OS/2 Warp Загальна характеристика

Наприкінці 1994 року IBM випустила третю головну версію OS/2, яку назвала OS/2 Warp 3 (warp - основа). Його демонстрації і розгорнута рекламна компанія нагадували рекламну компанію 1992 року, коли була випущена OS/2 2.0. У всякому разі одне гасло було точним повторенням: у цій системі є багато переваг, які користувачі і корпорації можуть мати негайно з 32-х розрядної операційного середовища.

OS/2 Warp має добре продуманий об'єктно-орієнтований інтерфейс із застосуванням техніки drug-and-drop при виконанні операцій копіювання, видалення, печатки, а також деяких інших. Переліки властивостей об'єктів легко доступні в меню, що викликаються клацанням правої клавіші миші. Є спеціальна панель для розміщення часто використовуваних документів або прикладних програм.

До складу OS/2 Warp входить набір утиліт BonusPack, який містить IBM Works - інтегрований програмний пакет початкового рівня, і Internet Access Kit -- самий повний набір засобів для мережі Internet із всіх засобів, що поставляються в складі операційних систем, Web Browser і пошта Internet Mail. У публікаціях зустрічаються твердження, що він більш досконалий, ніж набір для доступу до Internet, реалізований у Windows 95. У лютому 1995 року IBM почала продавати пакет OS/2 Warp 3 Full Pack, який містить бібліотеки Win-OS/2. Ці бібліотеки дають можливість виконувати Windows-програми, не купуючи ліцензійних копій Microsoft Windows.

Одним із часто критикує недоліків OS/2 Warp є те, що вона не підтримує 32-х бітні додатки Windows (точніше, вона підтримує API Win32s, але не підтримує повний API Windows NT, який називається Win32 і який майже повністю підтримує Windows 95). Однак найближчим часом цей недолік не буде критичним, тому що додатків Win32 поки небагато, зате з додатками Win16 у OS/2 Warp проблем немає. IBM говорить, що вона може забезпечити підтримку додатків Win32, якщо цього побажають користувачі.

У той же час у OS/2 Warp відчувається недолік мережних функціональних можливостей. Положення повинне змінитися, тому що влітку 1995 року IBM почала продавати наступну версію OS/2 - Warp Connect, яка містить найважливіші драйвери та утиліти. До числа нових засобів входять редиректор для операційних систем NetWare 3.х і 4.1 і OS/2 LAN Server. Версія OS/2 Warp Connect працює з протоколами IPX і NetBIOS, а також з новою реалізацією протоколів TCP/IP. Цей новий комплект встановлює двоточковим підключення за протоколом PPP замість з'єднань SLIP, передбачених у базовому пакеті OS/2 Warp. Цей комплект знизить навантаження на центральний процесор і забезпечить одночасний доступ до локальної мережі та мережі Internet.

Крім того, Warp Connect надає давно очікувані в OS/2 кошти однорангової мережевий зв'язку. Відповідно до повідомлення фірми IBM, у цю версію входить велике число власних драйвером, які зможуть працювати більш ніж з 70% існуючих адаптерів Ethernet і більш ніж з 90% адаптерів Token Ring. Те ж саме програмне забезпечення дає можливість клієнту Warp Connect підключатися до серверу LAN Server 4.0.

Warp Connect містить також програму Lan Distance фірми IBM, що дозволить зробити за допомогою зв'язковий сервер з будь-яким підключеним до мережі пристроєм. На відміну від Windows 95 ОС Warp Connect не містить засобів, що підтримують вилучений доступ через комутовані телефонні мережі. Ще одним нововведенням є довідкова база даних ASK PSP на компакт-диску з інтерфейсом запитів мовою, близькою до природного англійської.

Що стосується поштових послуг, то IBM вибрала для Warp Connect пакет Lotus Notes Express, а не свій власний Ultimedia Mail/2. Notes Express дозволяє з'єднатися з будь-яким сервером Notes.

