cours SE

Cours Systme dexploitation

Niveau : GL2 & IIA2Enseignant : Mona LAROUSSIBureau : 4 A8-28E-mail: [email protected]

Chapitre 6

Systmes de fichiers

Que cest quun fichier

Collection nomme dinformations apparentes, enregistre sur un stockage secondaire Nature permanente

Les donnes qui se trouvent sur un stockage secondaires doivent tre dans un fichier

Diffrents types: Donnes (binaire, numrique, caractres.) Programmes

Structures de fichiers

Aucune squences doctets Texte: Lignes, pages, docs formats Source: classes, mthodes,

procdures Etc.

Attributs dun fichierAttributs dun fichier

Constituent les proprits du fichiers et sont stocks dans un fichier spcial appel rpertoire (directory). Exemples dattributs: Nom:

pour permet aux personnes daccder au fichier Identificateur:

Un nombre permettant au SE didentifier le fichier Type:

Ex: binaire, ou texte; lorsque le SE supporte cela Position:

Indique le disque et ladresse du fichier sur disque Taille:

En bytes ou en blocs Protection:

Dtermine qui peut crire, lire, excuter Date:

pour la dernire modification, ou dernire utilisation Autres

Oprations sur les fichiers: de base

Cration criture

Pointeur dcriture qui donne la position dcriture

Lecture Pointeur de lecture

Positionnement dans un fichier (temps de recherche) Suppression dun fichier

Libration despace

Troncature: remise de la taille zro tout en conservant les attributs

Autres oprations Ajout dinfos Rnommage Copie

peut tre faite par rnommage: deux noms pour un seul fichier

Ouverture dun fichier: le fichier devient associ un processus qui en garde les attributs, position, etc.

Fermeture Ouverture et fermeture peuvent tre explicites (ops

open, close) ou implicites

Types de fichiers

9Structure logique des fichiersStructure logique des fichiers

Le type dun fichier spcifie sa structure Le SE peut alors supporter les diffrentes structures

correspondant aux types de fichiers Cela complexifie le SE mais simplifie les applications

Gnralement, un fichier est un ensemble denregistrements (records) Chaque enregistrement est constitu dun ensemble de

champs (fields) Un champ peut tre numrique ou chane de chars.

Les enregistrements sont de longueur fixe ou variable (tout dpendant du type du fichier)

Mais pour Unix, MS-DOS et autres, un fichier est simplement une suite doctets byte stream Donc ici, 1 enregistrement = 1 octet Cest lapplication qui interprte le contenu et spcifie

une structure Plus versatile mais plus de travail pour le programmeur

Organisation de rpertoires

Efficacit: arriver rapidement un enregistrement

Structure de noms: convenable pour usager deux usagers peuvent avoir le mme noms pour

fichiers diffrents Le mme fichier peut avoir diffrents noms

Groupement de fichiers par type: tous les programmes Java tous les programmes objet

Listes et groupes daccs - UNIX Modes d accs: R W E Trois classes d usager:

propritaire groupe public

demander l administrateur de crer un nouveau groupe avec un certain usager et un certain propritaire

droit du propritaire de rgler les droits d accs et d ajouter des nouveaux usagers

Listes et groupes daccsListes et groupes daccs

Mode daccs: read, write, execute Trois catgories dusagers:

RWXa) owner access 7 1 1 1

RWXb) group access 6 1 1 0

RWXc) others access 1 0 0 1

Demander au gestionnaire de crer un groupe, disons G, et ajouter des usagers au groupe

Pour un fichier particulier, disons jeux, dfinir un accs appropri owner group public

chmod 761 jeux

Changer le groupe dun fichierchgrp G jeux

Chap 11 13

Mthodes daccs

SquentielleIndexe SquentielleIndexeDirecte

Chap 11 14

Mthodes daccs: 4 de base

Squentiel (rubans ou disques): lecture ou criture des enregistrements dans un ordre fixe

Index squentiel (disques): accs squentiel ou accs direct (alatoire) par lutilisation dindex

Indexe: multiplicit dindex selon les besoins, accs direct par lindex

Direct ou hache: accs direct travers tableau dhachage

Pas tous les SE supportent les mthodes daccs Quand le SE ne les supporte pas, cest lapplication de

les supporter

15

Mthodes daccs aux fichiersMthodes daccs aux fichiers

La structure logique dun fichier dtermine sa mthode daccs Les SE sur les mainframe fournissent gnralement plusieurs

mthodes daccs Car ils supportent plusieurs types de fichiers

Plusieurs SE modernes (Unix, Linux, MS-DOS) fournissent une seule mthode daccs (squentielle) car les fichiers sont tous du mme type (ex: squence doctets) Mais leur mthode dallocation de fichiers (voir + loin) permet

habituellement aux applications daccder aux fichiers de diffrentes manires

Ex: les systmes de gestions de bases de donnes (DBMS) requirent des mthodes daccs plus efficaces que juste squentielle Un DBMS sur un mainframe peut utiliser une structure fournie

par le SE pour accs efficace aux enregistrements. Un DBMS sur un SE qui ne fournit quun accs squentiel doit donc

ajouter une structure aux fichiers de bases de donnes pour accs directs plus rapides.

