de boot.

Pentru ca marimea obisnuita a clusterelui sub FAT32 este de 4KB (care este si marimea paginilor de memorie utilizate de managerul de memorie virtuala) activitatea de paginare este mult mai rapida si necesita mai putine operatii.

Aplicatiile pornesc mai rapid decat in FAT16.

Exista insa si dezavantaje:

FAT32 nu este inca suportat de Windows NT (pana la versiunea 4), deci nu se poate converti partitia primara daca vrem sa avem boot dual Windows 98 si Windows NT. Unitatile logice formatate sub FAT32 sunt ignorate de Windows NT 4.

Nu se poate reconverti o partitie de la FAT32 la FAT16 la fel cum se poate trece de la FAT16 la FAT32. Pentru a face acest lucru trebuie reformatata partitia.

Toate programele utilitare cere mergeau pentru FAT16 nu mai merg sub FAT32, incluzand editoare de sectoare de disc, programe vechi de defragmentare si toate programele de compresie.

Daca se converteste prima partitie sub FAT32 nu se va putea avea acces la unitate sub MS-DOS.

Numele lungi de fisiere sub FAT

Dupa cum este probabil clar nu exista spatiu extins pentru a stoca nume de fisiere mai mari de formatul 8.3 suportat de DOS. Si totusi Windows 95, Windows 98, Windows NT suporta nume lungi pe astfel de volume FAT. Cum este acest lucru posibil?

Intrarile in directoare au numar de biti pentru atribute, unul indicand daca intrarea este pentru o eticheta de volum. In primele versiuni de MS-DOS, de obicei era o singura intrare de acest gen, localizata in directorul radacina si care indica eticheta de volum a discului. MS-DOS ignora de regula alte astfel de intrari la fel cum de altfel si alte programe utilitare le ignora.

Microsoft a dezvoltat o schema prin intermediul careia poate stoca numele lungi utilizand acest atribut de eticheta de volum. Cand se creeaza un fisier cu nume lung sub Windows 98 ca, de exemplu, MZLONGFILE.TXT, sunt create mai multe intrari in director; incepand cu a doua intrare, toate au setat atributul de eticheta de volum (deci MS-DOS si alte programe utilitare pur si simplu le ignora). Windows 98 stocheaza parti din numele lung in aceste intrari pana la 11 caractere. In acest caz MYLONGFILE.TXT, va fi stocat in 2 intrari in director: in primul este stocat MYLONG~1.TXT in timp ce cea de-a doua parte nu este vizibila decat cu un editor de sectoare.

Numele lungi sub Windows 98 se supun urmatoarelor reguli:

Pot contine spatii goale.

Partea scurta din nume poate folosi urmatoarele caractere speciale: $ % `- _ @ ~ ´ ! ( ) ^ # &

Nume lungi pot utiliza aditional urmatoarele caractere: + , ; [ ] =

Lungimea maxima a numelui, incluzand si extensia este de 254 caractere.

Lungimea maxima a unei cai complete sub Windows 98 este de 260 caractere. Cu alte cuvinte, daca un nume de fisier are 254 caractere, el poate avea un director asociat lui de maxim 4 caractere lungime.

Daca se copiaza sau muta fisiere cu nume lungi cu ajutorul unor utilitare care nu suporta nume lungi, sau daca se copiaza sau muta astfel de fisiere pe un server de fisiere care nu suporta nume lungi, numele lungi se vor pierde.

Cand se folosesc nume lungi ce contin spatii la prompt-ul MS-DOS trebuie sa fie incadrate intre ghilimele ("").

O problema care apare la prompt-ul MS-DOS este ca bufferul pentru comenzi este limitat la maximum 128 caractere. De aceea, la prompt-ul MS-DOS nu se pot utiliza nume de fisiere care impreuna cu calea depasesc 128 caractere. Se poate expanda limita maxima a bufferului cu ajutorul comenzii:

SHELL=C:WINDOWSCOMMAND.COM/U:255

in fisierul CONFIG.SYS (255 este valoarea maxima absoluta admisa).

NTFS - New Technology File System

Desi NTFS nu este suportat de Windows 98, o discutie despre sistemele de fisiere Windows nu este completa daca nu ar include si detalii despre NTFS.

New Technology File System (NTFS) a fost proiectat pentru a fi un sistem de fisiere adecvat utilizarii pe servere de fisiere sau sisteme de inalta performanta. NTFS include urmatoarele facilitati:

Este orientat pe tranzactii, iar esecurile de a completa o tranzactie de disc poate fi rezolvata in timpul verificarii cu programul CHKDSK.

Suporta "hot-fixing", ceea ce inseamna ca sectoarele defecte sunt marcate in timpul functionarii.

Ofera suport complet pentru nume lungi de fisiere.

Retine timpul la care s-a facut ultimul acces (FAT-ul retinea numai data).

Volumele si fisierele sub NTFS pot ocupa pana la 2⁶⁴ bytes.

Utilizeaza o tabela de fisiere bazata pe un arbore binar, ceea ce face ca regasirile sa fie mult mai rapide decat sunt in FAT.

NTFS stocheaza clusterele mult mai eficient decat o face FAT; sistemul de fisiere lucreaza mult mai mult pentru a evita fragmentarea. Din cauza faptului ca NTFS utilizeaza un arbore binar de cautare a clusterelor, fragmentarea cauzeaza mai pu3ina degradare a performantelor decat cea din FAT.

Spre deosebire de High Performance System (HPFS proiectat pentru OS/2), NTFS utilizeaza lungimi de clustere diferite, similar FAT-ului. Totusi marimea clusterelor sub NTFS este mult mai mica decat sub FAT16 dupa cum urmeaza:

Volumele NTFS sunt organizate dupa cum urmeaza:

Sectorul de boot al partitiei

Master File table

NTFS System File

Zona de fisiere

Zona Master File Table si NTFS System File sunt de fapt aceeasi zona de pe disc, formata din 16 inregistrari (numai 11 sunt utilizate pana in prezent), fiecare avand un nume de fisier dupa cum urmeaza:

Fiecare fisier din sistemul NTFS este prevazut cu un set de atribute (ceea ce este total diferit de atributele din FAT). NTFS poate avea atribute pentru datele din fisier, pentru informatii de securitate, pentru metadate sau chiar pentru numele fisierului.

6. Sisteme de fisiere evoluate

__________ ______ ____ __________ ______ ____ _______

Sistemele de operare trebuie adaptate schimbarilor survenite in hardware-ul si arhitectura calculatoarelor. Asa cum sunt proiectate masinile noi si rapide, sistemele de operare trebuie sa se schimbe ca sa poata profita de aparitia lor. De obicei cercetarile in domeniul unor componente de calculator le depasesc pe acelea din alte parti ale sistemului. Acest lucru schimba balanta caracteristicilor utilizarii resurselor, astfel incat sistemele de operare trebuie sa-si revizuiasca politicile in conformitate.

Chiar de la inceputul anilor 1980, industria calculatoarelor a facut salturi rapide in domeniul vitezei procesoarelor si a vitezei si dimensiunii memoriei. In 1982, UNIX era normal rulat pe un VAX 11/780 care avea procesor de 1 MIPS (1 milion instructiuni pe secunda) si 4-8 megabytes RAM. In anii 2000 masini cu procesoare de 1000 MIPS si 256 Mb sau mai mult RAM au devenit lucruri comune pe desktop-urile individuale. Din nefericire, tehnologia hard-discurilor nu a tinut pasul si, desi discurile au devenit mai mari si mai ieftine, viteza lor nu a mai crescut decat cu cel mult un ordin de marime. Sistemele de operare UNIX care erau proiectate sa ruleze cu discuri cu viteza moderata, dar cu memorii mici si procesoare lente, au trebuit sa adopte aceste schimbari.

Daca timpul pe care o aplicatie il consuma pe un sistem este de c secunde pentru procesarea U.C.P. si i secunde pentru I/O, atunci imbunatatirea performantei prin realizarea unui procesor mai rapid este restransa de factorul (1+c/i). Este important de gasit moduri pentru a reduce timpul pe care sistemul il consuma cu operatii I/O pe disc.

