Текст книги "Восстановление данных. Практическое руководство"

Автор книги: Крис Касперски

сообщить о нарушении

Текущая страница: 18 (всего у книги 26 страниц)

На развалинах империи

При удалении файла на разделе UFS происходят следующие события (они перечислены в порядке расположения соответствующих структур в разделе и могут не совпадать с порядком их возникновения).

□ В суперблоке обновляется поле fs_time (время последнего доступа к разделу).

□ В суперблоке обновляется структура fs_cstotal (количество свободных inode и блоков данных в разделе).

□ В группе цилиндров обновляются карты занятых inode и блоков данных. Inode и все блоки данных удаляемого файла помечаются как освобожденные.

□ В inode родительского каталога обновляются поля времени последнего доступа и времени последней модификации.

□ В inode родительского каталога обновляется поле времени последнего изменения inode.

□ В inode удаляемого файла обнуляются поля di_mode (IFMT, права доступа), di_nlink (количество ссылок на файл) и di_size (размер файла).

□ В inode удаляемого файла затираются нулями поля di_db (массив указателей на 12 первых блоков файла) и di_ib (указатель на блок косвенной адресации).

□ В inode удаляемого файла обновляются поля времени последней модификации и последнего изменения inode, время последнего доступа при этом остается неизменным.

□ В inode удаляемого файла обновляется поле di_spare. В исходных текстах оно помечено как зарезервированное, но просмотр дампа показывает, что это не так. Судя по всему, здесь хранится нечто вроде последовательности обновления (update sequence), используемой для контроля целостности inode. Однако это только мое предположение.

□ В каталоге удаленного файла размер предшествующей структуры direct увеличивается на значение d_reclen, в результате чего она как бы "поглощает" имя удаляемого файла. Однако физического затирания имени не происходит. Во всяком случае оно затирается не сразу, а лишь в тот момент, когда в этом возникнет реальная необходимость.

Средства восстановления файлов

Обнаружив, что один или несколько файлов были непреднамеренного удалены, немедленно демонтируйте раздел и запустите дисковый редактор, работающий на секторном уровне. Например, можно воспользоваться вариантом уже описанного редактора lde, переписанным для BSD. К сожалению, в моей системе (4.5 BSD) он работает крайне нестабильно. Так, например, он не отображает основные структуры данных в удобочитаемом виде, хотя поддержка UFS в нем заявлена. При наличии достаточного количества свободного дискового пространства можно скопировать раздел в файл и натравить на него любой hex-редактор (например, BIEW). Как вариант, можно открыть непосредственно само устройство раздела (например, /dev/ad0s1a). Наконец, можно загрузить компьютер с загрузочного CD с Windows РЕ и воспользоваться любым Windows-редактором – от Microsoft Disk Probe до Runtime DiskExplorer. Можно загрузиться даже с загрузочной дискеты MS-DOS и запустить Norton Disk Editor (правда, Norton Disk Editor не поддерживает ни диски большого объема, ни устройства SCSI). Наконец, можно запустить KNOPPIX или любой дистрибутив Live Linux, ориентированный на восстановление данных. Правда, в большинстве "реанимационных" дистрибутивов, в частности, Frenzy 0.3, никакого дискового редактора вообще нет.

В общем, выбор средств восстановления достаточно широк.

Техника восстановления удаленных файлов

Начнем наше обсуждение на грустной ноте. Поскольку при удалении файла ссылки на 12 первых блоков и 3 блока косвенной адресации необратимо затираются, автоматическое восстановление данных принципиально невозможно. Найти удаленный файл можно только по его содержимому. Искать, естественно, необходимо в свободном пространстве. Вот тут-то нам и пригодятся карты, расположенные за концом описателя группы цилиндров.

