Linux для пользователя

Поле типа и прав доступа к файлу представляет собой двухбайтовое слово, каждый бит которого служит флагом, индицирующим отношение файла к определенному типу или установку одного конкретного права на файл.

Таблица 16.5. Структура поля, задающего тип и права доступа

Идентификатор	Значение	Назначение флага (поля)
S_IFMT	F000	Маска для типа файла
S_IFSOCK	A000	Доменное гнездо (socket)
S_IFLNK	C000	Символическая ссылка
S_IFREG	8000	Обычный (regular) файл
S_IFBLK	6000	Блок-ориентированное устройство
S_IFDIR	4000	Каталог
S_IFCHR	2000	Байт-ориентированное (символьное) устройство
S_IFIFO	1000	Именованный канал (fifo)
S_ISUID	0800	SUID - бит смены владельца
S_ISGID	0400	SGID - бит смены группы
S_ISVTX	0200	Бит сохранения задачи (sticky bit)
S_IRWXU	01C0	Маска прав владельца файла
S_IRUSR	0100	Право на чтение
S_IWUSR	0080	Право на запись
S_IXUSR	0040	Право на выполнение
S_IRWXG	0038	Маска прав группы
S_IRGRP	0020	Право на чтение
S_IWGRP	0010	Право на запись
S_IXGRP	0008	Право на выполнение
S_IRWXO	0007	Маска прав остальных пользователей
S_IROTH	0004	Право на чтение
S_IWOTH	0002	Право на запись
S_IXOTH	0001	Право на выполнение

Среди индексных дескрипторов имеется несколько дескрипторов, которые зарезервированы для специальных целей и играют особую роль в файловой системе (табл. 16.6).

Таблица 16.6. Особые индексные дескрипторы

Идентификатор	Значение	Описание
EXT2_BAD_INO	1	Индексный дескриптор, в котором перечислены адреса дефектных блоков на диске (Bad blocks inode)
EXT2_ROOT_INO	2	Индексный дескриптор корневого каталога файловой системы (Root inode)
EXT2_ACL_IDX_INO	3	ACL inode
EXT2_ACL_DATA_INO	4	ACL inode
EXT2_BOOT_LOADER_INO	5	Индексный дескриптор загрузчика (Boot loader inode)
EXT2_UNDEL_DIR_INO	6	Индексный дескриптор каталога для удаленных файлов (Undelete directory inode)
EXT2_FIRST_INO	11	Первый незарезервированный индексный дескриптор

Самый важный дескриптор в этом списке - дескриптор корневого каталога. Этот дескриптор указывает на корневой каталог, который, подобно всем каталогам, представляет собой связанный список, состоящий из записей переменной длины. Каждая запись имеет следующую структуру (табл. 16.7):

Таблица 16.7. Структура дескриптора, описывающего корневой каталог

Название поля	Тип	Описание
Inode	ULONG	Номер индексного дескриптора (индекс) файла
Rec_len	USHORT	Длина этой записи
Name_len	USHORT	Длина имени файла
Name	CHAR[0]	Имя файла

Использование записей переменной длины позволяет использовать длинные имена файлов без пустой траты дискового пространства. Отдельная запись в каталоге не может пересекать границу блока (т. е. должна быть расположена целиком внутри одного блока). Поэтому, если очередная запись не помещается целиком в данном блоке, она переносится в следующий блок, а предыдущая запись продолжается таким образом, чтобы она заполнила блок до конца.

16.4. Система адресации данных

Система адресации данных - это одна из самых существенных составных частей файловой системы. Именно система адресации позволяет находить нужный файл среди множества как пустых, так и занятых блоков на диске. В ext2fs система адресации реализуется полем i_block индексного дескриптора файла.

