Файловая система HPFS

Сокращение HPFS расшифровывается как «High Performance File System» – вы­сокопроизводительная файловая система. HPFS впервые появилась в OS/2 1.2 и LAN Manager. HPFS была разработана совместными усилиями лучших специалистов компании IBM и Microsoft на основе опыта IBM по созданию файло­вых систем MVS, VM/CMS и виртуального метода доступа1. Архитектура HPFS начала создаваться как файловая система, которая сможет использовать преиму­щества многозадачного режима и обеспечит в будущем более эффективную и надёжную работу с файлами на дисках большого объёма.

HPFS была первой файловой системой для ПК, в которой была реализована поддержка длинных имен [96]. HPFS, как FAT и многие другие файловые систе­мы, обладает структурой каталогов, но в ней также предусмотрены автоматиче­ская сортировка каталогов и специальные расширенные атрибуты2, упрощающие реализацию безопасности файлового уровня и создание множественных имен. HPFS поддерживает те же самые атрибуты, что и файловая система FAT, по историческим причинам, но также поддерживает и новую форму file-associated, то есть информацию, называемую расширенными атрибутами (EAs3). Каждый ЕА концептуально подобен переменной окружения. Но самым главным отличием всё же являются базовые принципы хранения информации о местоположении файлов.

Принципы размещения файлов на диске, положенные в основу HPFS, увеличи­вают как производительность файловой системы, так и её надёжность и отказоустойчивость. Для достижения этих целей предложено несколько способов: размещение каталогов в середине дискового пространства, использование методов бинарных сбалансированных деревьев для ускорения поиска информации о файле, рассредоточение информации о местоположении записей файлов по всему дис­ку, при том, что записи каждого конкретного файла размещаются (по возможно­сти) в смежных секторах и поблизости от данных об их местоположении. Дейст­вительно, система HPFS стремится, прежде всего, к тому, чтобы расположить файл в смежных кластерах, или, если такой возможности нет, разместить его на диске таким образом, чтобы экстенты4 (фрагменты) файла физически были как можно ближе друг к другу. Такой подход существенно уменьшает время позиционирова­ния головок записи/чтения жёсткого диска и время ожидания (rotational laten­cy) – задержку между установкой головки чтения/записи на нужную дорожку диска и началом чтения данных с диска5. Можно сказать, что файловая система HPFS имеет, по сравнению с FAT, следующие основные преимущества:

¨ высокая производительность;

¨ надёжность;

¨ работа с расширенными атрибутами, что позволяет управлять доступом к фай­лам и каталогам;

¨ эффективное использование дискового пространства.

Все эти преимущества обусловлены структурой диска HPFS. Рассмотрим её бо­лее подробно (рис. 4.10).

Рис.4.10. Структура раздела HPFS

В начале диска расположено несколько управляющих блоков. Всё остальное дис­ковое пространство в HPFS разбито на части («полосы», «ленты» из смежных секторов, в оригинале – band). Каждая такая группа данных занимает на диске пространство в 8 Мбайт и имеет свою собственную битовую карту распределе­ния секторов. Эти битовые карты показывают, какие секторы данной полосы за­няты, а какие – свободны. Каждому сектору ленты данных соответствует один бит в её битовой карте. Если бит имеет значение 1, то соответствующий сектор занят, а если 0 – свободен.

Битовые карты двух полос располагаются на диске рядом, так же располагаются и сами полосы. То есть последовательность полос и карт выглядит следующим образом: битовая карта, битовая карта, лента с данными, лента с данными, бито­вая карта, битовая карта и т. д. Такое расположение «лент» позволяет непрерыв­но разместить на жёстком диске файл размером до 16 Мбайт и в то же время не удалять от самих файлов информацию об их местонахождении. Это иллюстрируется рис. 4.10.

Очевидно, что если бы на весь диск была только одна битовая1 карта, как это сделано в FAT, то для работы с ней приходилось бы перемещать головки чте­ния/записи в среднем через половину диска. Именно для того, чтобы избежать этих потерь, в HPFS и разбит диск на «полосы». Получается своего рода распре­деленная структура данных об используемых и свободных блоках.

