OS/2 Warp

OS/2 Warp Загальна характеристика.

В кінці 1994 року IBM випустила третю головну версію OS/2, яку назвала OS/2 Warp 3 (warp — основа). Його демонстрування таланту і розгорнута рекламна компанія нагадували рекламну компанію 1992 року, коли було випущена OS/2 2.0. Принаймні один гасло був точним повторенням: у цій системи є багато переваг, які користувачі і корпорації можуть витягти негайно з 32-х розрядної операційній середовища.

OS/2 Warp має добре продуманий объектно-ориентированный інтерфейс із застосуванням техніки drug-and-drop і під час операцій копіювання, видалення, друку, деяких інших. Переліки властивостей об'єктів легко доступні в меню, що викликаються клацанням правої клавіші миші. Є спеціальна панель розміщувати часто використовуваних документів або прикладних програм.

В склад OS/2 Warp входить набір утиліт BonusPack, який містить IBM Works — інтегрований програмний пакет початкового рівня, і Internet Access Kit — самий повний набір коштів на мережі Internet із усіх коштів, які у складі операційними системами, Web Browser і пошта Internet Mail. У публікаціях трапляються твердження, що він більше досконалий, ніж набір для доступу до Internet, реалізований в Windows 95. Вже у лютому 1995 року IBM почала продавати пакет OS/2 Warp 3 Full Pack, який містить бібліотеки Win-OS/2. Ці бібліотеки дають можливість виконувати Windows-программы, не набуваючи ліцензійних копій Microsoft Windows.

Одним з часто критикуемых недоліків OS/2 Warp і те, що вона підтримує 32-х бітні докладання Windows (точніше, вона підтримує АПІ Win32s, але з підтримує повний АПІ Windows NT, що називається Win32 і що майже цілком підтримує Windows 95). Однак у найближчим часом цей недолік нічого очікувати критичним, оскільки додатків Win32 що трохи, проте з додатками Win16 у OS/2 Warp проблем немає. IBM каже, що вони можуть забезпечити підтримку додатків Win32, якщо цього захочуть користувачі.

В той час в OS/2 Warp відчувається брак мережевих функціональних можливостей. Становище має змінитися, оскільки влітку 1995 року IBM початку продавати таку версію OS/2 — Warp Connect, що містить найважливіші драйвери і утиліти. До нових засобів входять редиректоры для операційних систем NetWare 3. х і 4.1 і OS/2 LAN Server. Версія OS/2 Warp Connect працює із протоколами IPX і NetBIOS, ні з нової реалізацією протоколів TCP/IP. Цей новий комплект встановлює двухточечное з'єднання за протоколом PPP замість сполук SLIP, передбачених у базовому пакеті OS/2 Warp. Цей комплект знизить навантаження на центральний процесор і забезпечить одночасний доступом до локальної сіті й мережі Internet.

Кроме того, Warp Connect надає давно очікувані в OS/2 кошти одноранговой мережевий зв’язку. Згідно з повідомленням фірми IBM, у цю версію входить велика кількість власних драйвером, які зможуть з понад 70% існуючих адаптерів Ethernet і як з 90% адаптерів Token Ring. І це саме програмне забезпечення дає можливість клієнту Warp Connect підключатися в серверу LAN Server 4.0.

Warp Connect містить також програму Lan Distance фірми IBM, що дозволить з'єднуватися через зв’язковою сервер із кожним підключеним до неї пристроєм. На відміну від Windows 95 ОС Warp Connect зовсім позбавлений коштів, підтримують віддалений доступ через комутовані телефонні мережі. Ще однією нововведенням є довідкова база даних ASK PSP компакт-диску з інтерфейсом запитів мовою, близькому до природного англійської.

Что стосується поштових послуг, то IBM вибрала для Warp Connect пакет Lotus Notes Express, а чи не свій власний Ultimedia Mail/2. Notes Express дозволяє з'єднатися із кожним сервером Notes.

Как та інші версії Warp, Warp Connect теж поставлятися у двох версіях: одна без Windows-библиотек, інша, подібно Full Pack, з бібліотеками Win-OS/2.