Pe la mijlocul anilor 1980, majoritatea covarsitoare a sistemelor UNIX avea sistemele de fisiere s5fs sau FFS (Fast File System) pentru discurile locale. Amandoua sunt adecvate pentru aplicatii generale time-sharing, dar deficientele lor se vad atunci cand sunt folosite in medii comerciale diverse. Interfata VNODE/VFS a facut mai usoara adaugarea unor noi imbunatatiri a sistemului de fisiere in UNIX. Utilizarea lui initiala era restransa la sistemele de fisiere mici, pentru scopuri speciale, care nu cauta sa inlocuiasca s5fs sau FFS.

Implementarea pe disc a FFS

Spre deosebire de s5fs, FFS incearca sa optimizeze alocarea blocurilor pentru un fisier, crescand viteza accesului secvential. El incearca sa aloce blocuri continue ale fisierului pe disc oricand este posibil. Abilitatea sa de a face acest lucru depinde de cat de plin sau cat de fragmentat este hard-diskul. Calcule empirice arata ca el poate fi eficient pana cand discul se apropie de 90% din capacitate.

Problema majora este datorata intarzierii rationale pe care o introduc intre blocuri continue. FFS este proiectat sa citeasca sau sa scrie un singur bloc la fiecare I/O. Pentru o aplicatie care citeste un fisier secvential, kernelul va executa o serie de citiri de blocuri unice. Intre doua citiri consecutive, Kernelul trebuie sa verifice daca urmatorul bloc este in cache si sa faca o cerere I/O daca este necesar. Ca rezultat, daca doua blocuri sunt pe sectoare consecutive pe disc, discul s-ar roti peste inceputul celui de al doilea bloc pana cand kernelul va executa a doua citire. A doua citire va avea de asteptat o rotatie completa de disc pana cand incepe, cauzand o performanta foarte slaba.

Figura Modalitatea de asezare a blocurilor la FFS

Ca sa impiedice acest lucru, FFS calculeaza timpul care i-ar trebui kernelului sa execute a doua citire si numarul de sectoare pe care capul discului le-ar face in timp. Acest numar este numit intarziere de rotatie sau rotdelay. Blocurile sunt intercalate pe disc astfel incat blocurile logice consecutive sunt separate de blocurile rotdelay. Pentru un disc tipic, o rotatie completa ia aproape 15 milisecunde si kernelului ii trebuie cam 4 milisecunde intre cereri. Daca marimea blocului este de 4Kb si fiecare pista are 8 blocuri, rotdelay-ul ar fi 2.

Desi acest lucru evita problema asteptarii pentru o rotatie, inca se restrictioneaza suprapunerea (din exemplu) unei treimi din largimea de banda a discului. Crescand marimea blocului la 8Kb se va reduce intarzierea rotdelay la 1.

Pe multe discuri, aceasta problema dispare pentru operatiile de citire. Aceasta din cauza ca discul are un cache de viteza mare si orice citire incearca o pista completa in cache. Daca urmatoarea operatie are nevoie de un bloc din pista, discul poate satisface cererea direct din cache.

Cateva studii despre sistemele de fisiere au aratat ca cererile de citire pentru fisierele de date le depasesc ca numar pe cele de scriere in raport de doi la unu. Reversul este adevarat pentru cererile I/O pentru disc, care sunt predominant scrieri. Acest comportament neobisnuit este cauzat de cache-ul UNIX. Deoarece aplicatiile au o puternica localizare a referintelor in domeniul accesului la fisiere, cache-ul are o rata de succes mare (80-90%) si satisface cele mai multe cereri de citire fara operatiile I/O.

Operatiile de scriere sunt terminate de obicei prin modificarea copiei cache, fara operatii I/O cu discul. Daca totusi discul nu este actualizat periodic, in cazul unui accident putem pierde o mare cantitate din date. De aceea, cele mai multe implementari UNIX folosesc un proces de actualizare, care scrie blocurile pe disc. De aici rezulta dominarea cererilor de scriere pe disc. Prin cresterea marimii memoriei au rezultat cache-uri mai mari si un trafic pe disc foarte redus pentru citiri.

Actualizarile metadatelor

Anumite cereri ale sistemului necesita cateva schimbari ale metadatelor (metadatele sunt informatii despre fisiere - localizare, dimensiune, nume, drepturi de acces etc.). Pentru a preveni deteriorarea sistemului de fisiere, datorita unei caderi de sistem, aceste modificari trebuie scrise intr-o ordine precisa. De exemplu, cand un fisier este sters, kernelul trebuie sa stearga intrarea din director, sa elibereze inodul si sa elibereze blocurile discului folosite de fisier, operatii care trebuie executate in aceasta ordine exacta, pentru a asigura consistenta in timpul unei caderi de sistem.

Sa presupunem ca sistemul de fisiere elibereaza inodul inaintea stergerii intrarii din director si ca sistemul cade intre timp. La repornire, directorul va avea o inregistrare privind un inod nealocat, ceea ce inseamna ca nu poate fi reutilizat. Acesta este o problema mai putin severa si ar putea fi usor reparata cu fsck. In cazul anterior, daca inodul ar fi realocat unui alt fisier, fsck nu s-ar sti care este inregistrarea corecta.

De asemenea, sa presupunem ca in timp ce se trunchiaza un fisier, sistemul de fisiere elibereaza blocurile discului inainte de a scrie inodul modificat pe disc. Este posibil ca aceste blocuri sa fie alocate altui fisier, al carui inod ar putea fi scris pe disc inaintea celui al fisierului trunchiat. Daca sistemul cade in acest moment, amandoua inodurile ar indica aceleasi blocuri. Acest lucru nu poate fi reparat cu fsck deoarece nu ar putea sti care inod este proprietarul de drept al acestor blocuri.

In sistemele de fisiere traditionale, aceasta ordine este realizata prin scrieri sincrone. Acest lucru cauzeaza performante scazute, mai ales cand scrierile nu sunt continue pe disc. Inca si mai rau, operatiile NFS (Network File System) cu scrieri sincrone pentru toate blocurile de date. In concluzie, trebuie cautat un mod de a reduce numarul scrierilor pentru a reduce cautarile.

Recuperare la accidente

Ordinea scrierilor metadatelor ajuta la controlul pagubelor produse de caderile de sistem, dar nu o elimina. In cele mai multe cazuri, efectul este de a asigura sistemul pentru operatia de recuperare. In cazurile In care cateva sectoare de disc sunt afectate datorita caderilor hardware, o recuperare completa nu este posibila. Utilitarul fsck reconstruieste sistemul de fisiere dupa o cadere. El executa urmatoarea secventa de operatii:

1) Citeste si verifica toate inodurile si creeaza o imagine a blocurilor folosite.

2) Inregistreaza numerele inodurilor si adresele blocurilor din toate directoarele.

3) Valideaza structura arborelui de directoare, fiind sigur ca toate legaturile sunt corecte.

4) Valideaza continutul directoarelor pentru toate fisierele.

5) Daca un director nu poate fi atasat unui arbore in faza 2, il pune in directorul lost-and-found.

6) Daca un director nu poate fi atasat unui director, il pune in directorul lost-and-found.

7) Verifica imaginile pentru fiecare grup de cilindri.

Asa cum se vede, fsck are multe operatii de realizat, deci masinile cu sisteme de fisiere mari pot avea intarzieri mari inainte ca ele sa poata restarta dupa un accident. In multe medii, astfel de intarzieri sunt inacceptabile si trebuie gasite alternative care permit recuperari rapide la accidente.           

In final, fsck are o forma limitata de recuperare - el reduce sistemul de fisiere la un studiu consistent. Un sistem de fisiere de incredere ar trebui sa poata mai mult. Idealul, bineinteles, ar fi recuperarea totala, ceea ce necesita ca fiecare operatie sa fie executata stabil inainte de a reda controlul utilizatorului. Cum aceasta metoda este urmata de NFS si cateva sisteme de fisiere non-UNIX, cum ar fi MS-DOS, ea sufera de performante scazute. Un obiectiv mai rezonabil este de a limita pagubele produse de un accident, fara a sacrifica performantele.