Як і інші версії Warp, Warp Connect теж буде поставлятися в двох версіях: одна без Windows-бібліотек, інша, подібно Full Pack, з бібліотеками Win-OS/2. Внутрішня організація OS/2 Warp

На малюнку 9.1 показана структура операційної системи OS/2 Warp 3.0. У OS/2 є декілька видів віртуальних машин для прикладних програм. Власні 32 - і 16-розрядні програми OS/2 виконуються на окремих віртуальних машинах в режимі витісняючої багатозадачності і можуть спілкуватися між собою за допомогою засобів DDE OS/2. Прикладні програми DOS і Win16 можуть запускатися на окремих віртуальних машинах в багатозадачному режимі. При цьому вони підтримують повноцінні зв'язки DDE і OLE 2.0 один з одним і зв'язку DDE з 32-х розрядними програмами OS/2. Крім того, можна запустити кілька програм Win16 на загальній віртуальній машині Win16, де вони працюють в режимі невитесняющей багатозадачності. Різноманітні сервісні функції API OS/2, у тому числі SOM (модель системних об'єктів), забезпечуються за допомогою системних динамічних бібліотек DLL, до яких можна звертатися без вимагають витрат часу переходів між кільцями захисту. Ядро OS/2 надає багато базові сервісні функції API, забезпечує підтримку файлової системи, управління пам'яттю, і має диспетчер апаратних переривань. У ядрі віртуальних DOS-машин (VDM-ядрі) здійснюється емуляція DOS і процесора 8086, а також управління VDM. Драйвери віртуальних пристроїв забезпечують рівень апаратної абстракції. Драйвери фізичних пристроїв прямо взаємодіють з апаратурою.

Рис. 9.1. Структура OS/2

На малюнку 9.2 зображено мережеві засоби OS/2 Warp Connect. Вони діляться на чотири рівні. Прикладний рівень включає програмні інтерфейси додатків операційної системи. Компоненти на рівні файлової системи відповідають за виконання файлових операцій. Транспортний рівень реалізує комунікаційні протоколи. Є компонента Загальна транспортна семантика (Common Transport Semantic), яка дозволяє використовувати будь-яку файлову систему (а точніше її редиректор) у поєднанні з будь-яким протоколом транспортного рівня.

Рис. 9.2. Структура мережних засобів OS/2 Warp Connect

Програмне забезпечення MAC-рівня включає драйвери мережних адаптерів і диспетчерський шар у стандарті NDIS 2.01, який дозволяє різним мережним протоколам працювати через один адаптерів, і різним адаптерам зв'язуватися через загальний протокол. Існує модуль перетворення ODI-NDIS, який дозволяє використовувати модулі транспортних протоколів, реалізовані в розрахунку на роботу з диспетчерським шаром ODI компанії Novell.

Диспетчер інстальоване файлової системи (IFS) теоретично дозволяє будь-якій прикладній програмі працювати з будь-якою файловою системою. Файлова система HPFS

HPFS - скорочена назва високопродуктивної файлової системи (high performance file system), спільно розробленої в 1989 році корпораціями IBM і Microsoft.

Ця система була розроблена, щоб подолати деякі недоліки FAT, до числа яких належать:  обмеження, що накладаються на розмір файлів і дискового простору;        обмеження довжини імені файлу;  фрагментація файлів, що приводить до зниження швидкодії системи      і зносу обладнання;  непродуктивні витрати пам'яті, викликані великими розмірами      кластерів;  схильність до втрати великої кількості даних.

Проблема непродуктивних втрат дискового простору пов'язана з тим, що місце на диску виділяється цілими блоками - кластерами. Кластер - це одиниця дискового простору, якими оперує файлова система при виділенні місця для файлу. У середньому половина виділяється кластеру для кожного бал буде витрачають на порожню. Це може бути однією з причин нераціонального використання пам'яті диска. Наприклад, при ємності диску 510 Мбайт число розміщених на ньому файлів може скласти близько 1,5 тисяч. У цьому випадку FAT призведе до втрати 6 Мбайт простору, обумовленої тільки розміром виділяється блоку. Для дуже поширених зараз дисків ємністю 850 Мбайт ситуація може виявитися ще більш критичною. На такому диску може розміститися близько 2 тисяч файлів, що спричинить за собою втрату 20 Мбайт. Для мережевих дисків ємністю в кілька гігабайт втрати сягають астрономічних цифр. Чим більше розмір розділу жорсткого диска, тим більше обсяг мінімальної неподільної області пам'яті, що виділяється файлу, тим більше втрати.

