Основная цель, которая преследуется при создании журналируемых файло-вых систем, состоит в том, чтобы обеспечить как можно большую вероят-ность быстрого восстановления системы после сбоев (например, после по-тери питания). Дело в том, что если происходит сбой, то часть информации о расположении файлов теряется, поскольку система не успевает записать все изменения из буфера на диск. После сбоя утилита, например, fsck должна прове-рить все диски, которые не были корректно демонтированы, с целью вос-становления потерянной информации. При современных объемах жестких дисков, на проверку двух-трех таких дис-ков может уйти слишком много времени. Кроме того, нет гарантии, что все данные удастся восстановить.

В журналируемых файловых системах для решения этой проблемы приме-няют транзакции, которые хорошо известны всем программистам баз дан-ных. Идея транзакции достаточно проста — существует набор связанных операций, называемых транзакцией, и эта группа операций является ато-марной (неделимой). Таким образом, транзакция является успешной (завершенной) в том случае, если все операции, составляющие транзакцию, завершились успешно. Но это еще не все. Система ведет журнал, в котором отражаются все действия с данными и все изменения данных протоколиру-ются. В случае сбоя на основании журнала можно вернуть систему в без-ошибочное состояние.

Основное отличие транзакций из области баз данных от транзакций, при-меняемых в журналируемых файловых системах, состоит в том, что в базах данных в журнале сохраняются изменяемые данные и вся управляющая ин-формация, а в файловых системах — только метаданные: индексные деск-рипторы изменяемых файлов, битовые карты распределения свободных бло-ков и свободных индексных дескрипторов.

Пример1. Файловая система Ext3

По большому счету, файловая система Ext3 не была новой файловой системой. Это похоже на ситуацию с файловой системой FAT 16/FAT 32 — они совместимы, но проблема решена экстенсивным путем. Было необхо-димо срочно создать журналируемую файловую систему. Если начинать с нуля — долго и накладно, тогда сделали для Ext2 несколько десятков специ-альных функций и назвали все это Ext3 — получился непонятный гибрид.

Файловая система ext3 имеет несколько опций, которые позволяют выбрать, сколько информации нужно журналировать. В системе Red Hat Linux, чтобы прочитать и восстановить данные из обычного журнала, требуется около секунды. Время, необходимое для восстановления журнальной файловой системы после неправильного выключения компьютера, зависит не от размера файловой системы, а от того, сколько данных содержится в журнале.

В файловой системе ext3, как и в остальных журналируемых файловых системах, нет необходимости осуществлять традиционную проверку с помощью программы fsck. Тем не менее, fsck еще используется в других журнальных файловых системах.

При выборе опций журналирования можно отключить проверку целостности данных при пересылке, чтобы увеличить скорость выполнения операций в файловой системе; из-за конструкции файловой системы нужно выбирать что-то одно: либо обеспечение целостности, либо скорость. Можно повысить скорость обработки данных, установив для них режим Writeback. Но при этом данные могут повредиться, если во время операции над ними произойдет аварийное выключение компьютера. Или же можно пожертвовать скоростью выполнения операций, но обеспечить целостность данных.

В файловой системе ext3 доступны 3 режима работы с данными:

• Writeback - позволяет старым данным оставаться в системе, при этом операции над этими данными, как правило, выполняются быстрее. Этот режим не предусматривает планирование каких-либо операций над данными.
• Ordered - хранит данные в согласованном состоянии, однако скорость выполнения операций над данными падает (этот режим установлен по умолчанию).
• Journal - требует дополнительного пространства на диске для выполнения журналирования. При этом может упасть производительность, поскольку данные записываются дважды.

Для большинства пользователей наилучшим режимом будет Ordered , который выбран по умолчанию. Режим выбирается с помощью соответствующей опции монтирования в файле /etc/fstab.

Пример2. Файловая система ReiserFS

Кроме проблемы быстрого восстановления после сбоев, в файловой системе Ext2 имеется еще несколько нерешенных проблем. Из самых основных — нерациональное использование дискового пространства, ограничение на размер файла, неоптимальный поиск.

Поскольку в файловой системе используется простой связный список, то время поиска информации линейно зависит от длины списка. Таким обра-зом, чем длиннее список (к примеру, файлов в каталоге), тем дольше идет поиск необходимого элемента.