16

Fichiers accs squentiel (archtype: rubans)

bloc bloc

enregistrements

. . . . . .

La seule faon de retourner en arrire est de retourner au dbut (rbobiner, rewind)

En avant seulement, 1 seul enreg. la fois

espace interbloc

. . .

17

Lecture physique et lecture logique dans un fichier squentiel

Un fichier squentiel consiste en blocs doctets enregistrs sur un support tel que ruban, disque

La dimension de ces blocs est dicte par les caractristiques du support Ces blocs sont lus (lecture physique) dans un tampon en mmoire Un bloc contient un certain nombre denregistrements (records) qui sont

des units dinformation logiques pour lapplication (un tudiant, un client, un produit) Souvent de longueur et contenu uniformes Tris par une cl, normalement un code (code dtudiant, numro

produit) Une lecture dans un programme lit le prochain enregistrement Cette lecture peut tre ralise par

La simple mise jour dun pointeur si la lecture logique prcdente ne stait pas rendue la fin du tampon

la lecture du proch. bloc (dans un tampon dE/S en mmoire) si la lecture logique prcdente stait rendue la fin du tampon Dans ce cas le pointeur est remis 0

Chap 11 18

Autres proprits des fichiers squentiels Pour lcriture, la mme ide: une instruction dcriture

dans un programme cause lajout dun enregistrement un tampon, quand le tampon est plein il y a une criture de bloc

Un fichier squentiel qui a t ouvert en lecture ne peut pas tre crit et vice-versa (impossible de mlanger lectures et critures)

Les fichiers squentiels ne peuvent tre lus ou crits quun enregistrement la fois et seulement dans la direction en avant

Chap 11 19

Adressage Index squentiel Adressage Index squentiel (index sequential)(index sequential)

Un index permet darriver directement lenregistrement dsir, ou en sa proximit Chaque enregistrement contient un champ cl Un fichier index contient des repres (pointeurs)

certain points importants dans le fichier principal (p.ex. dbut de la lettre S, dbut des Lalande, dbut des matricules qui commencent par 8)

Le fichier index pourra tre organis en niveaux (p.ex. dans lindex de S on trouve lindex de tous ceux qui commencent par S)

Le fichier index permet darriver au point de repre dans le fichier principal, puis la recherche est squentielle

Chap 11 20

Exemples dindex et fichiers relatifs

Pointe au dbut des Smiths (il y en aura plusieurs)

Le fichier index est accs direct, le fichier relatif est accs squentielAccs direct: voir ci-dessous

Chap 11 21

Index et fichier principal Index et fichier principal (Stallings)(Stallings)

(Relative file)

Dans cette figure, lindex est tendu plusieurs niveaux, donc il y a un fichier index qui renvoie un autre fichier index, n niveaux

Chap 11 22

Pourquoi plusieurs niveaux dindex Un premier niveau dindex pourrait

conduire au dbut de la lettre S Un deuxime niveau au dbut des

Smith, etc. Donc dans le cas de fichiers volumineux

plusieurs niveaux pourraient tre justifis.

Chap 11 23

Squentiel et index squentiel: comparaisonSquentiel et index squentiel: comparaison

P.ex. Un fichier contient 1 milliondenregistrements

En moyenne, 500, 000 accs sont ncessaires pour trouver un enregistrement si laccs est squentiel!

Mais dans un squentiel index, sil y a un seul niveau dindices avec 1000 entres (et chaque entre pointe donc 1000 autres),

En moyenne, a prend 500 accs pour trouver le repre appropri dans le fichier index

Puis 500 accs pour trouver squentiellement le bon enregistrement dans le fichier relatif

Chap 11 24

Mais besoin de fichier dbordementMais besoin de fichier dbordement

Les nouveaux enregistrements seront ajouts un fichier dbordement

Les enregistrements du fichier principal qui le prcdent dans lordre de tri seront mis jour pour contenir un pointeur au nouveau enregistrement Donc accs additionnels au

fichiers dbordement Priodiquement, le fichier

principal sera fusionn avec le fichier dbordement

Chap 11 25

Fichier indexFichier index

Utilise des index multiples pour diffrentes cls, selon les diffrents besoins de consultation

Quelques uns pourraient tre exhaustifs, quelques uns partiels, et organiss de faons diffrentes

Chap 11 26

Indexed File (Stallings)Indexed File (Stallings)

Chap 11 27

Accs directe (ou relatif)

Fichier est vu comme collection denregistrement logiques de grandeurs fixes Bas sur le modle disque (compos de blocs) Spcifie numro de bloc pour accds donnes Numro souvent relatif (du dbut du fichier)

Ce nest pas tous les SEs qui offres les accs squentiels et directes Facile de simuler laccs squentiel avec laccs directe

Maintient un pointeur cp indiquant la position courante dans un fichier

Linverse est trs difficile

28

Utilisation des 4 mthodesUtilisation des 4 mthodes

Squentiel (rubans ou disques): lecture ou criture des enregistrements dans un ordre fixe Pour travaux par lots: salaires, comptabilit priodique

Index squentiel (disques): accs squentiel ou accs direct par lutilisation dindex Pour fichiers qui doivent tre consults parfois de faon squentielle,

parfois de faon directe (p.ex. par nom dtudiant) Indexe: multiplicit dindex selon les besoins, accs direct par

lindex Pour fichiers qui doivent tre consults de faon directe selon des

critres diffrents (p.ex. pouvoir accder aux infos concernant les tudiants par la cte du cours auquel ils sont inscrits)

Direct ou hache: accs direct travers tableau dhachage Pour fichiers qui doivent tre consults de faon directe par une cl

uniforme (p.ex. accs aux information des tudiants par No. de matricule)

29

Rpertoires

Chap 11 30

Structures de rpertoires (directories) Une collection de structures de donnes contenant infos

sur les fichiers.