Ці втрати можна істотно скоротити впровадженням більш ефективних файлових систем. Простий перехід на HPFS, що працює в середовищі OS/2, дозволяє знову повернутися до початкового розміру виділяється блоку - 512 байт, причому для будь-яких розмірів диска. Розмір ймовірного виграшу для диска ємністю 512 Мбайт, що містить 8 000 файлів, складе близько 30 Мбайт. Цей виграш пов'язаний з тим, що на кожен файл в середньому втрачається не 4096 байт (половина розміру кластера в FAT для диска даної ємності), а всього 256 байт.

У OS/2 положення ускладнюється застосовуваним методом зберігання розширених атрибутів (extended attributes). У розділі FAT файл, що містить єдиний символ, зайняв би цілий кластер для розміщення власне файлу і ще один кластер для розширених атрибутів.

Так як розширені атрибути майже завжди мають об'єм менше 300 байт, розмір втрачається даремно дискового простору змінюється від приблизно половини кластера при використанні малих розділів до левової частки обсягу кластер при великих розділах. У сумі на кожний файл втрачається приблизно кластер.

Перехід на HPFS дозволить заощадити дисковий простір. HPFS розподіляє простір, грунтуючись на фізичних 512-байтових секторах, а не на кластерах, незалежно від розміру розділу. Система HPFS дозволяє зменшити і непродуктивні втрати, тому що в ній передбачено зберігання до 300 байт розширених атрибутів в F-вузлі файлу, без захоплення для цього додаткового сектора.

Інша проблема пов'язана з фрагментацією файлів, яка найбільш характерна для ємних дисків з великою кількістю файлів. Фрагментація істотно позначається на часі доступу до файлу. Інший негативний ефект фрагментації - підвищений знос диска. Про серйозність цієї проблеми свідчить велика кількість утиліт для дефрагментації дисків, що використовують FAT.

Файлова система HPFS забезпечує набагато більш низький рівень фрагментації. Хоча позбутися повністю від неї не вдається, зниження продуктивності, що виникає з цієї причини, майже непомітно для користувача.

Перші 16 секторів розділу HPFS складають завантажувальний блок. Ця область містить мітку диска і код початкового завантаження системи. Сектор 16, відомий під назвою суперблоки, містить багато загальної інформації про файлову систему в цілому: розмір розділу, покажчик на кореневий каталог, лічильник елементів каталогів, номер версії HPFS, дату останньої перевірки та виправлення розділу за допомогою команди CHKDSK, а також дату останнього виконання процедури дефрагментації розділу. Він також містить покажчики на список зіпсованих блоків на диску, таблицю дефектних секторів і список доступних секторів.

Сектор 17 носить назву SpareBlock (запасний блок). Він містить покажчик на список секторів, які можна використати для "гарячого" виправлення помилок, лічильник доступних секторів для "гарячого" виправлення помилок, покажчик на резерв вільних блоків, що застосовуються для управління деревами каталогів, і інформацію про мовні наборах символів. Система HPFS використовує інформацію про мовні наборах, щоб дати можливість пересилати файли, складені на різних мовах, навіть у тому випадку, коли імена файлів зберігаються унікальні для будь-якої мови символи. SpareBlock також має так званий "брудний" прапор. Цей новий прапор повідомляє операційній системі про те, чи було завершення попереднього сеансу роботи нормальним, або відбулося в результаті збою електроживлення, або файли не були закриті належним чином з якоїсь іншої причини. Якщо цей прапор виявлений під час початкового завантаження, то операційна система автоматично запускає утиліту CHKDSK, намагаючись виявити і виправити всі помилки, внесені у файлову систему з-за неправильного вимикання системи.