В системе ReiserFS применяются так называемые "сбалансированные дере-вья" или "B+Trees", время поиска в которых пропорционально не количест-ву объектов, а логарифму этого числа. В сбалансированном дереве все ветви имеют одинаковую длину. ReiserFS использует сбалансированные деревья для хранения всех объектов файловой системы: файлов в каталогах, данных о свободных блоках и т.д. Это позволяет существенно повысить производи-тельность обращения к дискам.

Кроме того, система ReiserFS является журналируемой, т.е. в ней решена проблема быстрого восстановления после сбоев. Решена в ReiserFS и про-блема с ограничением на размер файла.

Настоящее и будущее журналирования

Существует множество определений журналируемых файловых систем, однако давайте приведем формулировку, понятную каждому: журналируемая файловая система - это систем для тех, кому надоела программа проверки fsck во время загрузки. Также это система для тех, кому близка идея устойчивых к сбоям систем. Если некорректно отключить питание в обычной системе, где отсутствует журналирование, то ОС обнаруживает этот факт и запускает утилиту проверки целостности диска fsck при следующей загрузке. Эта утилита сканирует файловую систему и пытается устранить проблемы, не нанося вреда данным. Процесс проверки может занять довольно много времени. Иногда файловая система повреждается настолько сильно, что ОС загружается только в однопользовательском режиме и предлагает пользователю провести дальнейшее восстановление.

Скажи fsck

Еще хуже то, что процесс fsck может запускаться операционной системой автоматические при монтировании файловой системы, чтобы удостовериться, что метаданные верны (даже если не было повреждений). Таким образом, устранение лишних проверок целостности файловой системы - это заметная область для улучшения.

Итак, теперь вы знаете, кто нуждается в журналируемых файловых системах, однако почему таким системам не нужны проверки fsck ? Вкратце - потому, что в них ведется специальный журнал. Журнал - это файл, представляющий собой кольцевой буфер, в который заносятся все действия, связанные с изменением файловой системы. Периодически эти изменения применяются к файловой системе. В случае сбоя, журнал может быть использован в качестве отправной точки для восстановления несохраненных данных и для предотвращения повреждения метаданных.

Резюмируя, скажем, что журналируемая файловая система - это устойчивая к сбоям файловая система, команды изменения для которой заносятся в журнал, прежде чем быть исполненными, что помогает избежать повреждения метаданных. (См. рисунок 1). Как обычно в Linux, существует множество вариантов таких систем. Давайте сделаем небольшой обзор истории файловых систем, а затем рассмотрим имеющиеся на сегодня файловые системы и их различия.

Что такое метаданные?

Метаданными называются служебные структуры данных, необходимые для хранения основных данных. Такие операции, как создание и удаление файла и каталога, увеличение файла, усечение файла и.т.д., затрагивают метаданные.

Рисунок 1. Типичная журналируемая файловая система.

История журналируемых файловых систем Linux

IBM® первой разработала журналируемую файловую систему, которая называлась JFS (Journaled File System). Первая версия JFS была представлена в 1990 году, а современная версия поддерживается в Linux как JFS2, разработанная позже. В 1994 году компания Silicon Graphics представила высокопроизводительную файловую систему XFS для ОС IRIX. В 2001 году XFS была портирована для Linux. В 1998 году для систем Amiga была разработана файловая система Smart File System (SFS), которая впоследствии выпускалась под лицензией GNU Lesser General Public License (LGPL) и получила поддержку в Linux 2005 году. Наибольшее распространение получила файловая система ext3fs (от англ. third extended file system ), которая является расширением системы ext2 с добавлением журналирования. Поддержка ext3fs появилась в Linux в 2001 году. И наконец, получившая широкое распространение журналируемая файловая система ReiserFS открыла много новых путей и возможностей для развития. Однако развитие этой системы замедлилось в связи с юридическими проблемами ее автора.

Разновидности журналирования

Все журналируемые файловые системы ведут журнал для буферизации изменений файловой системы (который также нужен для аварийного восстановления), однако существуют различные стратегии того, что и когда заносить в журнал. Существует три наиболее распространенные стратегии - режим обратной записи, режим упорядочивания и режим данных.

