Читаем Linux API. Исчерпывающее руководство полностью

Такая система, которая выглядит сложной, призвана удовлетворить ряд требований. Во-первых, она позволяет добиться фиксированного размера структуры индексного дескриптора и в то же время допускает произвольный размер файлов. Кроме того, она позволяет файловой системе хранить блоки файла в виде несмежных блоков, благодаря чему возможен произвольный доступ к данным с помощью команды lseek(); ядру необходимо лишь определить, по какому указателю (или указателям) следовать. И наконец, для небольших файлов, которые составляют подавляющее большинство от общего числа файлов во многих файловых системах, такая схема разрешает быстрый доступ к блокам данных файла через прямые указатели индексного дескриптора.

Для примера здесь выполнена оценка одной системы, содержащую более чем 150 000 файлов. Около 30 % этих файлов имели размер не более 1000 байт каждый, а 80 % файлов занимали 10 000 байт и менее. Если принять размер блока равным 1024 байтам, для всех файлов из второй группы можно было бы использовать всего 12 прямых указателей, которые могут ссылаться на блоки, содержащие в общей сложности 12 288 байт. При использовании блока размером 4096 байт этот предел возрастает до 49 152 байт (и он охватывает 95 % файлов в данной системе).

Такая схема допускает также наличие файлов гигантских размеров; при размере блока 4096 байт самый большой теоретически возможный размер файла составляет чуть более 1024 × 1024 × 1024 × 4096 байт, или около 4 Тбайт (4096 Гбайт). (Я говорю «чуть более», поскольку имеются блоки, на которые указывают прямые, косвенные и двойные косвенные указатели. Но их количество несущественно по сравнению с диапазоном, для которого можно использовать тройной косвенный указатель.)

Еще одним преимуществом, которое предоставляет такая схема, является то, что файлы могут обладать дырами, как описано в разделе 4.7. Вместо выделения блоков с пустыми байтами для дыр в файле файловой системе достаточно пометить (значением 0) соответствующие указатели в индексном дескрипторе и в блоках косвенного указателя, чтобы показать, что они не ссылаются на актуальные блоки диска.

14.5. Виртуальная файловая система

Каждая файловая система, которая доступна в Linux, отличается деталями своей реализации. К числу таких различий относятся, например, способы выделения блоков для файла и организация каталогов. Если бы каждой программе, которая работает с файлами, потребовалось вникать в особенности каждой файловой системы, то тогда задача по написанию программ, работающих во всех файловых системах, стала бы практически неосуществимой. Виртуальная файловая система (VFS, virtual file system, которую иногда называют также виртуальным коммутатором файлов) — это функция ядра, которая решает названную проблему, создавая уровень абстракции для операций файловой системы (рис. 14.3). Принципы, лежащие в основе виртуальной файловой системы, просты.

Рис. 14.2. Структура файловых блоков для файла в файловой системе ext2

• Виртуальная файловая система определяет обобщенный интерфейс для операций файловой системы. Все программы, которые работают с файлами, выражают свои операции в терминах данного обобщенного интерфейса.

• Каждая файловая система обеспечивает реализацию интерфейса виртуальной файловой системы.

Согласно этой схеме программам необходимо понимать только VFS-интерфейс. Они могут игнорировать детали реализации отдельных файловых систем.

Интерфейс виртуальной файловой системы содержит операции, соответствующие всем обычным системным вызовам для работы с файловыми системами и каталогми: open(), read(), write(), lseek(), close(), truncate(), stat(), mount(), umount(), mmap(), mkdir(), link(), unlink(), symlink() и rename().

Уровень абстракции VFS очень близок к традиционной модели файловой системы UNIX. Естественно, некоторые файловые системы — в особенности не относящиеся к семейству UNIX — поддерживают не все операции виртуальной файловой системы (например, файловая система VFAT, разработанная компанией Microsoft, не поддерживает символические ссылки, созданные с помощью команды symlink()). В таком случае основная файловая система возвращает обратно на уровень VFS код ошибки, сообщающий об отсутствии поддержки, а виртуальная система, в свою очередь, возвращает этот код ошибки в приложение.

Рис. 14.3.Виртуальная файловая система

14.6. Журналируемые файловые системы