Windows - Hochschule Fulda

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Betriebssysteme
Folie 4 - 1
4 Datenträger/Dateiverwaltung
•
Dateien
−
enthalten logisch zusammengehörende Daten
−
werden auf einem Datenträger permanent gespeichert
−
können im Allgemeinen über einen Namen identifiziert werden
•
Dateiverzeichnis enthält Informationen zur Verwaltung von Dateien
•
Dateiverwaltung bietet Benutzer/Programmierer komfortable
Dienste
−
Speicherung der Daten auf Datenträgern
−
Realisierung von Zugriffsverfahren
♦ sequentiell
♦ indexsequentiell
♦ wahlfrei/direkt
•
−
Verwaltung belegter und freier Teile des Datenträgers
−
Gewährleistung von Sicherheit und Zugriffsschutz
Dateisystem enthält alle vom Betriebssystem in derselben Art verwalteten Dateien inklusive der erforderlichen Verwaltungsinformationen
Hochschule Fulda, Fachbereich AI, Prof. Dr. S. Groß
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 2
Entwicklung der Datenträger (Teil 1)
1725
Basile Bouchon benutzt eine Lochbandsteuerung zum Weben
dekorativer Muster
1728
Jacques deFalcon benutzt ein „Lochkartenband“ zur Steuerung
seiner Webstühle (Weiterentwicklung der Technik von Bouchon)
1805
Joseph Marie Jacquard stellt Webstühle, die durch ein Lochkartenband gesteuert werden, industriell her
1833
Analytical Engine von Charles Babbage
(Konzept benutzt Lochkartenbänder zur Zahlen- und Programmeingabe. Augusta Ada Byron,
Countess of Lovelace erstellt auf diesem Konzept als erste Programmiererin ein Programm zur
Berechnung der Bernoullizahlen.)
1841
Sir Charles Wheatstone erfindet den Lochstreifen (paper tape)
(2 Spuren, Einsatz in der Telegrafie. Wurde später für Computer auf 5, 6, 7 oder 8 Spuren
erweitert. Die Z3 von Konrad Zuse (der erste programmgesteuerte Rechner, 1941) benutzt z. B.
einen 8-Spur Kinofilmlochstreifen.)
1886
Herman Hollerith baut Hollerithmaschine (tabulating machine) und
„erfindet“ Lochkarte (punched card) als Datenträger
(Im Jahr 1890 werden Lochkarten erstmalig zur Datenverarbeitung der 11. Volkszählung in
Amerika eingesetzt. Hollerith verwendet runde Löcher. Die IBM-Lochkarte für Computer
benutzt eckige Löcher und hat 12 Zeilen zu je 80 Spalten.)
1946
Magnettrommelspeicher (magnetic drum)
(1950 liefert Engineering Research Associates den ersten kommerziell gebauten Rechner mit
Trommelspeicher (ERA 1101) aus; Speicherkapazität: 16.384 Wörter zu je 24 Bits)
1953
IBM 726: erste kommerziell erfolgreiche Magnetbandstation
1956
IBM 350: erste Festplatte
(wurde mit dem Rechner 305 RAMAC ausgeliefert und konnte auf 50 Plattenscheiben 5 MB
speichern. Die Plattenscheiben hatten einen Durchmesser von 24".)
1963
IBM 1311: erste Wechselplatte (sechs 14"-Plattenscheiben, ca. 2 MB)
1970
IBM: erste 8"-Floppy (ca. 80 KB, später 180 KB und 360 KB)
1973
IBM 3340: erste „Winchester“-Festplatte (2-mal 30 MB)
1976
Shugart: erste 5,25"-Floppy (Kapazität: 160 KB (z. B. im IBM PC, 1981), später
360 KB (z. B. im IBM XT, 1983) und 1,2 MB (z. B. ab IBM AT, 1984))
1980
Seagate ST-506: erste 5,25"-Festplatte (vier Plattenscheiben, 5 MB)
1981
Sony: erste 3,5"-Floppy (Kapazität: ???, später 720 KB und 1,44 MB)
1983
Rodtime RO-352: erste 3,5"-Festplatte (ca. 20 MB)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 3
1984
IBM: erste 1/2"-Bandkassette (Anfang vom Ende der bisherigen Bandgeräte)
1984
Toshiba stellt „Flash Memory“ vor (ersetzt später EEPROM und ist Basis für
Speicherkarten (z. B. Compact Flash) und USB-Sticks)
1985
erste CD-ROM-Laufwerke für PCs (z. B. Hitachi CDR-1502-S)
1987
Redundant Arrays of Inexpensive Disks (RAID, „inexpensive“
wurde später durch „independent“ ersetzt)
1988
Conner CP3022: erste 1"-hohe 3,5"-Festplatte (ca. 21 MB)
1988
PrairieTek: erste 2,5"-Festplatte (Prairietek 220, 20 MB)
1988
Gigatape: 1,2 GB Magnetbandkassette
1990
Kodak: Foto-CD
1991
IBM: erste 3,5"-Festplatte mit 1 GB Kapazität
1993
Seagate ST-12550 Barracuda 2: erste Festplatte mit 7.200
Umdrehungen/Minute (zehn 3,5"-Plattenscheiben, 2 GB)
1994
Syquest: 3,5"-Wechselplatte, (SQ-3270, 270 MB)
1994
„Compact Flash“-Speicherkarte
1997
Seagate ST-19101 Cheetah 9: erste Festplatte mit 10.000
Umdrehungen/Minute (acht 3,5"-Plattenscheiben, 9 GB)
1997
erste DVD-Laufwerke für PCs (z. B. Hitachi GF-1000, Hitachi GD-2000)
1998
M-Systems, Netac und Trek 2000 stellen fast zeitgleich „USB Flash
Drive“ vor
1999
IBM Microdrive: erste 1"-Festplatte (340 MB; Juni 2000: 1 GB)
2000
Seagate ST-318451 Cheetah X15: erste Festplatte mit 15.000
Umdrehungen/Minute (drei 2,5"-Plattenscheiben, 18 GB)
2001
erste kombinierte DVD/CDRW-Laufwerke für PCs
2002
erste Festplatten mit „Serial ATA“-Schnittstelle (z. B. Seagate ST3160023AS)
2002
erste mehrsprachige DVD-Brenner (z. B. Hitachi GMA-4020B)
2005
erste Festplatten mit „perpendicular recording“ (z. B. Seagate ST9160821A, 2,5"-Plattenscheiben, 160 GB)
2006
erste Blu-ray-Disc-Brenner und HD-DVD-Brenner (z. B. BenQ BW1000,
Plextor PX-B900A, Toshiba SD-L902A)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 4
2007
erste Hybrid-Festplatten (z. B. Samsung HM16HJI, 160 GB und 256 MB FlashSpeicher)
2008
•
•
Blu-ray-Disc hat sich gegen HD-DVD durchgesetzt und wird Nachfolger der DVD
rasante Kapazitätssteigerung bei 1"- bis 5,25"-Festplatten
−
1980:
5 MB (Seagate ST-506)
−
1993:
2 GB (Seagate Barracuda 2, ST-12550)
−
1998: 46 GB (Seagate Elite 47, ST-446452W)
−
1999: 1"-Festplatte mit 340 MB Kapazität (IBM Microdrive)
−
2002: 200 GB (Western Digital Caviar, WD2000BB)
−
2006: 1"-Festplatte mit 12 GB Kapazität (Cornice Dragon)
−
2006: 750 GB (Seagate ST-3750640AS, „perpendicular recording“)
−
2007: 1 TB (Hitachi Deskstar 7K1000)
−
2009: 2 TB (Western Digital WD20EADS oder WD2002FYPS)
−
2010: 3 TB (Western Digital WD30EZRSDTL, Hitachi Deskstar 7K3000)
Entwicklung der Solid-state Storage Devices (SSD)
−
1982: 64-256 MB (SSD für Cray X-MP; 1,76-3,28 Millionen Dollar)
−
2000: 8 MB USB-Stick (M-Systems DiskOnKey, IBM USB Flash Drive)
−
2008: 1,6 TB (BitMicro Altima E3S320, vermutlich erstes SSD mit mehr als
einem Terabyte Kapzität im 3,5"-Festplattenlaufwerkformat)
−
2009: 256 GB USB-Stick (Kingston Datatraveller DT300)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 5
Problem: die einzelnen Geräte besitzen im Allgemeinen völlig
unterschiedliche Geräteparameter
(z. B. unterschiedlich viele Oberflächen, Spuren pro Oberfläche, Sektoren pro Spur oder
Blockgrößen)
⇒ Dateiverwaltung müsste spezifisch für Datenträger erfolgen
•
Beispiel: 3,5"-Disketten
1) Double-density: 720 KB
2 Köpfe, 80 Spuren pro Kopf, 9 Sektoren pro Spur
2) High-density: 1.440 KB
2 Köpfe, 80 Spuren pro Kopf, 18 Sektoren pro Spur
•
Lösung des Problems:
−
Dateiverwaltung sieht nur eine Folge von logischen Blöcken
−
logischer Block kann aus mehreren zusammenhängenden Sektoren bestehen
(Beispiel: bei einer Blockgröße von 2 KB (vier Sektoren) besitzt die 720 KB Diskette
360 Blöcke und die 1,4 MB Diskette 720 Blöcke; bei Disketten entspricht ein logischer Block allerdings im Allgemeinen immer einem Sektor, damit genügend viele
Blöcke zur Verfügung stehen)
−
Blocknummern werden vom sogenannten Gerätetreiber in
gerätespezifische Angaben umgesetzt
(z. B. in Zylinder/Kopf/Sektor-Werte oder logische Blockadressen bei Festplatten)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 6
Betriebssystem und Anwendungsprogramm sehen Datei verschieden
−
aus der Sicht des Programms besteht eine Datei aus einer Folge
von Datensätzen oder Zeichen
−
für das Betriebssystem ist die Strukturierung der Datei auf
Programmebene ohne Bedeutung
−
Betriebssystem teilt die Datei in eine Folge aufeinander folgender Blöcke ein (virtuelle Blöcke)
−
Dateiverwaltung bildet virtuelle Blöcke der Datei auf logische
Blöcke des Datenträgers ab
(virtuelle und logische Blöcke werden im Allgemeinen gleich groß gewählt)
buffer in application
record 0 record 1 record 2 record 3
block 0
block 1
block 2
...
...
block 0
...
...
file (application view)
...
...
file (operating system view:
virtual block or cluster numbers)
...
...
...
...
block h
...
...
block k
buffer cache in operating system
...
...
block n
file (operating system view:
logical block or cluster numbers)
devices (operating system view:
device dependent parameters,
e. g., (cylinder, track, sector) or
"logical block address" for a disk)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 7
die Größe eines Datensatzes im Programm entspricht normalerweise
nicht der Blockgröße des Betriebssystems
(kann kleiner oder größer als Block sein)
⇒ das Betriebssystem speichert z. B. Blöcke zuerst in einem
Systempuffer, aus dem es den gewünschten Datensatz in den
Puffer des Programms kopiert
(falls der gewünschte Datensatz über virtuelle Blockgrenzen hinausgeht, muss das
Betriebssystem mehrere logische Blöcke anfordern)
⇒ das Betriebssystem speichert Datensätze des Programms zuerst
in Systempuffern, bevor sie auf den Datenträger geschrieben
werden
(die Systempuffer minimieren den zeitaufwendigen Datenaustausch mit dem peripheren Speicher, so dass ein Prozess in den meisten Fällen nicht blockiert werden muss,
sondern seine Daten sofort aus dem internen Puffer erhält bzw. in diesen schreiben
kann)
•
logische Blöcke eines Datenträgers sind nach einiger Zeit mehr oder
weniger zufällig belegt oder frei, so dass eine große Datei im
Allgemeinen nicht zusammenhängend gespeichert werden kann
•
Datenaustausch mit Datenträger erfolgt bei einer Festplatte z. B.
durch
−
Angabe der Zylinder/Kopf/Sektornummer (CHS-Notation) oder
der logischen Sektornummer (LBA-Notation) des 1. Sektors des
logischen Blocks
−
Anzahl der zu übertragenden Sektoren/Blöcke
Betriebssysteme
Folie 4 - 8
4.1 Festplatten/RAID-Systeme/LVM/NAS/SAN
•
Aufbau einer Festplatte
sector
track
actuator
axis
cylinder
head arm
spindle
platter
read/write
head
•
relevante Zeiten für Datenzugriff
−
Kopfpositionierzeit (seek time)
−
Drehwartezeit (Latenzzeit, latency time)
−
Zugriffszeit (access time = seek time + latency time)
−
Übertragungszeit (transfer time)
seek time
transfer
time
read/write head
latency time
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 9
Parameter einiger Festplatten
Seagate
ST-4026
Seagate
Marathon
4030sl
Seagate
Elite 47
Seagate
Barracuda
180
Seagate
Cheetah 18
(ca. 1983/84)
(ST-94030AG,
1998)
(ST-446452W,
1998)
(ST1181677LCV
2001)
(ST-118202LC,
1998)
Formfaktor (in Inch)
5,25
2,5
5,25
3,5
3,5
Schnittstelle
ST412
Ultra
ATA-2
Ultra Wide Ultra 160
SCSI
Wide SCSI
Ultra 2
SCSI
Datenübertragungsrate
extern (MB/s)
intern (Mbit/s)
0,6
?
< 33,3
< 104
< 40
< 185
< 160
< 508
< 80
< 231
Kapazität (in GB, 1 GB = 230 B) 20,4 MB
3,8
43,8
169,1
17
Anzahl Platten/Köpfe (phys.)
3/4
3/6
14/28
12/24
12/24
Geometrie
physikal.
logisch
physikal.
physikal.
physikal.
4
615
41.820
17
512
16
7.944
8.007.552
63
512
28
9.996
91.923.356
328 (avg.)
512 - 4.096
24
24.247
354.600.002
609 (avg.)
512 - 4.096
24
6.962
35.566.479
213 (avg.)
180 - 4.096
Pufferspeicher (in KB)
- read/write multiple
- read look-ahead
- multi-segmented
- adaptive
?
128
x
x
x
?
4.096
x
x
x
x
16.384
x
x
x
x
1.024
x
x
x
x
Umdrehungen pro Minute
3.600
4.508
5.357
7.200
10.025
Umdrehungsdauer (in ms)
16,67
13,31
11,20
8,33
5,99
Kopfpositionierzeiten (in ms)
- Spur-zu-Spur
- erste-letzte-Spur
- mittlere Positionierzeit
8
?
40
3
24
12
1,3
28,2
13,2
0,8
16
7,4
0,8
12,2
6
6,65
5,6
4,17
2,99
0,211
0,034
0,013
0,028
- Anzahl Schreib-/Leseköpfe
- Anzahl Zylinder
- Anzahl Sektoren (phys.)
- Anzahl Sektoren (pro Spur)
- Sektorgröße (in Byte)
mittlere Drehwartezeit (in ms) 8,34
mittlere Übertragungszeit
eines Sektors (in ms)
0,981
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 10
unterschiedliche Kapazitätsangaben in Datenblättern (teilweise gemischt)
−
formatierte/unformatierte Kapazität
−
Kapazitätsangabe in 10-er oder 2-er Potenzen
−
mittlere Anzahl Sektoren/Spur für (un)formatierte Platte
−
Beispiel: Seagate Barracuda 180 (354.600.002 Sektoren)
formatiert
unformatiert
Kapazität in 10-er Potenz
181,6 GB
241,9 GB
Kapazität in 2-er Potenz
169,1 GB
225,3 GB
609
793
mittlere Anzahl Sektoren/Spur
⇒ Angaben sind teilweise widersprüchlich
(z. B. wird für die Seagate Barracuda 180 als Kapazität 181,6 GB und als mittlere
Anzahl Sektoren/Spur 793 angegeben (was zur unformatierten Kapazität passt, die
weiter vorne im Handbuch angegeben ist))
⇒ Vergleich der Festplatten wird erschwert
•
Datenübertragungsrate
−
intern: Transport der Daten von der Plattenoberfläche in Puffer
♦ abhängig von Umdrehungsgeschwindigkeit und Spurkapazität (außen höhere Übertragungsrate als innen)
♦ bestes Maß für Leistungsfähigkeit der Festplatte
−
extern: Transport der Daten aus Pufferspeicher in Hauptspeicher
♦ abhängig von der Schnittstelle (ATA, SCSI, SATA, ...)
♦ gibt die maximal mögliche Übertragungsrate an
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 11
Pufferspeicher
−
je größer desto besser
(im Allgemeinen weniger Zugriffe auf die Plattenoberflächen)
−
read look-ahead
♦ wenn ein Block benötigt wird, werden mit hoher Wahrscheinlichkeit auch die nächsten Blöcke gebraucht
(sequentielle Verarbeitung)
♦ u. U. werden Daten gelesen, die nicht gebraucht werden
♦ Güte des Algorithmus wird durch Trefferrate bestimmt
−
multi-segmented
♦ teilt den Pufferspeicher in Segmente für unabhängige
Aufträge ein
(die Seagate Barracuda 180 kann bis zu 64 Segmente verwalten)
♦ für jedes Segment kann read look-ahead benutzt werden
♦ bessere Nutzung großer Pufferspeicher
−
adaptive
♦ adaptive segmentation: Anzahl der Segmente im Pufferspeicher wird dynamisch verwaltet
♦ adaptive algorithm: Ersetzungsstrategie für Segmente
(Wenn es für einen neuen Auftrag noch keine Daten im Pufferspeicher gibt, müssen die Daten in einem Segment überschrieben werden. Der Algorithmus wählt
z. B. das Segment aus, dessen Daten am wenigsten benutzt worden sind.)