В режиме обратной записи журналированию подвергаются только метаданные, а блоки с данными записываются непосредственно на диск. Это способствует нерушимости структуры файловой системы и защищает от повреждений, однако повреждение самих данных все же возможно (например, если крах системы наступает после записи метаданных в журнал, но до записи блока с данными). Решить указанную проблему позволяет режим упорядочивания . В этом режиме в журнал заносятся также только метаданные, но сами данные записываются до журналирования метаданных. Этим гарантируется согласованность данных файловой системы после восстановления. И наконец, возможно журналирование в режиме данных , при котором в журнал заносятся как метаданные, так и сами данные. Этот режим обладает наивысшим уровнем устойчивости к повреждению и потере данных, но имеет недостаток в виде низкой производительности, поскольку все данные записываются дважды (сначала в журнал, потом на диск).

Правила применения изменений, зафиксированных в журнале, также могут быть разными в разных подходах. Например, когда следует применять изменения? Когда журнал полон? Или когда истекает некий таймаут?

Журналируемые файловые системы сегодня

На сегодняшний день активно используется несколько журналируемых файловых систем, каждая из которых имеет свои преимущества и недостатки. Ниже представлена четверка самых популярных журналируемых файловых систем.

JFS2

JFS2 (также известная как улучшенная журналируемая файловая система ) является первой журналируемой файловой системой и долгое время применялась в ОС IBM AIX®, прежде чем была перенесена в Linux. JFS2 - это 64-разрядная файловая система, которая, имея корни оригинальной JFS, была заметно усовершенствована в плане масштабируемости и поддержки многопроцессорных архитектур.

JFS2 поддерживает упорядоченное журналирование, обладает высокой производительностью и временем восстановления менее секунды. Для повышения быстродействия в ней применяется метод размещения файлов на основе экстентов. Размещение на основе экстентов означает размещение файла в виде нескольких непрерывных участков, а не множества одинаковых блоков. Благодаря непрерывности, эти участки обеспечивают более быстрое чтение и запись. Дополнительное преимущество экстентов - меньшие расходы на работу с метаданными. При размещении файла блоками записи подлежат метаданные каждого блока. Если используются экстенты, то изменяются метаданные для экстентов, которые обычно состоят из нескольких блоков.

JFS2 также использует B+-деревья как для эффективного поиска по каталогам, так и для управления дескрипторами экстентов. JFS2 не имеет собственной политики переноса изменений на диск, - вместо этого она основывается на таймауте демона kupdate.

XFS

XFS - еще одна из ранних журналируемых файловых систем, первоначально разработанная Silicon Graphics в 1995 году для ОС IRIX. В 2001 году XFS была реализована в Linux, уже будучи на тот момент продуманной и надежной файловой системой.

XFS использует полноценную 64-разрядную адресацию и обеспечивает очень высокую производительность за счет применения B+-деревьев для размещения каталогов и файлов. XFS хранит данные в виде экстентов, поддерживая переменный размер экстентов (от 512 байт до 64 килобайт). Наряду с экстентами в XFS применяется отложенное размещение, при котором размещение блоков задерживается до тех пор, пока не наступит время их записи на диск. Такая особенность повышает вероятность заполнения подряд нескольких дисковых блоков, поскольку на момент записи будет известно их количество.

Другие интересные свойства XFS - это гарантированная скорость ввода/вывода, когда пользователям файловой системы выделяется резерв пропускной способности для операций ввода/вывода, и прямой ввод/вывод, при котором данные копируются напрямую между диском и буфером приложения (вместо того чтобы проходить несколько буферов). Журналирование в XFS ведется методом обратной записи.

Третья расширенная файловая система (ext3fs)

Третья расширенная файловая система (ext3fs) - наиболее популярная журналируемая файловая система, возникшая как эволюция известной файловой системы ext2. На самом деле она совместима с ext2, так как оперирует идентичными структурами, но с добавлением журнала. Более того, возможно смонтировать раздел ext3 как ext2 либо преобразовать ext2 в ext3, используя утилиту tune2fs .