Дисковое пространство в HPFS выделяется не кластерами, как в FAT, а блоками. В современной реализации размер блока взят разным одному сектору, но в принципе он мог бы быть и иного размера. По сути дела, блок – это и есть кластер. Размещение файлов в таких небольших блоках позволяет более эффектив­но использовать пространство диска, так как непроизводительные потери сво­бодного места составляют в среднем всего 256 байт на каждый файл. Вспомните, что чем больше размер кластера, тем больше места на диске расходуется напрас­но. Например, кластер на отформатированном под FAT диске объёмом от 512 до 1024 Мбайт имеет размер 16 Кбайт. Следовательно, непродуктивные потери сво­бодного пространства на таком разделе в среднем составляют 8 Кбайт (8192 байт) на один файл, в то время как на разделе HPFS эти потери всегда будут состав­лять всего 256 байт на файл. Таким образом, на каждый файл экономится почти 8Кбайт.

На рис. 4.10 показано, что помимо «лент» с записями файлов и битовых карт в томе1с HPFS имеются ещё три информационные структуры. Это так называе­мый загрузочный блок (boot block), дополнительный блок (super block) и запас­ной (резервный) блок (spare block). Загрузочный блок (boot block) располагается в секторах с 0 по 15; он содержит имя тома, его серийный номер, блок парамет­ров BIOS2 и программу начальной загрузки. Программа начальной загрузки на­ходит файл OS2LDR, считывает его в память и передаёт управление этой про­грамме загрузки ОС, которая, в свою очередь, загружает с диска в память ядро OS/2 - OS2KRNL. И уже OS2KRNL с помощью сведений из файла CONFIG.SYS за­гружает в память все остальные необходимые программные модули и блоки дан­ных.

В блоке (super block) содержится указатель на список битовых карт (bitmap block list). В этом списке перечислены все блоки на диске, в которых расположены би­товые карты, используемые для обнаружения свободных секторов. Также в дополнительном блоке хранится указатель на список дефектных блоков (bad block list), указатель на группу каталогов (directory b and), указатель на файловый узел (F-node) корневого каталога, а также дата последней проверки раздела програм­мой CHKDSK. В списке дефектных блоков перечислены все поврежденные секто­ры (блоки) диска. Когда система обнаруживает повреждённый блок, он вносится в этот список и для хранения информации больше не используется. Кроме этого, в структуре super block содержится информация о размере «полосы». Напомним, что в текущей реализации HPFS размер «полосы» взят равным 8 Мбайт. Блок super block размещается в секторе с номером 16 логического диска, на котором установлена файловая система HPFS.

Резервный блок (spare block) содержит указатель на карту аварийного замещения (hotfix map или hotfix-areas), указатель на список свободных запасных бло­ков (directory emergency free block list), используемых для операций на почти переполненном диске, и ряд системных флагов и дескрипторов. Этот блок разме­щается в 17 секторе диска. Резервный блок обеспечивает высокую отказоустойчивость файловой системы HPFS и позволяет восстанавливать повреждённые данные на диске.

Файлы и каталоги в HPFS базируются на фундаментальном объекте, называе­мом F-Node1. Эта структура характерна для HPFS и аналога в файловой системе FAT не имеет. Каждый файл и каталог диска имеет свой файловый узел F-Node. Каждый объект F-Node занимает один сектор и всегда располагается поблизости от своего файла или каталога (обычно – непосредственно перед файлом или ка­талогом). Объект F-Node содержит длину и первые 15 символов имени файла, специальную служебную информацию, статистику по доступу к файлу, расши­ренные атрибуты файла и список прав доступа2 (или только часть этого списка, если он очень большой), ассоциативную информацию о расположении и подчине­нии файла и т. д. Структура распределения в F-node может принимать несколь­ко форм в зависимости от размера каталога или файлов. HPFS просматривает файл как совокупность одного или более секторов. Из прикладной программы это не видно; файл появляется как непрерывный поток байтов. Если расширен­ные атрибуты слишком велики для файлового узла, то в него записывается ука­затель на них.

Сокращенное имя файла (в формате 8.3) используется, когда файл с длинным именем копируется или перемещается на диск с системой FAT, не допускающей подобных имён. Сокращенное имя образуется из первых 8 символов оригинального имени файла, точки и первых трех символов расширения имени, если расширение имеется. Если в имени файла присутствует несколько точек, что не противоречит правилам именования файлов в HPFS, то для расширения сокра­щенного имени используются три символа после самой последней из этих точек.