⇒ Implementierung des Pufferspeichers hat großen Einfluss auf
Leistungsfähigkeit
⇒ Festplatten mit i. w. identischen Parametern, können sich in der
Leistung erheblich unterscheiden
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 12
Verarbeitung mehrerer Kommandos
(Multiple Command Queueing and Reordering)
−
erhöht die Leistungsfähigkeit
(die Seagate Barracuda 180 kann bis zu 64 Kommandos gleichzeitig bearbeiten)
−
•
•
•
Zugriffe auf die Plattenoberflächen können optimiert werden
Umdrehungsgeschwindigkeit
−
bestimmt die Drehwartezeit und Übertragungszeit für Blöcke
−
sehr wichtig für Audio/Video-Dateien, sehr große Dateien, ...
Kopfpositionierzeiten
−
Zeiten für Sektor lesen sind kürzer als Zeiten für Sektor
schreiben
−
in der obigen Tabelle sind die Zeiten für Sektor lesen angegeben
Sektorgröße
−
einige Festplatten können mit unterschiedlichen Sektorgrößen
formatiert werden
(spezielles Programm zur Low-Level-Formatierung erforderlich; der Hersteller
formatiert die Festplatten im Allgemeinen immer mit 512 Byte großen Sektoren)
−
Sektorgröße hat Einfluss auf die Kapazität der Festplatte
(größere Sektoren resultieren im Allgemeinen in einer höheren Kapazität, da die
Verwaltungsinformation pro Sektor nur geringfügig steigt; das National Storage
Industry Consortium hat im Jahr 2000 im Artikel Large Block Size for Disk Drives
beschrieben, dass die Sektorgröße mittelfristig auf 4 KB und langfristig sogar auf
größere Werte steigen muss)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 13
einige Kapazitätsbarrieren für Festplatten in der PC-Welt
−
FAT12-Grenze: 212 * 4 KB = 16 MB
(ca. 1982/83; FAT12 wird heute (2007) immer noch bei allen Microsoft-Betriebssystemen für Disketten und DOS-Partitionen bis 16 MB eingesetzt; Windows 2000 unterstützt auch Blockgrößen von 8 KB; das Dateisystem kann dann aber von älteren
Betriebssystemen (einschließlich Windows 98/ME) nicht benutzt werden)
−
Grenze durch inkompatible Schnittstellen: 512 MB
(ca. 1991/92; physikalische Adressierung der Festplatte, CHS-Notation (cylinderhead-sector); exakt liegt die Grenze bei 504 MB, da jede Spur nur 63 Sektoren
enthalten kann (siehe unten))
Standard
max. Anzahl max. Anzahl max. Anzahl
max.
Zylinder
Köpfe
Sektoren/Spur Kapazität
IDE/ATA
210
216
28
24
26
28
128 GB
Kombination
210
24
26
512 MB
BIOS INT 13h
8 GB
(IDE: Integrated Device Electronics, ATA: Advanced Technology Attachment storage interface)
Lösung: logische Plattengeometrie und Umrechnung
(BIOS INT 13h extensions; wurde auch durch „neue“ Festplatten mit unterschiedlicher
Anzahl Sektoren/Spur in verschiedenen Zylinderbereichen erforderlich (siehe weiter
unten); ECHS-Notation (extended CHS); aus historischen Gründen werden Zylinder
und Spuren ab 0 und Sektoren ab 1 (max. 2^n – 1 Sektoren/Spur) gezählt)
Zylinder Köpfe Sektoren/Spur Kapazität
„IDE/ATA“-Grenze
65.536
16
255
127,5 GB
7.944
16
63
3,8 GB
BIOS-Umrechnungsfaktor
/8
*8
umgerechnete Geometrie
993
128
63
3,8 GB
„BIOS INT 13h“- Grenze
1.024
256
63
7,875 GB
logische Plattengeometrie
(Seagate Marathon 4030sl)
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 14
FAT16-Grenze: 216 * 32 KB = 2 GB
(ca. 1993/94; Windows NT/2000/XP unterstützen auch 64 KB Blockgrößen; das
Dateisystem kann dann aber von anderen Betriebssystemen (einschließlich Windows
98/ME) nicht benutzt werden)
−
„BIOS INT 13h“-Grenze: 8 GB
(ca. 1997)
Lösung: logical block addressing (LBA)
(BIOS INT 13h extensions; Sektoren werden nicht mehr über die 24-Bit großen CHSWerte angesprochen, sondern direkt über 64-Bit Sektornummern, d. h., die Plattengröße wird nur über die Anzahl der physikalischen Sektoren definiert; entspricht der
Adressierung bei SCSI-Festplatten (SCSI: Small Computer System Interface); große
Festplatten melden im Allgemeinen immer C/H/S = 16.383/16/63, so dass bei alter
BIOS-Software nur die ersten 8 GB sichtbar sind; Linux kann ab Version 2.0.34
(06/1998) Festplatten über 8 GB vollständig nutzen und Solaris ab Version 7 für
Sparc- bzw. Version 8 für Intel-Prozessoren)
−
FAT32-Grenze: 32 GB (theoretisch wären 228 * 32 KB = 8 TB möglich)
(ca. 1998; die höherwertigen vier Bits sind reserviert, so dass nur 28 Bits für Blockadressen zur Verfügung stehen; FAT32 wird von Windows 95 OSR2, Windows
98/ME/2000/XP/... unterstützt; Partitionen mit mehr als 32 GB Kapazität können von
Windows 2000/XP nicht mit FAT32 formatiert werden; Windows 2000/XP können
solche Partitionen benutzen, wenn sie von anderen Betriebssystemen formatiert
worden sind)
−
vor Linux v2.2.14 (01/2000) und Solaris 8 Rel. 10/2000: 32 GB
(Die Anzahl der Zylinder wurde bei Linux im Betriebssystemkern als short int gespeichert. Die Festplatte IBM Deskstar Modell DTLA-305040 meldet z. B. C/H/S =
16.383/16/63 und 80.418.240 physikalische Sektoren (ca. 38 GB). Linux hätte
80.418.240/(16 * 63) = 79.780 Zylinder für die Platte berechnet. Da der Wert als short
int gespeichert wird, gehen die höherwertigen Bits verloren, so dass alte Linux-Versionen nur eine Festplatte mit 14.244 Zylindern, 16 Köpfen und 63 Sektoren/Spur (6,8
GB) erkennen.)
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 15
„IDE/ATA“-Grenze: 128 GB (ca. 2001/2002)
Lösung: - ATA/ATAPI-6-Schnittstelle oder neuer
- SCSI-Festplatten anstelle von IDE/ATA-Festplatten
(ATAPI: ATA Packet Interface; Erweiterung der 28-Bit Adressierung auf 48-Bit
Adressen (144 Peta Bytes); kann bis zu 65.536 Sektoren (32 MB) pro Kommando
übertragen (vorher max. 256 Sektoren); Ultra DMA/100-Übertragungsmodus (100
MByte/s); wird auch „137 GB“-Grenze genannt, wenn 1 GB mit 109 Bytes benutzt
wird; Linux kann erst seit Version 2.5.3 (01/2002) IDE/ATA-Festplatten über 128 GB
vollständig nutzen)
−
nächste Grenze: 2 TB
(alle 32-Bit Betriebssysteme können bei 512-Byte Sektoren maximal 232 * 512 Byte =
2 TB adressieren)
⇒ Lösungen erforder(te)n Änderungen im BIOS und im Betriebssystem
Betriebssysteme
Folie 4 - 16
Aufgabe 4-1:
Welche Zeiten müssen beim Lesen/Schreiben eines Datenblocks von/auf
einer/eine Festplatte berücksichtigt werden?
Aufgabe 4-2:
Gegeben sei eine Festplatte mit folgenden Eigenschaften: Umdrehungsgeschwindigkeit: 3.600 U/min, mittlere Kopfpositionierzeit: 8 ms, logische Blockgröße: 8 Sektoren, mittlere Anzahl Sektoren/Spur: 640.
a) Wie lange dauert die Übertragung eines Datenblocks im Mittel?
b) Welche Änderung ergibt sich, wenn die Umdrehungsgeschwindigkeit der Festplatte 10.000 U/min beträgt?
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 17
wie wurden Kapazitätssteigerungen erreicht ?
a)
b)
c)
d)
a) Festplatten hatten zuerst wenige Spuren und Sektoren/Spur
(die Adressierung erfolgte mit den physikalischen Zylinder/Kopf/Sektor-Nummern)
b) zuerst wurde die Kapazität durch mehr Spuren/Köpfe gesteigert
(die Adressierung erfolgte mit den physikalischen Zylinder/Kopf/Sektor-Nummern)
c) dann wurde die Anzahl der Sektoren/Spur erhöht
(die Adressierung erfolgte relativ schnell mit logischen Zylinder/Kopf/SektorNummern, da die physikalischen Nummern für die Datenstrukturen des BasicInput/Output-Systems (BIOS) bzw. des Betriebssystems zu groß waren)
d) schließlich wurden in verschiedenen Bändern/Zonen unterschiedlich vielen Sektoren/Spur benutzt (zoned bit recording)
(die Adressierung erfolgte mit logischen Zylinder/Kopf/Sektor-Nummern bzw. später
mit logischen Blockadressen (LBA), da die Struktur der Festplatte extern nicht mehr
sichtbar war; im obigen Beispiel hat die innere Zone der Festplatte 10 Sektoren/Spur
und die äußere 20 Sektoren/Spur; bei PC’s sind logische Blockadressen zwingend bei
Festplatten mit Kapazitäten größer als 8 GB erforderlich)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 18
Beispiele
Zylinder Köpfe Sektoren/
Spur
Modell
Seagate ST-506
Seagate ST-412
Seagate ST-4096
Seagate ST-4144R
Seagate ST-2274A *
153
306
1024
1024
1747
4
4
9
9
5
17
17
17
26
54
Kapazität
5,1 MB
10,1 MB
76,5 MB
117,0 MB
230,3 MB
* mögliche logische Geometrie: CHS = 873/10/54 ⇒ 230,2 MB
Zylinderbereiche der IBM Deskstar 40GV & 75GXP
(Modell DTLA-307xxx, Kapazitäten: 15 - 75 GB, November 2000)
physikalische Zylinder
Sektoren/Spur
0 - 1.375
1.376 - 2.831
...
25.216 - 26.319
26.320 - 27.724
702
684
...
378
351
Datenzone 0
Datenzone 1
...
Datenzone 13
Datenzone 14
•
weitere Kapazitätssteigerung durch neues Aufzeichnungsverfahren
(anstelle der horizontalen Magnetisierung wird seit dem Jahr 2005 bei neuen Festplatten oft
eine vertikale Magnetisierung benutzt)
longitudinal recording
N
S N
S S
N N
S N
S S
perpendicular recording
N N S N N S S N
S S N S S N N S
N S
N N
S
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 19
wie werden Daten auf der Festplatte gespeichert ?
−
Format ist abhängig vom Hersteller und Modell der Festplatte
−
zwei grundsätzliche Formate
♦ Speicherung einer Identifikation für jeden Sektor auf der
Festplatte (ID-Feld)
♦ Sektoridentifikation wird nicht auf der Festplatte sondern im
Speicher des Controllers verwaltet (no-id Format)
(erhöht die formatierte Speicherkapazität, da weniger Speicherplatz für
Verwaltungsinformation benutzt wird)
−
alle modernen Festplatten benutzen Servo-Blöcke zur Positionierung der Köpfe über der Spurmitte
♦ Servo-Blöcke identifizieren die Spuren (im Allgemeinen
wird ein Graycode verwendet, bei dem sich zwei benachbarte Codewörter nur in einem Bit unterscheiden.)
♦ Servo-Blöcke sind notwendig bei der hohen Spurdichte
♦ Servosystem benötigt konstante Abtastrate der Servo-Blöcke
♦ entweder Servo-Informationen auf eigener Plattenoberfläche
(veraltet, da die Köpfe u. U. nicht genau über der Spurmitte positioniert werden,
wenn die Servo-Plattenoberfläche z. B. wärmer oder kälter als die Datenplattenoberfläche ist (unterschiedliche Ausdehnung); im Allgemeinen bei Festplatten
mit ungerader Anzahl Schreib-/Leseköpfe)
Betriebssysteme
Folie 4 - 20
♦ oder Servo-Informationen sind in die Datenspuren
eingebettet
(embedded servo, sector servo; gibt es seit ca. Mitte der 1990-er Jahre; jedem
Datenblock ist z. B. ein Servo-Block vorangestellt, dessen Information gelesen
wird, um den Abstand der Köpfe von der Spurmitte zu bestimmen; ServoMechanismus der Festplatte benutzt diese Information, um den Kopf ggf. neu zu
positionieren)
•
prinzipielle Struktur einer Datenspur bei ID-Formaten
... gap servo gap data gap servo gap data ...
block
block
block
block
sync
ID gap sync data
sector
CHS, flags CRC
LBA
good, servo
bad
split
track
ECC
data blocks
servo blocks
relocate
pointer
...
−
weitere Lücken (gap) werden verwendet, wenn sie z. B. für Umschaltvorgänge der Elektronik oder Spurwechsel notwendig sind
−
CRC-Feld zur Überprüfung eines korrekten ID-Feldes
−
ECC-Feld zur Fehlerkorrektur (im Allgemeinen wird ein ReedSolomon Code verwendet, der Mehrfachfehler korrigieren kann)
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 21
für fehlerhafte Datensektoren wird ein Verweis auf einen Ersatzsektor gespeichert
(jede Festplatte hat von Anfang an fehlerhafte Sektoren, so dass entsprechend viele
Ersatzsektoren oder sogar Ersatzspuren vorgesehen sind (reduziert die formatierte
Kapazität); Leistungsminderung durch erneutes Positionieren des Kopfes auf
Ersatzsektor)
−
•
früher wurden fehlerhafte Sektoren im Betriebssystem verwaltet
Problem mit eingebetteter Servo-Information bei modernen Festplatten mit unterschiedlichen Datenzonen
−
Anzahl der Servo-Blöcke wäre in jeder Zone verschieden
⇒ keine konstante Abtastrate
−
an den Grenzen der Datenzonen sind die Anfänge der ServoBlöcke versetzt
⇒ Problem für den Servo-Mechanismus
−
Mitte der 1990-er Jahre hat IBM die Banded Sector Servo Disk
Architecture entwickelt
(vorher konnte die Servo-Information bei diesen Platten nicht eingebettet werden; die
neue Technik wird inzwischen von (fast) allen Festplatten-Herstellern benutzt)
♦ Servo-Information kann in Datenblöcken abgelegt werden
(Datenblöcke werden durch Servo-Information u. U. geteilt)
♦ Abtastrate ist wieder konstant
Betriebssysteme
Folie 4 - 22
♦ zusätzliche Leistungssteigerung durch Aufhebung der festen
1:1-Bindung von Servo- und Datenblöcken
(im äußeren Bereich gibt es im Beispiel einen Servo-Block für zwei Datenblöcke)
data band / zone
servo splits data blocks
data blocks
servo blocks
•
No-ID Format
−
kein ID-Feld im Datenblock
⇒ mehr Speicherplatz für Daten
⇒ höhere Datenrate, da jede Spur mehr Daten enthält
−
Sektor-Identifikation über Tabellen im Festplatten-Controller
♦ logische Blockadresse ist Wert zwischen 0 und Anzahl
adressierbarer Blöcke der Festplatte
♦ physikalische Blocknummer (PBN) ist Wert zwischen 0 und
Anzahl physikalischer Blöcke der Festplatte
(fehlerhafte Sektoren sind ausgeblendet; Servo-Mechanismus findet physikalische Blöcke)
♦ PBN wird in exakten Wert für Zone/Zylinder/Kopf/Sektor
umgesetzt
(der logische Block wird auf jeden Fall an der berechneten Stelle gefunden, da
die Ersatzsektoren für fehlerhafte Sektoren in einer Tabelle im Controller stehen
(ID-Felder müssen nicht mehr durchsucht werden) ⇒ schnellerer Zugriff (kein
erneutes Positionieren, keine weitere Drehwartezeit bei defekten Sektoren))
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 23
Formatierung einer Festplatte
−
„low-level“-Formatierung
(legt die physikalische Struktur der Festplatte fest)
♦ erstellt die Spuren und Sektoren auf der Festplatte inkl. der
erforderlichen Datenstrukturen zum Auffinden der Sektoren
♦ wird heute immer und nur vom Hersteller durchgeführt
(Als die Festplatten noch dieselbe Anzahl Sektoren/Spur hatten, konnte bzw.
musste diese Aufgabe vom externen Platten-Controller durchgeführt werden, damit der Schrittmotor die Schreib-/Leseköpfe genau auf die Spuren positionieren
konnte. Die integrierte Servo-Information moderner Festplatten sorgt automatisch für eine korrekte Positionierung der Schreib-/Leseköpfe über der Spur.)
−
„high-level“-Formatierung
(legt die logische Struktur der Festplatte fest)
♦ schreibt die erforderlichen Informationen für das Dateisystem auf die Festplatte
♦ u. U. wird die Festplatte vorher in logische Platten (Partitionen) eingeteilt
♦ Festplatte kann mehrfach in verschiedene logische Platten
eingeteilt oder mit unterschiedlichen Dateisystemen formatiert werden
(Wenn die Festplatte neu formatiert wird, werden nur die Datenstrukturen für die
Partitionen und/oder Dateisysteme neu geschrieben. Die eigentlichen Daten befinden sich im Allgemeinen immer noch auf der Festplatte und können ggf.
restauriert werden (der Vorgang ist allerdings sehr aufwendig, da die Datenstrukturen des „alten“ Dateisystems zerstört worden sind.))