Поле i_block в индексном дескрипторе файла представляет собой массив из 15 адресов блоков. Первые 12 адресов в этом массиве (EXT2_NDIR_BLOCKS [12]) представляют собой прямые ссылки (адреса) на номера блоков, в которых хранятся данные из файла. Следующий адрес в этом массиве (EXT2_IND_BLOCK) является косвенной ссылкой, т. е. адресом блока, в котором хранится список адресов следующих блоков с данными из этого файла. В этом блоке могут быть записаны адреса (размер_блока / размер_ULONG) блоков с данными файла.

Следующий адрес в поле i_block индексного дескриптора (EXT2_DIND_BLOCK) указывает на блок двойной косвенной адресации (double indirect block). Этот блок содержит список адресов блоков, которые в свою очередь содержат списки адресов следующих блоков данных того файла, который задается данным индексным дескриптором.

И, наконец, последний адрес (EXT2_TIND_BLOCK) в поле i_block индексного дескриптора задает адрес блока тройной косвенной адресации, т. е. блока со списком адресов блоков, которые являются блоками двойной косвенной адресации.

Теперь вы знаете, как устроены индексные дескрипторы файлов, т. е. можете представить, как в файловой системе ext2fs осуществляется запись в файл и чтение из файла.

Может быть здесь еще надо бы рассказать о команде mkfs, которая служит для создания файловой системы в разделе диска. Но вкратце мы ее рассмотрели в разд. 4.12, а за более подробными пояснениями читатель может обратиться к интерактивным руководствам.

16.5. Виртуальная файловая система VFS

До сих пор наш рассказ о файловой системе касался только "статических", если можно так выразиться, составных частей файловой системы. Но, я думаю, вы понимаете, что все это хозяйство обслуживается какими-то программными модулями. Эти программные части можно разделить на две составных части. Одна часть входит в состав ядра и образует так называемую виртуальную файловую систему (VFS). VFS обеспечивает унифицированный программный интерфейс к услугам файловой системы, причем безотносительно к тому, какой тип файловой системы (vfat, ext2fs, nfs и т. д.) имеется на конкретном физическом носителе. Поэтому каждая файловая система должна предоставлять еще какие-то конкретные процедуры доступа к своим файлам, для того, чтобы использоваться под Linux. Виртуальная файловая система VFS, расположенная как бы между приложениями и конкретными файловыми системами, позволяет пользовательским приложениям получать доступ к множеству файловых систем разных типов.

16.6. Новые файловые системы

Файловая система ext2fs была создана по образу и подобию файловой системы UNIX (UNIX File System - UFS). Обе они (особенно UFS) создавались еще в те времена, когда диски и другие физические носители данных имели довольно маленький (по современным меркам) объем. Увеличение объема дисков вело к возрастанию объема разделов диска, увеличению размеров отдельных файлов и каталогов. Это породило ряд проблем, связанных с ограниченностью внутренних структур данных файловой системы.

Существуют две основных проблемы этого рода.

Во-первых, эти структуры не способны работать с носителями информации увеличенного объема. В них отведено строго фиксированное число бит для хранения данных о размере дисковых разделов и размерах файлов, фиксированное число бит для хранения логических номеров блоков и т. д.. Как следствие, число файлов и каталогов и их размер ограничены.

Вторая проблема связана с производительностью. В силу заложенных в старые файловые системы алгоритмов решение некоторых задач стало требовать слишком большого времени на носителях увеличенного объема. Одним из самых характерных примеров такого рода проблем является трудоемкость восстановления файловой системы после сбоев (например, после неожиданного отключения питания). Это восстановление выполняется с помощью программы fsck, и для очень больших дисков стало требовать нескольких часов.

Естественно, что появление этих проблем породило и попытки их решения. Были разработаны новые типы файловых систем, при создании которых учитывались требования масштабируемости. Наиболее известными разработками файловых систем новых типов являются:

• файловая система ext3fs;

• XFS;

• журналируемая файловая система JFS фирмы IBM;

• ReiserFS.

В табл.16.8 приведены данные по увеличению основных параметров, обеспечиваемых новыми файловыми системами. Данные заимствованы из статьи Juan I. Santos Florido "Journal File Systems", опубликованной в 55-ом выпуске Linux Gazette (July 2000).