Рис. 9.3. Прийом збільшення доступного безперервного простору

Під час форматування розділу HPFS ділить його на смуги по 8 Мбайт кожна. Кожна смуга - її можна уявити собі як віртуальний "міні-диск" - Має окрему таблицю обсягом 2 Кбайт, в якій вказується, які сектори смуги доступні, а які зайняті. Щоб максимально збільшити протяжність безперервного простору для розміщення файлів, таблиці поперемінно розташовуються на початку і в кінці смуг (малюнок 9.3). Цей метод дозволяє файлів розміром до 16 Мбайт (мінус 4 Кбайта, що відводяться для розміщення таблиці) зберігатися в одній безперервній області.

Потім файлова система HPFS оцінює розмір каталогу й резервує необхідний простір в смузі, розташованої найближче до середини диска. Відразу ж після форматування обсяг диска в HPFS здається менше, ніж в FAT, тому що заздалегідь резервується місце для каталогів в центрі диска. Місце резервується в середині диска для того, щоб фізичні головки, що зчитують дані, ніколи не проходили більше половини ширини диска.

Той факт, що весь простір заздалегідь розподілено, також дозволяє HPFS використовувати спеціально оптимізоване програмне забезпечення для більш швидкої та ефективної роботи з каталогами. Порівняйте це з системою FAT, де машинам потрібно пройти весь шлях до початку диска і прочитати таблицю розміщення файлів, потім знайти кластер, знову пройти до початку диска, щоб визначити в FAT місцезнаходження наступного кластера, і так далі. Ця процедура стає ще більш незручною в міру наростання фрагментації. Тому ясно, що розміщення каталогів в середині диска підвищує продуктивність системи. Разом з тим, таке попередній розподіл не накладає обмежень на кількість файлів, які можуть бути розміщені на жорсткому диску. В окремих випадках, коли системі HPFS буде потрібно більше простору, ніж спочатку було відведено під каталоги, вона може виділити додатковий простір з будь-якої доступною області диска.

Число файлів у кожному блоці каталогу - змінна величина, що залежить від довжини імен файлів, що містяться в ньому. Імена файлів у HPFS можуть мати довжину до 254 символів, вони сортуються в порядку, який визначається послідовністю символів в поточної кодової сторінці системи.

Швидкість роботи збільшується також завдяки способу зберігання елементів каталогів. Система FAT послідовно переглядає кожен елемент каталогу, щоб відшукати потрібний файл. Тому в найгіршому випадку доводиться перебирати всі файли в каталозі, перш, ніж знайдеться потрібний. Але HPFS використовує для зберігання елементів каталогів структуру даних, яка називається В-деревом. Кожен елемент каталозі починається з числа, що представляє довжину елемента, що змінюється в залежності від довжини імені файлу. Потім слідують час і дата створення файлу, його розмір і атрибути (тільки для читання, архівний, прихований і системний), а також покажчик на F-вузол файлу. Кожен файл (и каталог) має F-вузол - структуру даних, що займає один сектор і містить принципово важливу інформацію про файл.

F-вузол містить вказівник на початок файлу, перші 15 символів імені файлу, додаткові тимчасові маркери останнього запису і останнього доступу, журнал, зберігає інформацію про попередні звернення до файлу, структуру розподілу, що описує розміщення файлу на диску, і перші 300 байт розширених атрибутів файлу. (Розширені атрибути рідко займають більше 300 байт, що фактично означає, що HPFS для отримання цієї інформації доводиться читати на один сектор менше, ніж FAT.) Програми LAN Server і LAN Manager фірми IBM також зберігають в F-сайті інформацію про управління користувача доступом (Access Control). Зауважте, що F-вузли зберігаються в суміжних з представляються ними файлами секторах, тому, коли файл відкривається, то чотири автоматично зчитуються в кеш сектора містять F-вузол і три перші сектора файлу.

Структура розміщення HPFS має додаткові переваги в порівнянні з FAT завдяки технічному прийому, що зветься кодуванням по довжині виконання (Run Length Encoding, RLE). Замість того, щоб визначати в таблиці кожен використовуваний сектор, HPFS зберігає покажчик на перший сектор і число послідовно розташованих використовуваних секторів. Кожна область дискового простору, що описується парою (сектор, довжина), називається екстентом. Хоча HPFS і зводить фрагментацію до мінімуму, файли все-таки можуть бути в деякій мірі фрагментованими. У таких ситуаціях пари, що описують екстенти, додаються до F-вузла файлу. Один F-вузол може зберігати до 8 екстентов, забезпечуючи достатній простір для більшості файлів.