F 1 F 2 F 3F 4

F n

Rpertoires

Fichiers

Tant les rpertoires, que les fichiers, sont sur disques lexception dun rp. racine en mm. centrale

Chap 11 31

Organisation typique de systme de fichiers

Chap 11 32

Information dans un rpertoire

Nom du fichier Type Adresse sur disque,... Longueur courante Longueur maximale Date de dernier accs Date de dernire mise jour Propritaire Protection

Chap 11 33

Oprations sur rpertoires

Recherche de fichier Cration de fichier Suppression de fichier Lister un rpertoire Rnommer un fichier Traverser un systme de fichier

Chap 11 34

Organisation de rpertoires

Efficacit: arriver rapidement un enregistrement

Structure de noms: convenable pour usager deux usagers peuvent avoir le mme noms

pour fichiers diffrents Le mme fichier peut avoir diffrents noms

Groupement de fichiers par type: tous les programmes Java tous les programmes objet

Chap 11 35

Structure un niveau

Un seul rp. pour tous les usagers Ambigut de noms Problmes de groupement Primitif, pas pratique

Chap 11 36

Rpertoires deux niveaux

Rp. spar pour chaque usager `path name`, nom de chemin mme nom de fichier pour usagers diffrents est

permis recherche efficace Pas de groupements

Chap 11 37

Rpertoires arbres (normal aujourdhui)

Chap 11 38

Caractristiques des rpertoires arbres Recherche efficace Possibilit de grouper Repertoire courant (working directory)

cd /spell/mail/prog

Chap 11 39

Graphes sans cycles: permettent de partager fichiers

Unix: un symbolic link donne un chemin un fichier ou sous-rpertoire

Chap 11 40

Rfrences multiples dans graphes acycliques

Un nud peut avoir deux noms diffrents

Si dict supprime list donc pointeur vers fichier inexistant (danglingpointer). Solutions: Pointeurs en arrire, effacent

tous les pointeurs Compteurs de rfrences (sil y

a encore des refs au fichier, ilne sera pas effac)

Ni Unix ni Microsoft nimplmentent ces politiques, donc messages derreur

Solutions impossibles grer dans un systme fortement reparti (ex: www)

Chap 11 41

Graphes avec cycles (structure gnrale)

Presque invitables quand il est permis de pointer un noeud arbitraire de la structure Pourraient tre dtects avec des contrles appropris au moment de la cration d un nouveau pointeurContrles qui ne sont pas faits dans les SE courants

Chap 11 42

Considrations dans le cas de cycles

En traversant le graphe, il est ncessaire de savoir si on retombe sur un noeud dj visit

Un noeud peut avoir compteur de ref != 0 en se trouvant dans une boucle de noeuds qui n est pas accessible!

Des algorithmes existent pour permettre de traiter ces cas, cependant ils sont compliqus et ont des temps d excution non-ngligeables, ce qui fait qu ils ne sont pas toujours employs Ramasse-miettes = garbage collection

root Un sous-arbre qui nest pas accessible partir de la racine mais il ne peut pas tre effac en utilisant le critre ref=0 car il fait ref lui-meme!

Chap 11 43

Combiner plusieurs systmes de fichier

Le systme de fichier

Rpertoire qui rside dans une partition/appareil spcifique

Pourquoi combiner?

Plusieurs partitions de disques rigides, disquettes, CDROM, disques rseau.

Vision et accs uniforme

Comment?

Attacher un systme de fichier un nud particuler dans la hirarchie du rpertoire.

Windows: systme 2 niveaux attach des lettres dappareils

Unix: opration dattachement explicit (mount), peut attacher un systme de fichier nimporte o dans le rpertoire.