Gruparea operatiilor sistemului de fisiere (Sun-FFS)

Un mod simplu de a atinge performantele ridicate se obtine prin gruparea (clusterizarea) operatiilor de I/O. Cele mai multe accese la fisiere in UNIX implica citirea si scrierea unui fisier secventional in totalitatea sa, cu toate ca acest lucru implica cereri de sistem multiple. Pare risipitor atunci sa se restrictioneze operatiile I/O la un singur bloc la un moment dat (de exemplu, 8 kilobytes). Multe sisteme de fisiere non-UNIX aloca fisierele in unul sau mai multe extensii, care sunt largi, arii fizice continue pe disc. Acesta ii da voie sistemului sa citeasca sau sa scrie bucati mari de fisier intr-o singura operatie pe disc.

Aceste lucruri au motivat dezvoltarea sistemului de file clustering in FFS la SunOS, care a fost mai tarziu incorporata in SVR4 si 4.4BSD. Scopul lui Sun-FFS este de a atinge performante ridicate prin operatii I/O de o mare granularitate, fara a schimba structura de pe disc a sistemului de fisiere. Implementarea sa necesita doar un numar mic de schimbari in rutinele interne ale kernelului.

Alocatorul de blocuri pe disc FFS se descurca de minune alocand blocuri continue unui fisier, folosind un algoritm inteligent care anticipa urmatoarele cereri de alocare.

Sun-FFS seteaza factorul rotdelay la zero, deoarece scopul este de a evita plata penalizarii intercalarilor rationale. Un camp denumit maxconting prezent in superbloc contine numarul de blocuri continue de stocare inaintea aplicarii spatiului rotdelay. Acest camp este de obicei setat la unu, dar nu are nici un sens atata timp cat rotdelay este zero. De aceea, Sun-FFS foloseste acest camp pentru a stoca marimea clusterului dorit. Acest lucru ii permit superblocului sa stocheze un parametru in plus fara sa-si schimbe structura.

De cate ori se face o cerere de acces pe disc, este de dorit a se citi intreg. Aceasta s-a realizat prin modificarea interfetei rutinei bmap (implementarea traditionala FFS, bamp() ia un numar de bloc logic si returneaza numarul pentru blocul fizic. Sun-FFS schimba aceasta interfata pentru ca bamp sa returneze o valoare contigsize aditionala, ceea ce specifica continutul fizic al fisierului pornind de la un bloc anume.

Sun-FFS foloseste contigsize pentru a citi un cluster intreg la un moment dat. In unele cazuri, alocatorul nu poate gasi un cluster complet si valoarea contigsize returnata de bamp() este mai mica decat maxconfig. Logica ahead este bazata pe contigsize-ul returnat de bmap() si nu de marimea clusterului ideal.

Utilizarea jurnalului

Multe sisteme de fisiere moderne folosesc o tehnica numita logging journalling pentru a adresa multe din functiile unui sistem de fisiere traditionale. Conceptul de baza este de a inregistra toate schimbarile de sistem intr-un log. Log-ul este scris secventional, pe bucati mari, ceea ce creeaza o utilizare a discului mai eficienta si performante ridicate. Dupa un accident, numai coada log-ului trebuie examinata, ceea ce inseamna recuperare rapida si incredere ridicata.

Desi avantajele par atractive, sunt cateva probleme complexe. Au fost numeroase inplementari de fisiere de tip log, in cercetare de industrie si fiecare avea arhitecturi diferite. Sa identificam principalele caracteristici care diferentiaza aceste sisteme pentru fiecare dintre ele si examinam cateva dintre cele mai importante proiecte in detaliu.

Caracteristici de baza

Pentru a proiecta un sistem de fisiere de tip log trebuie luate cateva decizii:

Ce sa 'logheze'- Aceste sisteme de fisiere se impart in doua tabere: acelea care inregistreaza toate modificarile si acelea care inregistreaza doar schimbarile metadatelor. Log-urile metadatelor pot restrictiona mai mult numai la anumite operatii selectate de exemplu, ele ar putea sa inregistreze schimbarile din data fisier a proprietarului, permisiunile si sa inregistreze doar acele schimbari care ar afecta sistemul grav.

Operatii sau valori - Un log poate inregistra operatii individuale, rezultatul acestor operatii. Primul este folositor, de exemplu, inregistram schimbarile imaginii alocarii blocurilor pe disc. Deoarece fiecare schimbare consuma doar cativa biti, log-ul operatiilor ar putea sa incapa intr-o inregistrare compacta. Cu toate acestea, cand inregistram scrieri de date, este de preferat sa scriem intregul continut al blocului modificat in log.

Supliment sau substitut - sistemele de fisiere cu log-uri atasate pastreaza structura traditionala pe disc, cum ar fi inoduri si superblocuri, folosesc log-ul ca o inregistrare suplimentara.

Log-uri redo si undo - Exista doua tipuri de log-uri: redo-only si undo-redo. Un log redo-only inregistreaza doar datele modificate. Un log undo-red inregistreaza vechea si noua valoare a datelor. Log-ul redo-only simplifica recuperarea la accident, dar constrange ordonarea scrierilor in log. Log-ul undo-red este mai mare si are mecanisme de recuperare mai complexe, dar asigura o concurenta mai mare in timpul folosirii normale.

Recuperare - intr-un sistem de fisiere structurat pe log este nevoie de un mod eficient de recuperare a datelor din log. Desi asteptarile normale sunt ca un cache mai mare ar satisface cele mai multe citiri, trebuie asigurat ca acel cache poate fi accesat intr-un timp rezonabil.

Sisteme de fisiere structurate pe log

Sistemele de fisiere structurate pe log folosesc o singura structura log secvential. Ideea este de a strange un numar mare de schimbari ale sistemului intr-un log larg si de a-l scrie pe disc intr-o singura operatie.

Avantajele par impresionante. Deoarece scrierile sunt mereu la coada log-ului, ele sunt toate secventiale si cautarile pe disc sunt eliminate. Fiecare scriere in log transfera un volum mare de date, de obicei o pista intreaga de pe disc. Aceasta elimina nevoia de intercalari rotationale si ii permite sistemului de fisiere sa foloseasca toata largimea de banda a discului. Recuperarea la accident este foarte rapida - sistemul de fisiere localizeaza ultima intrare in log si o foloseste pentru a reconstrui sistemul.

Toate acestea sunt bune atata timp cat doar scriem in log, dar ce se intampla cand dorim sa recuperam date din el? Mecanismele traditionale de localizare a datelor pe disc nu mai sunt la indemana si trebuie cautat prin log pentru datele care ne trebuie. Pe un sistem intr-o stare stabila (unul care a mers corect o vreme), un cache mare ar atinge usor o rata de acuratete mai mare de 90%. Pentru acele blocuri care trebuie accesate de pe disc, trebuie un mod de a localiza date in log in timp rezonabil.

4.4BSD foloseste un sistem de fisiere structurat pe log, care poarta numele BSD-LFS.

Sistemul de fisiere structurat pe log 4.4BSD

BSD-LFS dedica intregul disc log-ului, care este singura reprezentare persistenta a sistemului de fisiere. Toate scrierile se realizeaza la coada log-ului si colectarea informatiilor inutile se face prin procesul de "curatare". Log-ul este impartit in segmente de marime fixa. Fiecare segment are un pointer catre urmatorul.

BSD-LFS pastreaza structurile de directoare si inoduri, ca si schema de blocuri de indirectare pentru adresarea blocurilor logice a fisierelor largi. Cea mai importanta problema este cum sa se gaseasca un inod. FFS-ul original configura inodorile static pe disc, in locatii fixe, in grupuri de cilindre diferite.

In BSD-LFS, inodurile sunt scrise pe disc ca parte a log-ului si aici nu au adrese fixe. De fiecare data cand un inod este modificat, este scris intr-o locatie noua in log Aceasta necesita o structura de date aditionala numita inode map, care memoreaza adresa curenta pe disc a inodului.