Если нам повезет, и файл окажется нефрагментированным (а на разделах UFS, как уже отмечалось, фрагментация обычно отсутствует или крайне невелика), остальное будет делом техники. Достаточно выделить группу секторов и записать ее на диск. Здесь, как и во всех ранее описанных случаях, следует помнить, что запись ни в коем случае не должна вестись на сам восстанавливаемый раздел! Например, файл можно передать на соседний компьютер по сети. К сожалению, поле длины файла безжалостно затирается при его удалении, и реальный размер приходится определять "на глазок". В реальности эта задача намного проще, чем кажется на первый взгляд. Неиспользуемый хвост последнего фрагмента всегда забивается нулями, что дает хороший ориентир. Проблема заключается в том, что некоторые типы файлов содержат в своем конце некоторое количество нулей, при отсечении которых их работоспособность нарушается, поэтому тут приходится экспериментировать.

А что делать, если файл фрагментирован? Первые 13 блоков (именно блоков, а не фрагментов!) придется собирать руками. В идеальном случае это будет один непрерывный регион. Хуже, если первый фрагмент расположен в "чужом" блоке (т.е. блоке, частично занятом другим файлом), а оставшиеся 12 блоков находятся в одном или нескольких регионах. На практике, однако, достаточно трудно представить себе ситуацию, в которой первые 13 блоков были бы сильно фрагментированы, ведь UFS поддерживает фоновую дефрагментацию. Такое может произойти только при масштабной перегруппировке большого количества файлов, что в реальной жизни практически никогда не встречается. Поэтому будем считать, что 13-й блок файла найден. В массив непосредственной адресации он уже не помещается (там содержатся только 12 блоков), и ссылка на него, как и на все последующие блоки файла, должна содержаться в блоках косвенной адресации. Как вы помните, блоки косвенной адресации при удалении файла помечаются как свободные, но не затираются сразу же. Затирание происходит только по мере реальной необходимости, и это существенно упрощает нашу задачу.

Как найти этот блок на диске? Вычисляем смещение 13-го блока файла от начала группы цилиндров, переводим его во фрагменты, записываем получившееся число в обратном порядке (так, чтобы младшие байты располагались по меньшим адресам), и, наконец, осуществляем контекстный поиск по свободному пространству.

Отличить блок косвенной адресации от всех остальных типов данных очень легко – он представляет собой массив указателей на блоки, а в конце идут нули. Остается только извлечь эти блоки с диска и записать их в файл, обрезая его по нужной длине.

Внимание!

Если вы нашли несколько "кандидатов" на роль блоков косвенной адресации, это означает, что 13-й блок удаленного файла в разное время принадлежал различным файлам (а так, скорее всего, и будет). Не все косвенные блоки были затерты, поэтому принадлежавшие им ссылки остались неизменными.

Как отличить "наш" блок от "чужих"? Если хотя бы одна из ссылок указывает на уже занятый блок данных (что легко определить по карте), такой блок можно сразу откинуть. Оставшиеся блоки перебираются вручную до получения работоспособной копии файла. Имя файла (если оно еще не затерто) можно извлечь из каталога. Естественно, при восстановлении нескольких файлов невозможно однозначно определить, какое из имен какому файлу принадлежит. Тем не менее, это все же лучше, чем совсем ничего. Каталоги восстанавливаются точно так же, как и обыкновенные файлы, хотя, по правде говоря, в них кроме имен файлов восстанавливать больше нечего.

Описанный метод восстановления данных не свободен от ряда ограничений. В частности, при удалении большого количества сильно фрагментированных двоичных файлов он, скорее всего, не сработает. Вы только убьете свое время, но вряд ли найдете среди обломков файловой системы хоть что-то полезное. Тем не менее, если у вас нет резервной копии, то другого выхода просто нет, так что данная методика все-таки не совсем бесполезна.

Оптимизация производительности файловой системы

В отличие от Windows, Linux поддерживает целый спектр файловых систем различного типа и назначения: minix, ext2fs, ext3fs, ReiserFS, XFS, JFS, UFS, FFS… Какую файловую систему выбрать? Как правильно ее настроить? Стандартный выбор, предлагаемый составителями дистрибутива по умолчанию, не всегда оптимален. Как правило, быстродействие системы можно значительно улучшить.