Так как HPFS при размещении файла на диске стремится избежать его фрагмен­тации, то структура информации, содержащаяся в файловом узле, достаточно проста. Если файл непрерывен, то его размещение на диске описывается двумя 32–битными числами. Первое число представляет собой указатель на первый блок файла, а второе – длину экстента, то есть число следующих друг за другом бло­ков, принадлежащих файлу1. Если файл фрагментирован, то размещение его экс­тентов описывается в файловом узле дополнительными парами 32-битных чисел. Фрагментация происходит, когда на диске нет непрерывного свободного участ­ка, достаточно большого, чтобы разместить файл целиком. В этом случае файл приходится разбивать на несколько экстентов и располагать их на диске раз­дельно. Файловая система HPFS старается разместить экстенты фрагментированного файла как можно ближе друг к другу, чтобы сократить время позицио­нирования головок чтения/записи жесткого диска. Для этого HPFS использует статистику, а также старается условно резервировать хотя бы 4 килобайта места в конце файлов, которые растут. Ещё один способ уменьшения фрагментирования файлов – это расположение файлов, растущих навстречу друг другу, или файлов, открытых разными тредами или процессами, в разных полосах диска.

В файловом узле можно разместить информацию максимум о восьми экстентах файла. Если файл имеет больше экстентов, то в его файловый узел записывается указатель на блок размещения (allocation block), который может содержать до 40 указателей на экстенты или, по аналогии с блоком дерева каталогов, на другие блоки размещения. Таким образом, двухуровневая структура блоков размеще­ния может хранить информацию о 480 секторах, что позволяет работать с файлами размером до 7,68 Гбайт. На практике размер файла не может превышать 2 Гбайт, но это обусловлено текущей реализацией интерфейса прикладного программи­рования [96].

«Полоса», находящаяся в центре диска, используется для хранения каталогов. Эта полоса называется directory band. Как и все остальные «полосы», она имеет размер 8 Мбайт. Однако, если она будет полностью заполнена, HPFS начинает располагать каталоги файлов в других полосах. Расположение этой информаци­онной структуры в середине диска значительно сокращает среднее время пози­ционирования головок чтения/записи. Действительно, для перемещения голо­вок чтения/записи из произвольного места диска в его центр требуется в два раза меньше времени, чем для перемещения к краю диска, где находится корне­вой каталог в случае файловой системы FAT. Уже только одно это обеспечивает более высокую производительность файловой системы HPFS по сравнению с FAT. Аналогичное замечание справедливо и для NTFS, которая тоже располага­ет свой master file table в начале дискового пространства, а не в его середине.

Однако существенно больший (по сравнению с размещением Directory Band в середине логического диска) вклад в производительность HPFS дает использо­вание метода сбалансированных двоичных деревьев для хранения и поиска ин­формации о местонахождении файлов. Как известно, в файловой системе FAT каталог имеет линейную структуру, специальным образом не упорядоченную, поэтому при поиске файла требуется последовательно просматривать его с само­го начала. В HPFS структура каталога представляет собой сбалансированное де­рево с записями, расположенными в алфавитном порядке (рис. 4.11). Каждая за­пись, входящая в состав В-Тгее дерева, содержит атрибуты файла, указатель на соответствующий файловый узел, информацию о времени и дате создания фай­ла, времени и дате последнего обновления и обращения, длине данных, содержа­щих расширенные атрибуты, счётчик обращений к файлу, длине имени файла и само имя, и другую информацию.

.

Рис.4.11. Сбалансированное двоичное дерево

Файловая система HPFS при поиске файла в каталоге просматривает только не­обходимые ветви двоичного дерева (B-Тrее). Такой метод во много раз эффек­тивнее, чем последовательное чтение всех записей в каталоге, что имеет место в системе FAT. Для того чтобы найти искомый файл в каталоге (точнее, указатель на его информационную структуру F-node), организованном на принципах сбалансированных двоичных деревьев, большинство записей вообще читать не нуж­но. В результате для поиска информации о файле необходимо выполнить суще­ственно меньшее количество операций чтения диска.

Действительно, если, например, каталог содержит 4096 файлов, то файловая сис­тема FAT потребует чтения в среднем 64 секторов для поиска нужного файла внутри такого каталога, в то время как HPFS осуществит чтение всего только 2-4 секторов (в среднем) и найдёт искомый файл. Несложные расчёты позволя­ют увидеть явные преимущества HPFS над FAT. Так, например, при использова­нии 40 входов на блок блоки каталога дерева с двумя уровнями могут содержать 1640 входов, а каталога дерева с тремя уровнями – уже 65 640 входов. Други­ми словами, некоторый файл может быть найден в типичном каталоге из 65 640 файлов максимум за три обращения. Это намного лучше файловой системы FAT, где для нахождения файла нужно прочитать в худшем случае более 4000 секторов.