Desi BSD-LFS incearca sa scrie un segment complet la un moment dat acest lucru nu este posibil mereu. Un segment partial ar trebui scris datorita dimensiunii memoriei (cache-ul fiind plin) sau cererilor fsync.

Figura 6. Fisier Log la BSD-LFS

De aceea, un segment ce descrie o partitionare fizica a discului, este facut din unul sau mai multe segmente partiale.

Fiecare segment partial are un antet de segment, care contine urmatoarele informatii folosite in timpul unei recuperari de accident:

Sume de verificare, care sunt folosite la detectarea erorilor de mediu si scrierilor incomplete.

Adresa discului a fiecarui inode din segmentul partial.

Pentru fiecare fisier care are blocuri de date localizate in segment, numarul inodului si numarul versiunii inodului, ca si numerele blocurilor logice.

Timpul crearii, flaguri etc.

Aceste sisteme mai retin si un tabel de utilizare a segmentelor, care memoreaza numarul octetilor din fiecare segment si timpul cand segmentul a fost ultima data modificat. Procesul cleaner foloseste aceste informatii ca sa aleaga segmentele ce trebuie sterse.

Scrierea fisierului log

BSD-LFS aduna blocuri modificate pana cand are destul pentru a umple un segment complet. Un segment partial trebuie scris datorita unei cereri NFS (Network File Sistem) sau datorit; umplerii memoriei. Daca controlerul discului suporta operatii I/O, blocurile sunt scrise direct din cache. Daca nu, kernelul poate aloca temporar, 64 KB de buffere pentru transfer.

Pregatind transferul, blocurile de pe disc sunt sortate dupa numerele de bloc logic din fisiere. Adresele discului sunt atasate fiecarui bloc in acest moment si inodurile trebuie sa fie modificate ca sa indice aceste adrese.

De fiecare data cand un boc este modificat, este scris intr-o noua locatie in log. Aceasta inseamna ca toate copiile vechi ale blocului din log au devenit inutile si pot fi sterse de procesul cleaner.

Fiecare operatie de scriere sterge toate datele modificate din cache, ceea ce inseamna ca log-ul contine toate informatiile necesare pentru o recuperare totala. Harta inodurilor si tabelul utilizarii segmentelor reprezinta informatie redundanta, ceea ce poate deriva din log. Aceste doua structuri sunt stocate intr-un fisier normal, read-only numit ifile. Ifile poate fi accesat de utilizatori ca si orice alt fisier, dar este special in sensul ca modificarile ifile nu sunt scrise in fiecare segment. In schimb, sistemul defineste puncte de verificare periodice, in timpul carora el scrie ifile-ul pe disc.

III.2 Apeluri sistem UNIX

Intern, gestionarea fisierelor se face prin intermediul a trei tabele, si anume:

a.     Tabela de descriptori. Aceasta este proprie fiecarui proces. Fiecarui

fisier deschis ii corespunde o intrare in aceasta tabela, indicele acesteia fiind considerat descriptorul fisierului. Caracteristicile memorate de intrarile din aceasta tabela pot fi citite prin intermediul structurii ofile_t descrisa in "sys/user.h". La lansare, orice proces are, din start, deschise trei fisiere, corespunzatoare descriptorilor 0, 1 si 2 care sunt : intrarea standard (standard input-stdin), iesirea standard (standard output-stdout) si iesirea pentru erori (standard error-stderr). Implicit, aceste fisiere corespund terminalului de lansare. Acesti descriptori pot fi referiti prin constantele simbolice STDIN_FILENO, STDOUT_FILENO si STDERR_FILENO.

b.     Tabela de fisiere deschise. Aceasta tabela este partajata de catre toate

procesele. Orice intrare din tabela de descriptori a oricarui proces memoreaza adresa unei intrari din aceasta tabela. La deschiderea unui fisier de catre un proces, se creaza o noua intrare in tabela de descriptori a procesului si o noua intrare in tabela de fisiere deschise. Intrarile in aceasta tabela memoreaza:

numarul total de descriptori ce pointeaza catre aceasta.

modul de deschidere al fisierului

pozitia curenta (offset)

un pointer catre o intrare in a treia tabela si anume:

c.      Tabela de i-noduri din memorie. La deschiderea unui fisier, in caz

ca datele despre i-nodul corespunzator nu se gasesc deja in aceasta tabela, se creeaza o noua intrare. Intrarile din aceasta tabela memoreaza:

numarul total al intrarilor din tabela de fisiere deschise ce pointeaza

catre aceasta.

identificatorul discului de origine

numarul de i-nod

starea acestuia : daca informatiile din i-nod au fost modificate ulterior

incarcarii acestuia in memorie sau daca un proces a impus un blocaj.

Din SHELL atributele i-nodurilor se pot vizualiza cu ajutorul comenzii

ls -l

Programatorii au la dispozitie structura urmatoare:

#include <sys/types.h>

#include <sys/stat.h>

struct stat ;

Toate tipurile de date corespunzatoare campurilor sunt de tip intreg si definite in headere. Cu aceasta ocazie, mentionam ca tipul de date time_t exprima numarul de secunde scurse de la 1 Ianuarie 1970, data de referinta penru sistemele de tip UNIX. Cu aceasta explicatie consideram ca este suficient de clar modul de interpretare a valorii campurilor, cu exceptia lui st_mode care memoreaza pe biti, atat tipul fisierului, cat si cele trei tipuri de drepturi (citire, scriere, executie) corespunzator celor trei categorii de utilizatori: proprietar (user), grup proprietar (group) si ceilalti (other).

Exploatarea acestui camp se face cu ajutorul unor masti definite prin constante simbolice si anume:

S_IRUSR drept de citire pentru proprietar

S_IWUSR drept de scriere pentru proprietar

S_IXUSR drept de lansare in executie pentru proprietar.

Valorile tuturor celor trei biti corespunzatori drepturilor proprietarului pot fi recuperate cu ajutorul mastii S_IRWXU.

S_IRGRP drept de citire pentru grupul proprietar

S_IWGRP drept de scriere pentru grupul proprietar

S_IXGRP drept de lansare in executie pentru grupul proprietar. Valorile tuturor celor trei biti corespunzatori drepturilor grupului proprietar pot fi recuperate cu ajutorul mastii S_IRWXG.

S_IROTH drept de citire pentru ceilalti utilizatori

S_IWOTH drept de scriere pentru ceilalti utilizatori

S_IXOTH drept de lansare in executie pentru ceilalti utilizatori Valorile tuturor celor trei biti corespunzatori drepturilor pentru ceilalti utilizatori pot fi recuperate cu ajutorul mastii S_IRWXO.

Mai avem la dispozitie doua masti pentru recuperarea din acelasi camp a altor doua caracterisitici pe bit : set-uid (masca S_ISUID) si set-gid (masca S_ISGID). Semnificatiile acestor doua informatii le vom explica ulterior.

De exemplu, masca pentru drepturile rwxr-x-x va fi alcatuita cu una din urmatoarele doua disjunctii:

S_IRWXU | S_IRGRP | S_IXGRP | S_IXOTH

sau

S_IRUSR | S_IWUSR | S_IXUSR | S_IRGRP | S_IXGRP | S_IXOTH.

Testul pentru tipul de fisier se poate face atat cu ajutorul unor masti, dar si

cu ajutorul unor expresii macro-definite (macro-uri), care reprezinta expresii ce dau ca rezultat 1 sau 0, in functie de faptul daca fisierul este de tipul respectiv sau nu.

Tip de fisier                    Masca Macro__

Obisnuit     _S_IFREG S_ISREG

Special bloc                   _S_IFBLK S_ISBLK

Special caracter                          _S_IFCHR S_ISCHR

Director      _S_IFDIR S_ISDIR

Tub                                  _S_IFIFO S_ISFIFO

Legatura simbolica S_IFLNK S_ISLNK

Socket S_IFSOCK S_ISSOCK

Mentionam ca nu este o eroare faptul ca numele simbolic al ultimelor doua masti nu incepe cu caracterul '_'. Acestea provin din versiuni anterioare normei POSIX.