А якщо все ж таки буде потрібно ще більший простір, то HPFS змінює структ?? ру таким чином, що F-вузол стає коренем В +-дерева секторів розміщення. В +-дерево є варіантом бінарного В-дерева. Створене як структура для більш швидкого виявлення даних в порівнянні з методом послідовного перебору, бінарне дерево складається з гілок, кожна з яких представляє вибір одного з двох можливих продовжень. Короткий дерево територіальних телефонних кодів може виглядати так, як показано на малюнку 9.4, а. Тут ліва гілка відповідає числах з меншими значеннями, ніж значення в точці розгалуження, а права - з великими. Нехай виконується пошук, наприклад, коду 513. Спочатку аналізується код у вершині дерева, оскільки 513 більше 212, то подальший пошук здійснюється по правій гілки. Тому що 513 більше 407, то знову пошук йде по правій гілки, де і знаходиться потрібний елемент даних. Для того, щоб знайти дані за допомогою цього методу, треба було виконати тільки дві порівняння, у той час як для послідовного перебору могло б знадобитися п'ять порівнянь.

Рис. 9.4. Бінарні деревоподібні структури

Ефективність бінарних дерев залежить від послідовності, в якій у них додаються нові елементи даних. Якщо, наприклад, додати код 617, то він буде слідувати за кодом 513, а якщо додати ще один код 714, то він піде за кодом 617. Тому, якщо елементи додаються в порядку зростання, то результуючий дерево стає все більш схожим на послідовну структуру (рис. 9.4, б).

Структура В-дерева була розроблена з метою запобігання цієї проблеми. Методи управління В-деревами забезпечують збалансованість дерева. Структуру на малюнку 9.4 (б) краще реорганізувати так, щоб вона прийняла вигляд, показаний на малюнку 9.4 (в). Це робить дерево більш ефективним, але призводить до додаткових витрат, тому що його балансування виконується кожен раз при додаванні або видаленні елементу, або при зміні значення елемента.

Повертаючись до методу опису фізичної структури файлу, заснованому на екстентах, слід врахувати, що багато сучасних контролери дисків можуть читати за одне звернення відразу кілька секторів. Застосована в HPFS схема значно підвищує шанси використовувати цю можливість, при цьому відбувається ще більше зменшення числа необхідних операцій взаємодії між програмою, файловою системою, драйвером дискового пристрою і фізичним диском.

HPFS має й інші оптимізують функції. Так при відкритті або створенні файлу інтелектуальний алгоритм виділяє найбільш відповідну смугу. Програмний інтерфейс для створення файлу, дозволяє програмісту повідомити операційній системі передбачуваний розмір файлу. За допомогою цієї інформації HPFS може заздалегідь вибрати для розміщення файлу смугу, що має безперервну область найбільшого розміру. Саме тому HPFS найбільш ефективно працює у великих розділах - більше число смуг надає великі можливості вибору.

Припустимо, що багатонитковою операційна система одночасно створює чотири нових файлу на диску, що використовує FAT. Так як для кожного файлу потрібен новий сектор, то він займає найближчий доступний сектор в таблиці розміщення файлів. Це призводить до значної фрагментації, так як кластери між файлами розподіляються упереміж. HPFS виділила б кожному з чотирьох файлів окрему смугу, щоб їх вміст залишалося безперервним.

Як уже згадувалося, при відкритті файлу F-вузол і перші три сектори зчитуються і поміщаються в кеш. Якщо відкривається файл - виконуваний або якщо з даними журналу доступу до файлів в F-вузлі видно, що файл після відкриття часто читається цілком, то багато секторів будуть заздалегідь автоматично прочитані і поміщені в кеш.