Размер каждого из блоков, в терминах которых выделяются каталоги в текущей реализации HPFS, равен 2 Кбайт. Размер записи, описывающей файл, зависит от размера имени файла. Если имя занимает 13 байтов (для формата 8.3), то блок из 2 Кбайт вмещает до 40 описателей файлов. Блоки связаны друг с другом посредством списковой структуры (как и описатели экстентов) для облегчения последовательного обхода.

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

Важное значение для повышения скорости работы с файлами имеет уменьшение их фрагментации. В HPFS считается, что файл является фрагментированным, если он содержит больше одного экстента. Снижение фрагментации файлов сокращает время позиционирования и время ожидания за счёт уменьшения количества перемещений головок, необходимого для доступа к данным файла. Алгоритмы работы файловой системы HPFS работают таким образом, чтобы по возможности размещать файлы в последовательных смежных секторах диска, что обеспечивает максимально быстрый доступ к данным впоследствии. В системе FAT, наоборот, запись следующей порции данных в первый же свободный клас­тер неизбежно приводит к фрагментации файлов. HPFS тоже, если это предос­тавляется возможным, записывает данные в смежные секторы диска (но не в первый попавшийся). Это позволяет несколько снизить число перемещений го­ловок чтения/записи от дорожки к дорожке. При этом, когда данные дописыва­ются в существующий файл, HPFS сразу же резервирует как минимум 4 Кбайт непрерывного пространства на диске. Если же часть этого пространства не по­требовалась, то после закрытия файла она высвобождается для дальнейшего использования. Файловая система HPFS равномерно размещает непрерывные файлы по всему диску для того, чтобы впоследствии без фрагментации обеспе­чить их возможное увеличение. Если же файл не может быть увеличен без нару­шения его непрерывности, HPFS опять-таки резервирует 4Кбайт смежных блоков как можно ближе к основной части файла с целью сократить время пози­ционирования головок чтения/записи и время ожидания соответствующего сек­тора.

Очевидно, что степень фрагментации файлов на диске зависит как от числа фай­лов, расположенных на нём, их размеров и размеров самого диска, так и от характера и интенсивности самих дисковых операций. Незначительная фрагмента­ция файлов практически не сказывается на быстродействии операций с файлами. Файлы, состоящие из двух-трех экстентов, практически не снижают производительность HPFS, так как эта файловая система следит за тем, чтобы области дан­ных, принадлежащие одному и тому же файлу, располагались как можно ближе друг к другу. Файл из трех экстентов имеет только два нарушения непрерывно­сти, и, следовательно, для его чтения потребуется всего лишь два небольших пе­ремещения головки диска. Программы (утилиты) дефрагментации, имеющиеся для этой файловой системы, по умолчанию считают наличие двух-трех экстен­тов у файла нормой. Например, программа HPFSOPT из набора утилит Gamma-Tech по умолчанию не дефрагментирует файлы, состоящие из трех и менее экс­тентов, а файлы, которые имеют большее количестве экстентов, приводятся к 2 или 3 экстентам, если это возможно (файлы объёмом в несколько десятков ме­габайт всегда будут фрагментированы, ибо максимально возможный размер экс­тента, как вы помните, равен 8 Мбайт). Надо сказать, что практика показывает, что в среднем на диске имеется не более 2 процентов файлов, имеющих три и бо­лее экстентов [96]. Даже общее количество фрагментированных файлов, как пра­вило, не превышает 3 процентов. Такая ничтожная фрагментация оказывает пре­небрежимо малое влияние на общую производительность системы.

Теперь кратко рассмотрим вопрос надёжности хранения данных в HPFS. Любая файловая система должна обладать средствами исправления ошибок, возникаю­щих при записи информации на диск. Система HPFS для этого использует механизм аварийного замещения (hotfix).