♦ die „low-level“-Formatierung wird durch eine „high-level“Formatierung nicht verändert
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 24
Dateien sind zusammenhängend oder fragmentiert gespeichert
fragmented file
unfragmented file
6
3
5
2
4
1
−
lange Zugriffszeiten bei fragmentierten Dateien
(Drehwartezeit für Zugriff auf ersten Block; Blöcke 1, 2, 3 und 4 können in der ersten
Umdrehung, Block 5 in der zweiten und Block 6 in der dritten Umdrehung gelesen
werden; Zeit wird noch größer, wenn die Sektorabstände so ungünstig liegen, dass die
Drehzeit nicht für die Positionierung des Kopfes ausreicht)
−
Zugriffszeit sollte optimiert werden
•
Schreib-/Leseaufträge von verschiedenen Prozessen für
verschiedene Festplattenbereiche
•
wahlfreier Zugriff auf Dateiblöcke
⇒ Festplatten-Elektronik muss Positionierzeit im Vergleich zur Drehwartezeit optimieren
⇒ Festplatten-Elektronik muss Zugriff auf Sektoren der Spuren
optimieren
(es sollen möglichst viele Sektoren in einer Umdrehung gelesen/geschrieben werden; war
früher Aufgabe des Betriebssystems; Algorithmus braucht genaue Kenntnis der Zeiten, da
eine volle Umdrehungszeit gewartet werden muss, wenn der Schreib-/Lesekopf auch nur
etwas zu spät auf den Sektor positioniert hat)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 25
Beispiel: Lesen einer 1.090.560 Byte großen Datei (2.130 Sektoren)
(Annahme: Datei ist kompakt auf 10 aufeinander folgenden Spuren gespeichert; jeder
Sektor wird genau einmal gelesen)
Seagate Cheetah 18: 10.025 U/min ⇒ 5,985 ms/U
mittlere Drehwartezeit:
mittlere Positionierzeit:
Spur-zu-Spur Positionierzeit:
mittlere Anzahl Sektoren/Spur:
mittlere Übertragungszeit/Sektor:
2,99 ms
6 ms
0,8 ms
213
0,0281 ms
a) sequentielles Lesen
1. Spur lesen:
6 ms + 2,99 ms + 213 * 0,0281 ms ≈ 14,98 ms
2.-10. Spur lesen: 9*(0,8 + 2,99 + 213 * 0,0281) ms ≈ 87,98 ms
minimal: 9*(0,8 + 213 * 0,0281) ms ≈ 61,07 ms
insgesamt: 102,96 ms ≈ 0,1 s
b) wahlfreies Lesen
einen Sektor lesen: 6 ms + 2,99 ms + 0,0281 ms = 9,0181 ms
insgesamt: 2.130 * 9,0181 ms ≈ 19 s
Betriebssysteme
•
Festplattendefragmentierung unter Windows
1. Durchlauf
2. Durchlauf
3. Durchlauf
Folie 4 - 26
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 27
Scheduling von Festplattenzugriffen
(heute im Allgemeinen im Festplatten-Controller)
−
im Multitasking-Betrieb werden Schreib-/Leseaufträge im
Allgemeinen für zufällige Plattenbereiche erzeugt
(viele Prozesse mit Ein-/Ausgabe-Operationen)
−
Schreib-/Leseaufträge können im Allgemeinen nicht so schnell
ausgeführt werden wie sie eingehen
(Festplatte ist viel langsamer als Prozessor)
−
vor jedem Gerät gibt es eine Auftragswarteschlange
−
Aufträge können umgeordnet werden, um die Zugriffszeiten zu
verkürzen
♦ Auftragsreihenfolge bzgl. Kopfpositionierzeiten optimieren
♦ Auftragsreihenfolge bzgl. Drehwartezeiten optimieren
(über alle Spuren eines Zylinders; wird manchmal auch sector queueing genannt;
Sortierung der Sektornummern für eine Spur ist u. U. nicht erforderlich, da
Festplatten mit großem Pufferspeicher im Allgemeinen alle Sektoren einer Spur
einlesen (read look-ahead))
♦ Kombination beider Verfahren
−
Scheduler muss die genaue Position der Auftragsziele auf der
Festplatte kennen
−
Scheduler muss wissen, wie viel Zeit er für einen Positionswechsel benötigt
(im Allgemeinen ist es günstiger, einen zweiten Auftrag auf derselben Spur zu
bearbeiten, bevor er einen Auftrag auf einer benachbarten Spur bearbeitet; ein
Betriebssysteme
Folie 4 - 28
Spurwechsel wäre nur sinnvoll, wenn die Drehwartezeit für den zweiten Auftrag
größer ist als die Summe aus den beiden Positionierzeiten und der Übertragungszeit
für den Auftrag auf der anderen Spur)
−
•
im Allgemeinen wird der Scheduler die Aufträge so anordnen,
dass zur Ausführung möglichst wenig Kopfbewegungen notwendig sind
Bewertungskriterien für Scheduling-Verfahren
−
Fairness
−
Durchsatz maximieren (Anzahl bearbeiteter Anfragen pro Zeiteinheit)
−
mittlere Antwortzeit minimieren
−
Varianz der Antwortzeiten minimieren
(Vorhersagbarkeit der Antwortzeit)
⇒ globales Verhalten wird zu Lasten von Einzelanfragen optimiert
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 29
einige Scheduling-Verfahren
a) FCFS
b) SSTF
2
461 35
c) SCAN
2
461 35
d) C-SCAN
request arrived after
inward sweep began
jump to outermost
request
2
461 35
2
461 35
inward sweep
outward sweep
−
First-Come-First-Served, First-In-First-Out
♦ sehr einfaches, faires Verfahren
♦ Aufträge werden nicht umgeordnet
♦ sehr viele Kopfpositionierungen über große Distanzen bei
zufälligen Zugriffen ⇒ geringer Durchsatz
♦ sehr große Antwortzeiten bei hoher Last
♦ u. U. geeignet bei geringer Last
♦ kleine Varianz der Antwortzeiten
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 30
Shortest-Seek-Time-First
♦ Auftrag, dessen Spur der aktuellen Spur am nächsten ist,
wird zuerst bearbeitet
♦ Positionierung erfolgt in beide Richtungen
♦ unfair, da Aufträge mit großem Abstand benachteiligt
werden
(Aufträge für die inneren und äußeren Spuren können extrem benachteiligt
werden, während Aufträge für die mittleren Spuren bevorzugt werden; starkes
Lokalitätsverhalten; u. U. werden Aufträge für die inneren und äußeren Spuren
bei hoher Last überhaupt nicht bearbeitet (starvation))
♦ hoher Durchsatz
♦ im Allgemeinen kurze Antwortzeiten
♦ hohe Varianz der Antwortzeiten
−
SCAN (bestes Verfahren für geringe Last)
♦ Kopf wird in einer Richtung positioniert, solange es in dieser
Richtung Aufträge gibt
♦ Richtungsumkehr, wenn alle Aufträge in der ursprünglichen
Richtung abgearbeitet worden sind
(wird auch Fahrstuhl-Algorithmus genannt)
♦ unfair, da mittlere Plattenspuren im Allgemeinen häufiger
bearbeitet werden als die Randspuren
(auch bei hoher Last wird allerdings jeder Auftrag bearbeitet)
♦ hoher Durchsatz
♦ kurze Antwortzeiten
♦ mittlere Varianz der Antwortzeiten
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 31
Circular SCAN
(bestes Verfahren für mittlere bis hohe Last; ausgezeichnet, wenn zusätzlich Drehwartezeit optimiert wird)
♦ Kopf wird von außen nach innen positioniert, solange es in
dieser Richtung Aufträge gibt
♦ Positionierung auf den äußersten Auftrag, wenn alle Aufträge in der ursprünglichen Richtung abgearbeitet worden sind
♦ vermeidet die Nachteile von SCAN
(wird oft so implementiert, dass Aufträge, die nach dem Start des Scan-Vorgangs
ankommen, erst im nächsten Durchlauf bearbeitet werden ⇒ Aufträge der
inneren und äußeren Spuren werden nicht benachteiligt)
♦ sehr kleine Varianz der Antwortzeiten
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 32
warum wurden RAID-Systeme eingeführt?
(Redundant Array of Independent Disks)
−
Steigerung der Festplattenkapazität
(viele kleine Festplatten verhalten sich wie eine große Festplatte)
−
Steigerung der Leistung
(parallele Bearbeitung auf den verschiedenen Laufwerken ⇒ höhere Datenübertragungsrate)
−
höhere Zuverlässigkeit/Verfügbarkeit
(Daten werden redundant gespeichert, so dass Fehler und sogar der Ausfall einer Festplatte im laufenden Betrieb korrigiert werden können. Sobald die defekte Festplatte
ersetzt worden ist, werden die verlorenen Daten automatisch wieder erzeugt. Die Daten müssen trotzdem immer noch gesichert werden (Backup), da u. U. zwei Festplatten
gleichzeitig ausfallen (führt im Allgemeinen zu Datenverlust), Daten bewusst (verärgerte Angestellte, Viren) oder versehentlich gelöscht werden können, usw.)
•
Basistechniken von RAID-Systemen
−
Striping
♦ mehrere Laufwerke als logische Einheit zusammenfassen
♦ Daten blockweise auf die Laufwerke verteilen
(Auf diese Weise können die Daten später parallel von mehreren Laufwerken
gelesen werden ⇒ Leistungssteigerung. Entspricht dem „Interleaving“ beim
Hauptspeicher.)
−
Mirroring/Duplexing
Spiegelung von Laufwerken über einen bzw. zwei Controller
−
Parity
kostengünstige Art zur Implementierung von Redundanz
•
verschiedene RAID-Typen (RAID level) haben unterschiedliche
Eigenschaften
(es werden nur RAID 0, RAID 1, RAID 5, RAID 0+1 und RAID 1+0 vorgestellt)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 33
RAID 0 (striping)
logical
disk
strip 0
strip 1
strip 2
strip 3
strip 4
strip 5
strip 6
strip 7
strip 8
...
−
physical physical physical physical
disk 0
disk 1
disk 2
disk 3
...
RAID
controller
and
management
software
...
strip 0
strip 4
strip 8
...
strip 1
strip 5
strip 9
...
strip 2
strip 6
strip 10
...
strip 3
strip 7
strip 11
...
wird benutzt, um die Festplattenkapazität und/oder die Datenübertragungsrate zu erhöhen
(Wenn in einem E/A-Auftrag mehrere zusammenhängende Blöcke übertragen werden,
arbeiten mehrere Festplatten parallel. Die maximale Datenübertragungsrate wird erreicht, wenn das Datenvolumen eines Auftrags ein Vielfaches von „Blockgröße * Anzahl Festplatten“ ist. Sehr kleine Aufträge bringen u. U. keine Leistungssteigerung, da
die Daten dann eventuell nur auf einer Festplatte gespeichert sind. Controller kann in
diesem Fall eventuell andere Aufträge parallel auf den anderen Festplatten ausführen.)
−
keine Redundanz (daher eigentlich kein RAID)
⇒ Ausfall einer Festplatte führt zu totalem Datenverlust
−
Daten werden über zwei oder mehr Festplatten verteilt
−
verschiedene Blockgrößen (block size, strip size, striping factor, ...)
(In der Praxis werden im Allgemeinen Vielfache der Sektorgröße der Festplatten als
Blockgröße benutzt. Kleine Blockgrößen erhöhen ggf. die Parallelität.)
−
Ausfallsicherheit sinkt mit steigender Anzahl Festplatten
(MTBF RAID = MTBF Festplatte / Anzahl Festplatten; MTBF: Mean Time Between
Failure)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 34
RAID 1 (mirroring/duplexing)
logical
disk
block 0
block 1
block 2
block 3
block 4
block 5
block 6
block 7
block 8
...
−
mirror of another mir- mirror of hot spare
physical ror of physi- physical disks
disk 0
cal disk 0 disk 1
...
RAID
controller
and
management
software
...
block 0
block 1
block 2
...
block 0
block 1
physical block 2
...
disk 0
block 0
block 1
block 2
...
block a
block b
block c
...
block a
block b
physical block c
...
disk 1
speichert alle Daten auf jeweils zwei unabhängigen Festplatten
(Bei „Mirroring“ werden beide Festplatten am selben Kanal eines RAID-Controllers
angeschlossen und bei „Duplexing“ an verschiedenen Kanälen des Controllers oder es
werden sogar zwei Controller benutzt. Ggf. können auch mehrere Kopien der Festplatte erstellt werden, um die Datenübertragungsrate beim Lesen durch paralleles
Lesen von verschiedenen Festplatten zu erhöhen. Die Kapazität des RAID-Systems
kann durch hinzufügen weiterer gespiegelter Festplattensätze erhöht werden. Manchmal werden auch Ersatz-Festplatten (hot spare disks) verwaltet, die eine defekte Festplatte kurzfristig ersetzen können, um die Ausfallsicherheit des Systems zu erhöhen.)
−
sehr hohe Redundanz ⇒ für sicherheitsrelevante Anwendungen
(Solange höchstens eine Festplatte eines Festplattenpaares ausfällt, tritt kein Datenverlust auf.)
−
sehr teuer (Hardware, Strom, Klimatisierung, Stellfläche, ...), da mindestens
50 Prozent der Festplatten nur Duplikate der Daten enthalten
−
hohe Datenrate bei Leseaufträgen, da von beiden Festplatten
gelesen werden kann
−
geringe Datenrate bei Schreibaufträgen, da die Daten auf beide
Festplatten geschrieben werden müssen und die Drehwartezeiten
auf den beiden Festplatten im Allgemeinen unterschiedlich sind
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 35
RAID 5 (striping with distributed parity)
logical
disk
physical physical physical physical physical
disk 0 disk 1 disk 2 disk 3 disk 4
strip 0
strip 1
strip 2
strip 3
strip 4
...
strip 5
strip 6
strip 7
RAID
controller ...
and
management
software
strip 8
...
−
strip 0
strip 1
strip 2
strip 3
p(0-3)
strip 4
strip 5
strip 6
p(4-7)
strip 7
strip 8
strip 9
p(8-11)
strip 10
strip 11
strip 12
p(12-15)
strip 13
strip 14
strip 15
p(16-19)
...
strip 16
...
strip 17
...
strip 18
...
strip 19
...
Berechnung der Parität mit Hilfe der XOR-Operation
(„a xor b“ ist „0“, wenn „a“ und „b“ denselben Bit-Wert haben und „1“ sonst. Die
XOR-Operation hat die interessante Eigenschaft, dass bei einem Fehler jedes von
„n+1“ Bits aus den verbleibenden „n“ Bits rekonstruiert werden kann.)
−
a
b
c = a xor b
b = c xor a
a = c xor b
0
0
0
0
0
0
1
1
1
0
1
0
1
0
1
1
1
0
1
1
Vorteile
♦ kein Datenverlust beim Ausfall eines Festplattenlaufwerks
♦ preiswerter als RAID 1, da bei n Festplattenlaufwerken nur
100/n Prozent der Festplattenkapazität für redundante Daten
benutzt werden
♦ hohe Datenübertragungsraten durch „striping“ beim Lesen
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 36
Nachteile
♦ Schreibzugriffe sind langsam, da die Parität berechnet und
auf eine Festplatte geschrieben werden muss
(Drehwartezeiten der beteiligten Festplatten sind im Allgemeinen unterschiedlich, so dass die „langsamste“ Festplatte die Zeit bestimmt. Falls das Programm
die Blöcke nicht sequentiell sondern wahlfrei schreibt, müssen alle restlichen
Blöcke eines „Stripes“ gelesen werden, damit die Parität berechnet werden kann,
bevor der aktuelle Block und der Paritätsblock geschrieben werden können ⇒
RAID 5 ist für wahlfreien Zugriff oder sehr kleine Schreibaufträge eigentlich
nicht geeignet, wenn die Übertragungsrate eine Rolle spielt. Bei RAID 3 oder
RAID 4 wird der Paritätsblock sogar auf eine spezielle Festplatte geschrieben,
die dadurch zum Flaschenhals (bottleneck) wird, da alle Schreibzugriffe diese
Festplatte benötigen.)
♦ sehr rechenintensiv, da die Parität berechnet werden muss
(muss im RAID-Controller erfolgen, da die CPU sonst zu stark belastet werden
würde)
♦ falls ein Laufwerk ausgefallen ist, müssen dessen Daten bei
jedem Zugriff rekonstruiert werden
(Sehr rechenintensiv, so dass das RAID-System im sogenannten „degraded
mode“ relativ langsam ist. Bei einem „RAID 1“-System können die Daten in so
einem Fall einfach von der redundanten Festplatte gelesen werden.)
♦ Schreibaufträge sind kritisch und müssen deshalb synchronisiert werden ⇒ Leistungseinbuße
(Falls der Schreib-Prozess zwischen dem Schreiben des Datenblocks und dem
Schreiben des Paritätsblocks unterbrochen wird, könnte die Datenintegrität des
gesamten RAID-Systems kompromittiert werden.)