В ext3fs поддерживаются все три стратегии журналирования (обратная запись, упорядочивание и режим данных), однако по умолчанию используется режим упорядочивания. Политику переноса данных журнала на диск можно настраивать, но изначально она такова, что перенос происходит либо по заполнении 1/4 журнала, либо по истечении одного из таймеров переноса.

Один из главных недостатков ext3fs происходит из того, что она изначально не задумывалась как именно журналируемая файловая система. Поскольку она основана на ext2fs, в ней отсутствуют многие прогрессивные нововведения, имеющиеся в других файловых системах (например, экстенты). Также она обычно показывает слабую производительность по сравнению с ReiserFs, JFS и XFS, однако меньше нагружает процессор и потребляет памяти, чем многие другие файловые системы.

ReiserFS

Что такое уплотнение хвостов?

Очень часто бывает, что файл имеет размер, меньший размера логического блока. Вместо того чтобы выделять на каждый такой файл по целому блоку, оставляя часть блока незанятой (эту часть называют хвостом ), в один блок стараются уместить несколько файлов. Такой способ дает выигрыш в 5% свободного места по сравнению с другими файловыми системами, но негативно сказывается на производительности.

Файловая система ReiserFS с самого начала создавалась как журналируемая. В 2001 году она была добавлена в главную ветку ядра 2.4 и стала первой журналируемой файловой системой, появившейся в Linux. Основной метод журналирования - упорядочивание. Поддерживается увеличение размера файловой системы "на лету". ReiserFS также поддерживает уплотнение хвостов для динамического уменьшения фрагментации, что позволяет ей обгонять по скорости ext3fs при работе с маленькими файлами.

В ReiserFS (также ее называют ReiserFS v3) применяется много современных подходов, например B+-деревья. Формат файловой системы базируется на единственном B+-дереве, что делает операции поиска особенно быстрыми и масштабируемыми. Политика переноса данных из журнала на диск зависит от размера журнала и основана на количестве блоков, требующих переноса.

Репутация ReiserFS была несколько раз подпорчена: последний раз - проблемами автора системы с законом (подробную информацию см. в разделе ).

Будущее журналируемых файловых систем

Ознакомившись с журналируемыми файловыми системами настоящего и прошлого, давайте посмотрим, что их ждет в будущем (и что не ждет).

Reiser4

После успешного внедрения ReiserFS в ядро и применения во многих дистрибутивах Linux компания Namesys (которая стоит за ReiserFS) начала работу над новой журналируемой файловой системой, Reiser4, которая была создана полностью с нуля и включает в себя множество передовых возможностей.

Улучшенное журналирование в Reiser4 достигается за счет использования блуждающих записей и отложенного размещения блоков до момента переноса данных журнала (как это было сделано в XFS). В архитектуре Reiser4 предусматривалась гибкая поддержка плагинов (например, чтобы добавить функции сжатия или шифрования), но эта идея была отвергнута Linux-сообществом, которое считало, что место этим расширенным функциям - в подсистеме виртуальной файловой системы (VFS).

После вынесения обвинения владельцу Namesys и одновременно автору ReiserFS вся коммерческая деятельность вокруг Reiser4 была приостановлена.

Четвертая расширенная файловая система

Четвертая расширенная файловая система (ext4fs) - это дальнейшее развитие ext3fs. Ext4fs была задумана как замена ext3fs, имеющая с ней прямую и обратную совместимость, но включающая в себя множество улучшений (некоторые из которых нарушают эту совместимость). На практике можно монтировать раздел ext4 как ext3 и наоборот.

Во-первых, ext4fs - это 64-разрядная файловая система с поддержкой томов огромного размера (до 1 эксабайта). Она также может использовать экстенты, но в этом случае теряется совместимость с ext3fs. Аналогично XFS и Reiser4, в ext4fs размещение блоков на диске задерживается и происходит по необходимости (что уменьшает фрагментацию). Журнал также хранит контрольные суммы содержимого для большей надежности. Вместо B+- или B*-деревьев применяется специальная разновидность B-дерева, т.н. H-дерево , что позволяет поддиректориям иметь намного больший размер (в ext3 он ограничен 32Кб).