Внутрішня організація OS/2 Warp

На малюнку 9.1 показано структура ОС OS/2 Warp 3.0. У OS/2 є декілька тисяч видів віртуальних машин для прикладних програм. Власні 32- і 16-разрядные програми OS/2 виконуються на окремих віртуальних машинах як вытесняющей багатозавдань і може спілкуватися між собою з допомогою коштів DDE OS/2. Прикладні програми DOS і Win16 можуть запускатися на окремих віртуальних машинах в многозадачном режимі. Водночас підтримують повноцінні зв’язку DDE і OLE 2.0 друг з одним та зв’язку DDE з 32-х розрядними програмами OS/2. З іншого боку, можна запустити кілька програм Win16 на загальної віртуальної машині Win16, де працюють як невытесняющей багатозавдань. Різноманітні сервісні функції АПІ OS/2, зокрема SOM (модель системних об'єктів), забезпечуються з допомогою системних динамічних бібліотек DLL, до котрих звертатися без потребують витрат часу переходів між кільцями захисту. Ядро OS/2 надає багато базові сервісні функції АПІ, забезпечує підтримку файлової системи, управління пам’яттю, і має диспетчер апаратних переривань. У ядрі віртуальних DOS-машин (VDM-ядре) здійснюється эмуляция DOS і процесора 8086, і навіть управління VDM. Драйвери віртуальних пристроїв забезпечують рівень апаратної абстракції. Драйвери фізичних пристроїв безпосередньо взаємодіють із апаратурою.

.

Рис. 9.1. Структура OS/2

На малюнку 9.2 зображені мережні кошти OS/2 Warp Connect. Вони діляться чотирма рівня. Прикладний рівень включає програмні інтерфейси додатків ОС. Компоненти лише на рівні файловій системи визначають виконання файлових операцій. Транспортний рівень реалізує комунікаційні протоколи. Є компонента Загальна транспортна семантика (Common Transport Semantic), що дозволяє використовувати будь-яку файлову систему (а її редиректор) разом із будь-яким протоколом транспортного рівня.

.

Рис. 9.2. Структура мережевих коштів OS/2 Warp Connect

Программное забезпечення MAC-уровня включає драйвери мережевих адаптерів і диспетчерський шар у стандарті NDIS 2.01, що дозволяє різним мережним протоколів працювати через один адаптерам, і присвячених різним адаптерам зв’язуватися через загальний протокол. Існує модуль перетворення ODI-NDIS, який дозволяє вживати модулі транспортних протоколів, реалізовані розрахунку роботи з диспетчерським шаром ODI компанії Novell.

Диспетчер инсталлируемой файловою системи (IFS) теоретично дозволяє будь-який прикладної програмі працювати з кожного файловою системою.

Файлова система HPFS

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

Эта систему було розроблена, аби здолати кривду деякі недоліки FAT, до яких ставляться:

обмеження, що накладалися на розмір файлів і дискового простору; обмеження довжини імені файла; фрагментація файлів, яка веде до їх зниження швидкодії системи і зносу обладнання; непродуктивні витрати пам’яті, викликані великими розмірами кластерів; схильність втрат даних.

Проблема непродуктивних втрат дискового простору пов’язана з тим, місце на диску виділяється цілими блоками — кластерами. Кластер — це одиниця дискового простору, якими оперує файлова система при виділенні місця для файла. У середньому половина який виділяється кластера кожному за файла витрачатиметься на порожню. Це то, можливо одній з причин нераціональне використання пам’яті диска. Наприклад, при ємності диска 510 Мбайт число розміщених у ньому файлів може становити близько 1,5 тисяч. І тут FAT призведе до втрати 6 Мбайт простору, зумовленої лише розміром який виділяється блоку. Для найпоширеніших зараз дисків ємністю 850 Мбайт ситуація може бути ще критичнішою. Такою диску може розміститися близько двох тисяч файлів, що воно потягне втрату 20 Мбайт. Для мережевих дисків місткістю кілька гігабайтів втрати досягають астрономічних цифр. Чим більший розмір розділу жорсткого диска, тим більше коштів обсяг мінімальної неподільної області пам’яті, виділеної файлу, тим більше коштів втрати.