−
bevorzugtes RAID-System für Server mit großer Festplattenkapazität
(Datei-Server, Datenbank-Server, Web-Server, Intranet-Server, ...)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 37
RAID 0+1 (RAID 01) und RAID 1+0 (RAID 10)
−
zweistufige Verfahren, die die Vorteile von RAID 0 und RAID 1
kombinieren
−
RAID 01: zuerst RAID 0 und dann RAID 1
(Spiegelung von „Stripes“. Der RAID-Controller fasst zuerst jeweils n/2 Festplatten
zu zwei virtuellen „RAID 0“-Festplatten zusammen. Danach fasst er die beiden
virtuellen Festplatten zu einer virtuellen „Raid 1“-Festplatte zusammen, die dann die
logische Festplatte bildet, die der Server sieht.)
mirror of stripe set
logical
disk
strip 0
strip 1
strip 2
strip 3
strip 4
strip 5
strip 6
strip 7
strip 8
...
physical
disk 4
RAID
... controller
and
management
software
...
physical
disk 5
physical
disk 6
physical
disk 7
strip 0
strip 4
strip 8
...
strip 1
strip 5
strip 9
...
strip 2
strip 6
strip 10
...
strip 3
strip 7
strip 11
...
strip 0
strip 4
strip 8
...
strip 1
strip 5
strip 9
...
strip 2
strip 6
strip 10
...
strip 3
strip 7
strip 11
...
physical
disk 1
physical
disk 2
physical
disk 3
physical
disk 0
stripe set
−
sehr einfach zu verwalten
−
Ausfall einer Festplatte führt zu vollständigem Datenverlust im
zugehörigen „Stripe Set“ (Redundanz ist verloren)
−
Ausfall einer weiteren Festplatte im anderen „Stripe Set“ führt
zu vollständigem Datenverlust des RAID-Systems
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 38
RAID 10: zuerst RAID 1 und dann RAID 0
(„Stripes“ auf gespiegelten Festplatten. Der RAID-Controller fasst zuerst jeweils zwei
Festplatten zu n/2 virtuellen „RAID 1“-Festplatten zusammen. Danach fasst er die n/2
virtuellen Festplatten zu einer virtuellen „Raid 0“-Festplatte zusammen, die dann die
logische Festplatte bildet, die der Server sieht.)
logical
disk
strip 0
strip 1
strip 2
strip 3
strip 4
strip 5
strip 6
strip 7
strip 8
...
mirror of
physical
disk 0
RAID
... controller
and
management
software
...
mirror of
physical
disk 2
mirror of
physical
disk 3
strip 0
strip 4
strip 8
...
strip 1
strip 5
strip 9
...
strip 2
strip 6
strip 10
...
strip 3
strip 7
strip 11
...
strip 0
strip 4
strip 8
...
strip 1
strip 5
strip 9
...
strip 2
strip 6
strip 10
...
strip 3
strip 7
strip 11
...
physical
disk 1
physical
disk 2
physical
disk 3
physical
disk 0
−
mirror of
physical
disk 1
in jedem Festplattenpaar darf maximal eine Festplatte ausfallen
(höhere Ausfallsicherheit als RAID 01)
−
RAID 10 wird RAID 01 vorgezogen, wenn hohe Verfügbarkeit
und hohe Datenübertragungsraten gefordert werden
−
RAID 01 und RAID 10 unterscheiden sich durch die Organisation der Festplatten, während die Aufteilung der Daten auf die
Festplatten identisch ist
−
bei RAID 10 muss nur die defekte Festplatte resynchronisiert
werden und bei RAID 01 müssen alle Festplatten der defekten
virtuellen „RAID 0“-Festplatte resynchronisiert werden
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 39
Zusammenfassung
RAID 0
RAID 1
RAID 5
Speichereffizienz 100%
50%
100*(n-1)/n %
bei n Laufwerken
Fehlertoleranz
keine
sehr gut
gut
Verfügbarkeit
niedrig
sehr gut
gut
wahlfreies Lesen
sehr gut
gut
sehr gut
wahlfreies
Schreiben
sehr gut
gut
mäßig
sequentielles
Lesen
sehr gut
gut
gut bis sehr gut
sequentielles
Schreiben
sehr gut
gut
mäßig
Kosten
gering
hoch
mittel
Die Eigenschaften von RAID 10 wurden fett hervorgehoben. In der Praxis können sich einzelne RAID-Systeme sehr stark in der Leistung unterscheiden, da die Leistung von den verwendeten Festplatten, dem RAID-Controller, der Größe des Pufferspeichers (Cache) im
System, den implementierten Algorithmen zur Verwaltung des Pufferspeichers und vielen
anderen Dingen abhängt, so dass man die Leistungsdaten der Systeme vor einem Kauf sehr
genau vergleichen sollte.
•
erstes RAID-System der Hochschule Fulda
−
5 Festplatten Quantum Atlas 2 (ca. 9 GB, 7.200 U/min., „SCSI-3
Ultra Wide“-Schnittstelle mit 40 MB/s Übertragungsrate)
−
RAID-Level 5 (45 GB physikalisch; 36 GB logisch)
−
RAID-Controller: CMD 5500
−
Anschaffungsdatum: Juni 1997
−
Kosten: 26.000 DM (ca. 13.300 Euro)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 40
Logical Volume Manager (LVM)
−
Zwischenschicht im Betriebssystem zwischen Festplatten und
Dateisystem
−
fasst mehrere physikalische Festplatten zu einer großen
virtuellen Festplatte zusammen
(der Logical Volume Manager bietet damit wie ein RAID-System eine hardwareunabhängige Sicht auf die Festplatten)
−
im Allgemeinen kann die virtuelle Festplatte wieder in kleinere
logische Festplatten aufgeteilt werden
−
Größe der virtuellen Festplatte bzw. der logischen Festplatten
kann einfach geändert werden
−
schnelle und einfache Reaktion auf neue Anforderungen des
Dateisystems an die Festplattengröße
(Falls ein Dateisystem direkt auf einer physikalischen Festplatte aufsetzt, kann es im
Allgemeinen nicht über die Festplatte hinauswachsen, wenn es im Laufe der Zeit den
gesamten Festplattenplatz belegt hat. Eine virtuelle Festplatte kann dagegen sehr einfach vergrößert werden, um ein derartiges Problem zu lösen.)
−
belastet die CPU(s) und die Bussysteme des Servers, da die Virtualisierung durch Software auf dem Server erbracht wird
(bei einem RAID-System ist die Virtualisierung ausgelagert, so dass der Server entlastet wird)
•
bisher nur blockorientierter Zugriff auf Festplatten möglich
⋅ Betriebssystem benötigt höhere Abstraktionsebene
⋅ Dateisystem (Verzeichnisse und Dateien)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 41
lokale Dateisysteme und Netzwerk-Dateisysteme
Workstation
Storage
PC
Storage
Workstation
Storage
a) Einzelplatzsysteme
−
Client
Storage
Client
Storage
Client
Storage
Client
Storage
Server
Storage
Server
Storage
LAN
Client
Storage
Client
Storage
b) vernetzte Rechner
unvernetzte Rechner haben eine lokale Festplatte mit lokalen
Dateisystemen
(preiswert, hohe Transaktions- (Ein-/Ausgaben pro Sekunde) und Datenübertragungsrate (MB/s), hoher Administrationsaufwand bei vielen Rechnern)
−
vernetzte Rechner haben im Allgemeinen Zugriff auf eine lokale
Festplatte und auf Festplatten von Server-Systemen
(u. U. aufwendig, wenn Inkompatibilitäten überwunden werden müssen, z. B. Zugriff
von Windows-Rechnern auf UNIX-Server)
−
Zugriff auf Server erfolgt über Netzwerk-Dateisystem
(z. B. das Netzwerk-Dateisystem NFS (network file system) von Sun Microsystems,
das von vielen Betriebssystemen unterstützt wird oder das Netzwerk-Dateisystem
CIFS (common internet file system) von Microsoft (ist zu NFS inkompatibel))
−
freie Speicherkapazitäten auf einem System können von einem
anderen System im Allgemeinen nicht benutzt werden
−
Datei-Server (file server) sind heute sehr wichtig
⋅ haben sich zu einer eigenen Produktgruppe entwickelt
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 42
Network Attached Storage (NAS)
Client
Client
(Storage)
(Storage)
Client
LAN
(Storage)
News
Server
(Storage)
−
Web/FTP
Server
(Storage)
NAS
RAID, ...
NAS
Backup
Application
Server
(Storage)
vorkonfigurierte Server
(Können direkt über das LAN (local area network) adressiert werden. Einfache Installation: anschließen, hochfahren, benutzen)
−
bestehen im Allgemeinen aus einem oder mehreren internen
Servern
−
Speicherkapazität wird im Allgemeinen über NFS oder CIFS
bzw. FTP (file transfer protocol) oder HTTP (hypertext tranport
protocol) zur Verfügung gestellt
(Heterogene Systeme können dieselben Daten benutzen, da das Dateisystem im Speichersubsystem implementiert ist und die Daten über Standard-Protokolle übertragen
werden. Für Datenbanksysteme im Allgemeinen nicht geeignet, da kein direkter
Blockzugriff (raw volume) unterstützt wird (viele Datenbanksysteme verwalten ihre
Daten selbst auf der Festplatte).)
−
besitzen im Allgemeinen ein für den speziellen Einsatz optimiertes Betriebssystem, das auch die Dateisysteme enthält
−
im Allgemeinen zu langsam für E/A-intensive Anwendungen
−
Datensicherung (Backup) belastet das Netzwerk (LAN)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 43
Storage Area Network (SAN)
Storage
Server
Application
Server
Backup
Server
Client
Client
SAN
Client
LAN
Storage
Server
Database
Server
−
Web/FTP
Server
Client
Client
Client
Client
SAN ist Hochgeschwindigkeitsnetzwerk (Fibre Channel) zwischen Servern und Speichersubsystemen
(SAN unterstützt „Server-Speicher“-, „Server-Server“- und „Speicher-Speicher“Kommunikation. Mehrere Server können auf denselben Speicher sequentiell oder
parallel zugreifen.)
−
Übertragung erfolgt blockorientiert
(Datenbanksysteme können damit sehr effizient arbeiten)
−
Dateisystem ist im Server und nicht im Speichersubsystem
implementiert
−
Entlastung von LAN und Server durch direkte „SpeicherSpeicher“-Kommunikation bei der Datensicherung (Backup)
−
für E/A-intensive Anwendungen geeignet
−
sehr gute Skalierbarkeit (wächst mit den Anforderungen)
−
hohe Kosten
Betriebssysteme
Folie 4 - 44
Aufgabe 4-3:
Welche Verfahren wurden zur Kapazitätssteigerung von Festplatten
eingesetzt?
Aufgabe 4-4:
Beschreiben Sie stichwortartig die Begriffe „low level“-Formatierung
und „high level“-Formatierung.
Aufgabe 4-5:
Beschreiben Sie stichwortartig die Arbeitsweise des SCAN-SchedulingVerfahrens.
Aufgabe 4-6:
a) Welche Vorteile bieten RAID-Systeme?
b) Welche Techniken werden zur Realisierung von RAID-Systemen
eingesetzt?
Betriebssysteme
Folie 4 - 45
4.2 Festplatten-Layout/Boot-Vorgang
•
Besonderheiten bei PCs
−
bis zu vier Partitionen je Festplatte in der Partitionstabelle
−
höchstens eine erweiterte Partition
−
jede Partition (heißt bei Solaris logische Platte, die ihrerseits in
slices eingeteilt wird) kann für unterschiedliche Dateisysteme
formatiert werden
−
jede Partition, von der ein Betriebssystem gestartet werden soll,
muss (bei älteren Systemen) in den ersten 1024 Zylindern der
Festplatte beginnen (Beschränkung in der Partitionstabelle)
−
die meisten (alle?) Betriebssysteme können nur von der ersten
Festplatte gestartet werden
−
manche Betriebssysteme können sowohl von primären Partitionen als auch von logischen Laufwerken der erweiterten Partition
gestartet werden
−
manche Betriebssysteme können nur von der ersten primären
Partition des ersten Laufwerks gestartet werden
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 46
Beispiel: Layout einer Festplatte in einem PC
01 primary DOS partition (12 bit FAT)
04 primary DOS partition (16 bit FAT)
05 extended partition
...
cylinder,
head,
... sector of
1st sector
of partition
data
for 1st
partition
partition /
file system
type
data
for 2nd
partition
cylinder,
head,
sector of
last sector
of partition
data
for 3rd
partition
...
ufs
file
system
data
for 4th
partition
super
block
cylinder
group
block
inode
table
boot
sector
cylinder
group 0
...
data
blocks
cylinder
group n
tertiary
boot sector
drive c:
boot
program
MS-DOS
boot
sector
partition
table
FAT
FAT duplicate
root
directory
secondary
boot sector
disk
slice
0
Solaris
boot
sector
data
blocks
slice
7
...
secondary
boot sector
partition 1
MBR primary
partition 2
primary
partition 3
extended
primary
boot sector
partition 4
primary
...
data
data
for 1st for 2nd
partition partition
drive d:
Windows
NT boot
sector
master
file
table
master
file table
mirror
system
files
partition
table
(only 2
entries)
files
secondary
boot sector
log
file
volume
file
logical
device /
drive
drive d:
(e: using
Win NT)
attribute
definition
table file
root
directory
cluster
bitmap
file
boot
file
...
MS-DOS
boot
sector
...
linked list
of extended
partitions
extended
partition
...
partition
table
(only 2
entries)
extended
partition
logical
device /
drive
secondary
boot sector
...
ext2fs
file
system
Linux
boot
sector
block
group 0
block
group n
...
partition
table
(only 2
entries)
extended
partition
logical
device /
drive
...
super
block
filesystem
descriptors
block
bitmap
inode
bitmap
inode
table
data
blocks
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 47
Verwaltung der Partitionen über grafische Oberfläche
(Windows XP: „Start → Systemsteuerung → Verwaltung → Computerverwaltung → Datenträgerverwaltung“
oder „Start → Ausführen → diskmgmt.msc“ aufrufen. Die Festplatte enthält zwei primäre und eine erweiterte
Partition. Die erste primäre Partition enthält Windows XP und die zweite Solaris x86. Eine Solaris-Partition
muss immer als aktive Partition gekennzeichnet sein, damit Solaris starten kann. Die erweiterte Partition enthält ein logisches Laufwerk für die Linux-Swap-Partition, ein weiteres für Linux und ein drittes für Benutzerverzeichnisse und -daten. Im DVD/CD-Laufwerk befindet sich eine CD und in einer USB-Schnittstelle ein
Memory-Stick. Windows XP erkennt die Dateisysteme NTFS (NT file system), FAT (file allocation table file
system, hier FAT16), FAT32 und CDFS (compact disk file system). Falls sich im DVD/CD-Laufwerk eine
DVD befunden hätte, hätte Windows XP vermutlich das Dateisystem UDF (universal disk format) erkannt.)
•
Verwaltung der Partitionen über Kommandozeilen-Programm
(255 * 63 = 16.065 Sektoren pro Zylinder)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 48
der erste Sektor einer Festplatte von einem PC enthält den sogenannten Master Boot Record (MBR, Boot-Block der Festplatte)
Adresse
•
Inhalt
0x0000-0x01BD
Master-Boot-Programm (Urlader)
0x01BE-0x01CD
Daten der 1. Partition
0x01CE-0x01DD
0x01DE-0x01ED
0x01EE-0x01FD
0x01FE-0x01FF
Signatur für gültigen Master Boot Record
(16 Byte)
einige Datenfelder und Partitionsarten der Partitionstabelle
Adresse (1. Partition)
Inhalt
0x01BE-0x01BE
Bootflag (0x80: aktive Partition, 0x00: sonst)
0x01BF-0x01BF
Schreib-/Lesekopfnummer, mit der der erste
Sektor der Partition angesteuert werden kann
0x01C0-0x01C1
Sektor- und Zylindernummer des ersten
Sektors der Partition (die höherwertigen 10 Bits
enthalten die Zylindernummer und die niederwertigen 6 Bits
die Sektornummer)
0x01C2-0x01C2
Art der Partition (Auszug)
0x00 unbekannte Partition
0x01 primäre DOS-Partition (12 Bit FAT)
0x04 primäre DOS-Partition (16 Bit FAT)
0x07 HPFS/NTFS
0x0B Win95 FAT32
0x0F Win95 extended partition (LBA)
0x82 Linux swap/Solaris x86
...
0x01CA-0x01CD
Anzahl Sektoren in der Partition
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 49
Beispiel für MBR
(Kann z. B. unter Linux mit dem Kommando „dd if=/dev/hda of=mbr.bin
bs=512 count=1“ gelesen und in die Datei „mbr.bin“ gespeichert werden. Vorsicht:
Bei Tippfehlern kann dieses Kommando die gesamte Festplatte unbrauchbar machen! Die
Datei kann dann unter Windows mit dem Befehl „debug mbr.bin“ gelesen werden. Es erscheint die Eingabeaufforderung von „debug“. Mit dem Befehl „?“ kann jetzt Hilfe zur Benutzung von „debug“ ausgegeben werden. Vor „Windows 2000“ konnte „debug“ über seine
Eingabeaufforderung direkt Sektoren von der Festplatte lesen (allerdings nie den MBR): „L
[Adresse] [Laufwerk] [Erster Sektor als Hex-Wert] [Anzahl]“, z. B. „L 0 2 0 1“: Lade von
Laufwerk „c:“ (a=0, c=2, ...) ab Sektor 0 einen Sektor in den Hauptspeicher ab Adresse 0.
Sektoren der Festplatte können auch mit dem Programm „secinspect.exe‘‘ (Sector Inspector) aus den „Windows Server 2003 Resource Kit Tools‘‘ gelesen und geändert werden. Die
Datei „secinspect.msi‘‘ kann kostenfrei von der Web-Seite http://www.microsoft.com
heruntergeladen und dann installiert werden. Das Programm läuft unter den Betriebssystemen „Windows NT 4.0‘‘, „Windows 2000‘‘, „Windows XP‘‘ und „Windows Server 2003‘‘
und wird in einem Kommandozeilenfenster aufgerufen, z. B. „secinspect -?“ für Hilfe.)
155D:0000
155D:0010
EB 48 90 33 2E 30 FA FC-BE 00 7C BF 00 06 8C C8
8E D0 8B E6 8E C0 8E D8-51 B9 00 01 F3 A5 59 E9
.H.3.0....|.....
........Q.....Y.
zuerst Boot-Programm, dann Partitionstabelle (Einträge fett bzw. kursiv geschrieben), dann
Signatur
155D:0180
155D:0190
155D:01A0
155D:01B0
155D:01C0
155D:01D0
155D:01E0
155D:01F0
−
FE
20
72
00
01
C1
FF
00
47
44
00
00
00
FF
FE
00
52
69
BB
00
07
0F
82
00
55
73
01
00
FE
FE
FE
00
42
6B
00
00
FF
FF
FF
00
20
00
B4
00
FE
FE
FE
00
00
52
0E
00
3F
35
A0
00
47-65
65-61
CD-10
00-BE
00-00
BA-0D
C2-CD
00-00
6F
64
AC
73
00
03
05
00
6D
00
3C
BE
F6
38
40
00
00
20
00
73
B9
05
A2
00
48
45
75
00
0D
C0
2E
00
61
72
F4
00
03
02
01
00
72
72
C3
00
00
80
00
55
64
6F
00
01
00
FE
00
AA
.GRUB .Geom.Hard
Disk.Read. Erro
r.........<.u...