Chap 11 44

Attachement du systme de fichier

Un systme de fichier doit tre attach (mounted) avant dtre accd

Un systme de fichier est attacher un point dattachement (mount point)

Chap 11 45

(a) Existant. (b) Partition non-attache

Chap 11 46

Point dattachement (mount point)

Chap 11 47

Partage de fichiers

Dsirable sur les rseaux

Ncessite de protection

Chap 11 48

Protection

Types d accs permis lecture criture excution append (annexation) effacement listage: lister les noms et les attributs d un

fichier

Par qui

Chap 11 49

Listes et groupes daccs - UNIX

Modes d accs: R W E Trois classes d usager:

propritaire groupe public

demander l administrateur de crer un nouveau groupe avec un certain usager et un certain propritaire

droit du propritaire de rgler les droits d accs et d ajouter des nouveaux

Listes et groupes daccsListes et groupes daccs Mode daccs: read, write, execute Trois catgories dusagers:

RWXa) owner access 7 1 1 1

RWXb) group access 6 1 1 0

RWXc) others access 1 0 0 1

Demander au gestionnaire de crer un groupe, disons G, et ajouter des usagers au groupe

Pour un fichier particulier, disons jeux, dfinir un accsappropri

owner group public

chmod 761 jeux

Changer le groupe dun fichierchgrp G jeux

Mthodes dallocation

Structures de systmes de fichiers

Structure de fichiers: deux faons de voir un fichier: unit dallocation espace collection d informations relies

Le systme de fichiers rside dans la mmoire secondaire: disques, rubans...

File control block: structure de donnes contenant de l info sur un fichier

Trois mthodes dallocation de fichiers

Allocation contiguAllocation enchaneAllocation indexe

Allocation contigu sur disquerpertoire

Allocation contigu

Chaque fichier occupe un ensemble de blocs contigu sur disque

Simple: nous navons besoin que dadresses de dbut et longueur

Supporte tant laccs squentiel, que laccs direct

Moins pratique pour les autres mthodes

Allocation contigu

Application des problmes et mthodes vus dans le chapitre de lalloc de mmoire contigu

Les fichiers ne peuvent pas grandir Impossible dajouter au milieu Excution priodique dune compression

(compaction) pour rcuprer lespace libre

Allocation enchane

Le rpertoire contient l adresse du premier et dernier bloc, possibl. le nombre de blocs

Chaque bloc contient un pointeur ladresse du prochain bloc:

pointeurbloc =

Allocation enchanerpertoire

Tableau dallocation de fichiers

Avantages - inconvnients

Pas de fragmentation externe - allocation de mmoire simple, pas besoin de compression

L accs l intrieur d un fichier ne peut tre que squentiel Pas faon de trouver directement le 4me

enregistrement... Nutilise pas la localit car les enregistrements

seront parpills L intgrit des pointeurs est essentielle Les pointeurs gaspillent un peu d espace

Allocation indexe: semblable la pagination

Tous les pointeurs sont regroups dans un tableau (index block)

index table

Allocation indexe

-1: pointeur nul

Allocation indexe

la cration d un fichier, tous les pointeurs dans le tableau sont nil (-1)

Chaque fois quun nouveau bloc doit tre allou, on trouve de l espace disponible et on ajoute un pointeur avec son adresse

Allocation indexe

Pas de fragmentation externe, mais les index prennent de lespace

Permet accs direct (alatoire) Taille de fichiers limite par la taille de

lindex block Mais nous pouvons avoir plusieurs niveaux

dindex: Unix Index block peut utiliser beaucoup de

mmoire

UNIX BSD: index niveaux (config. possible)

12 blocs disque de 4K chaque

1024 blocs de 4K chaque

1024x1024 blocs de 4K

Bloc de 4K contient 1024 pointeurs

Ce rpertoire est en mmoire, tous les autres sont sur disque

Gestion de lespace libre

Gestion despace libre Solution 1: vecteur de bits (solution Macintosh, Windows 2000)

0 1 2 n-1

bit[i] =

0 block[i] libre

1 block[i] occup

Exemple dun vecteur de bits o les blocs 3, 4, 5, 9, 10, 15, 16 sont occups: 00011100011000011

Ladresse du premier bloc libre peut tre trouve par un simple calcul

Gestion despace libreSolution 2: Liste lie de mmoire libre (MS-DOS, Windows 9x)

Tous les blocs de mmoire libre sont lis ensemble par des pointeurs

Table d'allocation des fichiers

Une variation de l'allocation lie est d'utiliser une table d'allocation des fichiers (FAT).

- Utilis par MS-DOS et OS/2.- Une partie du disque est rserve pour stocker la table qui

contient les pointeurs vers tous les fichiers de la partition.- Chaque entre dans la FAT correspond un bloc sur le

disque. Chaque entre contient le pointeur vers le bloc suivant du fichier.

- Une valeur spciale indique la fin du fichier.- Une entre nulle signifie un bloc inutilis.

Table d'allocation (2)

Les FATs sont stockes en mmoire tant que le SE est actif

Utilis pour grer les problmes lis aux deux autres mthodes.

Similaire l'allocation lie mais tous les pointeurs sont stocks ensembles dans un bloc spcial (index block)

Allocation indexe

Exemple

Inodes Une structure qui contient la description

du fichier : Type Droits d'accs Possesseurs Dates de modifications Taille Pointeurs vers les blocs de donnes

Les inodes sont stocks en mmoire tant que le fichier est ouvert

Inodes (2)

inode

infos

Blocs directs Indirection simple

Indirection double

Rpertoires Structurs dans/par l'arborescence Chaque rpertoire peut contenir des fichiers et

des rpertoires Un rpertoire est juste un fichier de type

spcial Fonctions spciales pour accder un

rpertoire Chaque entre de rpertoire contient le nom du

fichier et son inode Le noyau recherche l'arborescence pour convertir

le nom de fichier en un numro d'inode.