Жесткий диск – надежное и быстрое устройство. Но процессор еще быстрее! И дисковая подсистема, несмотря на все усилия инженеров, по– прежнему остается слабейшим звеном, сдерживающим быстродействие всего компьютера в целом. А ведь объемы обрабатываемых данных все растут и растут.

Большинство материнских плат, выпущенных после 2000 года, несут на своем борту интегрированный RAID-контроллер, поддерживающий режимы RAID-0 ("stripe" mode – режим чередования, при котором данные пишутся на несколько жестких дисков сразу) и RAID-1 ("mirror" mode – зеркальный режим, при котором жесткие диски дублируют друг друга). Режим чередования значительно повышает производительность – два диска работают приблизительно в 1,5 раза быстрее, а четыре – примерно в 3,5 раза быстрее, чем один.

Обладатели ядра с версией 2.4 или более современной могут использовать программные реализации RAID (software RAID), практически не уступающие по скорости аппаратным реализациям. Стоит, правда, отметить, что программные RAID несколько повышают нагрузку на процессор. Более древние ядра (кстати говоря, уже практически вышедшие из употребления), скорее всего, потребуют установки дополнительного программного обеспечения. Более подробную информацию по данному вопросу можно найти здесь: http://www.tldp.org/HOWTO/Software-RAID-HOWTO.html.

Большинство руководств настоятельно рекомендуют подключать программные RAID к различным IDE-каналам, т.е. разводить диски по "своим" шлейфам. Проблема в том, что типичная материнская плата имеет всего два IDE– канала. При этом, помимо жестких дисков требуется еще, как минимум, один оптический привод! Для достижения наивысшей скорости приходится приобретать материнскую плату, оснащенную несколькими каналами IDE. Что поделаешь – оптимизация требует жертв! В частности, плата EPOX 4PCA3+ содержит целых 6 каналов IDE, жаль лишь, что отнюдь не всем она по карману. На практике совмещать два жестких диска на одном шлейфе вполне возможно. Это совсем не страшно. Они могут работать почти параллельно (падение скорости составит около 15%). Современные накопители освобождают шину на время выполнения медленных операций, но шина все-таки одна, а накопителей два, вот им и приходится за нее конкурировать. А вот жесткий диск с оптическим приводом на одном шлейфе лучше не совмещать, так как в некоторых случаях скорость падает в разы. Чтобы выйти из этого положения, попробуйте отключить у оптического привода режим DMA, возможно, это поможет винчестеру заработать быстрее. Ряд примеров, иллюстрирующих производительность различных вариантов реализации программных RAID, приведены на рис. 8.13–8.15.

Рис. 8.13. Программный RAID (один диск – один канал)

Рис. 8.14. Программный RAID (два диска – два канала)

Рис. 8.15. Программный RAID (четыре диска – четыре канала)

Дисковый массив, состоящий из 12 винчестеров, подключенных к EPOX 4PCA3+, работает со сверхзвуковой скоростью, но и шумит точно так же, как и сверхзвуковой истребитель. При этом приходится покупать мощный блок питания на 350 Ватт и ставить специальные фильтры на разветвитель, чтобы подавлять помехи, к которым жесткие диски весьма чувствительны. Но выигрыш в скорости стоит того, особенно, если компьютер используется для занятий видеомонтажом или обработки изображений полиграфического качества. Но с такими потребностями лучше сразу обратится к дискам SCSI. Мы же остановимся на IDE как на самом демократичном и дешевом интерфейсе.

Настройка производительности с помощью утилиты hdparm

Для достижения наивысшей производительности каждый жесткий диск, установленный в систему, должен быть настроен в соответствии со своим предназначением. Стандартные настройки, принимаемые ядром по умолчанию, ориентированы на абстрактного среднестатистического пользователя и редко совпадают с конкретными требованиями. Учет преобладающего типа запросов к дисковой подсистеме значительно повышает быстродействие (в некоторых случаях – чуть ли не на порядок), хотя это оружие работает и в обратном направлении. Бестолковая настройка сваливает производительность в глубокую яму, из которой, впрочем, всегда можно выбраться, восстановив настройки по умолчанию.