.........s.s....
......?.........
......5...8.....
..........@.....
..............U.
1. Partition: NTFS
♦ Windows XP
♦ Größe: F6 B9 0D 03 ⇒ 0x030DB9F6 (Little-Endian) =
51.231.222 Sektoren ≈ 24,4 GB
−
−
−
2. Partition: Win95 extended partition (LBA), u. a. für Linux
3. Partition: Solaris x86 (aktive Partition)
4. Partition: unbenutzt
•
Urlader im MBR kann Urlader für Betriebssystem aus einer Partition
laden
•
alle Datenträger, die partitioniert werden können, sind entsprechend
aufgebaut
Betriebssysteme
Folie 4 - 50
•
der erste Sektor einer Partition enthält den Urlader (Boot-Programm)
für das Betriebssystem
•
Datenträger, die nicht partitioniert werden können (z. B. Disketten),
enthalten im ersten Sektor immer den Urlader für das Betriebssystem
•
Aufbau eines Standard-Urladers in der MS-DOS/Windows-Welt
−
−
−
−
−
−
−
Sprungbefehl zum Urlader (3 Byte)
Parameterblock
Urlader
Fehlermeldungen
ggf. Namen der Systemdateien, die geladen werden müssen
ggf. ein unbenutzter Bereich
Signatur für gültigen Boot-Sektor
Adresse
Inhalt
0x00-0x02
Sprungbefehl
0x03-0x0A
OEM-ID (MSDOS5.0)
0x0B-0x0C
Anzahl Bytes pro Sektor (0x0200 = 512)
0x0D
Anzahl Sektoren/Cluster (0x08 ⇒ 4 KB Blöcke)
0x0E-0x0F
reservierte Sektoren (0x0022 = 34)
0x10
Anzahl FAT’s (0x02)
...
0x18-0x19
Anzahl Sektoren/Spur (0x003F = 63)
0x1A-0x1B
Anzahl Schreib-/Leseköpfe (0x00FF = 255)
...
0x24-0x27
Anzahl Sektoren/FAT (0x00004F93 = 20.371)
...
0x47-0x51
Name der Partition (NO NAME)
...
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 51
Beispiel für einen Betriebssystem-Urlader
(einzelne Felder immer „unterstrichen“, „kursiv“, „fett“ voneinander getrennt)
155D:0000
155D:0010
155D:0020
155D:0030
155D:0040
155D:0050
155D:0060
EB
02
96
01
80
20
7B
58
00
EA
00
00
20
8E
90
00
3E
06
29
46
C1
4D
00
01
00
62
41
8E
53
00
93
00
B6
54
D9
44
F8
4F
00
4F
33
BD
4F
00
00
00
90
32
00
53-35
00-3F
00-00
00-00
4E-4F
20-20
7C-88
2E
00
00
00
20
20
4E
30
FF
00
00
4E
33
02
00
00
00
00
41
C9
8A
02
3F
02
00
4D
8E
56
08
00
00
00
45
D1
40
22
00
00
00
20
BC
B4
00
00
00
00
20
F4
08
.X.MSDOS5.0...".
........?...?...
..>..O..........
................
..)b.O.NO NAME
FAT32
3.....
{......|.N..V@..
Boot-Programm, zu ladendes Systemprogramm, Fehlermeldungen, Signatur
155D:0160
155D:0170
155D:0180
155D:0190
155D:01A0
155D:01B0
155D:01C0
155D:01D0
155D:01E0
155D:01F0
•
0F
4E
00
00
00
74
6E
65
61
00
82
54
00
00
00
65
65
72
73
00
54
4C
00
00
00
6E
6E
FF
74
00
FF
44
00
00
00
74
FF
0D
65
00
81
52
00
00
00
72
0D
0A
20
00
C3
20
00
00
00
84
0A
4E
64
00
00
20
00
00
00
67
4D
65
72
00
02-66
20-20
00-00
00-00
00-00
65-72
65-64
75-73
81-63
00-00
40
20
00
00
00
20
69
74
6B
AC
49
20
00
00
00
65
65
61
65
C4
0F
00
00
00
00
6E
6E
72
6E
D3
85
00
00
00
0D
74
66
74
0D
00
71
00
00
00
0A
66
65
3A
0A
00
FF
00
00
00
44
65
68
20
00
55
C3
00
00
00
61
72
6C
54
00
AA
[email protected]..
NTLDR
.....
................
................
..............Da
tentr.ger entfer
nen...Medienfehl
er...Neustart: T
aste dr.cken....
..............U.
was passiert beim Einschalten eines Rechners?
−
Programmausführung beginnt an einer vordefinierten Adresse
(Die Adresse wurde von den Entwicklern des Rechners festgelegt, die auch dafür
gesorgt haben, dass alle Bausteine in einem definierten Anfangszustand sind (ResetSignal). An der Adresse wird ein Programm in einem nicht-flüchtigen Speicher erwartet. In der PC-Welt beginnt alles an der Adresse F000:FFF0, an der im Allgemeinen
ein Sprungbefehl zu einer BIOS-Routine (Basic Input/Output System) steht, die die
eigentliche Initialisierung des Systems in die Wege leitet.)
−
Test und Initialisierung der Hardware (Power-On Self Test, POST)
♦ Funktionen des Prozessors testen
♦ ROM und RAM testen
♦ Schnittstellenbausteine, DMA-Controller usw. testen und
initialisieren
♦ Peripherie (Tastatur, Diskettenlaufwerke, usw.) testen
♦ BIOS-Variablen/Unterbrechungsvektor-Tabelle initialisieren
♦ ROM-Erweiterungen suchen und testen (z. B. Video-Karte)
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 52
im Fehlerfall wird der Rechner im Allgemeinen angehalten
(Fehler werden akustisch (Piepstöne, beep code) oder optisch (Blink-Code einer
Leuchtdiode) ausgegeben, solange die Grafikkarte noch nicht initialisiert ist.)
−
Urladen eines Betriebssystems (Boot-Vorgang)
(Bis jetzt befindet sich noch kein Betriebssystem auf dem Rechner! In der PC-Welt
können unterschiedliche Betriebssysteme geladen werden, z. B. MS-DOS, Windows,
Linux, Solaris x86, BeOS, OS/2, QNX, ...)
♦ erfolgt über spezielle Routine im nicht-flüchtigen Speicher
(Urlader im Flash-Speicher/NVRAM/BIOS)
(In der PC-Welt wird das Betriebssystem über den Interrupt 19H (bootstrap
loader) des BIOS geladen, der auch beim Drücken der Tastenkombination
„<Strg><Alt><Entf>“ bzw. „<Ctrl><Alt><Del>“ aufgerufen wird.)
♦ genauer Ablauf hängt vom Rechner und Boot-Gerät ab
(Festplatte, CD/DVD, Netzwerk, Diskette, ...)
♦ Ablauf in der PC-Welt
⋅
BIOS unterstützt verschiedene Boot-Geräte
⋅
Boot-Geräte werden in voreingestellter Reihenfolge nach
einem Urlader durchsucht
⋅
meistens wird z. B. der Urlader der Festplatte (MBR)
über den Interrupt 19H geladen und gestartet
(In der PC-Welt ist festgelegt, dass jeder Urlader ab Adresse 0000:7C00H
geladen wird. Da der Urlader aus dem MBR noch den Urlader einer Partition laden und starten muss, der auch wieder nur ab Adresse 0000:7C00H
ausgeführt werden kann, muss er sich zunächst selbst in „Sicherheit“ bringen. Der Urlader aus dem MBR besitzt deswegen am Anfang eine kleine
Kopierroutine, die den Urlader an eine andere Adresse verschiebt. Nur die
Kopierroutine ist an der Adresse 0000:7C00H lauffähig. Anschließend wird
ein Sprung auf den verschobenen Urlader ausgeführt, der dann die eigentliche Arbeit erledigt.)
Betriebssysteme
⋅
Folie 4 - 53
falls keine Systempartition gefunden wurde, wird der
Benutzer aufgefordert, eine Systemdiskette einzulegen
(es muss keine MSDOS/Windows-Diskette sein, da es dem BIOS egal ist,
welches Betriebssystem es lädt)
⇒ die Aufgaben des BIOS sind abgeschlossen
⋅
der Urlader aus dem MBR überprüft im einfachsten Fall
die Partitionstabelle
(Falls er einen fehlerhaften Eintrag feststellt, gibt er eine Fehlermeldung aus
und stoppt.)
⋅
der Urlader aus dem MBR lädt dann den Urlader aus der
aktiven Partition und startet ihn
(Falls er keine aktive Partition findet, gibt er eine Fehlermeldung aus und
stoppt. Heutige Urlader starten im Allgemeinen Programme mit komfortabler grafischer Oberfläche, so dass der Benutzer auf einfache Weise wählen
kann, welches Betriebssystem er starten will, wenn er verschiedene Betriebssysteme in verschiedenen Partitionen installiert hat. Diese Programme
passen natürlich nicht mehr in den Boot-Sektor.)
⇒ ab jetzt ist es spezifisch für das jeweilige Betriebssystem
⋅
der Urlader aus der Partition überprüft, ob die erforderliche(n) Betriebssystemdatei(en) vorhanden ist(sind)
(Für MSDOS: IO.SYS und MSDOS.SYS, für Windows NT/2000/XP: ntldr,
für OS/2: OS2LDR usw. Einige Betriebssysteme haben selbst wieder einen
mehrstufigen Boot-Vorgang. Bei Windows 2000 liest „ntldr“ z. B. die versteckte Datei „boot.ini“ und präsentiert dann das bekannte „Boot-Menü“.
Danach lädt es „ntdetect.com“, „ntoskrnl.exe“ und weitere Dateien.
„ntoskrnl“ startet dann irgendwann den Session Manger „smss.exe“, der
dann irgendwann den Login-Prozess startet, der seinerseits den „Service
Control Manager“ und weitere Prozesse startet, bevor er den LoginBildschirm anzeigt.)
⋅
nachdem diese Dateien geladen und gestartet worden
sind, werden verschiedene Systemprozesse gestartet und
konfiguriert
⇒ der Boot-Vorgang ist im Wesentlichen abgeschlossen,
sobald der Benutzer eine Eingabeaufforderung erhält
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 54
Startvorgang (bootstrapping) bei MS-DOS/Windows
BIOS bootstrap loader (Interrupt 19H)
Master Boot Record (MBR) bootstrap loader
Partition Boot Record (PBR) bootstrap loader
MS-DOS
io.sys
msdos.sys
config.sys
command.com
autoexec.bat
Windows 3.x
Login possible
Windows NT/2000/XP
ntldr
boot.ini
bootsect.dos
...
ntdetect.com
ntoskrnl.exe
registry
hal.dll, drivers, ...
registry
smss.exe
registry
win32 subsystem
registry
winlogon.exe
registry
lsass.exe
registry
network, services, ...
registry
Windows Vista
bootmgr.exe
bcd
...
winload.exe
ntoskrnl.exe
registry
hal.dll, drivers, ...
registry
smss.exe
registry
win32 subsystem
registry
winlogon.exe
registry
lsass.exe
registry
network, services, ...
registry
(Bei MS-DOS bilden „io.sys“ und „msdos.sys“ den Betriebssystemkern. Mit „config.sys“ kann der Kern an
die aktuelle Hardware angepasst werden, z. B. „deutsche Tastatur“, „hochauflösende Grafikkarte“, usw.
„command.com“ ist die Kommandozeilen-Schnittstelle von MS-DOS, die mit „autoexec.bat“ konfiguriert werden kann, z. B. könnte mit der letzten Anweisung in dieser Datei automatisch die grafische Oberfläche gestartet werden. Bei Windows NT/2000/XP/… wurden die Aufgaben von „config.sys“ und „autoexec.bat“ in die
Registrierungsdatenbank (registry) verlagert. Windows NT/2000/XP/… kann verschiedene Betriebssysteme
über ein Boot-Menü starten. In der versteckten Datei „boot.ini“ müssen die Namen der Betriebssysteme, deren
Partitionen und der Name der Datei, die den Boot-Sektor enthält, eingetragen werden. Einige Betriebssysteme
ersetzen den „Master Boot Record“ durch eine eigene Version. In diesem Fall muss der MBR des Betriebssystems und sonst der PBR in einer Datei im selben Verzeichnis wie „boot.ini“ gespeichert werden. Die Aufgaben von „ntldr“ wurden unter „Windows Vista“ den Programmen „bootmgr.exe“ (Startmenü),
„winload.exe“ (erster Start von Windows) und „winresume.exe“ („Aufwecken“ von Windows aus dem
Schlafzustand (hibernate state) zugeordnet. Die Textdatei „boot.ini“ wurde durch die binäre Datei „bcd“ (boot
configuration data“ ersetzt, die mit dem Programm „bcdedit“ bearbeitet werden kann. Falls eine ältere
Windows-Version gestartet werden soll, würde der Boot-Manager den alten „ntldr“ in der Partition der alten
Windows-Installation starten, der dann auch wieder die Datei „boot.ini“ benötigt. Ein Boot-Menü wird nur
dann angezeigt, wenn es mehr als ein Betriebssystem gibt, das gestartet werden kann.)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 55
Startvorgang bei Solaris x86 (32-Bit Betriebssystemkern)
bis Solaris x86 Version 9
ab Solaris x86 Version 10
Master Boot Record (MBR) bootstrap
loader (/usr/platform/i86pc/lib/fs/ufs/mboot)
Partition Boot Record (PBR) bootstrap
loader (/usr/platform/i86pc/fs/ufs/pboot)
Master Boot Record (MBR) bootstrap loader
(/boot/grub/stage1, loads "stage1.5" or stage 2)
Partition Boot Record (PBR) bootstrap loader
(/boot/grub/stage1 (skipped, if installed in
MBR))
bootblk
boot.bin or ufsboot
device configuration
assistant
mount root file system
/etc/bootrc
/platform/.../kernel/unix
load kernel modules,
mount file systems, ...
/sbin/init
/etc/inittab
/sbin/rc?
(start more system
processes/services)
"stage1.5", e. g., /boot/grub/ufs_stage1_5
other
operating
systems
dtlogin
stage2
/boot/grub/menu.lst
load /platform/.../boot_archive
/platform/.../multiboot
/boot/solaris/bootenv.rc
assembles core kernel from
boot_archive, ...
/platform/.../kernel/unix
mount file systems, ...
/sbin/init
/etc/inittab
start service management
facility (smf)
(start system services)
other
operating
systems
/sbin/rc? (outdated)
dtlogin
(Bis Solaris x86 v9 wurde der Solaris Bootloader benutzt und ab Version 10 wird der
GRand Unified Bootloader (GRUB) eingesetzt. Grub kann Betriebssysteme von jeder Partition jeder Festplatte starten (selbst MS-DOS, dass eigentlich nur von der „c:\“-Partition der
ersten Festplatte gestartet werden kann), indem es dem Betriebssystem eine geeignete Partition und Festplatte vorspiegelt. Weitere Informationen zu GRUB finden Sie unter der URL
„http://www.gnu.org/software/grub“. Bis Version 9 wurden Systemdienste über Skriptdateien gestartet und gestoppt. Die Datei „/etc/inittab“ enthielt dafür entsprechende Einträge. In
der Version 10 wurde die Anzahl der Einträge stark verringert, da alle Dienste mit Hilfe des
Programms „svccfg“ der „Service Management Facility“ (SMF) verwaltet werden. Die
alten Skripte werden noch unterstützt, obwohl sie in das neue Konzept überführt werden
sollten. Falls ein 64-Bit Betriebssystem gestartet werden soll, wird anstelle von
„…/kernel/unix“ der Betriebssystemkern „…/kernel/amd64/unix“ gestartet.)
Betriebssysteme
Folie 4 - 56
4.3 Funktionen/Kommandos
•
•
•
Zugriffe auf Dateiverzeichnisse und Dateien
−
über Funktionen für Programme
−
über Kommandos für Benutzer
folgende Aufgaben sollen möglich sein
−
erzeugen eines Dateiverzeichnisses bzw. einer Datei
−
löschen eines Dateiverzeichnisses bzw. einer Datei
−
umbenennen eines Dateiverzeichnisses bzw. einer Datei
−
verschieben eines Dateiverzeichnisses bzw. einer Datei
−
kopieren eines Dateiverzeichnisses bzw. einer Datei
−
suchen eines Dateiverzeichnisses bzw. einer Datei
−
vergleichen von zwei Dateiverzeichnissen/Dateien
−
in anderes Dateiverzeichnis wechseln
−
Dateien eines Dateiverzeichnisses anzeigen
−
Inhalt einer Datei anzeigen
−
suchen eines Musters in einer Datei
−
Attribute eines Dateiverzeichnisses bzw. einer Datei anzeigen
−
Attribute eines Dateiverzeichnisses bzw. einer Datei ändern
−
Datei sequentiell lesen/schreiben
−
Datei wahlfrei lesen/schreiben
−
Datensatz in einer Datei ändern/löschen
−
usw.