Directory diagram

Table des inodes

i1 Fichier1i2 Fichier2i3 Fichier3i4 fichier4

Rpertoire

La cohrence

Un systme de fichiers est cohrent sil est capable de restituer lutilisateur ses fichiers et ses rpertoires dans ltat o il les a laisss.

Parmi les utilitaires dun systme dexploitation, on trouve un utilitaire de vrification et de correction des erreurs au niveau du systme de fichiers tel que scandisk pour Windows.

Du point de vue pratique, ces utilitaires examinent les SDD du systme dexploitation et corrigent les erreurs quil peuvent y trouver.

La vrification concerne les blocs appartenant aux fichiers ou libres, et ltat des rpertoires.

Les tableaux qui suivent illustrent un cas dincohrence obtenu avec un utilitaire dUnix qui compte le nombre de fois o un bloc est trouv libre ou occup :

Numros des blocs0123456789101112131415Tableau des blocs libres1101021110011100Tableau des blocs utiliss0000200001100011Quand le SGF est cohrent, chaque bloc apparat une fois au maximum soit dans le premier tableau soit dans le second.

Le second utilitaire vrifie les I-Nodes. Son rle consiste parcourir tous les rpertoires en partant de la racine et construire un tableau o le contenu dune case est le nombre de fois o un I-Node est rfrenc.

Lorsquun fichier est partag par un lien physique son numro dI-Node apparat dans un autre rpertoire.

Pour vrifier la cohrence, on compare la valeur obtenue avec le compteur de liens dans chaque I-Node.

79

Enregistrements logiques et physiquesUn enregistrement logique est un ensemble de donnes ayant unsens pour lutilisateur. Un fichier est une suite denregistrementslogiques.Un enregistrement physique, aussi appel bloc, est lunit destockage manipule par le systme. Avec les disques, cette unit destockage est un secteur ou un multiple de cette taille. On lappelleunit dallocation, parfois Cluster.Les blocs peuvent tre plus grands ou plus petits que les enre-gistrements logiques dcids par le programmeur. Le systme peutenregistrer plusieurs enregistrements logiques de petite taille dans unseul bloc, ou peut avoir besoin de plusieurs blocs pour enregistrer degrands enregistrements logiques.

Gestion de fichiers

80

Les blocs physiques sont numrots par le systme et formentla base de toute structure de fichier.Le caractre (octet, byte) est la plus petite quantit dinformationmanipule par le systme. Un fichier, vu par le systme, est doncun ensemble de blocs de taille fixe, chacun tant constitu dunesuite de caractres.

Gestion de fichiers

81

Le systme doit connatre lemplacement sur disque (numro decylindre, piste et secteur) de chaque bloc.La premire ide qui vient lesprit est de placer le fichier dansdes blocs conscutifs. Cette approche nest pas raliste comptetenu de laccroissement et des modifications des fichiers.On peut gagner en flexibilit en adoptant une structure de blocsdans laquelle chaque bloc contient un pointeur indiquant lempla-cement du bloc suivant. Cette approche facilite les modificationset laccroissement, mais alourdit la recherche dun enregistre-ment, qui devient squentielle.

Gestion des ressources disques

82

Une possibilit est dutiliser une table de pointeurs contenantles indications ncessaires pour dterminer lemplacement dunbloc cherch.Il y a deux stratgies possibles : une table par unit de disque,ou une table par fichier. Dans le premier cas, il faut charger enmmoire la table contenant les pointeurs de tous les fichiers dudisque. Dans le second, on ne garde en mmoire que la tabledes fichiers ouverts.Un autre problme est celui de lallocation de lespace disque.Le systme tient jour des tables facilitant la recherche desecteurs disponibles. Deux possibilits sont courammentutilises : une table dallocation, ou un bitmap.


83

Table dallocation

Piste Secteur Nombre de secteursallouables conscutivement

0 0 50 10 31 3 52 0 32 7 6 ...


84

Bitmap


0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 120 0 0 0 0 0 1 1 1 1 1 0 0 01 1 1 1 0 0 0 0 0 1 1 1 1 12 0 0 0 1 1 1 1 0 0 0 0 0 03 0 0 0 0 1 1 1 1 0 0 1 1 14 1 1 0 0 1 1 0 0 0 0 1 0 05 1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 0 1 1

PistesSecteurs

0 = libre, 1 = occup

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Le lien entre le nom dun fichier et sa localisation sur disque estralis laide dune table de correspondance appele rpertoire(directory).On peut concevoir des rpertoires un seul niveau, i.e.contenant le nom de tous les fichiers du disque, ou plusieursniveaux, permettant chaque utilisateur dorganiser ses fichiersde faon hirarchique au moyen de sous-rpertoires.

Rpertoires

86

Structure d un disque souple

Piste0

Secteur 123456789

10 11 12 13 14 15 16 17 18

BOOTFAT1 FAT1 FAT1 FAT1 FAT1 FAT1 FAT1 FAT1 FAT1 FAT2 FAT2 FAT2 FAT2 FAT2 FAT2 FAT2 FAT2

1FAT2DIR DIR DIR DIR DIR DIR DIR DIR DIR DIR DIR DIR DIR DIR

u.a. 2 u.a. 3 u.a. 4

2u.a. 5

678....