Эти втрати можна істотно скоротити впровадженням ефективніших файлових систем. Простий перехід на HPFS, працюючу серед OS/2, дозволяє знову повернутися до початкового розміру який виділяється блоку — 512 байт, причому для розмірів диска. Розмір ймовірного виграшу для диска ємністю 512 Мбайт, що містить 8 000 файлів, становить близько 30 Мбайт. Цей виграш пов’язаний із тим, що у кожному файлі загалом втрачається не 4096 байт (половина розміру кластера в FAT для диска даної ємності), а 256 байт.

В OS/2 становище ускладнюється застосовуваним методом зберігання розширених атрибутів (extended attributes). У розділі FAT файл, у якому єдиний символ, посіла б цілий кластер розміщувати власне файла і іще одна кластер для розширених атрибутів.

Так як розширені атрибути майже мають обсяг менше 300 байт, розмір теряемого даремно дискового простору змінюється від приблизно половини кластера під час використання малих розділів до левової частки обсягу кластер на великих розділах. Разом кожному файлі втрачається приблизно кластер.

Переход на HPFS дозволить заощадити дискове простір. HPFS розподіляє простір, виходячи з фізичних 512-байтовых секторах, а чи не на кластерах, незалежно від розміру розділу. Система HPFS дозволяє зменшити і непродуктивні втрати, позаяк у ній передбачене зберігання до 300 байт розширених атрибутів в F-узле файла, без захоплення при цьому додаткового сектора.

Другая проблема пов’язані з фрагментацією файлів, що найбільш й у ємних дисків з великою кількістю файлів. Фрагментація істотно б'є по часу доступу до файлу. Інший негативний ефект фрагментації - підвищений знос диска. Про серйозність цієї проблеми каже безліч утиліт для дефрагментации дисків, використовують FAT.

Файловая система HPFS забезпечує значно більше низький рівень фрагментації. Хоча позбутися повністю від нього вдається, зниження продуктивності, виникає через це, майже непомітно для користувача.

Первые 16 секторів розділу HPFS становлять завантажувальний блок. Ця сфера містить мітку диска і код початковій завантаження системи. Сектор 16, відомий під назвою суперблок, містить багато загальної інформації про файлової системі загалом: розмір розділу, покажчик на кореневої каталог, лічильник елементів каталогів, номер версії HPFS, дату останньої перевірки і виправлення розділу з допомогою команди CHKDSK, і навіть дату останнього виконання процедури дефрагментации розділу. Він також має покажчики на список зіпсованих блоків на диску, таблицю дефектних секторів і список доступних секторів.

Сектор 17 називається SpareBlock (запасний блок). Він має покажчик на список секторів, які можна використовуватиме «гарячого «виправлення помилок, лічильник доступних секторів для «гарячого «виправлення помилок, покажчик на резерв вільних блоків, що застосовуються управління деревами каталогів, і інформацію про мовних наборах символів. Система HPFS використовує інформацію про мовних наборах, щоб дати можливість пересилати файли, складені користуємося різними мовами, у тому разі, коли імена файлів містять унікальні для будь-якого мови символи. SpareBlock також містить так званий «брудний «прапор. Цей новий прапор повідомляє операційній системі у тому, було завершення попереднього сеансу роботи нормальним, або в результаті збою електроживлення, або файли були закриті належним чином з іншої причини. Якщо це прапор виявлено у час початковій завантаження, то операційна система автоматично запускає утиліту CHKDSK, намагаючись знайти й виправити все помилки, внесені до файлову систему через неправильне вимикання системи.

.