Хотя отложенное размещение уменьшает фрагментацию, со временем файловая система большого размера все равно фрагментируется. Для решения этой проблемы была разработана утилита e4defrag, которую можно использовать для дефрагментации отдельных файлов или целой файловой системы.

Еще одно интересное отличие ext4fs от ext3fs заключается в точности временной метки файлов. В ext3 размерность временной метки - одна секунда. Ext4fs смотрит в будущее: при непрекращающемся росте скоростей процессора и интерфейсов требуется более точное измерение. Поэтому в качестве размерности времени была взята одна наносекунда.

Хотя ext4fs включена в ядро Linux в версии 2.6.19, она уже может считаться стабильной. Эта система, разработка которой продолжается, является отправной точкой для создания журналируемой файловой системой будущего в Linux.

Двигаясь дальше

Журналируемые файловые системы обеспечивают надежность и защиту от повреждения данных при крахе системы или потере питания. Помимо этого, время восстановления в таких системах намного меньше, чем в традиционных файловых системах (например таких в которых применяется fsck). Разработка новых методов журналирования основывается как на прошлом опыте, идущем от JFS и XFS, так и на поиске новых алгоритмов и структур. Не совсем ясно, как будут развиваться журналируемые файловые системы в будущем, однако их полезность очевидна, и они уже стали новым стандартом файловых систем.

Изначально стандартной файловой системой для Linux была Ext2fs. Ext2 основана на структуре i-node. I-node содержит информацию о файле и указатели на блоки данных, в которых расположен файл. Для повышения быстродействия операций ввода/вывода данные временно располагаются в оперативной памяти. Проблема возникает, если сбой происходит до того, как данные из кэша перепишутся на диск. Это вызывает несоответствие в файловой системе. Например, возникает ссылка на файл, еще не созданный на диске, или файлы были уже удалены, но их i-nodes и блоки данных остались на диске. Fsck (File system check – проверка файловой системы) – стандартная программа для устранения несоответствий. Единственный способ это сделать – просканировать весь диск, и проверить все зависимости между i-nodes, блоками данных и содержанием директорий. С увеличением объемов дисков эта процедура стала занимать огромное количество времени – серьезная проблема для серверов, которые должны работать постоянно.

Это и стало главной причиной внедрения в файловые системы технологии транзакций, взятой из баз данных, и технологии восстановления, и это привело к появлению журналируемых файловых систем.

Журналируемая файловая система – это устойчивая к сбоям файловая система, в которой целостность данных гарантирована, потому что обновления в meta-данных файлов записываются в log на диске перед любыми изменениями в структуре файловой системы. В случае сбоя журналируемая файловая система гарантирует восстановление всех потерянных данных. Самый распространенный подход – это метод журналирования или логгирования meta-данных файлов. Его суть в том, что информация о любом изменении записывается в зарезервированную область файловой системы, и только после этого совершается само изменение.

При перезагрузке компьютера, который использует журналируемую файловую систему, программа монтирования может гарантировать целостность файловой системы простой проверкой журнала на наличие ожидаемых, но не произведенных изменений и записью их в файловую систему. В большинстве случаев, системе не нужно проводить проверку целостности файловой системы, а это означает, что компьютер будет доступен для работы практически сразу после перезагрузки. Соответственно шансы потери данных в связи с проблемами в файловой системе значительно снижаются.

Linux имеет три основные журналируемые FS – это ReiserFS от Namesys, XFS от SGI, и Ext3, разработанная Stephen Tweedie, участвовавшим в создании Ext2.

Самый простой инструмент для улучшенного по сравнению с традиционными Unix-системами быстродействия – это избежание использования связанных списков или bitmaps, которые содержат в себе проблему масштабируемости и неприменимы для новых дисков с огромной вместимостью. Все новые системы используют Balanced Trees (B-Trees), или их вариацию (B+Trees).

Дерево состоит из внутренних и листовых узлов. Каждый узел (node) – это дисковый блок. Каждому объекту (файлу, каталогу) назначается уникальный ключ, аналогичный номеру inode в других файловых системах. Внутренние узлы, главным образом, состоят из ключей и указателей на узлы-потомки. Узел, который начинает дерево, известен как корень; узлы, которые сидят на конце ветви дерева иногда называются листьями.