Dbu t des donnes del'utilisateur

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ExtensionAttribut

RservNom(en ASCII)Statut

Rserv Heure DateNo. dela1eu.a.

Tailledu fichier

0 7 9 15

16 21 23 25 27 31

Attributs:1 = Lecture seulement2 = Fichier cach4 = Fichier syst me8 = Nom du volume16 = Sous-r pertoire32 = Archive

88

Table dallocation de fichiers (FAT)

FF FF

Type dedisque

No.de l'u.a.suivante dufichier ou:000=libreFF8-FFF=dernire u.a. d'un fichierFF7=non lisible

0 1 2 3 4 5 6 7 8 9U.a. No.

Dans la FAT originale de DOS, on navait que 12 bits par entre. Ceci limitait la taille du disque 4095 u.a.Par exemple, 4096 u.a. de 512 octets = 2 Mo.

89

On peut grossir la taille des units dallocation, mais la pertedespace par fichier augmente en consquence. En moyenne,cette perte est de 1/2 u.a. par fichier.

Depuis ce temps, on a eu la FAT16, avec 16 bits par entre, etsur les disques durs on utilise aujourdhui la FAT32 avec 32 bitspar entre.Windows NT et Windows 2000 utilisent un nouveau systme defichiers beaucoup plus performant appel NTFS.

90

Unix a t dvelopp par Bell Laboratories partir de 1970 parKen Thompson et Dennis Ritchie. Ce systme a t missuccessivement sur PDP-7, 9 et 11, puis sur VAX, et enfin surdes machines base de microprocesseur MC68000. Aujourdhui,il fonctionne sur les stations de travail avec des micro-processeurs RISC.

En l979, on en est rendu la version 7, la mieux connue. En1982 apparat le SYSTEM III, puis en 1983 le SYSTEM V suivantla politique de distribution commerciale de AT&T.

Exemple : UNIX

91

Depuis 1991, le phnomne Linux a fait son apparition. Il s'agitd'un UNIX de domaine public pour micro-ordinateur initialementcrit par un tudiant en informatique finlandais, Linus Torvalds.

Il a t port sur plusieurs plates-formes, notamment : Intel80x86, PowerPC, Alpha, Amiga, etc. Sa conception est moderneet c'est elle que nous examinerons ici.

Exemple : UNIX

92

Sous Unix, un fichier est une squence linaire de mots de 8bits, de 1 octet 1000 Mo. L'usager visualise le fichier commeune squence linaire et peut atteindre n'importe quel octet dufichier soit de faon absolue, soit en spcifiant une positionrelative par rapport la position courante, ou encore par rapport la fin du fichier.

partir d'une position quelconque, on peut lire un nombrequelconque d'octets.

Exemple : UNIX

93

Exemple : UNIXUnit d'allocation : bloc de 512 octets 1024 octets pour le SYSTEM V et le systme 4.1 de Berkeley. 4096 octets pour la version 4.2,

1 Ko 4 Ko pour Linux.

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chaque fichier (y compris les rpertoires qui sont galementdes fichiers et les priphriques, que Unix considre comme desfichiers spciaux) on associe un inode (i-node ou index-node)dans lequel on peut trouver les informations suivantes :- le propritaire (user ID, group ID)- les protections (code de 16 bits)- les dates (cration, derniremodification)- les liens vers d'autres nuds-i(nombre de rpertoires qui contiennent ce fichier)- le type de fichier (donnes,rpertoire, priphrique)- les adresses disques des blocs dedonnes (13)- la longueur du fichier en octets.

Exemple : UNIX

95

Exemple : UNIX

0 Type et permissions Utilisateur (UID) Taille du fi chier8 Heure et da te d 'accs Heure et da te de cration

16 Heure et da te de modification Heure et da te d 'effacement24 Groupe (GID) Compteur de liens Nb. de blocs32 Attributs du fichier Rserv40 1e bloc 2e bloc48 3e bloc 4e bloc56 5e bloc 6e bloc64 7e bloc 8e bloc72 9e bloc 10e bloc80 11e bloc 12e bloc88 Bloc de 1e indirection Bloc de 2e indirection96 Bloc de 3e indirection Version du fichier

104 ACL du fichier ACL du rpertoire112 Adresse de fragment Rserv120 Rserv

AC L = Ac cess Control List, pas enco re implment

96

Exemple : UNIX

Dans Linux, la taille dun inode est de 128 octets.

Dans le systme de fichiers Ext2 adopt par la plupart dessystmes Linux, le disque est divis en groupes de blocs.Chaque groupe de blocs contient un superbloc, des descripteursde groupe, un bitmap de blocs, un bitmap d'inodes, une tabled'inodes et des blocs de donnes. Les bitmaps occupent chacun1 bloc ou u.a. Ceci limite donc la taille des groupes 8 192blocs pour des blocs de 1 Ko. ou 32 768 blocs pour des blocs de4 Ko. Les inodes sont rpartis galement parmi les groupes deblocs. Le nombre d'inodes par groupe ne peut non plus dpasserles nombres ci-dessus.