Betriebssystem stellt Funktionen für die Aufgaben zur Verfügung
Betriebssysteme
•
•
Folie 4 - 57
Dateisystem benötigt Datenstruktur
−
in der Attribute gespeichert werden können
−
zur Verwaltung der Blöcke der Dateiverzeichnisse/Dateien
einige Kommandos (in der Windows-Welt wird im Allgemeinen alles über den Explorer gemacht)
UNIX
Windows
Kurzbeschreibung
mkdir
mkdir
Dateiverzeichnis erzeugen
rmdir
rmdir
leeres Dateiverzeichnis löschen
rm -r
rmdir /s
Dateiverzeichnisbaum inkl. Dateien
löschen
mv [-i]
ren
Dateiverzeichnis umbenennen
mv [-i]
-
Dateiverzeichnisbaum verschieben
cp -r[ip]
xcopy /s /e /h /k /o /x
Dateiverzeichnisbaum kopieren
dircmp, diff -rl
-
zwei Dateiverzeichnisbäume
vergleichen
cd
cd
in neues Dateiverzeichnis wechseln
ls [-al]
dir
Dateien in Dateiverzeichnis anzeigen
touch
-
leere Datei erzeugen
rm [-i]
del
Datei löschen
mv [-i]
ren
Datei umbenennen
mv [-i]
-
Datei verschieben
cp [-ip]
copy
Datei kopieren
diff, sdiff, cmp
comp, fc
zwei Dateien vergleichen
cat, more, less, pg,
tail, head, ...
type
Dateiinhalt anzeigen
find
dir /s
Dateiverzeichnis/Datei suchen
grep, egrep
find, findstr
Muster in Datei suchen
ls -ali, getfacl
attrib, cacls
Attribute anzeigen
chmod, chgrp,
chown, touch,
setfacl, sdtfprop
attrib, cacls
Attribute ändern
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 58
einige Funktionen für Dateiverzeichnisse
(Diese Funktionsgruppe wird von ISO-C zur Zeit nicht unterstützt.)
UNIX
Windows
C-Bibliothek Kurzbeschreibung
mkdir
CreateDirectory
-
Dateiverzeichnis erzeugen
link, symlink
CreateHardLink,
CreateSymbolicLink
-
Verzeichnis mit neuem
Namen verknüpfen
opendir,
fopendir
FindFirstFile,
FindFirstFileEx
-
Dateiverzeichnis öffnen (und
ersten Eintrag lesen)
readdir,
scandir
FindNextFile,
FindNextFileEx
-
Dateiverzeichniseinträge lesen
rewinddir,
seekdir,
telldir
-
-
Position im Dateiverzeichnis
festlegen/abfragen
closedir
FindClose
-
Dateiverzeichnis schließen
rmdir
RemoveDirectory
-
leeres Dateiverzeichnis
löschen
rename,
renameat
MoveFile,
MoveFileEx
rename
Dateiverzeichnis umbenennen
-
SearchPath
-
bestimmte Datei suchen
chdir, fchdir
SetCurrentDirectory
-
in neues Dateiverzeichnis
wechseln
getcwd
GetCurrentDirectory
-
aktuelles Verzeichnis liefern
chroot,
fchroot
-
-
neues Root-Verzeichnis
festlegen
stat, lstat,
fstat
GetFileAttributes,
GetFileTime,
GetFileSize, ...
-
Dateiverzeichnisattribute
anzeigen
chmod,
chown,
utime, ...
SetFileAttributes,
SetFileTime,
SetFileSize, ...
-
Dateiverzeichnisattribute
ändern
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 59
einige Funktionen für Dateizugriffe (Teil 1)
UNIX
Windows
creat, open
CreateFile
fopen, freopen
Datei erzeugen/öffnen
link, symlink
CreateHardLink,
CreateSymbolicLink
-
Datei mit neuem Namen
verknüpfen
-
-
tmpfile, tmpnam
temporäre Datei mit eindeutigem Namen erzeugen
unlink
DeleteFile
remove
Datei löschen
rename
MoveFile,
MoveFileEx
rename
Datei umbenennen
-
CopyFile,
CopyFileEx
-
Datei kopieren
stat, lstat,
fstat
GetFileAttributes,
GetFileTime,
GetFileSize, ...
-
Attribute anzeigen
chmod,
chown,
utime, ...
SetFileAttributes,
SetFileTime,
SetFileSize, ...
-
Attribute ändern
read
ReadFile
fread, fgetc,
fgets, fscanf, ...
Datensatz/Zeichen aus Datei
lesen
write
WriteFile
fwrite, fputc,
fputs, fprintf, ...
Datensatz/Zeichen in Datei
schreiben
close
CloseHandle
fclose
geöffnete Datei schließen
fgetpos, ftell
Schreib-/Lesezeigerposition
abfragen
fsetpos, fseek,
rewind
Schreib-/Lesezeigerposition
setzen
lseek
SetFilePointer
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 60
einige Funktionen für Dateizugriffe (Teil 2)
Windows
UNIX
fcntl
-
-
Zugriffssteuerung auf
geöffnete Datei
fcntl,
lockf
LockFile, UnlockFile,
LockFileEx, UnlockFileEx
flockfile,
funlockfile,
ftrylockfile
Zugriff auf Datei
sperren/freigeben
fsync
FlushFileBuffers
fflush
Systempuffer sofort in Datei
schreiben
acl, facl,
aclcheck
GetEffectiveRightsFromAcl, AccessCheckByType,
SetSecurityInfo,
SetNamedSecurityInfo, ...
Dateizugriffsrechte (access
control list) anzeigen/setzen
•
Programme, die mit Dateien arbeiten, können im Allgemeinen
portabel in ISO-C geschrieben werden
•
Programme, die mit Dateiverzeichnissen oder Dateiattributen arbeiten, müssen betriebssystemspezifische Funktionen benutzen
Betriebssysteme
Folie 4 - 61
4.4 Attribute/Zugriffsschutz
•
Aufbau des Dateityp-/Zugriffsrechtefeldes unter UNIX
- r w x r - x - - -
Zugriffsrechte für andere Benutzer (o)
Zugriffsrechte für Gruppenmitglieder (g)
Zugriffsrechte für den Eigentümer (u)
Dateityp
−
3-mal drei Bits
(erste Bit-Gruppe für Eigentümer, zweite für Gruppenmitglieder, dritte für alle
anderen Benutzer)
−
1. Bit einer Gruppe: Lesen erlaubt/nicht erlaubt
2. Bit einer Gruppe: Schreiben/Löschen erlaubt/nicht erlaubt
3. Bit einer Gruppe: Ausführen der Datei erlaubt/nicht erlaubt
−
Codierung der Werte
-
kein Recht
r
Leserecht (read)
w
Schreib-/Löschrecht (write)
x
ausführbar (execute)
s
SUID/SGID-Bit und execute gesetzt
S/l/L SUID/SGID-Bit gesetzt
t
Sticky-Bit und execute gesetzt
T
Sticky-Bit gesetzt
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 62
falls das SUID-Bit gesetzt ist, hat das Programm während der
Ausführung die Rechte des Besitzers
(Auf die Datei /etc/passwd darf nur der Superuser (im Allgemeinen der Benutzer root)
zugreifen. Wenn ein Benutzer mit Hilfe des Kommandos passwd sein Passwort ändert,
wird seine effektive Benutzernummer temporär auf die Benutzernummer des Eigentümers der Datei gesetzt, so dass er seinen Eintrag in der Datei ändern kann.)
−
falls das SGID-Bit gesetzt ist, hat das Programm während der
Ausführung die Rechte der Gruppe
−
damit ein beliebiger Benutzer Programme mit gesetztem SUID/
SGID-Bit ausführen kann, müssen zusätzlich Ausführungsrechte
für andere Benutzer gesetzt sein (3. Bit-Gruppe)
−
falls Ausführungsrechte für den Besitzer/die Gruppe gesetzt
sind, wird „s“ anstelle von „x“ benutzt
−
falls keine Ausführungsrechte für den Besitzer/die Gruppe
gesetzt sind, wird S, l oder L benutzt
(in diesem Fall haben die Bits keine Bedeutung; sie haben ebenfalls keine Bedeutung
bei Verzeichnissen)
−
Programme mit gesetztem SUID/SGID-Bit können eine Sicherheitslücke sein
−
auf keinen Fall bei Shell-Skripten das SUID/SGID-Bit setzen
−
bei Solaris stellt das SGID-Bit bei Datendateien die exklusive
Nutzung der Datei sicher (mandatory file locking)
−
bei ausführbaren Programmen sorgt das Sticky-Bit (save text
image after execution) dafür, dass das Programm auch dann im
Hauptspeicher (Swap-Bereich) bleibt, wenn es augenblicklich
von niemandem benutzt wird (ist heute ohne Bedeutung)
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 63
bei Dateiverzeichnissen sorgt das Sticky-Bit dafür, dass nur der
Besitzer einer Datei die Datei löschen kann
(Beim Verzeichnis /tmp haben alle Benutzer Schreib- und damit Löschrechte im
Verzeichnis. Damit könnte jeder Benutzer jede Datei in diesem Verzeichnis löschen
(auch Dateien des Benutzers root, die keine Rechte für irgendeine Gruppe oder alle
anderen Benutzer haben). Durch das Sticky-Bit kann dies verhindert werden.)
•
Beispiel
eiger:/home/fd1026
-rwsr-xr-x 1 root
-rwxr-sr-x 1 root
drwxrwxrwt 21 root
•
# ls -ld /usr/bin/passwd /usr/bin/write /tmp
shadow 72836 May 2 2006 /usr/bin/passwd
tty
8936 May 2 2006 /usr/bin/write
root
832 Dec 21 20:56 /tmp
Dateitypen
-
normale Dateien
(Textdateien, Shell-Skripte, Objektdateien, ausführbare Programme, ...)
•
b
blockorientierte Gerätedatei
c
zeichenorientierte Gerätedatei
d
Dateiverzeichnis
D
Verweisdatei für Kommunikation (door)
l
symbolischer Verweis (symbolic link; Kommando ln -s)
p
FIFO-Datei (named pipe)
s
AF_Unix Socket-Datei für Prozesskommunikation
Dateityp wird anhand einer Byte-Folge am Anfang der Datei erkannt
(magic number)
•
bekannte Bytefolgen sind in der Datei /etc/magic gespeichert
•
Dateityp kann mit Hilfe des Kommandos file bestimmt werden
(Es kann sich auch dann um eine Datei im Binärformat handeln, wenn file eine Text- oder
Datendatei meldet. Das Kommando file benutzt /etc/magic zur Bestimmung des Dateityps.)
Betriebssysteme
Folie 4 - 64
•
ein Benutzer hat eine Benutzer- und Gruppennummer (user ID, UID,
group ID, GID), die im Allgemeinen in der Datei /etc/passwd, in einer
NIS-, NIS+- oder LDAP-Tabelle mit seinem Namen verknüpft wird
•
er kann seine Gruppe mit einem Kommando ändern, falls er
verschiedenen Gruppen angehört (z. B. mit dem Befehl newgrp)
(Gruppen sind in der Datei /etc/group, in einer NIS-, NIS+- oder LDAP-Tabelle definiert)
•
der login-Prozess ordnet die Benutzer- und Gruppennummer der
login-shell des Benutzers zu, die sie an alle Sohnprozesse vererbt
•
die UID und GID des Benutzers sind die realen Benutzer- und
Gruppennummern des Prozesses, da sie die Person identifizieren, die
sich beim Rechner angemeldet hat
•
außerdem besitzt jeder Prozess eine effektive Benutzer- und Gruppennummer, die im Allgemeinen mit der jeweiligen realen Nummer
übereinstimmt
•
die realen UID's und GID's werden z. B. für Abrechnungszwecke
verwendet und die effektiven zur Überprüfung der Zugriffsrechte
des Prozesses auf Dateien, Semaphore usw.
•
die Benutzer- und Gruppennummer des Eigentümers einer Datei sind
Attribute der Datei
•
UNIX unterstützt auch Dateizugriffslisten (file access control lists)
(Solaris unterstützt Dateizugriffslisten seit 1993 (Trusted Solaris) bzw. kommerziell seit
1995 (Solaris 2.5).)
Beispiel
tyr fd1027 62 touch datei.txt
tyr fd1027 63 setfacl –m user:fd1026:r-- datei.txt
tyr fd1027 64 getfacl datei.txt
# file: datei.txt
# owner: fd1027
# group: inf
user::rwuser:fd1026:r-group::r-mask:r-other:r--
#effective:r-#effective:r--
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 65
Zugriffsrechte unter Windows
C:\>attrib
A SH
A SHR
A SH
A
A
R
A SH
A SHR
A SHR
SHR
SHR
A SH
A SHR
•
*
C:\boot.ini
C:\bootfont.bin
C:\BOOTSECT.DOS
C:\cdcops.log
C:\CLDMA.LOG
C:\hiberfil.sys
C:\IO.SYS
C:\MSDOS.SYS
C:\NTDETECT.COM
C:\ntldr
C:\pagefile.sys
C:\PRELOAD.AAA
Symbol
Bedeutung
A
Attribut für „Zu archivierende Datei“ (Archive)
H
Attribut für „Versteckte Datei“ (Hidden)
R
Attribut für „Schreibgeschützte Datei“ (Read-only)
S
Attribut für „Systemdatei“ (System)
weitere Dateiattribute (abhängig vom Betriebssystem)
−
Eigentümer der Datei
−
Größe der Datei
−
Datum/Uhrzeit des letzten Zugriff bzw. der letzten Modifikation
−
Anzahl Namen für eine Datei
−
Anzahl Unterverzeichnisse im Dateiverzeichnis
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 66
Beispiel 1 (Ausgabe von Dateiattributen unter Windows):
D:\gross\skripte\bachelor\bs_praktikum>dir
Datenträger in Laufwerk D: ist VOLUME
Volumeseriennummer: 904F-B662
Verzeichnis von D:\gross\skripte\bachelor\bs_praktikum
19.06.2006
19.06.2006
19.05.2006
19.06.2006
20.08.2006
03.12.2006
30.06.2006
23.11.2006
03.12.2006
08.07.2006
09.07.2006
19.05.2006
19.10.2006
18:36
<DIR>
.
18:36
<DIR>
..
19:41
<DIR>
bilder
15:55
<DIR>
www
09:09
<DIR>
text
12:12
3.243.801 www.zip
17:35
<DIR>
backup
16:37
3.832.615 text_06.zip
11:18
39.065 prog_06.zip
19:11
2.647.252 bilder_06.zip
14:53
<DIR>
Loesungen
19:41
<DIR>
prog
15:04
87.786 Loesungen_06.zip
5 Datei(en)
9.850.519 Bytes
8 Verzeichnis(se), 6.727.647.232 Bytes frei
D:\gross\skripte\bachelor\bs_praktikum>
•
Beispiel 2 (Ausgabe von Dateiattributen unter Cygwin):
eiger bs_praktikum 17 ls
total 9628
drwxr-xr-x 8 sgross Kein
-rw-r--r-- 1 sgross Kein
eiger bs_praktikum 18
•
–al
0
0
0
87786
0
0
2647252
0
39065
0
3832615
0
3243801
Jul
Aug
Jul
Oct
Jun
May
Jul
May
Dec
Aug
Nov
Jun
Dec
2
30
9
19
30
19
8
19
3
20
23
19
3
14:25
10:47
15:53
16:04
18:35
2006
20:11
2006
11:18
10:09
16:37
2006
12:12
.
..
Loesungen
Loesungen_06.zip
backup
bilder
bilder_06.zip
prog
prog_06.zip
text
text_06.zip
www
www.zip
Beispiel 3 (Änderung des Zeitstempels für letzten Zugriff):
eiger:~ # ls -lc .login
-rw-r--r-- 1 root bin 1013
eiger:~ # ls -lu .login
eiger:~ # head -1 .login
# Datei: .login
eiger:~ # ls -lc .login
eiger:~ # ls -lu .login
letzte Modifikation
Sep
6
2005 .login
Jul
2 10:28 .login
letzter Zugriff
Datei lesen
Autor: S. Gross
Sep
6
2005 .login
Dec 21 21:06 .login
alte Modifikationszeit
neue Zugriffszeit
Betriebssysteme
Folie 4 - 67
Aufgabe 4-7:
Beschreiben Sie stichwortartig, was beim Einschalten eines Rechners
passiert, bevor Sie eine Eingabeaufforderung/grafische Oberfläche
erhalten (Boot-Vorgang).
Aufgabe 4-8:
a) Wie wird der Zugriffsschutz auf Dateien unter UNIX realisiert?
b) Welche Möglichkeiten des Zugriffsschutz gibt es unter Windows?
Betriebssysteme
Folie 4 - 68
4.5 Dateisysteme
•
erlauben persistente (dauerhafte) Speicherung von Daten
•
verwalten den Speicherplatz auf Hintergrundspeichern
•
Aufgaben
•
−
Verknüpfung von Dateinamen mit Speicherbereichen
−
Verwaltung der Datenblöcke einer Datei
−
Verwaltung der freien Datenblöcke auf dem Datenträger
−
Zugriffschutz auf Dateien sicherstellen
physische Struktur von Dateisystemen
FAT volume layout
file allo- file allo- root
boot
cation
sector cation
directable
table
(copy) tory
data blocks
NTFS volume layout
boot
sector
master system data blocks
file
files
table
master
file
table
(copy)
data blocks
Linux volume layout (ext2fs)
boot
sector
super
block
block block
group 0 group 1
filesystem block
descrip- bitmap
tors
block
group n
...
inode inode
bitmap table
data blocks
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 69
logische Struktur von Dateisystemen
−
Sicht des Benutzers
−
heutzutage werden Dateien im Allgemeinen in hierarchisch
angeordneten Dateiverzeichnissen (Verzeichnis, Katalog,
Ordner, directory, folder) verwaltet
−
Verzeichnisse sind im Allgemeinen selbst Dateien
−
flaches Dateiverzeichnis (globales Verzeichnis, flat directory,
single-level directory system, global namespace)
♦ Struktur
directory
file 1
...
file m
♦ alle Dateinamen müssen verschieden sein
(ein Benutzer kann die Datei eines anderen Benutzers ggf. überschreiben, wenn
er zufällig denselben Namen benutzt)
♦ Beispiel: Control Data Corporation CDC 6600
(Großrechner, ca. 1964, Betriebssysteme: COS, SIPROS, Scope, ...)