Время поиска в B+Trees пропорционально не количеству объектов (файлов в каталоге или числа блоков на диске), а логарифму этого числа. В сбалансированном дереве все ветви (пути от корня до «листа») имеют одинаковую (или примерно одинаковую) длину.

ReiserFS базируется на B+Tree в организации объектов файловой системы. ReiserFS предоставляет только журналирование meta-данных. В случае незапланированной перезагрузки данные в блоках, используемых во время сбоя, могут быть повреждены, так что ReiserFS не гарантирует того, что после сбоя данные останутся неповрежденными.

ReiserFS также имеет ряд особенностей, нацеленных специально для улучшения работы с маленькими файлами. Одна из специальных возможностей ReiserFS – это Tail Packing. Tail – это файл, размер которого меньше, чем логический блок, или какие-то части файлов, занимающие меньше, чем один блок. Для сохранения свободного места ReiserFS использует сжатие tail-файлов, и это позволяет примерно на 5 % увеличить свободное место по сравнению с Ext2. Для увеличения скорости, ReiserFS способен хранить содержимое файлов непосредственно внутри b*tree, а не в виде указателя на дисковый блок.

XFS была создана в начале 90-х (1992–1993) фирмой Silicon Grapgics (сейчас SGI) для мультимедийных компьютеров с ОС Irix. Файловая система была ориентирована на очень большие файлы и файловые системы. 1 мая 2001 года SGI выпустила первый релиз XFS для Linux.

Для увеличения масштабируемости файловой системы XFS обширно использует B+Trees. XFS допускает хранение журнала на другом блочном устройстве.

XFS имеет такую возможность, как delayed allocation (Отложенное размещение) – вместо того, что бы выделять блоки файлу в момент его записи в кэш, XFS просто резервирует блоки в файловой системе, размещая данные в специальных виртуальных зонах (virtual extents). Когда весь файл содержится в памяти, то он обычно может быть размещен в одном куске непрерывного дискового пространства. Тем самым предотвращается фрагментация файлов.

Максимальный размер файла – 9 млн. Тбайт

В ReiserFS неожиданная перезагрузка может иметь результатом попадание в изменяемый файл фрагмента из когда-то удаленного файла. Помимо очевидной потери данных, гипотетически это может иметь более серьезные последствия. В XFS имеется гарантия, что любые «недозаписанные» блоки заполнены нулями. Так как блоки с нулевыми байтами в системных файлах игнорируются, устраняется лазейка в безопасности.

Ext3 – надстройка над Ext2. С одной стороны, она позволяет вести лог операций для более быстрого восстановления. Но эта файловая система унаследовала некоторые ограничения от Ext2 (например, она базируется на блоках и использует полный перебор при поиске файлов и директорий), и поэтому ее нельзя назвать чистой журналируемой файловой системой.

Журнал располагаться в любой другой файловой системе. Возможно иметь несколько файловых систем Ext3 с совместным журналом.

Типы журналирования поддерживаемые Ext3, которые могут быть активированы из файла /etc/fstab:

• data=journal (full data journaling mode) – все новые данные сначала пишутся в журнал и только после этого переносятся на свое постоянное место. В случае аварийного отказа журнал можно повторно перечитать, приведя данные и метаданные в непротиворечивое состояние. Самый медленный, но самый надежный.
• data=ordered – записываются изменения только метаданных файловой системы, но логически metadata и data блоки группируются в единый модуль, называемый transaction. Перед записью новых метаданных на диск, связанные data блоки записываются первыми. Этот режим установлен по умолчанию. При добавлении данных в конец файла режим data=ordered гарантированно обеспечивает целостность (как при full data journaling mode). Однако, если данные в файл пишутся поверх существующих, то есть вероятность перемешивания «оригинальных» блоков с модифицированными. Это результат того, что data=ordered не отслеживает записи, при которых новый блок ложится поверх существующего и не вызывает модификации метаданных.
• data=writeback (metadata only) – записываются только изменения метаданных файловой системы. Самый быстрый метод журналирования. Аналогичен используемому в XFS и ReiserFS.

Файловая система NTFS начала свое существование вместе с Windows NT 3.5 в 1993 году. Она умеет управлять дисками размером до нескольких сотен терабайт.