Exemplu

struct stat st;

....

if (st.st_mode & _S_IFDIR)

if (S_ISDIR(st.st_mode)

if (st.st_mode & (S_IRGRP | S_IXGRP) ==

S_IRGRP | S_IXGRP

Atentie. Macro-definitiile prezentate mai sus sunt valabile pe HP-UX. Pe alte versiuni avem la dispozitie maco-definitii similare, dar este posibil ca numele acestora sa difere, in mica masura, ce-i drept. Sfatuim programatorul sa consulte de fiecare data manualele de utilizare ale versiuni de sistem de operare cu care lucreaza.

Apelul cu care se pot incarca datele referitoare la un i-nod intr-o structura de tipul stat sunt

#include <sys/types.h>

#include <sys/stat.h>

int stat (char *nume-fisier, struct stat *ptr_stat);

Apelul incarca in structura a carei adresa este data in al doilea parametru, caracteristicile i-nodului fisierului desemnat de primul parametru. Pentru succesul acestui apel, nu sunt necesare drepturi asupra fisierului, ci numai drepturile de rigoare asupra directoarelor ce intervin in localizarea fisierului invocat prin nume. In caz ca aceste drepturi nu exista, variabila errno va lua valoarea EACCESS. O alta cauza posibila a insuccesului acestui apel este inexistenta fisierului referit. In acest caz, errno va lua valoarea ENOENT.

Consultarea unui fisier de tip legatura simbolica cu ajutorul apelului stat va conduce la furnizarea caracteristicilor i-nodului catre care pointeaza legatura, si, in consecinta, tipul de fisier obtinut nu va fi niciodata legatura simbolica. Pentru a obtine caracteristicile i-nodului de tip legatura simbolica se poate folosi apelul :

#include <sys/stat.h>

int lstat (char *nume_fisier, struct stat *ptr);

Primitiva cu ajutorul careia se deschid fisiere este:

#include <sys/types.h>

#include <sys/stat.h>

#include <fcntl.h>

int open (char *nume_fisier, int mod_deschidere, mode_t drepturi)

Mentionam faptul ca al treilea parametru nu este obligatoriu de furnizat decat atunci cand este posibila crearea unui nou fisier (i-nod) si, in acest caz, acest argument reprezinta drepturile de acces si este construit prin disjunctie dintre constantele prezentate la descrierea campului st_mode al structurii stat.

Acest apel este recomandabil, in special, pentru fisierele de tip obisnuit. Pentru alte tipuri de fisiere exista apeluri specifice pentru deschidere.

Acest apel poate deveni, in anumite conditii, blocant. De exemplu, deschiderea pentru scriere a unui tub fara sa existe un descriptor deschis pentru citire. In acest caz apelul asteapta pana cand un alt proces face o deschidere pentru citire. Parametrul al doilea se furnizeaza ca o disjunctie intre constante simbolice din lista de mai jos:

Obligatoriu una si numai una dintre O_RDONLY (deschidere

exclusiv pentru citire), O_WRONLY (deschidere exclusiv pentru scriere) si O_RDWR (deschidere pentru citire si scriere simultan).

O_TRUNC - Daca fisierul exista si este de tip obisnuit, informatia

continuta in acesta se trunchiaza, adica i se reduce dimensiunea la zero octeti.

O_CREAT - Daca fisierul nu exista, se creaza un nou i-nod de tip

obisnuit, ce are drept proprietar si grup proprietar, proprietarul si, respectiv grupul proprietar al procesului, si, ca drepturi de acces cele mentionate in al treilea parametru filtrate prin masca de drepturi implicite pentru crearea fisierelor. Aceasta masca se poate vizualiza sau modifica cu ajutorul comenzii SHELL umask .

O_EXCL - Nu are efect decat in prezenta optiunii O_CREAT. In

acest caz, existenta prealabila a fisierului conduce la esecul apelului (se doreste exclusiv creare de fisier nou si nicidecum deschiderea unui fisier existent). Ca apelul sa fie incununat de succes trebuie sa existe drepturi de scriere in director.

O_NOCTTY - Daca fisierul deschis corespunde unui terminal,

acesta nu devine terminal de control al procesului.

O_APPEND - Toate scrierile se fac la sfarsitul fisierului. In cazul

unei operatiuni de scriere, pozitia curenta se muta la sfarsitul fisierului.

O_NONBLOCK - Deschiderile blocante esueaza, adica se iese din

apel fara a se mai astepta inlaturarea cauzei blocajului si se furnizeaza cod de retur   -1 catre apelant, iar errno ia valoarea EAGAIN. Citirile si scriereile ulterioare se trateaza, de asemenea, in mod neblocant.

O_SYNC - Scrierile blocheaza procesul pana la copierea datelor pe

disc.

O_NDELAY - Citirile si scrierile blocante esueaza, adica se iese din

apel fara a se mai astepta inlaturarea cauzei blocajului, se furnizeaza cod de retur   -1 catre apelant, iar errno ia valoarea EAGAIN.

In caz de eroare se returneaza -1, iar in caz de succes se creaza o noua intrare in tabela de descriptori si se returneaza indexul acesteia. Un cod de retur ne-negativ inseamna succes si reprezinta descriptorul ce va fi folosit la operatiile urmatoare. In plus:

pozitia curenta in fisier este 0.

se creaza o noua intrare in tabela de fisiere deschise ce are un

descriptor ce pointeaza spre aceasta.

in intrarea din tabela de i-noduri din memorie corespunzatoare

fisierului deschis, numarul de intrari din tabela de fisiere deschise ce pointeaza catre aceasta este incrementat.

descriptorul ramane deschis pana la terminarea procesului, mai putin

situatia in care s-a cerut in mod expres inchiderea sa prin apel la primitiva close.

Observatii

a.     Testul asupra drepturilor de acces se face numai la deschidere. Odata

descriptorul deschis, acesta ramane valid in ciuda unor modificari ulterioare ale drepturilor de acces efectuate de alt proces.

b.     Nu este garantat faptul ca valoarea de retur reprezinta indexul celui

mai mic descriptor nefolosit, chiar daca experimental se poate constata acest fapt.

c.      O deschidere in modul O_RDWR nu este acelasi lucru cu doua

deschideri, una in mod O_RDONLY si alta in mod O_WRONLY, deoarece in acest din urma caz cei doi descriptori gestioneaza fiecare propria sa pozitie curenta.

Primitiva folosita pentru inchiderea fisierelor este

#include <unistd.h>

int close (int desc);

unde argumentul reprezinta descriptorul recuperat cu open. Efectele acestui apel sunt urmatoarele:

se ridica toate blocajele puse de proces asupra fisierului, chiar daca

acestea au fost puse prin intermediul altui descriptor.

se va decrementa numarul de descriptori din intrarea corespunzatoare

din tabela de fisiere deschise.

daca acest numar devine nul, se elibereaza intrarea din tabela de

fisiere deschise si in intrarea din tabela de i-noduri din memorie se decrementeaza numarul de intrari din tabela de fisiere deschise ce pointeaza spre aceasta.

daca numarul de mai sus devine nul, se elibereaza intrarea din tabela

de i-noduri din memorie si in caz ca numarul de legaturi fizice ale fisierului este, de asemenea, nul, fisierul este sters.

Citirea fisierelor se face cu ajutorul apelului:

#include <unistd.h>

ssize_t read (int desc, void *ptr, size_t nr_oct);

Acest apel citeste din fisierul desemnat de descriptorul desc, nr_oct

octeti, pe care ii va depune in memorie la adresa desemnata de ptr. Pentru fisiere de tip obisnuit, procedura de citire se desfasoara astfel:

1.     Se returneaza -1 in caz de esec (descriptor invalid sau care nu este

deschis in citire, de exemplu)

2.     Daca nu exista un blocaj care sa impiedice citirea atunci: Fie rest_oct

numarul de octeti de la pozitia curenta pana la sfarsitul fisierului. Se vor citi k = min(nr_oct, rest_oct). Codul de retur va fi k, adica numarul de octeti efectiv cititi. Pozitia curenta se va incrementa cu k. Remarcam ca daca pozitia curenta era de la inceput la sfarsitul fisierului, valoarea returnata va fi 0.