97

Exemple : UNIX

Bloc 0

Blocdamorce

Groupe de blocs 0 Groupe de blocs 1 Groupe de blocs n

Chaque groupe de blocs contient une copie du superbloc, des inodes et des blocs de donnes :

Super-bloc

Descripteursde groupe

Bitmapde blocs

Bitmapd'inodes

Tabled'inodes

Blocs de donnes

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Exemple : UNIX

Le superbloc contient le nombre d'inodes et le nombre de blocsdans le systme de fichiers. Il contient aussi de l'information surle nombre d'inodes et de blocs par groupe de blocs.

Le descripteur de groupe est une structure de 32 octets donnantle nombre de blocs dans le bitmap d'inodes, dans le bitmap deblocs et dans la table d'inodes, le nombre d'inodes libres, lenombre de blocs libres et le nombre de rpertoires. Cettedernire information est utile au systme qui tente rpartir lesrpertoires parmi les diffrents groupes de blocs. Il allouera doncun nouveau rpertoire dans le groupe qui en a le moins.

Cette organisation permet aux inodes d'tre voisines des blocsauxquels elles font rfrence, et aux inodes d'tre voisines deleur inode de rpertoire, ce qui permet un accs plus rapide.

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Exemple : UNIX

Dans chaque inode, on trouve 15 adresses disque en termes deno de blocs. Les 12 premires adresses d'une inode permettentd'atteindre un espace donnes de :

12 1024 octets = 12 288 octets.

La 13e adresse disque pointe vers un autre bloc de 1024 octetsqui contient 256 adresses disque (4 octets par adresse), soit :

256 1024 octets = 262144 octets.

La 14e adresse disque pointe vers 256 blocs indirects(indirection d'ordre 2) qui pointent leur tour chacun vers 256adresses disques :

256 256 1024 octets = 67108 864 octets.

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Exemple : UNIX

La 15e adresse disque est une indirection d'ordre 3, ce quipermet aux fichiers Linux d'atteindre des tailles avoisinant

256 256 256 1024 octets = 17 179 869 184 octets.

La taille maximale d'un tel fichier sera donc :

17 179 869 184 + 67 108 864 + 262 144 + 12 288 Go.

Cette implantation privilgie, du point de vue accs, les fichiersde petite taille (12 Ko). l'ouverture, le premier descripteur dufichier (inode) est copi en mmoire. Lorsqu'on franchit le cap de12 288 octets, le systme d'exploitation copie le premier blocindirect, et ainsi de suite.

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Exemple : UNIXPour savoir o se trouve l'octet n d'un fichier,: si n < 12 288, il se trouve dans le bloc direct n / 1024 l'offset

n mod 1024. si n >12 288 et n 262 144, il se trouve dans le bloc donn par

la table de premire indirection (n - 12 288) / 1024 l'offset : (n - 12 288) mod 1024,

etc.

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Exemple : UNIX

Ext2 tente de minimiser la fragmentation des fichiers lors del'allocation des blocs. Il cherche des blocs libres autour d'un bloccible. Si ce dernier est libre, il est allou. Sinon, on cherche unbloc libre dans les 32 entourant le bloc cible. Si on en trouve un,il est allou. Sinon, on cherche un bloc libre qui soit au moinsdans le mme groupe de blocs que le bloc cible. Il y a plusieursheuristiques pour la dfinition du bloc cible. L'un d'entre eux estde prendre le premier bloc libre dans le groupe de blocs o setrouve l'inode du fichier.

Lorsqu'un bloc libre est trouv, on rserve les 8 blocs suivants,s'ils sont libres. Quand le fichier sera ferm, les blocs rservsrestants seront librs.

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Exemple : UNIXRpertoires

Les entres d'un rpertoire Linux sont de longueur variable parce queles noms de fichier peuvent aller de 1 caractre 255 caractres. Ils'agit en fait d'une liste chane, puisque le champ longueur de l'entre(rec_len), toujours arrondi vers le haut un multiple de 4, donne en faitla position de l'entre suivante.

Octets 4 2 2 1 255rec_len name_len Nom du fichier

No. d'inode longueur longueurde l'entre du nom

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Exemple : UNIX

inode rec_len name_len Entre

3 12 1 . Pointeur vers lui-mme2 12 2 .. Pointeur vers son parent11 20 9 Fichier 1

2017 12 4 Toto

123 1 . 2120

12 2 ..24

2011 9 Fichier 144

122017 4 Toto56

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Exemple : UNIXRpertoires

Chaque rpertoire ne peut avoir qu'un parent. Le rpertoireracine n'a pas de parent et son pointeur parent contient lui-mme, c.--d. le #2.

Lorsqu'un fichier est effac, le numro d'inode de l'entre derpertoire est mis 0 et l'entre est limine de la liste chaneen augmentant le champ rec_len de l'entre prcdente pourqu'elle pointe l'entre suivante.