Если файловая система HPFS сталкивается с проблемой в процессе записи дан­ных на диск, она выводит на экран соответствующее сообщение об ошибке. Затем HPFS сохраняет информацию, которая должна была быть записана в дефектный сектор, в одном из запасных секторов, заранее зарезервированных на этот слу­чай. Список свободных запасных блоков хранится в резервном блоке HPFS. При обнаружении ошибки во время записи данных в нормальный блок HPFS выби­рает один из свободных запасных блоков и сохраняет эти данные в нём. Затем файловая система обновляет карту аварийного замещения в резервном блоке. Эта карта представляет собой просто пары двойных слов, каждое из которых является 32–битным номером сектора. Первый номер указывает на дефектный сек­тор, а второй – на тот сектор среди имеющихся запасных секторов, который был выбран для его замены. После замены дефектного сектора запасным карта ава­рийного замещения записывается на диск, и на экране появляется всплывающее окно, информирующее пользователя о произошедшей ошибке записи на диск. Каждый раз, когда система выполняет запись или чтение сектора диска, она просматривает карту аварийного замещения и подменяет все номера дефектных секторов номерами запасных секторов с соответствующими данными. Следует заметить, что это преобразование номеров существенно не влияет на производи­тельность системы, так как оно выполняется только при физическом обращении к диску, но не при чтении данных из дискового кэша. Очистка карты аварийного замещения автоматически выполняется программой CHKDSK при проверке дис­ка HPFS. Для каждого замещённого блока (сектора) программа CHKDSK выде­ляет новый сектор в наиболее подходящем для файла (которому принадлежат данные) месте жёсткого диска. Затем программа перемещает данные из запасно­го блока в этот сектор и обновляет информацию о положении файла, что может потребовать новой балансировки дерева блоков размещения. После этого CHKDSK вносит повреждённый сектор в список дефектных блоков, который хранится в дополнительном блоке HPFS, и возвращает освобожденный сектор в список свободных запасных секторов резервного блока. Затем удаляет запись из карты аварийного замещения и записывает отредактированную карту на диск.

Все основные файловые объекты в HPFS, в том числе файловые узлы, блоки размещения и блоки каталогов, имеют уникальные 32-битные идентификаторы и указатели на свои родительские и дочерние блоки. Файловые узлы, кроме того, содержат сокращённое имя своего файла или каталога. Избыточность и взаимосвязь файловых структур HPFS позволяют программе CHKDSK полно­стью восстанавливать файловую структуру диска, последовательно анализируя все файловые узлы, блоки размещения и блоки каталогов. Руководствуясь соб­ранной информацией, CHKDSK реконструирует файлы и каталоги, а затем заново создает битовые карты свободных секторов диска. Запуск программы CHKDSK следует осуществлять с соответствующими ключами. Так, например, один из вариантов работы этой программы позволяет найти и восстановить удаленные файлы.

HPFS относится к так называемым монтируемым файловым системам. Это оз­начает, что она не встроена в операционную систему, а добавляется к ней при не­обходимости. Файловая система HPFS устанавливается оператором IFS1 в файле CONFIG.SYS. Этот оператор всегда помещается в первой строке данного конфи­гурационного файла. В приводимом далее примере оператор IFS устанавливает файловую систему HPFS с кэшем в 2 Мбайт, длиной записи кэша в 8 Кбайт и ав­томатической процедурой проверки дисков С и D:

IFS=E:\OS2\HPFS.IFS /CACHE:2048 /CRECL:4 /AUTOCHECK:CD

Для запуска программы управления процессом кэширования следует прописать в файле CONFIG.SYS ещё одну строку:

RUN=E:\OS2\CACHE.EXE /Lazy:On /BufferIdle:2000 /DiskIdle:4000

/MaxAge:8000 /D1rtyMax:256 /ReadAhead:On

В этой строке включается режим отложенной («ленивой») записи, устанавлива­ются параметры работы этого режима, а также включается режим упреждающего чтения данных, что в целом позволяет существенно сократить количество обращений к диску и ощутимо повысить быстродействие файловой системы. Так, ключ Lazy с параметром On включает «ленивую запись», а с параметром Off – выклю­чает. Ключ BufferIdle определяет время в миллисекундах, в течение которого бу­фер кэша должен оставаться в неактивном состоянии, чтобы стало возможным осуществить запись данных из кэша на диск. По умолчанию (то есть если не про­писывать данный ключ явным образом) это время равно 500 мс. Ключ DiskIdle задает время (в миллисекундах), в течение которого диск должен оставаться в неактивном состоянии, чтобы стало возможным осуществить запись данных из кэша на диск. По умолчанию это время равно 1 с. Этот параметр позволяет избе­жать записи из кэша на диск во время выполнения других операций с диском.