Всем этим ведает консольная утилита hdparm (рис. 8.16), входящая в комплект штатной поставки большинства (если не всех) дистрибутивов Linux и требующая для своей работы полномочий администратора (root). Если вдруг этой утилиты в составе вашего дистрибутива не окажется, взять ее можно здесь: http://metalab.unc.edu/pub/Linux/system/hardware/hdparm-3.6.tar.gz. Формат ее вызова следующий: hdparm опция1 опция2 ... опцияN /dеv/жесткий_диск

Рис. 8.16. Интерактивная оболочка утилиты hdparm

Жестким дискам с интерфейсом IDE обычно присваиваются имена hda (первый жесткий диск), hdb (второй жесткий диск), hdc и т.д. Диски SCSI, соответственно, именуются sda, sdb, sdc, вот только hdparm с ними, увы, не работает. Строго говоря, hdparm настраивает параметры не одного лишь жесткого диска, но и его контроллера и, отчасти, драйвера. Рассмотрим несколько практических примеров.

Ключ -а устанавливает количество секторов опережающего чтения (read-ahead), которые будут автоматически прочитаны контроллером в надежде на то, что они все-таки пригодятся пользователю. По умолчанию ядро читает 8 секторов (4 Кбайт). При последовательном чтении больших слабо фрагментированных файлов это значение рекомендуется увеличить в несколько раз, а при хаотичном доступе, работе с мелкими или сильно фрагментированными файлами – уменьшить до 1–2 секторов. Ключ -P задействует механизм аппаратной предвыборки (hardware prefetching), сообщая приводу, сколько секторов ему необходимо прочитать. Грубо говоря, эта опция производит почти тот же самый эффект, что и -а, только намного круче. Тем не менее, следует иметь в виду, что не все приводы поддерживают аппаратную предвыборку.

Ключ -m указывает количество секторов, обрабатываемых приводом за одну операцию обмена (так называемый multiple sector I/O или block mode). В зависимости от конструктивных особенностей жесткого диска он может обрабатывать от 2 до 64 (и больше) секторов за операцию. Конкретное значение можно узнать с помощью ключа -i (оно находится в графе MaxMultSect). В целом, скорость обработки данных прямо пропорциональна количеству секторов, однако некоторые приводы (например, WD Caviar) при больших значениях -m начинают жутко тормозить. Выяснить практическое положение дел помогает ключ -t, измеряющий пропускную способность дисковой подсистемы в режиме чтения.

Внимание!

Запредельные значения -m могут привести к повреждению данных. По этой причине рисковать, экспериментируя с этим параметром, без необходимости не рекомендуется!

Ключ -M отвечает за настройку шумовых характеристик накопителя (Automatic Acoustic Management, AAM). Значение 128 соответствует наиболее тихому режиму, 254 – наиболее быстрому. Промежуточные значения в общем случае не определены (некоторые накопители их поддерживают, некоторые нет). Следует сказать, что значение 128 не только уменьшает шум, но и способствует меньшому износу накопителя, однако падение производительности может быть очень и очень значительным, поэтому трудно посоветовать, какое именно значение следует выбрать.

Ключ -c управляет режимом передачи данных. Параметр 0 – 16-битная передача, 1 – 32-битная передача, 3 – 32-битная передача со специальным синхросигналом. По умолчанию ядро использует параметр 3 (возможно, не для всех ядер), как наиболее надежный, но и менее производительный, чем 1. Большинство современных чипсетов вполне нормально работают с параметром 1, так что излишняя осторожность тут ни к чему.