Рис. 9.3. Прийом збільшення доступного безперервного простору

Во час форматування розділу HPFS ділить його за смуги по 8 Мбайт кожна. Кожна смуга — її можна подати собі як віртуальний «міні-диск «- має окрему таблицю обсягом 2 Кбайт, у якій вказується, які сектори смуги доступні, а які зайняті. Щоб максимально збільшити протяжність безперервного простору розміщувати файлів, таблиці поперемінно вміщено у початок і наприкінці смуг (малюнок 9.3). Цей метод дозволяє файлам розміром до 16 Мбайт (мінус 4 Кбайта, відведеної розміщувати таблиці) зберігатися лише у безупинної області.

Затем файлова система HPFS оцінює розмір каталогу й резервує необхідне простір в смузі, розташованої найближена до середині диска. Відразу після форматування обсяг диска в HPFS здається менше, ніж у FAT, бо наперед резервується місце для каталогів у центрі диска. Місце резервується у середині диска у тому, щоб фізичні голівки, що зчитують дані, будь-коли проходили понад половина ширини диска.

Тот факт, що це простір заздалегідь розподілено, дає підстави HPFS використовувати спеціально оптимизированное програмне забезпечення ще швидкої й ефективної роботи з каталоги. Порівняйте це і системи FAT, де голівках потрібно пройти весь шлях до початку диска і прочитати таблицю розміщення файлів, потім знайти кластер, знову пройти до початку диска, щоб накинути у FAT місцезнаходження наступного кластера, тощо. Цю процедуру стає ще більше незручною із наростанням фрагментації. Тому, що розміщення каталогів у середині диска підвищує продуктивність системи. Разом про те, таке попереднє розподіл не накладає обмежень на число файлів, які можна розміщені жорсткому диску. У окремих випадках, коли системі HPFS знадобиться більше простору, чим давно відвели під каталоги, вони можуть виділити додаткове простір з доступною області диска.

Число файлів у кожному блоці каталогу — змінна величина, що залежить від довжини імен файлів, які у ньому. Імена файлів в HPFS може мати довжину до 254 символів, вони сортуються гаразд, визначеному послідовністю символів в поточної кодовою сторінці системи.

Скорость роботи збільшується також із способу зберігання елементів каталогів. Система FAT послідовно переглядає кожен елемент каталогу, аби відшукати потрібний файл. Тож у найгіршому випадку доводиться перебирати все файли в каталозі, колись, ніж знайдеться потрібний. Але HPFS використовує для зберігання елементів каталогів структуру даних, звану В-деревом. Кожен елемент каталогу починається з числа, що становить довжину елемента, яка змінюється залежно від довжини імені файла. За нею йдуть час й час створення файла, її розмір і атрибути (лише читання, архівний, прихований і системний), і навіть покажчик на F-узел файла. Кожен файл (і каталог) має F-узел — структуру даних, що займає один і що містить принципово важливу інформацію про файлі.

F-узел містить покажчик початку файла, перші 15 символів імені файла, додаткові тимчасові маркери останньої запису і останнього доступу, журнал, який зберігає інформацію про попередніх зверненнях до файлу, структуру розподілу, описує розміщення файла на диску, і перші 300 байт розширених атрибутів файла. (Розширені атрибути рідко займають більш 300 байт, що фактично означає, що HPFS щоб одержати цієї інформації доводиться читати однією сектор менше, ніж FAT.) Програми LAN Server і LAN Manager фірми IBM також зберігають в F-узле інформацію про управління користувальницьким доступом (Access Control). Зауважте, що F-узлы зберігаються у суміжних з уявними ними файлами секторах, тому, коли файл відкривається, то чотири автоматично зчитувальних в кеш сектора містять F-узел і трьох перших сектора файла.

Структура розміщення HPFS має додаткові переваги проти FAT завдяки технічному прийому, званому кодуванням за довжиною виконання (Run Length Encoding, RLE). Натомість, щоб визначати в таблиці кожен використовуваний сектор, HPFS зберігає покажчик перший і число послідовно розташованих використовуваних секторів. Кожна область дискового простору, описувана парою (сектор, довжина), називається экстентом. Хоча HPFS і зводить фрагментацію до мінімуму, файли все-таки можна певної міри фрагментированными. У цих ситуаціях пари, описують экстенты, додаються до F-узлу файла. Один F-узел може зберігати до 8 экстентов, забезпечуючи достатнє простір більшість файлів.