2) le SGF dUNIX (1/3)

* Structure hirarchique

* 4 types de fichiers:ordinaires: suite octetscatalogues: nuds de larbre de cette structureliens: pointent vers fichierspciaux: accs aux priphriques

2) le SGF dUNIX (2/3)

Fichier et structure inode:

1) Type (parmi les 4)2) Taille3) Date4) Permission5) Propritaire6) Localisation des donnes

Micro$oft en 1988

* Mieux que la FAT du Dos/Windows

* Mieux que HPFS de OS/2

New Technology File System (NTFS)

le SGF de Windows NT

* Logical Cluster Numbers (LCN)* Virtual Cluster Number (VCN)

Master File Table...


File Record ...


* Resident* Non Resident

* Attribute header* Attribute value

File Record Sample...

3) le SGF de Windows NT (4/5)

MFT in action !

Mais elle ressemble quoi cette

MST ? MFT ?

La comparaison...

Feature XFS UFS VxFS NTFS

Max FS Size 18 million TB 1 TB 1 TB 2 TB

Max File Size 9 million TB 1 TB 1 TB 2 TB

File SpaceAllocation

Extents Blocks Extents Extents

Max. Extent Size 4 GB NA 64 MB Undocd

Free SpaceMgmt

Free extentsorganized by

B+ trees

Bitmap percylinder grp

Bitmap perallocation unit

Single bitmap

Variable BlockSize?

512 bytes to 64KB

4KB or 8KB 512 bytes to64KB (4KB w/compression)

Sparse FileSupport?

Yes Yes No NT 5.0

DirectoryOrganization

B+ Tree Linear Hashed B+ tree

Inode allocation Dynamic Static Dynamic Dynamic

Crash Recovery Asynch.Journal

Fsck* Synch. Journal Synch. Journal

MaximumPerformance

7GB/sec

4GB/sec (singlefile)

Not Available 1GB/sec Not Available

chapitre dernier (rsum)

Structure de mmoire de masse (disques)

Disques magntiques

Plats rigides couverts de matriaux d enregistrement magntique surface du disque divise en pistes (tracks)

qui sont divises en secteurs le contrleur disque dtermine l`interaction

logique entre l unit et l ordinateur

Ordonnancement disques

Problme: utilisation optimale du matriel

Rduction du temps total de lecture disque tant donn une file de requtes de lecture

disque, dans quel ordre les excuter?

Paramtres prendre en considration

Temps de positionnement (seek time): le temps pris par l`unit disque pour

se positionner sur le cylindre dsir Temps de latence de rotation

le temps pris par l unit de disque qui est sur le bon cylindre pour se positionner sur le secteur dsire

Temps de lecture temps ncessaire pour lire la piste

Le temps de positionnement est normalement le plus important, donc il est celui que nous chercherons minimiser

File dattente disque

Dans un systme multiprogramm avec mmoire virtuelle, il y aura normalement une file dattente pour l unit disque

Dans quel ordre choisir les requtes d oprations disques de faon minimiser les temps de recherche totaux

Nous tudierons diffrents mthodes par rapport une file d attente arbitraire:

98, 183, 37, 122, 14, 124, 65, 67 Chaque chiffre est un numro squentiel de cylindre Il faut aussi prendre en considration le cylindre de dpart: 53 Dans quel ordre excuter les requtes de lecture de faon

minimiser les temps totaux de positionnement cylindre Hypothse simpliste: un dplacement d`1 cylindre cote 1 unit

de temps

Premier entr, premier sorti: FIFO

Mouvement total: 640 cylindres = (98-53) + (183-98)+...En moyenne: 640/8 = 80

axe de rotation45

85

14685

108

11059

2

SSTF: Shortest Seek Time FirstPlus court dabord

chaque moment, choisir la requte avec le temps de recherche le plus court partir du cylindre courant

Clairement meilleur que le prcdent Mais pas ncessairement optimal! (v.

manuel) Peut causer famine

SSTF: Plus court servi

Mouvement total: 236 cylindres (680 pour le prcdent)En moyenne: 236/8 = 29.5 (80 pour le prcdent)

SCAN: lalgorithme de lascenseur La tte balaye le disque dans une

direction, puis dans la direction oppose, etc., en desservant les requtes quand il passe sur le cylindre dsir Pas de famine

SCAN: l ascenseur

Mouvement total: 208 cylindresEn moyenne: 208/8 = 26 (29.5 pour SSTF)

direction

Problmes du SCAN

Peu de travail faire aprs le renversement de direction

Les requtes seront plus denses lautre extrmit

Arrive inutilement jusqu 0

C-SCAN

Retour rapide au dbut (cylindre 0) du disque au lieu de renverser la direction

Hypothse: le mcanisme de retour est beaucoup plus rapide que le temps de visiter les cylindres Comme si les disques taient en forme de cercle!

CC--LOOKLOOK La mme ide, mais au lieu de retourner au

cylindre 0, retourner au premier cylindre qui a une requte

C-LOOK

153 sans considrer le retour (19.1 en moyenne) (26 pour SCAN)MAIS 322 avec retour (40.25 en moyenne)Normalement le retour sera rapide donc le cot rel sera entre les deux

retour: 169 (??)

direction

C-LOOK avec direction initiale oppose

direction

Rsultats trs semblables:157 sans considrer le retour, 326 avec le retour

Retour 169

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