−
benutzerspezifische Dateiverzeichnisse (two-level directory system)
♦ Struktur
root directory
user
directory 1
file 1
...
file m
...
user
directory k
file 1
...
file n
♦ Beispiel: CP/M (Control-Program for Microcomputers)
(Mikrorechner-Betriebssystem, ca. 1973 - Mitte 1980, bis zu 16 Benutzerverzeichnisse)
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 70
hierarchisch aufgebaute Dateiverzeichnisse (Verzeichnisbaum,
hierarchical directory system, directory tree)
♦ Struktur
root directory
subdirectory
file
... subdirectory
subdirectory ...
file
...
...
subdirectory
file
...
file
file
file
♦ Beispiel: UNIX, Windows, ...
♦ Ansicht eines Verzeichnisses im Windows Explorer
Betriebssysteme
Folie 4 - 71
♦ Ansicht eines Verzeichnisses im Kommandozeilenfenster
Windows XP: cmd.exe
Cygwin
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 72
Verwaltung der Datenblöcke einer Datei
−
zusammenhängende Blöcke (contiguous (pre)allocation)
♦ Datei wird zusammenhängend in aufeinanderfolgende
Blöcke gespeichert
♦ beste Form aus Sicht der einzelnen Datei
⋅
einfache Verwaltung: Anfangsadresse und Dateigröße
⋅
einfache sequentielle Verarbeitung
⋅
einfache direkte Verarbeitung: Block i (i >= 0) befindet
sich z. B. an Position Anfangsadresse + i
♦ Dateigröße ist vorab häufig nicht bekannt
♦ nach kurzer Zeit hohe externe Fragmentierung ⇒ alle
Dateien müssen umkopiert werden
♦ wird heute im Allgemeinen nicht mehr benutzt
(Die Wurzelverzeichnisse einiger Dateisysteme sind von dieser Regel ausgenommen, z. B. die Stammverzeichnisse von FAT-Systemen. Die Master File Table
von NTFS wird ebenfalls in einem zusammenhängenden Bereich gespeichert,
während das Wurzelverzeichnis aller Benutzerdateien und -verzeichnisse bereits
als Indexknoten eines B-Baums realisiert ist.)
−
interne Verkettung der Datenblöcke (linked list, block chaining, ...)
♦ Nachteil: Datei kann nur sequentiell bearbeitet werden
(Speicherplatz für Zeiger geht vom Datenplatz ab ⇒ Blockgröße der Nutzdaten
ist im Allgemeinen keine Zweierpotenz.)
♦ Struktur
directory
file x
file y
i
...
j
block i
m
block j
0
block m
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 73
externe Verkettung der Datenblöcke (file allocation table, FAT)
♦ Nachteile:
⋅
Verweistabelle kann bei großen Partitionen viel Speicherplatz beanspruchen (Tabelle bleibt klein, wenn Blockgröße erhöht wird)
⋅
große Blöcke bei kleinen Dateien nur teilweise gefüllt
⋅
Fehler in der Verweistabelle führen zu Datenverlust
⋅
Zugriffe auf Blöcke am Ende der Datei dauern lange
♦ Struktur
directory
file x
file y
i
...
file allocation table
i j k l m
... j m
0 ...
...
...
block i
block j
block k block l
block m
(Blocknummer für Zugriff auf Datenblock und als Index in Verweistabelle für nächsten Block)
−
Verwaltung über Indexblöcke (Baumstruktur, indexed allocation, ...)
♦ viele moderne Dateisysteme
♦ unterschiedliche Realisierungen
⋅
Windows, OS/2, ...: Varianten von B-Bäumen
⋅
UNIX: Index-Struktur hängt von Dateigröße ab
♦ Struktur
directory
file x
file y
p
...
pointer block, index node, B-tree, ...
i j m 0 0 0 0 0
...
...
block i
block j
block k block l
block m
Betriebssysteme
•
•
Folie 4 - 74
Verwaltung der freien Speicherblöcke
−
über Bit-Listen
−
über verkettete Listen
−
über Indexblöcke
Zugriff auf Dateien erfolgt über Pfadnamen
−
Windows
♦ jede Partition hat eigenen Laufwerksbuchstaben
♦ jede Partition hat eigenes Wurzelverzeichnis
(Wurzelkatalog, Stammverzeichnis, root directory)
−
UNIX
♦ alle Partitionen werden in einen gemeinsamen Dateibaum
eingehängt
♦ man sieht nur ein Wurzelverzeichnis, obwohl jede Partition
ein Wurzelverzeichnis besitzt
−
−
absolute Pfadnamen beginnen immer im Wurzelverzeichnis
♦ Windows:
dir \cmd\split.exe
dir c:\cmd\split.exe
♦ UNIX:
ls -l /windows/c/cmd/split.exe
relative Pfadnamen beginnen immer im aktuellen Verzeichnis
♦ Windows:
dir bs_praktikum\text
dir ..\bs_praktikum\text
♦ UNIX:
ls -l ../bs_praktikum/text
Betriebssysteme
Folie 4 - 75
4.5.1 Transaktionsorientiertes Dateisystem
•
klassische Dateisysteme können bei „Systemabstürzen“ (z. B. Stromausfall,
Rechner wird einfach ausgeschaltet, ...) in einen inkonsistenten Zustand kommen
−
Metadaten (Verzeichniseinträge, Blockverwaltungen) stimmen
nicht mehr mit den tatsächlichen Dateien überein
(Wenn unter UNIX eine Datei gelöscht wird, müssen die Blöcke der Datei und der Indexblock (i-node)
bzw. die Indexblöcke der Datei freigegeben werden sowie der Eintrag im Verzeichnis gelöscht werden.
Wenn zuerst der Verzeichniseintrag gelöscht wird und dann ein Systemabsturz stattfindet, gibt es nach
einem Neustart des Systems „verwaiste“ Blöcke, die weder einer Datei noch der Freispeicherliste angehören. Falls zuerst die Blöcke freigegeben werden, können die freigegebenen Blöcke bereits überschrieben werden, obwohl die Datei im Verzeichnis noch existiert und ihr vielleicht auch noch Indexblöcke
zugeordnet sind, d. h., dass der Dateiinhalt u. U. zerstört wird/wurde.)
−
Dateisystem muss beim nächsten Start des Betriebssystems überprüft und repariert werden
(In der UNIX-Welt würde das Dateisystem z. B. mit dem Programm „fsck“ (file system check) überprüft
und repariert werden, indem das Programm „verwaiste“ Blöcke in die Freispeicherliste einträgt bzw.
bereits freigegebene Blöcke wieder einer Datei zuordnet, sofern dies möglich ist.)
♦ bei großen Dateisystemen sehr zeitaufwendig (Minuten bis Stunden)
♦ Dateisystem kann u. U. nicht repariert werden ⇒ Datenverlust
•
transaktionsorientierte Dateisysteme vermeiden diesen Nachteil
(protokollierendes Dateisystem, journaling file system, logging file system)
−
stellen Konsistenz des Dateisystems durch Transaktionen sicher
♦ zuerst werden die beabsichtigten Änderungen in ein Journal
eingetragen
♦ danach werden die Änderungen irgendwann durchgeführt
♦ zuletzt wird der Eintrag wieder aus dem Journal gelöscht
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 76
nach einem Systemabsturz wird das Journal gelesen
♦ unvollständig durchgeführte Aktionen werden abgearbeitet
oder rückgängig gemacht
♦ unvollständige Einträge in das Journal können gelöscht
werden, da sie noch keine Aktion bewirkt haben
−
für das Journal wird entweder ein fester Bereich reserviert oder
es darf dynamisch wachsen und schrumpfen
(Wenn bei Solaris für ein Dateisystem „logging“ eingestellt wird, wird für jeweils ein
Gigabyte des Dateisystems ca. ein Megabyte (max. 64 MB) für das Journal reserviert.)
−
falls nur Metadaten transaktionsorientiert geändert werden,
können Dateiinhalte u. U. verloren gehen
(In diesem Fall kann eine Datei z. B. einen Block mit zufälligen oder alten Daten enthalten, wenn der Datei der Block in den Metadaten bereits zugeordnet wurde, aber die
Daten noch nicht in den Block kopiert bzw. die Daten noch nicht geändert worden
sind. Die meisten transaktionsorientierten Dateisysteme schützen nur die Metadaten,
um leistungsfähig zu sein.)
−
falls alle Daten transaktionsorientiert geändert werden, müssen
Datenblöcke u. U. zweimal geschrieben werden
(einmal in das Journal und dann in die Datei; Datenbanksysteme schützen auch die
Nutzdaten)
−
Beispiel: NTFS von Microsoft
♦ maximale Dateisystemgröße: ≈16 Exabyte (2^64 Byte)
(Bei allen 32-Bit Systemen mit logischen Festplatten (dynamic volume, multipartition disk) ist
das Dateisystem auf ≈256 Terabyte bei 64 KB und ≈16 Terabyte bei 4 KB Cluster-Größe beschränkt und bei allen klassischen Partitionen (normale Partition einer Festplatte) auf 2 Terabyte.)
♦ maximale Dateigröße: theoretisch: ≈16 Exabyte,
implementiert: ≈16 Terabyte
♦ maximale Anzahl Dateien/Dateisystem: 4.294.967.295
♦ Verzeichnisorganisation: B-Baum-Variante
Betriebssysteme
Folie 4 - 77
4.5.2 Virtuelles Dateisystem (VFS)
•
virtuelles Dateisystem (virtual file system) ist Schnittstelle zwischen
der Dateisystem-unabhängigen und der Dateisystem-spezifischen
Funktionalität im Betriebssystemkern
•
virtuelles Dateisystem ist transparent
−
unterschiedliche Dateisysteme sehen für den Benutzer gleich aus
(Benutzer kann nicht unterscheiden, ob das Dateisystem lokal oder über ein Rechnernetz zur Verfügung gestellt wird oder ob es ein Windows- oder UNIX-Dateisystem ist)
−
netzwerkweit eindeutige Dateideskriptoren
(normale Deskriptoren sind nur innerhalb eines einzelnen Dateisystems eindeutig)
−
Architektur und Funktionsweise
user process
open(), read(), ...
system call (trap)
operating
system
kernel
system calls
interface
Virtual File System (VFS)
local
net
fat
...
ntfs
vfat
hsfs
buffer cache
server
RFS
ufs
hpfs
...
ext2
AFS
Virtual File System (VFS)
net
local
NFS
NFS client
NFS server
...
...
...
device driver
RPC/XDR
RPC/XDR
operating
system
kernel
I/O request
disk controller
•
network
wurde z. B. ca. 1985 von Sun Microsystems für ufs, ms-dos fat und
nfs eingeführt (eines der ersten virtuellen Dateisysteme für UNIX)
Betriebssysteme
Folie 4 - 78
4.5.3 MS-DOS/Windows 95/Windows 98
•
verwenden eine externe Verkettung der Datenblöcke
(Dateizuordnungstabelle, Dateibelegungstabelle, Verweistabelle, file allocation table, FAT)
•
Tabelle enthält für jeden Block des Datenträgers einen Eintrag, der
u. a. angibt, ob der Block frei, unbrauchbar (fehlerhaft) oder einer
Datei zugeordnet ist
(die Blöcke heißen Sektorgruppe oder cluster)
•
im Dateiverzeichnis wird der Dateiname mit der ersten Blocknummer der Datei verknüpft (FAT-Dateisystem)
directory
...
filename
(8 bytes)
name
extension
(3 bytes)
attributes
(1 byte)
reserved modifi- modifi- first
filecation cation cluster size
time
date
number
(10 bytes)
(2 bytes)
(2 bytes)
(2 bytes)
(4 bytes)
...
logical
blocks
...
100
101
102
file allocation
table (FAT)
...
data of
file
100
101
102
101
102
501
...
500
501
502
Free
502
EOF
...
...
500
501
502
...
unused part
of last block
•
jeder Eintrag im Dateiverzeichnis ist 32 Byte groß
•
jeder Eintrag in der Verweistabelle ist 12 Bit (FAT12), 16 Bit
(FAT16) oder 32 Bit (FAT32) groß
Betriebssysteme
Folie 4 - 79
•
Partitionen bis zu 16 MB werden mit FAT12 formatiert
•
FAT32 wird ab Windows 95 OSR2 unterstützt
•
VFAT-Dateisystem erlaubt lange Dateinamen
(Virtual FAT, long file name, LFN, seit Windows 95 Bestandteil der FAT-Dateisysteme)
−
kompatibel zum „alten“ FAT-Dateisystem
−
unterscheidet zwischen Groß- und Kleinbuchstaben
(nur in der Anzeige; Dateisystem unterscheidet nicht zwischen Groß- und Kleinbuchstaben)
−
lange Dateinamen werden in zusätzlichen Verzeichniseinträgen
gespeichert
−
lange Dateinamen sollten nicht im Wurzelverzeichnis benutzt
werden, da dessen Größe beschränkt ist
(abhängig vom Datenträger und dem Dateisystem können im Wurzelverzeichnis
zwischen 112 und 512 Dateien verwaltet werden)
−
Anordnung der Verzeichniseinträge
ohne VFAT
mit VFAT
...
...
8.3 Dateiname 4
8.3 Dateiname 2
8.3 Dateiname 3
LFN-Erweiterung 2 zu Datei 1
8.3 Dateiname 2
LFN-Erweiterung 1 zu Datei 1
8.3 Dateiname 1
...
8.3 Dateiname 1
...
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 80
Beispiel:
dir unter MS-DOS von Windows 98
...
TEST-DAT TXT 76 21.10.01 18:57 test-dat.txt
THIS_I~1 TXT 76 21.10.01 18:57 this_is_a_very_very_long_filename.text.txt
...
dir unter MS-DOS 6.22
...
TEST-DAT TXT
THIS_I~1 TXT
...
76 21.10.01 18:57
76 21.10.01 18:57
Ausschnitt aus dem Dateiverzeichnis
24AA:0060
24AA:0070
24AA:0080
24AA:0090
41
61
54
55
74
00
45
2B
00
74
53
55
65
00
54
2B
00
2E
2D
00
73
00
44
00
00
74
41
28
74-00
00-78
54-54
97-55
2D
00
58
2B
00
00
54
02
0F
00
20
00
00
74
00
4C
95
00
C4
00
64
00
27
00
00
00
97
00
At.e.s.t.-....d.
a.t...t.x...t...
TEST-DATTXT ..'.
U+U+..(.U+..L...
24AA:00A0
24AA:00B0
24AA:00C0
24AA:00D0
24AA:00E0
24AA:00F0
24AA:0100
24AA:0110
24AA:0120
24AA:0130
44
FF
03
65
02
5F
01
73
54
55
74
FF
69
00
79
00
74
00
48
2B
00
FF
00
2E
00
6C
00
5F
49
55
78
FF
6C
00
5F
00
68
00
53
2B
00
FF
00
74
00
6F
00
61
5F
00
74
FF
65
00
76
00
69
00
49
00
00
FF
00
65
00
6E
00
5F
7E
28
00-00
FF-FF
6E-00
00-78
65-00
00-67
73-00
00-76
31-54
97-55
FF
FF
61
00
72
00
5F
00
58
2B
FF
00
00
00
00
00
00
00
54
03
0F
00
0F
00
0F
00
0F
00
20
00
00
FF
00
74
00
5F
00
65
00
4C
FB
FF
FB
00
FB
00
FB
00
9F
00
FF
FF
6D
2E
79
66
69
72
4C
00
FF
FF
00
00
00
00
00
00
97
00
Dt.x.t..........
................
.i.l.e.n.a....m.
e...t.e.x...t...
.y._.v.e.r....y.
_.l.o.n.g..._.f.
.t.h.i.s._....i.
s._.a._.v...e.r.
THIS_I~1TXT ..L.
U+U+..(.U+..L...
Der erste Dateiname benötigt einen zusätzlichen Eintrag und der zweite vier zusätzliche
Einträge im Dateiverzeichnis. Im letzten Eintrag wird Bit 6 gesetzt (0x40). Der lange
Dateiname wird im Unicode (2 Byte je Zeichen) gespeichert.
•
einige Default-Cluster-Größen bei verschiedenen Dateisystemen
Partitionsgröße
FAT12
FAT16
FAT32
NTFS
512 Byte
-
-
-
512 MB – 1 GB
-
16 KB
4 KB
1 KB
1 GB – 2 GB
-
32 KB
4 KB
2 KB
8 GB – 16 GB
-
-
8 KB
4 KB
16 GB – 32 GB
-
-
16 KB
4 KB
32 GB – 2 TB
-
-
-
4 KB
Disketten
Betriebssysteme
Folie 4 - 81
4.5.4 Windows NT/Windows 2000/Windows XP
•
für diese Systeme wurde NTFS (NT file system) entwickelt
•
einige Eigenschaften
−
transaktionsorientiertes Dateisystem (change logging)
−
unterstützt individuelle Zugriffsrechte für Dateien und Ordner
(file and folder permissions, access control lists)
−
Beschränkung des Festplattenplatzes pro Benutzer (disk quota)
−
Dateiverschlüsselung (file encryption)
−
Dateikompression (file compression)
−
platzsparende Speicherung von großen Dateien mit wenig Daten
(sparse files)
−
mehrere Datenkanäle in einer Datei (multiple data streams)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 82
Zugriffsschutz auf Dateien und Verzeichnisse unter Windows XP
−
mit rechter Maustaste auf Datei- oder Verzeichnisnamen klicken
und „Eigenschaften“ wählen
Rechner in keiner Domäne
und „Einfache Dateifreigabe“
−
Rechner in Domäne
Rechner in keiner Domäne
♦ als Administrator „Start → Systemsteuerung“ wählen
♦ Doppelklick auf „Ordneroptionen“
♦ „Ansicht“ wählen
♦ im Fenster „Erweiterte Einstellungen“ den Punkt „Einfache
Dateifreigabe verwenden (empfohlen)“ deaktivieren
(Die Freigabe kann auch im „Windows Explorer“ unter „Extras → Ordneroptionen → Ansicht“
deaktiviert werden.)