А якщо все-таки треба ще більше простір, то HPFS змінює структуру в такий спосіб, що F-узел стає коренем В±дерева секторів розміщення. В±дерево є варіантом бінарного В-дерева. Створене як структура до швидшого виявлення даних із порівнянню з методом послідовного перебору, бінарну дерево складається з гілок, кожна з яких представляє вибір однієї з двох можливих продовжень. Короткий дерево територіальних телефонних кодів може бути оскільки показано малюнку 9.4,а. Тут ліва гілка відповідає числам з меншими значеннями, ніж значення у точці розгалуження, а права — з більшими на. Нехай виконується пошук, наприклад, коду 513. Спочатку аналізується код в вершині дерева, оскільки 513 більше 212, то подальший пошук здійснюється за правої галузі. Оскільки 513 більше 407, то знову пошук йде з правої галузі, де знаходиться потрібний елемент даних. Для здобуття права знайти дані з допомогою цього, знадобилося виконати два порівняння, тоді як послідовного перебору міг би знадобитися п’ять порівнянь.

.

Рис. 9.4. Бінарні деревоподібні структури

Эффективность бінарних дерев залежить від послідовності, у якій у яких додаються нові елементи даних. Якщо, наприклад, додати код 617, він ітиме за кодом 513, і якщо додати іще одна код 714, він поїде з кодом 617. Тому, якщо елементи додаються гаразд зростання, то результуюче дерево стає дедалі схожим на послідовну структуру (рис. 9.4,б).

Структура В-дерева була розроблена цілях запобігання цієї проблеми. Методи управління В-деревьями забезпечують збалансованість дерева. Структуру малюнку 9.4 (б) краще реорганізувати те щоб вона прийняла вид, показаний малюнку 9.4 (в). Це дерево ефективнішим, але призводить до додатковим затратам, оскільки його балансування виконується щоразу при додаванні чи видаленні елемента, або за зміні значення елемента.

Возвращаясь до методу описи фізичної структури файла, заснованого на экстентах, треба врахувати, що багато сучасних контролери дисків можуть читати впродовж одного звернення відразу кількох секторів. Застосовувана в HPFS схема значно підвищує шанси використати цю можливість, у своїй відбувається ще більше зменшення кількості необхідних операцій взаємодії між програмою, файлової системою, драйвером дискового пристрої і фізичним диском.

HPFS має та інші оптимізують функції. Так під час відкриття або запровадженні файла інтелектуальний алгоритм виділяє найвдалішу смугу. Програмний інтерфейс, використовуваний до створення файла, дозволяє програмісту повідомити операційній системі гаданий розмір файла. З допомогою цієї інформації HPFS може заздалегідь вибрати розміщувати файла смугу, має безперервну область найбільшого розміру. Саме тому HPFS найбільш ефективно у великих розділах — більше число смуг надає великі вона дуже обмежена.

Предположим, що многонитевая операційна система одночасно створює чотири нових файла на диску, использующем FAT. Оскільки кожному за файла потрібен новий сектор, він займає найближчий доступний сектор в таблиці розміщення файлів. Це спричиняє значної фрагментації, оскільки кластери між файлами розподіляються впереміж. HPFS виділила б кожному з чотирьох файлів окрему смугу, щоб їхній вміст залишалося безперервним.

Как згадувалося, під час відкриття файла F-узел і перші три сектора зчитуються і вкладаються у кеш. Якщо що відкривається файл — виконуваний або якщо по даним журналу доступу до файлам в F-узле видно, що файл після відкриття часто читається повністю, то багато сектори будуть попередньо автоматично прочитані і перебувають у кеш.