3.     Daca exista un blocaj care sa impiedice citirea datelor, apelul ramane

blocat in asteptarea ridicarii blocajului, in situatia in care indicatorii O_NONBLOCK sau O_NDELAY nu au fost pozitionati la deschidere. In caz contrar, codul de retur este -1, iar errno ia valoarea EAGAIN.

Exemplu

Presupunem ca avem un fisier care are drept inregistrari date de tipul

typedef struct MY_STR;

Pentru a citi 40 de asemenea structuri putem folosi secventa:

int nr;

MY_STR *ptr;

ptr = (MY_STR *)malloc (40 * sizeof (MY_STR));

while ((nr=read(desc, ptr, 40 * sizeof (MY_STR))>0)

unde nr impartit la sizeof (MY_STR) reprezinta numarul de structuri efectiv citite. In caz ca acesta este mai mic decat 40, in mod sigur, la urmatorul apel codul de retur va fi 0, deoarece s-a ajuns la sfarsitul fisierului.

Scrierea in fisiere se face cu ajutorul apelului:

#include <unistd.h>

ssize_t write (int desc, void *ptr, size_t nr_oct);

Acest apel scrie in fisierul desemnat de descriptorul desc, nr_oct octeti,

cititi din memorie de la adresa desemnata de ptr. Pentru fisiere de tip obisnuit, procedura de scriere se desfasoara astfel:

1.     Se returneaza -1 in caz de esec (descriptor invalid sau care nu este

deschis in scriere, de exemplu)

2.     Daca nu exista un blocaj care sa impiedice scrierea, atunci octetii se

vor scrie in fisier, la sfarsitul acestuia sau la pozitia curenta, in functie de faptul daca indicatorul O_APPEND a fost pozitionat sau nu. Functia returneaza numarul de octeti scrisi. In caz ca se returneaza mai putin de nr_oct, aceasta semnifica eroare (disc plin, de exemplu). Scrierea octetilor nu se face direct pe disc, ci prin intermediul memoriei cache, mai putin situatia in care s-a folosit la deschidere optiunea O_SYNC.

3.     Daca exista un blocaj care sa impiedice scrierea datelor, apelul

ramane blocat in asteptarea ridicarii blocajului, in situatia in care indicatorii O_NONBLOCK sau O_NDELAY nu au fost pozitionati la deschidere. In caz contrar, codul de retur este -1, iar errno ia valoarea EAGAIN.

Exemplu

Reluam exemplul precedent. Scrierea a 40 de structuri de tipul MY_STRUCT se poate realiza astfel:

MY_STRUCT vec[40];

..

/* secventa de initializare a datelor */

if (write(desc, vec, 40*sizeof(MY_STRUCT)) !=

40*sizeof(MY_STRUCT))

Prin duplicare, un proces poate obtine mai multi descriptori care pointeaza spre aceeasi intrare din tabela de fisiere deschise. Un prim apel este:

#include <unistd.h>

int dup(int desc);

Parametrul reprezinta valoarea unui descriptor valid, iar apelul returneaza, in caz de succes, valoarea noului descriptor ce duplica pe primul. Acest apel garanteaza duplicarea in indexul cel mai mic corespunzator unei intrari libere in tabela de descriptori ai procesului.

Apelul care este prezentat in continuare are prototipul urmator:

#include <sys/types.h>

#include <unistd.h>

#include <fcntl.h>

int fcntl (int desc, int comanda,.)

Primul parametru reprezinta o intrare valida din tabela de descriptori, iar al doilea desemneaza comanda ce urmeaza a fi executata, valoarea acestuia fiind furnizata prin intermediul unor constante simbolice. Natura acestei comenzi poate impune prezenta celui de al treilea parametru, tipul de date al acestuia precum si modul de interpretare al codului de retur (-1 inseamna, ca de obicei, esec).

O prima categorie de comenzi este aceea care se refera la citirea sau modificarea atributelor descriptorului. Comanda F_GETFD, determina returnarea atributelor descriptorului sub forma unui intreg, a carui valoare este interpretata pe biti. Comanda F_SETFD, determina instalarea de noi atribute, caz in care este necesara pasarea celui de al treilea parametru, de tip int, care contine valoarea noilor atribute. Exemplificam, in continuare, modul de instalare al atributului FD_CLOEXEC, ce are ca efect inchiderea descriptorului imediat dupa un apel din familia exec. De altfel, acest atribut este singurul prevazut expres de norma POSIX ca fiind modificabil.

int desc, atribut;

atribut = fcntl(desc, F_GETFD);                          /* citire valoare */

atribut |= FD_CLOEXEC;                       /* noua valoare */

fcntl(desc, F_SETFD, atribut);               /* instalare */

Alta categorie de comenzi este aceea pentru citirea sau modificarea modului de deschidere. Se pot seta sau reseta numai indicatorii O_APPEND, O_NONBLOCK, O_NDELAY si O_SYNC. Atragem atentia asupra faptului ca aceste caracteristici sunt ale tabelei de fisiere deschise si, in consecinta, orice modificare a acestora afecteaza toti descriptorii ce pointeaza spre intrarea respectiva din tabela de fisiere deschise. Comanda F_GETFL, determina returnarea modului de deschidere sub forma unui intreg, a carui valoare este interpretata pe biti. Comanda F_SETFL, determina instalarea noului mod de deschidere, caz in care este necesara pasarea celui de al treilea parametru, de tip int, care contine valoarea de instalat. Exemplificam, in continuare, modul de setare si resetare al atributului O_APPEND.   

int desc, atribut;

atribut = fcntl(desc, F_GETFL);             /* citire valoare */

atribut |= O_APPEND; /* setare */

fcntl(desc, F_SETFL, atribut); /* instalare */

atribut = fcntl(desc, F_GETFL);             /* citire valoare */

atribut &= ~O_APPEND; /* resetare */

fcntl(desc, F_SETFL, atribut); /* instalare */

Comanda F_DUPFD, duplica descriptorul in intrarea libera cu cel mai mic indice din tabela de descriptori, care este mai mare sau egal cu valoarea celui de al treilea parametru, care este de tip int. Codul de retur este valoarea noului descriptor.

Una din functionalitatile principale ale apelului fcntl este aceea de a gestiona blocajele asupra fisierelor. Un blocaj se inregistreaza la nivelul tabelei de i-noduri din memorie, si este proprietatea exclusiva a procesului care l-a pus. In consecinta, numai acesta poate ridica blocajul. Daca nu o face, blocajul va persista pana la terminarea procesului respectiv.

Caracteristicile unui blocaj sunt:

zona blocata, ce poate fi intre doua pozitii din fisier sau de la

o pozitie din fisier pana la sfarsitul fisierului.

tipul blocajului: partajat sau exclusiv. Un blocaj partajat poate

coexista cu alte blocaje partajate, pe cand existenta unui blocaj exclusiv, impiedica instalarea altor blocaje pana la deblocare.

modul de operare : consultativ, fara sa conduca efectiv la blocarea

operatiilor de citire/scriere, dar impiedica punerea de alte blocaje incompatibile, si imperativ ce duce la blocarea operatiilor de citire/scriere in zona blocata astfel: un blocaj imperativ partajat blocheaza operatiile de scriere, iar un blocaj imperativ exclusiv blocheaza atat operatiile de scriere cat si cele de citire din zona blocata.