Операції запису в кеш здійснюються особливим чином, який називається "ледачою" записом. Коли програма посилає команду записи, HPFS поміщає дані в кеш і негайно повідомляє програмі, що операція виконана, і тільки потім у фоновому режимі дані переміщаються з оперативної пам'яті на пристрій. Це виключає тривалу затримку, яка супроводжує справжню операцію запису даних на пристрій вводу-виводу. Однак при цьому існує ризик порушення цілісності даних. Наприклад, вже після того, як програма отримала від ОС повідомлення про успішне завершення операції вводу-виводу, при спробі записати дані з кешу на диск драйвер цього пристрою може повідомити про звернення до диска. У цьому випадку дуже корисним є список блоків "гарячого" виправлення.

Якщо спроба запису на диск не вдається, то HPFS відшукує в SpareBlock блок, який можна використовувати для "гарячого" виправлення. Дані записуються в область "гарячого" виправлення, а таблиці несправних блоків оновлюються, вказуючи зіпсований сектор і блок. HPFS буде автоматично перенаправляти запити читання за новою адресою. Під час чергового виконання утиліти CHKDSK файл буде скопійований в нове місце, де він може зберігатися в безперервній області. При зверненні до нього немає необхідності переходити до блоку "гарячого" виправлення і назад. Блок буде звільнений для застосування у разі виникнення іншої подібної проблеми. Таким чином, проблема вирішується автоматично без участі користувача.

Для підвищення ефективності система HPFS також надає багаторівневі кеші. Наприклад, вона зберігає в кеші підкаталоги, а також повне складене ім'я, записавши в пам'яті контрольну суму, однозначно визначає шлях до файлу. Тому при зверненні до файлу, розташованому в глибоко вкладеному каталозі, швидше за все буде можливий швидкий доступ відразу в потрібний каталог без пошуку по дереву каталогів.

HPFS має підвищену вимогливого в порівнянні з FAT. Якщо на диску з FAT виявилася стертою таблиця розподілу файлів, то швидше за все виявляться втраченими всі дані, які знаходяться поза кореневого каталогу. У системі HPFS замість таблиці розміщення файлів застосовується бітовий масив, який містить прапор, позначають використовуються сектори. Якщо область бітового масиву буде зруйнована, користувач цього не помітить, навіть якщо це трапиться під час роботи системи. F-вузол файлу також містить інформацію про розміщення кожного файлу. Тому область бітового масиву може бути відновлена після пошуку цієї інформації в F-вузлах. Користувач не побачить навіть попередження - пошук виконується автоматично. Цей процес може бути запущений і за допомогою утиліти CHKDSK, яка порівнює бітовий масив з інформацією для файлу про належні йому секторах. Якщо при читанні бітового масиву виявляється помилка, то створюється новий бітовий масив.

У системі FAT при псуванні каталогів губляться покажчики на початок ланцюжки кластерів кожного файлу. Можна поєднати окремі кластери в файл, але багато чого доведеться робити в ручну. Так як утиліти, подібні CHKDSK, не знають імені файлів, то для того, щоб відновити їх старі імена, доведеться завантажувати файли в текстовий редактор і намагатися визначити, що вони з себе представляють.

При роботі з HPFS у разі втрати каталозі в кожного файлу з цього каталогу втрачається лише дата останньої операції запису у файл і інших змін, дата створення та довге ім'я файлу (символи, наступні за першими п'ятнадцятьма). Елемент каталогу - це всього лише вказівник на F-вузол. У F-вузлі зберігаються перший 15 символів імені файлу (плюс інформація про те, чи були в імені файлу інші символи, крім перших 15) та інша інформація, потрібна для доступу до файлу. Утиліти відновлення можуть згодом знайти в F-сайті відомості про той чи інший файлі. Ця надмірність, що забезпечується каталогом і F-вузлами, значно збільшує шанси на відновлення даних. CHKDSK в даний час - єдина утиліта відновлення, що поставляється з OS/2, яка, на жаль, поки не використовує всю наявну інформацію.

HPFS не накладає обмежень на максимальний розмір файлу, але OS/2 в даний час встановлює межу в 2 Гб на один файл. Мета HPFS -- доведення розміру розділу до 2 Тбайт, але сьогодні є обмеження в 64 Гбайт, оскільки деякі частини системи HPFS до цих пір залишаються 16-розрядними.