Операции запис у кеш здійснюються певним чином, що називається «ледачої «записом. Коли програма посилає команду записи, HPFS поміщає дані в кеш і вирішив негайно повідомляє програмі, що операція із виконано, і потім в фоновому режимі дані переміщаються з оперативної пам’яті на пристрій. Це виключає тривалу затримку, яке супроводжувало справжню операцію записи даних на пристрій вводу-виводу. Однак цьому існує ризик тріщини даних. Наприклад, вже по тому, як програма отримала запрошення від ОС повідомлення про успішному завершенні операції вводу-виводу, при спробі записати дані з кешу на диск драйвер цього устрою може повідомити про помилку звернення до диска. У разі дуже корисний є список блоків «гарячого «виправлення.

Если спроба записи на диск закінчується невдало, то HPFS відшукує в SpareBlock блок, яке можна використовувати для «гарячого «виправлення. Дані записуються до області «гарячого «виправлення, а таблиці несправних блоків оновлюються, вказуючи зіпсований і блок. HPFS буде автоматично спрямовуватиме запити читання за адресою. Під час чергового виконання утиліти CHKDSK файл буде скопійовано до нового місце, де він може зберігатися в безупинної області. При зверненні щодо нього не потрібно переходити до блоку «гарячого «виправлення і навпаки. Блок буде звільнено від використання у разі виникнення іншій подібній проблеми. Отже, проблема вирішується автоматично без долі користувача.

Для підвищення ефективності система HPFS також надає багаторівневі кэши. Наприклад, вона в кэше підкаталоги, і навіть повне складене ім'я, записавши у пам’яті контрольну суму, однозначно визначальну шлях до файлу. Тому, за зверненні до файлу, розташованому за глибоко вкладеному каталозі, швидше все буде може бути швидкий доступ відразу у потрібний каталог без пошуку з дерева каталогів.

HPFS має підвищеної отказоустойчивостью проти FAT. Коли диску з FAT виявилася стертою таблиця розподілу файлів, то швидше за все виявляться втраченими всі дані, що є поза кореневого каталогу. У системі HPFS замість таблиці розміщення файлів застосовується бітовий масив, який містить прапор, помечающий використовувані сектори. Якщо область битового масиву буде зруйнована, користувач цього помітить, навіть якщо це станеться під час роботи системи. F-узел файла також має інформацію про розміщення кожного файла. Тому область битового масиву може бути відновлена після пошуку цієї інформацією F-узлах. Користувач не побачить навіть попередження — пошук виконується автоматично. Цей процес відбувається то, можливо запущено і з допомогою утиліти CHKDSK, що зрівнює бітовий масив з туристичною інформацією для файла про належних йому секторах. Якщо за читанні битового масиву можна знайти помилка, створюється новий бітовий масив.

В системі FAT при псування каталогів губляться покажчики початку ланцюжка кластерів кожного файла. Можна з'єднати окремі кластери в файл, але що доведеться робити вручну. Оскільки утиліти, подібні CHKDSK, не знають імені файлів, то тут для здобуття права відновити їх старі імена, доведеться завантажувати файли в текстовий редактор і намагатися визначити, що вони з себе представляють.

При працювати з HPFS у разі втрати каталогу в кожного файла від цього каталогу втрачається лише дата останньої операції запис у файл та інших змін, дата створення і довше ім'я файла (символи, такі за першими п’ятнадцятьма). Елемент каталогу — це лише покажчик на F-узел. У F-узле зберігаються перші 15 символів імені файла (плюс з’явилася інформація, чи були в імені файла інші символи, крім перших 15) та інших інформація, потрібна для доступу до файлу. Утиліти відновлення можуть згодом знайти у Fвузлі дані про те чи іншому файлі. Ця надмірність, забезпечувана каталогом і F-узлами, значно збільшує шанси На оновлення даних. CHKDSK нині - єдина утиліта відновлення, яку поставляють з OS/2, яка, на жаль, доки використовує всю інформацію.

HPFS не накладає обмежень на максимальна величина файла, але OS/2 нині встановлює межа у два Гбайта однією файл. Мета HPFS — доведення розміру розділу до 2 Тбайт, але сьогодні обмеження на 64-му Гбайта, оскільки частини системи HPFS досі залишаються 16-разрядными.