Pentru reprezentarea caracteristicilor unui blocaj, programatorul are la dispozitie urmatoarea structura definita in fisierele header:

struct flock ;

unde valorile campurilor au urmatoarea semnificatie:

l_type determina tipul blocajului si poate avea urmatoarele valori:

F_RDLCK, corespunzatoare tipului partajat, F_WRLCK, corespunzatoare tipului exclusiv si F_UNLCK ce corespunde unei cereri de deblocare. Punerea unui blocaj partajat se poate face numai pentru descriptorii deschisi pentru citire, iar pentru punerea unui blocaj exclusiv este necesar ca descriptorul respectiv sa fie deschis pentru scriere.

l_whence poate avea urmatoarele valori: SEEK_SET, ce semnifica

inceputul fisierului, SEEK_CUR, ce semnifica pozitia curenta si SEEK_END care semnifica sfarsitul fisierului.

Pozitia de start a zonei blocate va fi calculata cu formula

l_whence +l_start

l_len indica lungimea zonei blocate in octeti. Valoarea 0 a acestui

camp semnifica faptul ca zona blocata se intinde pana la sfarsitul fisierului, lungimea acesteia modificandu-se odata cu dimensiunea fisierului.

pid_t indica procesul proprietar al blocajului.

Gestiunea blocajelor se face cu ajutorul apelului fcntl, pasand drept al

treilea parametru un pointer catre o structura de tip flock, iar drept comanda una din urmatoarele valori:

F_SETLCK, ce semnifica o tentativa de punere a unui blocaj cu

caracter consultativ. Parametrul al treilea este de intrare, in acest caz, si campurile structurii de tip flock, trebuie umplute cu caracteristicile blocajului. Codul de retur este 0 in caz de succes si -1 altfel. Cauzele esecului ar putes fi: descriptor incorect (errno va avea valoarea EACCESS), existenta prealabila a unui blocaj incompatibil (errno va avea valoarea EAGAIN) si interblocaj (deadlock), caz in care errno va avea valoarea EDEADLK. Notiunea de interblocaj va fi explicata ulterior.

F_SETLKW, ce are acelasi efect cu F_SETLCK cu deosebirea ca

se doreste punerea unui blocaj cu caracter imperativ si ca acest apel este blocant in sensul ca se va astepta, daca este cazul, disparitia tuturor blocajelor incompatibile existente. Acest apel este intreruptibil. In caz de intrerupere codul de retur va fi -1 iar errno va avea valoarea EINTR.

F_GETLCK, test de existenta a unui blocaj incompatibil cu cel

descris de al treilea parametru. Codul de retur este totdeauna 0. Daca nu exista blocaj incompatibil se va pune valoarea F_UNLCK in campul l_type al structurii de tip flock. In caz contrar campurile structurii de tip flock vor contine caracteristicile blocajului incompatibil. Este evident ca, daca in urma acestui apel se constata inexistenta unui blocaj incompatibil cu cel desemnat, o tentativa ulterioara de punere efectiva a acestui blocaj poate esua, deoarece, intre timp, alt proces poate pune un alt blocaj.

Un proces poate debloca o zona din cea blocata anterior, spargand astfel

blocajul in doua blocaje pe doua zone de dimensiuni mai reduse si sa schimbe tipul blocajului, daca este posibil. Schimbarea tipului blocajului din partajat in exclusiv necesita, pentru reusita, absenta oricarui alt blocaj pe zona blocata.

Situatia de interblocaj, cunoscuta si sub numele de deadlock se produce cand doua procese ajung in situatia de a se astepta unul pe altul pentru ridicarea unui blocaj. De exemplu. procesul P1 pune blocajul imperativ B1, iar procesul P2 pune blocajul imperativ B2. Ulterior P1 va incerca sa puna un blocaj imperativ incompatibil cu B2, iar P2 va incerca sa puna un blocaj imperativ incompatibil cu B1. In acest caz cele doua procese se vor astepta unul pe altul. Sistemul de operare sesizeaza acest interblocaj si va alege unul dintre procese drept "victima", punand capat asteptarii procesului in apelul sistem. Codul de retur pentru apelul efectuat de "victima" este in acest caz -1, iar errno va lua valoarea EDEADLK.

Pe multe versiuni de sistem, blocajele imperative nu actioneaza efectiv, impiedicand scrierile sau, eventual, citirile asupra unui fisier decat daca acesta are indicatorul set-gid setat si fara drept de executie pentru grupul proprietar.

Prototipul apelului mentionat in titlul paragrafului este:

# include <unistd.h>

off_t lseek (int desc, off_t pozitie, int orig);

si are drept efect schimbarea pozitiei curente in fisier fara a efectua, in prealabil, o operatie de citire sau scriere. desc reprezinta, ca de obicei, descriptorul, iar pozitie poate lua una din valorile SEEK_SET (inceput de fisier), SEEK_CUR (pozitie curenta) sau SEEK_END (sfarsit de fisier). Noua pozitie curenta se calculeaza dupa formula pozitie + orig, si reprezinta codul de retur al apelului, in caz de succes. In caz de insucces se returneaza -1. Putem sa ne pozitionam dincolo de sfarsitul fisierului si sa obtinem, prin scrieri ulterioare, fisiere ce nu sunt contigue, dar nu ne vom putea pozitiona niciodata inaintea inceputului fisierului.

Fisierele speciale de tip director pot fi deschise cu open si citite cu read. Acest mod de abordare a problemei citirii unui director este, insa, complet contraindicata deoarece structura acestor fisiere se poate modifica de la o versiune la alta a sistemului de operare. Singurul lucru pe care il stim cu certitudine este acela ca directorul realizeaza corespondenta intre i-nod si numele unei legaturi fizice.

Fisierul header dirent.h, contine, printre altele, definitia tipului de date DIR, ce descrie caracteristicile directorului, precum si a structurii dirent, ce contine caracteristicile unei intrari in director, printre care numele in campul char d_name[NAME_MAX];

Atentie! Este usor de ghicit faptul ca tipul de date DIR este o structura. Cu toate acestea, programatorului trebuie sa-i fie transparent acest lucru. Dimpotriva, acesta poate folosi, de exemplu, campurile structurilor stat, flock, dirent,. descrise ca atare in documentatie.

Deschiderea unui fisier de tip director se poate face prin intermediul apelului:

#include <dirent.h>

DIR *opendir (char *nume_dir);

ce deschide directorul avand numele dat in argument. In caz de eroare se returneaza NULL. Codul de retur va fi folosit, in continuare, pentru exploatarea directorului.

Citirea intrarii urmatoare din director se poate face cu apelul:

#include <dirent.h>

struct dirent *readdir(DIR *p);

Acest apel va furniza, dupa deschidere, rand pe rand, intrarile din director, inclusiv cele numite "." si "..". Codul de retur NULL, semnifica sfarsitul parcurgerii directorului sau o eroare.

Apelul:

#include <dirent.h>

void rewidndir (DIR *p);

repozitioneaza intrarea intr-un director deschis, la inceputul acestuia.

Inchiderea unui fisier de tip director se va realiza cu ajutorul apelului:

#include <dirent.h>

int closedir (DIR *p);

Crearea unui nou director se face cu apelul:

#include <sys/types.h>

int mkdir (char *nume_dir, mode_t drepturi);

Se creeaza astfel un nou director avand numele specificat de primul parametru si drepturile de acces specificate de cel de al doilea. Acest director va contine doar doua legaturi si anume "." si "..".

Stergerea unui director se face cu ajutorul apelului:

#include <unistd.h>

int rmdir (char *nume_dir);

Acest apel reuseste doar daca directorul avand numele specificat de parametru contine doar legaturile "." si "..".

Fisierele de tip tub servesc la comunicarea unidirectionala intre procese, in sensul ca descriptorii deschisi corespunzatori acestor fisiere sunt fie in mod citire, fie in mod scriere. In consecinta nu se pot deschide aceste fisiere in mod citire si scriere simultan.

In plus, operatia de citire din astfel de fisiere este distructiva, in sensul ca, informatia odata citita dispare din fisier si, deci, nu poate fi recuperata a doua oara din fisier. Informatia este citita in mod fifo (primul intrat, primul iesit), in sensul ca octetii sunt cititi in ordinea in care au fost scrisi.