Ключ MaxAge задаёт время (тоже в миллисекундах), по истечении которого часто сохраняемые в кэше данные наконец помечаются как «устаревшие» и при пере­полнении кэша могут быть замещены новыми. По умолчанию это время равно 5 с.

Остальные подробности установки параметров и возможные значения клю­чей имеются в HELP-файлах, устанавливаемых вместе с операционной систе­мой OS/2 Warp.

Наконец, следует сказать и ещё об одной системе управления файлами – речь идет о реализации HPFS для работы на серверах, функционирующих под управлением OS/2. Это система управления файлами, получившая название HPFS386.IPS. Ёё принципиальное отличие от системы HPFS.IFS заключается в том, что HPFS386.IFS позволяет (посредством более полного использования техноло­гии расширенных атрибутов) организовать ограничения на доступ к файлам и каталогами с помощью соответствующих списков доступа – ACL (access control list). Эта технология, как известно, используется в файловой системе NTFS. Кро­ме этого, в системе HPPS386.IFS в отличие от HPFS.IFS нет ограничений на объём памяти, выделяемой для кэширования файловых записей. Иными словами, при наличии достаточного объёма оперативной памяти объём файлового кэша может быть в несколько десятков мегабайт, в то время как для обычной HPFS.IFS этот объём не может превышать 2 Мбайт, что по сегодняшним меркам безусловно мало. Наконец, при установке режимов работы файлового кэша HPFS386.IFS есть возможность явным образом указать алгоритм кэширования. Наиболее эффек­тивным алгоритмом можно считать так называемый «элеваторный», когда при записи данных из кэша на диск они предварительно упорядочиваются таким об­разом, чтобы минимизировать время, отводимое на позиционирование головок чтения/ записи. Головки чтения/записи при этом перемещаются от внешних ци­линдров к внутренним и по ходу своего движения осуществляют запись и чтение данных в соответствии со специальным образом упорядочиваемым списком за­просов на дисковые операции.

Приведем пример записи строк в конфигурационном файле CONFIG.SYS, кото­рые устанавливают систему HPFS386.IFS и определяют параметры работы её под­системы кэширования:

IFS=E:\IBM386FS\HPFS386.IFS /AUTOCHECK:EGH

RUN=E:\IBM386FS\CACHE386.EXE /Lazy:On /BufferIdle:4000 /MaxAge:20000

Эти записи следует понимать следующим образом. При запуске операционной системы в случае обнаружения флага, означающего, что не все файлы были закрыты в процессе предыдущей работы, система управления файлами HPFS386.IFS сначала запустит программу проверки целостности файловой системы для томов Е:, G: и Н:. Для кэширования файлов при работе этой системы управления фай­лами устанавливается режим отложенной записи со временем жизни буферов до 20 с. Остальные параметры, в частности алгоритм обслуживания запросов, устанавливаются в файле HPFS386.INI, который в данном случае располагается в директории E:\IBM386FS.

Опишем кратко некоторые наиболее интересные параметры, управляющие рабо­той кэша в этой системе управления файлами. Прежде всего, отметим, что файл HPFS386.INI разбит на несколько секций. В настоящий момент рассмотрим секцию [ULTIMEDIA]:

[ULTIMEDIA]

QUEUESORT={FIFO|ELEVATOR|DEFAULT|CURRENT}

QUEUEMETHOD={PRIORITY|NOPRIORITY|DEFAULT|CURRENT}

QUEUEDEPTH={1...255|DEFAULT|CURRENT}

Параметр QUEUESORT задаёт способ ведения очереди запросов к диску. Он может принимать значения FIFO, ELEVATOR, DEFAULT и CURRENT. Если задано значение FIFO, то каждый новый запрос просто добавляется в конец очереди, то есть запросы выполняются в том порядке, в котором они поступают в систему. Однако можно упорядочить некоторое количество запросов по возрастанию номеров дорожек. Если задано значение ELEVATOR, то включается режим поддержки упорядоченной очереди запросов. При этом запросы начинают обрабатываться по алгоритму ELEVATOR (он же C-SCAN или «режим плавающей головки» [24, 28]). Напомним, этот алгоритм подразумевает, что головка чтения/записи сканирует диск в вы­бранном направлении (например, в направлений возрастания номеров дорожек), останавливаясь для выполнения запросов, находящихся на пути следования. Ко­гда она доходит до последнего запроса, головка чтения/записи переносится на начальную дорожку и процесс обслуживания запросов продолжается.