Каждый файл на томе NTFS представлен записью в специальном файле, называемом главной файловой таблицей (MFT – master file table). Первая запись этой таблицы описывает непосредственно главную файловую таблицу;

За ней следует зеркальная запись (mirror record) MFT. Если первая запись MFT разрушена, то NTFS читает вторую запись для отыскания зеркального файла MFT.

Третья запись MFT – файл регистрации (log file); содержит список шагов транзакции, используемых Log File System для восстановления файлов в случае сбоя. Семнадцатая и последующие записи главной файловой таблицы используются собственно файлами и каталогами.

Небольшие файлы и каталоги могут полностью содержаться внутри записи главной файловой таблицы. Большие каталоги организованы в B-tree, имея записи с указателями на внешние кластеры, содержащие элементы каталога, которые не могли быть записаны внутри структуры MFT.

Журналирование NTFS

В NTFS применяется журналирование логических структур, а не данных пользователя - отсюда и идет фраза, что сохранность данных не гарантируется, но, тем не менее, корректное состояние самой системы будет поддерживаться. То, что NTFS не журналирует данные файлов, приводит на практике к одному варианту потери данных - в том же гипотетическом случае записи трех мегабайт, в случае сбоя в процессе записи никогда уже не удастся установить, какая часть данных записалась, а какая осталась неизменна. Операции, которые, тем не менее, журналируются системой - это операции со структурами самой системы, то есть с файлами и каталогами: добавление файлов, переименование, перенос, создание и удаление (освобождение свободного места). Журналируются также и операции дефрагментации - то есть перемещения фрагментов файлов. Одним словом, все логические операции журналированы.

Отложенная запись и контрольные точки журналирования

Известно, что любая современная система для ускорения файловых операций вынуждена использовать кэширование, в том числе - кэширование операций записи. Так называемая отложенная запись - принцип кэширования, при котором данные, предназначенные для записи на диск, некоторое время сохраняются в КЭШе и лишь в свободное от других занятий время сохраняются физически. Отложенная запись существенно повышает эффективность дисковых операций, так как такое кэширование группирует множество операций в одну - это особенно эффективно, если запись производится в компактные участки диска. Еще один плюс отложенной записи - не мешать более нужным операциям чтения, и осуществлять запись только тогда, когда система свободна и ей не требуется доступ к диску для других нужд. Как согласовать отложенную запись с журналированием? Это довольно сложный вопрос, так как откладывание записи делает возможным потерю тех данных, которые находились в очереди на физическую запись и не успели записаться на диск до сбоя. Самое неприятное здесь даже не потеря данных, а то, что происходит рассогласование времени записи: какие-то служебные области могут быть обновлены, а какие-то смежные по смыслу - еще нет, так как их обновление могло отложится еще на пару секунд и не состоятся из-за сбоя.

NTFS справляется с этими проблемами с помощью смысловой интеграции операций отложенной записи и ведения журнала. При попытке начать журналируемую операцию в лог тут же записывается намерение - например, стереть файл. Это случается без задержек - на этом этапе отложенная запись не работает: это плата за присутствие журналирования, которой нельзя избежать. Но вот все остальные операции уже идут в задержанном режиме - то есть они могут состояться частично или не состоятся вообще. Единственная задержанная операция, работа которой несколько отличается от простой записи - запись в лог об удачном завершении предыдущих транзакций, так называемая контрольная точка. Через определенные промежутки времени - обычно через каждые несколько секунд - система в обязательном порядке сбрасывает абсолютно все задержанные операции на диск. После произведения этой операции в журнал записывается простейшая запись - контрольная точка, - которая говорит о том, что все предыдущие операции выполнены корректно на всех уровнях - как на логическом, так и на физическом.

Такой режим работы - с помощью записей и контрольных точек - с одной стороны, по прежнему гарантирует полностью корректную работу журналирования, а с другой стороны практически совершенно не приводит к замедлению работы: простановка контрольных точек производится, считай, мгновенно, а запись в журнал о начале операции соответствует по трудозатратам записи самих данных без отложенного кэширования. Реальная же запись, осуществляемая позже, в подавляющем числе случаев не мешает никаким операциям и не идет в ущерб производительности системы.