♦ mit rechter Maustaste auf Datei- oder Ordnernamen klicken
♦ „Eigenschaften → Sicherheit“ wählen
Betriebssysteme
Folie 4 - 83
♦ erweiterte Sicherheitseinstellungen
♦ effektive Berechtigungen
♦ ggf. wieder „Einfache Dateifreigabe verwenden“ aktivieren
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 84
Zugriffsrechte mit Kommandozeilenprogramm „cacls“ anzeigen
C:\>cacls WINDOWS
C:\WINDOWS VORDEFINIERT\Benutzer:R
VORDEFINIERT\Benutzer:(OI)(CI)(IO)(Beschränkter Zugriff:)
GENERIC_READ
GENERIC_EXECUTE
VORDEFINIERT\Hauptbenutzer:C
VORDEFINIERT\Hauptbenutzer:(OI)(CI)(IO)C
VORDEFINIERT\Administratoren:F
VORDEFINIERT\Administratoren:(OI)(CI)(IO)F
NT-AUTORITÄT\SYSTEM:F
NT-AUTORITÄT\SYSTEM:(OI)(CI)(IO)F
VORDEFINIERT\Administratoren:F
ERSTELLER-BESITZER:(OI)(CI)(IO)F
C:\>cacls tmp
C:\tmp VORDEFINIERT\Administratoren:F
VORDEFINIERT\Administratoren:(OI)(CI)(IO)F
NT-AUTORITÄT\SYSTEM:F
NT-AUTORITÄT\SYSTEM:(OI)(CI)(IO)F
ERSTELLER-BESITZER:(OI)(CI)(IO)F
VORDEFINIERT\Benutzer:R
VORDEFINIERT\Benutzer:(OI)(CI)(IO)(Beschränkter Zugriff:)
GENERIC_READ
GENERIC_EXECUTE
VORDEFINIERT\Benutzer:(CI)(Beschränkter Zugriff:)
FILE_APPEND_DATA
VORDEFINIERT\Benutzer:(CI)(Beschränkter Zugriff:)
FILE_WRITE_DATA
•
Beschränkung des Festplattenplatzes pro Benutzer (disk quota)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 85
Master File Table (MFT) ist zentrale Datenstruktur
−
enthält für alle Dateien/Verzeichnisse der Partition einen Eintrag
(Falls die Informationen für einen Eintrag zu groß sind, werden weitere Einträge
benutzt.)
−
jeder Eintrag ist ein Kilobyte groß
−
Struktur der MFT (die ersten 16 Einträge sind für Systemdateien reserviert)
Dateiname
MFT-Eintrag Einsatzgebiet
$Mft
0
master file table
$MftMirr
1
Kopie der MFT
$LogFile
2
Journal-Datei für Transaktionen
$Volume
3
Informationen zur Partition
(Kommando „fsutil fsinfo volumeinfo c:\“)
$AttrDef
4
definiert alle Attribute
\
5
Wurzelverzeichnis
$Bitmap
6
Freispeicherliste
$Boot
7
Boot-Sektor
$BadClus
8
Liste fehlerhafter Cluster
$Secure
9
Sicherheitseinstellungen für alle
Dateien
$UpCase
10
wandelt Kleinbuchstaben in
Unicode-Großbuchstaben
$Extend
11
verschiedene Erweiterungen, z.
B. quota, reparse points, ...
reserved
12 – 15
normale
Dateien
ab 16
für spätere Erweiterungen
Benutzerdateien und
-verzeichnisse
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 86
12,5 Prozent des Speicherplatzes der Partition werden für die
MFT reserviert, damit sie nicht fragmentiert, wenn die Anzahl
der Dateien wächst (MFT zone)
♦ bei sehr vielen kleinen Dateien muss die MFT-Zone direkt
nach der Formatierung der Partition vergrößert werden
♦ Kommando „fsutil behavior set mftzone <value>“
•
value
Größe
1
12,5 Prozent des Speicherplatzes
2
25 Prozent des Speicherplatzes
3
37,5 Prozent des Speicherplatzes
4
50 Prozent des Speicherplatzes
Datei/Verzeichnis besteht aus mehreren Attributen, z. B.
−
Datei-/Verzeichnisname
−
Zugriffsrechte
−
Daten der Datei bzw. Index des Verzeichnisses
•
kleine Attribute können vollständig im MFT-Eintrag gespeichert
werden (resident attributes)
•
umfangreiche Attribute können nicht im MFT-Eintrag gespeichert
werden (non-resident attributes)
−
diese Attribute werden in einem Block bzw. mehreren Blöcken
der Partition gespeichert
−
das entsprechende Attribut in der MFT verweist dann auf diesen
Block bzw. diese Blöcke
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 87
MFT-Eintrag für eine kleine Datei bzw. ein kleines Verzeichnis
standard
file or directory
information name
data or index
unused
space
−
kleine Dateien/Verzeichnisse (bis ca. 900 Byte) passen vollständig in den MFT-Eintrag ⇒ schneller, effizienter Zugriff
−
standard information, z. B.
♦ Erzeugungszeitpunkt
♦ Zeitpunkt des letzten Zugriffs
(kann mit „fsutil behavior set disablelastaccess“ abgeschaltet werden)
♦ read-only, hidden, ...
−
file/directory name
Attribut kann mehrfach vorkommen, z. B.
♦ langer NTFS-Dateiname (bis zu 255 Zeichen, Unicode)
♦ 8.3 Dateiname für alte Programme (Großbuchstaben)
(kann mit Kommando „fsutil behavior set disable8dot3“ abgeschaltet werden)
−
Daten-Attribut
♦ namenloses Attribut (Standard für jede Datei)
♦ Attribute mit Namen (weitere „unsichtbare“ Datenströme)
♦ Beispiel
C:\tmp>echo default > MultipleStream.txt
C:\tmp>dir MultipleStream.txt
...
20.01.07 16:07
10 MultipleStream.txt
...
C:\tmp>echo stream-1 > MultipleStream.txt:stream1
C:\tmp>dir MultipleStream.txt
...
20.01.07 16:07
10 MultipleStream.txt
...
C:\tmp>more < MultipleStream.txt
default
C:\tmp>more < MultipleStream.txt:stream1
stream-1
Betriebssysteme
−
Folie 4 - 88
Index-Attribute
♦ Attribute zur Implementierung des B-Baums
♦ index root, index allocation, index bitmap
•
MFT-Eintrag für große Datei
standard
fileinformation name
VCN 0
1
2
data
starting
VCN
0
8
3
4
5
attribute
list
starting number of
LCN
clusters
200
8
420
4
6
7
LCN 200 201 202 203 204 205 206 207
8
9
10 11
420 421 422 423
−
Datei wird in Blöcke eingeteilt (virtual cluster number, VCN)
−
Festplatte ist ebenfalls in Blöcke gleicher Größe aufgeteilt
(logical cluster number, LCN)
−
Datenattribut enthält VCN-LCN-Abbildungstabelle
−
falls die Datei sehr stark fragmentiert ist, ist das Datenattribut zu
klein für die Abbildungstabelle
⇒ Attribut „attribute list“ wird hinzugefügt, über das weitere
MFT-Einträge für diese Datei allokiert werden können, die
weitere Attribute aufnehmen können
⇒ im Allgemeinen notwendig, wenn die Datei in mehr als 200
Bereiche zerteilt wird
Betriebssysteme
•
•
Folie 4 - 89
MFT-Eintrag für großes Verzeichnis
−
analog zu großen Dateien
−
Attribut „index root“ enthält den Wurzelknoten des B-Baums
−
Indexknoten des B-Baums werden in Index-Blöcken gespeichert
−
Attribut „index allocation“ enthält die VCN-LCN-Abbildungstabelle für die Index-Blöcke
−
das Attribut „index bitmap“ gibt an, welche VCNs in den IndexBlöcken benutzt werden bzw. noch frei sind
Auszug aus der Master File Table
(Das erforderliche Programm „nfi.exe“ findet man auf der Web-Seite von Microsoft in der
Datei „oem3sr2.zip“ oder „oem3sr2s.zip“ für Windows 2000. Es funktioniert bei mir aber
auch unter Windows XP.)
NTFS File Sector Information Utility.
Copyright (C) Microsoft Corporation 1999. All rights reserved.
File 0
Master File Table ($Mft)
$STANDARD_INFORMATION (resident)
$FILE_NAME (resident)
$DATA (nonresident)
logical sectors 6291456-6638047 (0x600000-0x6549df)
...
$BITMAP (nonresident)
logical sectors 6291448-6291455 (0x5ffff8-0x5fffff)
...
File 1
Master File Table Mirror ($MftMirr)
$DATA (nonresident)
logical sectors 30724280-30724287 (0x1d4d0b8-0x1d4d0bf)
File 2
Log File ($LogFile)
$DATA (nonresident)
logical sectors 6160368-6291439 (0x5dfff0-0x5fffef)
...
File 5
Root Directory
$INDEX_ROOT $I30 (resident)
$INDEX_ALLOCATION $I30 (nonresident)
logical sectors 41409584-41409607 (0x277dc30-0x277dc47)
$BITMAP $I30 (resident)
...
Betriebssysteme
4.5.5
•
Folie 4 - 90
UNIX
Dateisystem (unix file system, ufs) besteht aus Zylindergruppen und
wird durch Superblock beschrieben
(jede Partition hat ggf. ein eigenes Dateisystem)
•
•
•
Superblock enthält u. a.
−
Verweise auf Zylindergruppen
−
Anzahl Zylindergruppen
−
Anzahl Datenblöcke
−
maximale Anzahl Dateien
−
Zeiger auf Freispeicherliste
−
verschiedene Zeitstempel
warum gibt es Zylindergruppen?
−
Metadaten (i-nodes) und Daten liegen dicht beieinander
−
effizienter, da kleinere Kopfpositionierzeiten auf der Festplatte
jede Zylindergruppe enthält
−
Kopie vom Superblock, da kritische Datenstruktur
−
Bitliste der belegten/freien Blöcke
−
Bitliste der belegten/freien i-nodes
−
i-node-Tabelle
−
Daten
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 91
Partitionen (c0t0*) werden in gemeinsamen Dateibaum integriert
/
c0t0d0s0
cdrom sbin etc
dev opt home var export usr ...
c0t0d0s5
c0t0d0s3
c0t0d0s6
hosts passwd group named.conf ...
...
...
home
c0t0d0s7
...
... gross ...
...
•
.cshrc .login SunOS ...
...
Baum wird beim Starten des Systems automatisch erzeugt
−
Datei /etc/fstab (Linux)
#device
#to mount
#
/dev/hda6
/dev/hda5
/dev/sda
/dev/hda1
/dev/hda7
...
mount
point
FS
type
mount
options
dump
fsck
pass
/
swap
/media/floppy
/windows/C
/windows/D
reiserfs
swap
auto
ntfs
vfat
acl,user_xattr
pri=42
noauto,user,sync
noauto,ro,users,...
noauto,users,...
1
0
0
0
0
1
0
0
0
0
♦ Dateisysteme auf Disketten und die Windows-Partitionen
müssen manuell eingebunden werden (wegen „noauto“)
z. B.: mount /windows/C
♦ falls das Dateisystem nicht in /etc/fstab steht, muss das
vollständige Kommando benutzt werden
z. B.: mount –t ntfs –o ro /dev/hda1 /windows/C
−
Datei /etc/vfstab (Solaris)
#device
#to mount
#
/dev/dsk/c1t2d0s1
/dev/dsk/c1t2d0s0
/dev/dsk/c1t2d0s3
/dev/dsk/c1t1d0s6
...
device
to fsck
mount
point
FS
type
fsck
pass
mount
at boot
mount
options
/dev/rdsk/c1t2d0s0
/dev/rdsk/c1t2d0s3
/dev/rdsk/c1t1d0s6
/
/var
/export2
swap
ufs
ufs
ufs
1
1
1
no
no
no
yes
logging
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 92
Dateiverzeichnis enthält für jede Datei im Allgemeinen vier Werte
−
sogenannte i-node-Nummer als Index in eine i-node-Tabelle
−
die Größe des Eintrags, um schnell auf den nächsten Eintrag
positionieren zu können (eine Art verkettete Liste)
−
die Länge des Dateinamens
−
den Dateinamen
(bis zu 255 Zeichen; ggf. mit Nullen auf eine durch vier teilbare Länge ergänzt)
•
jede Datei wird durch einen i-node beschrieben (Attribute der Datei)
•
alle Dateien werden in der i-node-Tabelle (i-node-list) verwaltet
(entspricht der Master File Table bei Windows NTFS)
directory
i-node table
...
...
i-node
entry length
filename length
filename
filetype, access permissions
reference count
owner (UID)
group (GID)
filesize
last access time-stamp
last modification time-stamp
creation time-stamp
block number for data
block 0
...
...
block number for data
block 11
block number for single
indirect block
block number for double
indirect block
block number for triple
indirect block
...
data blocks
(e.g., 8 KB)
...
...
...
...
...
...
...
...
...
..
...
...
...
...
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 93
i-node-Nummern mit spezieller Bedeutung
−
0
wird nicht benutzt
−
1
wird nicht benutzt (früher „bad block“-Liste)
−
2
Wurzelverzeichnis
•
falls eine Datei unter verschiedenen Namen bekannt ist (z. B. in verschiedenen Dateiverzeichnissen) müssen die Daten nur einmal gespeichert werden, da ein Referenzzähler im i-node angibt, wie viele
Verweise auf die Datei existieren (hard link, Kommando: „ln“)
•
die Datenblöcke einer Datei werden erst dann gelöscht, wenn der
Referenzzähler den Wert 0 annimmt
•
„hard link“ ist auf Dateien eines Dateisystems beschränkt
•
„symbolic link“ (Kommando: „ln -s“) ist dateisystemübergreifend
(„symbolic link“ hat eigenen i-node, der den Pfad zur anderen Datei enthält. „symbolic link“
kann auf noch nicht oder nicht mehr existierende Dateien verweisen.)
•
sobald eine Datei geöffnet wird, wird der i-node vom Datenträger in
den Hauptspeicher übertragen und bleibt dort solange bis die Datei
wieder geschlossen wird
•
die virtuellen Blocknummern der Datei werden über eine Verweisstruktur auf die logischen Blöcke des Datenträgers abgebildet
(die Nummern der ersten 12 Blöcke können direkt über den i-node umgewandelt werden, so
dass ein schneller Zugriff auf kleine Dateien sichergestellt ist. Falls die Datei größer ist,
werden die nächsten Blöcke über (mehrstufige) Verweisblöcke adressiert)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 94
Darstellung der internen Struktur des ufs-Dateisystems
i-node table
directory "/"
2
2
3
8
...
...
2 drwxr-xr-x
...
direct block
...
3 drwxr-xr-x
...
direct block
...
1
2
10
3
.
..
lost+found
usr
directory "/usr"
8
2
100
...
...
8 drwxr-xr-x
...
direct block
...
12
12
12
1
2
3
.
..
bin
directory "/usr/bin"
100
8
680
...
...
100
12
12
20
12
drwxr-xr-x
...
direct block
...
12
12
20
1
2
11
.
..
xemacs-20.4
file "/usr/bin/xemacs-20.4"
...
680
-rwxr-xr-x
...
5.158.908
...
direct block
...
direct block
single indirect
...
...
...
0
...
...
616
617
unused
(Die ersten 12 * 8 KB = 96 KB werden direkt adressiert. Der Indexblock kann zweitausend
32-Bit-Adressen oder eintausend 64-Bit-Adressen speichern. 12 + 618 = 630 Blöcke können 5.160.960 Byte speichern.)
Betriebssysteme
•
Folie 4 - 95
Tabellenstruktur im Betriebssystem
process context
process-specific
open file table
kernel resident
system
open file table
disk-resident
active
i-node table
0
1
2
i-node
...
...
file
descriptor
...
i-node
data
...
...
process-specific
open file table
0
1
2
...
data
...
...
file
descriptor
•
unabhängige Prozesse benutzen im Allgemeinen verschiedene
Einträge in der systemweiten Tabelle offener Dateien
⇒ jeder hat einen separaten Schreib-/Lesezeiger in die Datei
•
abhängige Prozesse (Vater - Sohn) benutzen u. U. denselben Eintrag
in der systemweiten Tabelle offener Dateien
⇒ Prozesse benutzen ggf. denselben Schreib-/Lesezeiger in die
Datei
⇒ wenn ein Prozess die Position des Zeigers ändert, arbeitet der
andere Prozess an der neuen Position weiter
(Prozesse können sich u. U. gegenseitig stören)
•
Beispiel: OpenFileTable.c im Programmarchiv
Betriebssysteme
Folie 4 - 96
Aufgabe 4-9:
a) Warum benutzt das Dateiverwaltungssystem bei Festplatten Blocknummern zur Speicherung von Dateien?
b) Wie werden die virtuellen Blocknummern einer Datei unter
MS-DOS in logische Blocknummern umgesetzt?
c) Skizzieren Sie, wie der dritte Datenblock der Datei „bs_klau.doc“ in
einem FAT-Dateisystem gefunden wird. Nennen oder zeichnen Sie
alle wesentlichen Schritte.
Aufgabe 4-10:
a) Wie würde die Verweisstruktur für die obige Datei /usr/bin/xemacs20.4 (5.158.908 Byte) aussehen, wenn das Dateisystem vier Kilobyte
große Blöcke und 32-Bit-Adressen benutzt?
b) Beschreiben Sie stichwortartig, wie die Daten der Datei bs.doc
(2.292.767 Byte) von UNIX auf einer Festplatte gefunden werden,
wenn 32-Bit Adressen benutzt werden. Nennen Sie alle wesentlichen Begriffe.

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