Если для параметра QUEUESORT задано значение DEFAULT, то выбирается алгоритм по умолчанию. Сейчас это ELEVATOR. Если задано значение CURRENT, то остается в силе тот алгоритм, который был выбран DASD Manager при инициализации.

Параметр QUEUEMETHOD определяет, должны ли учитываться приоритеты запросов при построении очереди. Он может принимать значения PRIORITY, NOPRIORITY, DEFAULT и CURRENT. Если задано значение NOPRIORITY, то все запросы включаются в общую очередь, аих приоритеты игнорируются. Если задано значение PRIORITY, то модуль DASD Manager будет поддерживать несколько очередей запросов, по одной на каждый приоритет. Когда DASD Manager передаёт запросы на испол­нение драйверу диска, он сначала выбирает запросы из самой приоритетной очереди, потом из менее приоритетной и т. д. Приоритеты назначает HPFS386, а рас­пределены они следующим образом.

High:

1 Shutdown или экстренная запись из-за сбоя питания.

2 Страничный обмен.

3 Обычные запросы от foreground1 сессий.

4 Обычные запросы от background2 сессии. (Приоритеты 3 и 4 равны, если в файле CONFIG.SYS задан параметр RIORITY_DISK_IO=NO.)

5 Read-ahead и низкоприоритетные запросы страничного обмена (страничная предвыборка).

6 Lazy-Write и прочие запросы, не требующие немедленной реакции.

Low:

7 Предвыборка.

Если для параметра QUEUEMETHOD задано значение DEFAULT, то выбирается метод по умолчанию. Сейчас это PRIORITY. Если задано значение CURRENT, то остается в силе тот метод, который был выбран DASD Manager при инициализации.

Параметр QUEUEDEPTH задает глубину просмотра очереди при выборке запросов. Он может принимать значения из диапазона (1...255), а также DEFAULT и CURRENT. Если в качестве значения параметра QUEUEDEPTH задано число, то оно определяет количество запросов, которые должны находиться в очереди дискового адаптера одновременно. Например, для SCSI-адаптеров имеет смысл поддерживать такую длину очереди, при которой они смогут загрузить все запросы в свои аппаратные структуры (tagged queue или mailbox). Если очередь запросов к адаптеру будет слишком короткой, то аппаратура будет работать с неполной загрузкой, а если она будет слишком длинной – драйвер SCSI-адаптера будет перегружен «лиш­ними» запросами. Поэтому разумным значением для QUEUEDEPTH будет число, немного превышающее длину аппаратной очереди команд адаптера. Если для параметра QUEUEDEPTH задано значение DEFAULT, то глубина просмотра очереди оп­ределяется автоматически на основании значения, которое рекомендовано драй­вером дискового адаптера. Если задано значение CURRENT, то глубина просмотра очереди не изменяется. В текущей реализации CURRENT эквивалентно DEFAULT.

Итак, текущие умолчания для HPFS386 имеют вид:

QUEUESORT=FIFO

QUEUEMETHOD=DEFAULT ^

QUEUEDEPTH=2

А текущие умолчания для DASD Manager таковы:

QUEUESORT=ELEVATOR

QUEUEMETHOD=PRIORITY

QUEUEDEPTH=<3aвисит от адаптера диска>

Умолчания DASD Manager можно менять с помощью параметра /QF:

BASEDEV=OS2DASD.DMD /QF:{1|2|3)

где 1 - QUEUESORT = FIFO; 2 - QUEUEMETHOD = NOPRIORITY; 3 - QUEUESORT = FIFO и QUEUEMETHOD = NOPRIORITY.

Наконец, добавим ещё несколько слов об устанавливаемых файловых системах (installable file systems – IFS), представляющих собой специальные «драйверы» для доступа к разделам, отформатированным под другую файловую систему. Это очень удобный и мощный механизм добавления в ОС новых файловых систем и замены одной системы управления файлами на другую. Сегодня, например, для OS/2 уже реально существуют IFS-модули для файловой системы VFAT (FAT с поддержкой длинных имен), FAT32, Ext2FS (файловая система Linux), NTFS (правда, пока только для чтения). Для работы с данными на CD-ROM имеется CDFS.IFS. Есть и FTP.IFS, позволяющая монтировать ftp-архивы как локальные диски. Механизм устанавливаемых файловых систем был перенесён и в систему Windows NT.