Ключ -d1 активирует, a _-d0 дезактивирует режим DMA, значительно повышающий производительность и радикально снижающий нагрузку на процессор. Однако на практике так бывает далеко не всегда. Устройства IDE, висящие на одной шине, могут конфликтовать между собой, и тогда хотя бы одно из них должно быть принудительно переведено в режим PIO. Выяснить, как обстоят дела в каждом конкретном случае, помогает ключ -T, измеряющий скорость передачи данных. Ключ -d1 обычно используется совместно с ключом -Xnnn, форсирующим конкретный режим PIO или DMA. Режиму PIOn соответствует значение (n + 8), т.е. -X9 задает PIO1, a -X12 – PIO4. Режиму DMAn соответствует значение (n+32), например, -X34 для DMA2, a Ultra DMA – (n+64), например, -Х69 для UDMA5, который обеспечивает наивысшую производительность, но поддерживается не всеми жесткими дисками и чипсетами. Узнать список поддерживаемых режимов можно с помощью ключа -i. По умолчанию ядро выбирает не слишком агрессивные режимы передачи данных, оставляя солидный запас производительности за спиной.

Внимание!

Переход на высшие режимы UDMA чреват разрушением всего дискового тома, поэтому обязательно зарезервируйте его содержимое перед началом экспериментов!

Для сохранения установок необходимо дать команду hdparm -k 1 /dev/hdx, в противном случае они будут утеряны при первом же сбросе контроллера IDE или перезапуске машины.

Выбор файловой системы

Существует два типа файловых систем – журналируемые (journaling) и нет. К первым относятся ext3fs, ReiserFS, XFS, а последним – minix, ext2fs и UFS. Журналирумые файловые системы намного легче переносят зависание системы и отключение питания во время интенсивных дисковых операций, автоматически возвращая файловую систему в стабильное состояние. Однако от других типов разрушений (отказ контроллера, дефекты поверхности, вирусное нашествие) журналирование уже никак не спасает, а вот производительность падает изрядно.

Для домашних компьютеров и большинства рабочих станций журналирование не нужно, и надежности файловой системы ext2fs вполне достаточно, особенно если компьютер оборудован источником бесперебойного питания. В ответственных случаях используйте ext3fs или ReiserFS. По тестам ReiserFS в среднем вдвое, а на операциях записи – в 35 раз быстрее, чем ext3fs, что особенно хорошо заметно на мелких файлах. В реальности же часто все бывает наоборот. Высокая латентность ReiserFS (промежуток между подачей запроса и получением ответа) вкупе с агрессивной загрузкой процессора приводят к заметному отставанию от ext3fs, что особенно хорошо заметно на мелких файлах (да-да, на тех самых, на которых нам обещали выигрыш!). Подробнее об этом можно прочитать здесь: http://kerneltrap.org/node/view/3466.

Журналирование можно значительно ускорить, если разместить журнал на отдельном носителе. Такой журнал называется внешним (external). Подключить его можно командной строкой следующего вида: tune2fs -J device=external_journal (где external_journal – имя раздела соответствующего устройства), причем внешний журнал должен быть предварительно создан командой mke2fs -О journal_dev external_journal. Команда tune2fs -J size=journal_size управляет размером журнала. Чем меньше размер журнала, тем ниже производительность. Предельно допустимый размер составляет 102 400 блоков или ~25 Мбайт (точное значение зависит от размера блока, о котором мы еще поговорим).

По умолчанию ext3fs журналирует только метаданные (т.е. служебные данные файла, например, такие как inode), записывая их на диск только после того, как будет обновлен журнал. Для увеличения быстродействия можно задействовать "разупорядоченный" режим, в котором метаданные записываются одновременно с обновлением журнала, что соответствует команде: mount /dev/hdx /data -о data=writeback. Естественно, надежность файловой системы при этом снижается. При желании можно журналировать все данные (команда mount /dev/hdx /data -о data= journal), после чего никакие зависания или отказы питания нам будут не страшны, правда о производительности придется забыть.