Orice tub are o capacitate finita. Mai precis, daca se scrie informatie fara a fi citita, se poate ajunge la umplerea tubului, caz in care procesul care scrie va fi blocat la un apel write, pana cand un alt proces va efectua un apel de citire, golind astfel tubul.

O caracteristica esentiala a acestui tip de fisiere este numarul de descriptori deschisi pentru citire, precum si numarul de descriptori deschisi pentru scriere.

Fisierele de tip tub se impart in doua categorii:

tuburi obisnuite (fara nume) ale caror i-noduri nu se regasesc in

tabela de i-noduri de pe disc, ci numai in tabela de i-noduri din memorie. Aceste tuburi nu sunt disponibile decat procesului care le-a creat precum si descendentilor acestuia. Numarul de legaturi fizice ale acestora este totdeauna nul si, in consecinta, nu le corespund intrari in nici un director. Aceste fisiere dispar odata cu terminarea oricarui proces ce are deschis un descriptor asupra acestora.

tuburi numite, ce au cel putin o legatura fizica intr-un director si a caror existenta nu depinde de existenta unor procese particulare. Aceste fisiere pot fi vizualizate cu ajutorul comenzii ls -l, in dreptul caracterului ce desemneaza tipul de fisier putand fi observata litera p.

Tuburile obisnuite

Asa cum am spus mai sus, descriptori asupra unui tub obisnuit nu pot avea decat procesul care l-a creat precum si descendentii acestuia ce obtin descriptorii prin mostenire sau prin apel la primitiva dup.

Crearea unui tub obisnuit se face cu ajutorul primitivei:

#include <unistd.h>

int pipe (int *p

unde argumentul este parametru de iesire si corespunde unui vector de minim doi intregi, alocat in prealabil. In caz ca apelul a fost incununat de succes, p[0] va contine un descriptor in mod citire, iar p[1] va contine un descriptor in scriere aferent noului fisier creat. Spre deosebire de descriptorii deschisi pentru fisiere de tip obisnuit, anumite operatii sunt ilegale asupra acestora, cum ar fi lseek sau ioctl. In schimb, cu ajutorul apelului fcntl, se poate comanda ca operatiunile de scriere sau citire sa devina neblocante. Implicit, un urma crearii, descriptorii au proprietatea ca operatiunile de citire sau scriere sa fie blocante

Citirea din astfel de fisiere se face cu ajutorul primitivei read. Descriem in continuare comportarea acestei primitive la citirea dintr-un tub obisnuit. Presupunem ca tubul contine dim caractere. Fie secventa de cod :

#define DIM_BUF 128

.....

char buf[DIM_BUF];

int nr;

nr = read (p[0], buf, DIM_BUF* sizeof(char));

Efectul acestui apel este urmatorul:

daca tubul nu este gol (dim > 0) atunci se citesc min(dim, DIM_BUF)

caractere, iar acest numar reprezinta numarul de caractere citite.

daca tubul este gol (dim = 0) atunci:

a.     daca numarul de descriptori deschisi in scriere este 0, atunci

codul de retur este 0, ceea ce este echivalent cu sfarsitul fisierului

b.     daca numarul de descriptori deschisi in scriere este diferit de 0,

atunci:

i.         Daca operatiunea de citire este blocanta atunci procesul

asteapta ca sa se efectueze o operatiune de scriere via un descriptor deschis in scriere.

ii.       Daca operatiunea de citire este neblocanta

codul de retur este -1, iar ERRNO ia valoarea EAGAIN,

daca este pozitionat indicatorul O_NONBLOCK

codul de retur este 0, daca este pozitionat indicatorul

O_NDELAY

Remarcam faptul ca manuirea defectuoasa a descriptorilor ce corespund unui tub poate sa conduca la autoblocarea unui proces in situatia in care acesta face o tentativa de citire blocanta dintr-un tub gol, ca in exemplul urmator:

int p[2];

char ch;

pipe (p);

read (p[0], &ch, sizeof(char));

Apelul este blocant deorece exista descriptorul deschis in scriere. Un alt exemplu este acela in care doua procese se blocheaza unul pe celalalt:

int p1[2], p2[2];

char ch;

pipe (p1);

pipe (p2);

if (fork() == 0)

else

Pentru a se evita situatii de genul celor descrise mai sus, drept o masura de igiena programarii, se recomanda inchiderea tuturor descriptorilor inutili.

Scrierea in tuburile obisnuite se face cu ajutorul primitivei write. Fie secventa de cod:

#define DIM_BUF 128

.....

char buf[DIM_BUF];

.........

int nr;

nr = write (p[0], buf, DIM_BUF* sizeof(char));

Efectul ultimului apel este urmatorul:

Inainte de toate scoatem in evidenta faptul ca, pentru un tub obisnuit, daca s-au inchis toti descriptorii de un fel, citire sau scriere, nu avem nici o sansa sa recuperam descriptorul.

Daca numarul de descriptori deschisi in citire este nul, procesul va primi semnalul SIG_PIPE. Altfel:

daca scrierea este blocanta, se asteapta, eventual, golirea tubului

pana cand toti octetii au fost scrisi.

daca scrierea este neblocanta atunci:

a.     daca este loc in tub pentru a scrie toate caracterele, atunci

operatiunea se efectueaza cu succes si codul de retur este DIM_BUF.

b.     daca nu este loc in tub pentru a scrie toate caracterele, atunci nu

se scrie nici un caracter si

codul de retur este -1 iar ERRNO ia valoarea EAGAIN,

daca este pozitionat indicatorul O_NONBLOCK.

codul de retur este 0, daca este pozitionat

indicatorul O_NDELAY.

In incheierea acestui paragraf, exemplificam un model de implementare posibila, de catre un program de tip SHELL a unei comenzi de tipul:

$ls -l | wc -l

Reamintim ca apelul dup duplica descriptorul dat drept argument in cel mai mic descriptor liber.

int p[2];

pipe (p);

if (fork() == 0)

else

Tuburile cu nume

Un fisier tub este "cu nume" daca are cel putin o legatura fizica (un nume) intr-un director.

Crearea unui asemenea fisier se poate face cu ajutorul comenzii SHELL:

$mkfifo [-p] [-n mod] nume..

unde prezenta parametrului optional -p cere crearea tuturor directoarelor care intervin, daca este necesar, iar argumentul care urmeaza parametrului optional -n indica drepturile de acces asupra fisierului nou creat, exceptand pe cele implicite ( a se vedea comanda umask). Din program, un asemenea fisier se poate crea cu ajutorul apelului:

#include <sys/types.h>

#include <sys/stat.h>

int mkfifo (char *nume, mode_t mod);

unde primul argument reprezinta numele fisierului de tip tub nou creat, iar al doilea argument drepturile de acces exprimate prin disjunctie bit cu bit intre constantele enumerate la prezentarea apelului stat.

Deschiderea unui fisier de tip tub "cu nume" se face cu ajutorul primitivei open. In lipsa optiunilor O_NONBLOCK sau O_NDELAY, aceste apeluri sunt blocante in sensul ca o deschidere in citire asteapta ca numarul descriptorilor deschisi in scriere sa fie nenul si viceversa. Acest lucru reprezinta o modalitate de sincronizare a doua procese. In cazul pozitionarii unuia din indicatorii O_NONBLOCK sau O_NDELAY care fac apelul de deschidere neblocant, atunci:

deschiderea in scriere reuseste totdeauna.

deschiderea in citire esueaza (cod de retur -1) daca nu exista nici un

descriptor deschis pentru scriere.

Ca la orice fisier, tuburile "cu nume" dispar daca numarul de legaturi fizice devine nul si nici un proces nu poseda un descriptor asupra lui. Facem observatia ca, atunci cand numarul de legaturi fizice devine nul, dar exista inca descriptori deschisi asupra lui, fisierul devine "tub obisnuit".

Operatiile de citire si, respectiv, scriere se realizeaza cu ajutorul primitivelor read si, respectiv, write. Atragem atentia asupra faptului ca atunci cand un fisier de tip tub dispare (are zero legaturi fizice si nici un proces nu poseda un descriptor deschis asupra lui) informatia necitita se pierde.