При создании новой файловой системы важно выбрать правильный размер блока (в терминологии MS-DOS/Windows – кластера). На ext2fs и ext3fs это осуществляется командой mke2fs -b block-size, на XFS – mkfs.xfs -b size=block-size и newfs -b block-size – на UFS. Чем больше блок, тем ниже фрагментация, но и выше дисковые потери за счет грануляции дискового пространства. Некоторые файловые системы (например, UFS) поддерживают фрагменты (fragments) – порции данных внутри блоков, позволяющие задействовать свободное пространство в "хвостах" блоков, благодаря чему использование блоков большого размера уже не приводит ни к каким потерям. Файловая система ReiserFS, в отличие от остальных, не нарезает диск на ломтики фиксированного размера, а динамически выделяет требуемый блок данных, забивая диск файлами под завязку. В среднем это на 6% увеличивает доступный объем, однако приводит к чрезмерной фрагментации, "съедающей" всю производительность. Рекомендуется использовать максимально доступный размер блока (4 Кбайт для ext2fs и ext3fs, 16 Кбайт для UFS и 64 Кбайт для XFS, файловые системы ReiserFS и JFS не поддерживают этой опции) и задействовать максимальное количество фрагментов на блок (в UFS – 8).

Другая важная опция определяет режим хеширования каталогов. Для ускорения работы с каталогами, содержащими большое количество файлов и подкаталогов, каталог должен быть организован в виде двоичного дерева. В ext2fs и ext3fs это осуществляется командой mke2fs -о dir_index, а в ReiserFS – mkreiserfs -h HASH, где HASH – один из следующих типов хэш-таблицы: r5, rupasov или tea. По умолчанию выбирается тип r5, который наилучшим образом подходит для большинства файловых операций. Тем не менее, некоторые приложения (например, Squid Web Proxy-сервер) настоятельно рекомендуют использовать rupasov-хэш, в противном случае за быстродействие никто не ручается. С другой стороны, r5 и rupasov очень медленно работают с каталогами, содержащими по несколько миллионов файлов, и здесь лучше подходит tea, а на каталогах из нескольких десятков файлов все три алгоритма хеширования проигрывают стандартному нехешируемому plain-алгоритму. К сожалению, опция хеширования носит глобальный характер – нельзя одни каталоги хешировать, а другие – нет.

Файловая система XFS – единственная из всех, которая позволяет задавать размер inode вручную. Обычно в inode хранятся служебные данные файла (атрибуты, порядок размещения блоков на диске), но если файл целиком помещается в inode, то система сохраняет его именно там! Дополнительное дисковое пространство уже не выделяется, что избавляет головку винчестера от лишних перемещений, в результате чего время доступа к файлу существенно сокращается. Точно так же поступают ReiserFS, NTFS и некоторые другие файловые системы, однако размер inode они менять не в состоянии, а жаль! Если мы планируем работать с большим количеством мелких файлов, размер inode желательно увеличить, что положительно скажется как на производительности, так и на доступном дисковом пространстве. При работе с большими файлами размер inode лучше, наоборот, сократить, в противном случае потери дискового пространства будут довольно значительными. Выбор предпочтительного размера inode осуществляется командой следующего вида: mkfs.xfs -i size=value. Минимальный размер составляет 512 байт, максимальный – 2048.

Внимание!

Windows предоставляет минимум рычагов управления для настройки дисковой подсистемы, и угробить свои данные под ее управлением довольно затруднительно. Linux же позволяет "крутить" и настраивать вся и все! Как следствие – малейшая оплошность приводит к катастрофическим разрушениям. И винить в этом некого – нечего было браться за штурвал, не выучив руководство, как правило, написанное на английском языке. Но даже хорошо написанное руководство не поможет определить, какие именно режимы поддерживаются вашим оборудованием, а какие – нет. Вполне может оказаться и так, что у вас кабель перекручен или разъем барахлит, а на высокосортных режимах это сразу же скажется! Настройка дисковой подсистемы на максимальную производительность – это огромный риск! Никогда не экспериментируйте, не зарезервировав всех данных!