Текст книги "4.Внутреннее устройство Windows (гл. 12-14)"

Автор книги: Марк Руссинович

Соавторы: Дэвид Соломон
сообщить о нарушении

Текущая страница: 1 (всего у книги 14 страниц) [доступный отрывок для чтения: 6 страниц]

М.Руссинович, Д.Соломон
Внутреннее устройство Microsoft Windows (главы 12–14)

ГЛABA 12  Файловые системы

B начале этой главы мы даем обзор файловых систем, поддерживаемых Windows, а также описываем типы драйверов файловых систем и принципы их работы, в том числе способы взаимодействия с другими компонентами операционной системы, например с диспетчерами памяти и кэша. Затем поясняем, как пользоваться утилитой Filemon (wwwsysinternals.com) для анализа проблем, связанных с доступом к файловой системе. Мы рассмотрим «родной» для Windows формат файловой системы NTFS и особенности этой файловой системы – сжатие данных, способность к восстановлению, поддержку квот и шифрование.

Чтобы полностью усвоить материал этой главы, вы должны понимать терминологию, введенную в главе 10, в том числе термины «том» и «раздел». Кроме того, вам должны быть знакомы следующие дополнительные термины.

• Секторы – аппаратно адресуемые блоки носителя. Размер секторов на жестких дисках в х86-системах почти всегда равен 512 байтам. Таким образом, если операционная система должна модифицировать 632-й байт диска, она записывает 512-байтовый блок данных во второй сектор диска.

• Форматы файловых систем определяют принципы хранения данных на носителе и влияют на характеристики файловой системы. Например, файловая система, формат которой не допускает сопоставления прав доступа с файлами и каталогами, не поддерживает защиту. Формат файловой системы также может налагать ограничения на размеры файлов и емкости поддерживаемых устройств внешней памяти. Наконец, некоторые форматы файловых систем эффективно реализуют поддержку либо больших, либо малых файлов и дисков.

• Кластеры – адресуемые блоки, используемые многими файловыми системами. Размер кластера всегда кратен размеру сектора (рис. 12-1). Файловая система использует кластеры для более эффективного управления дисковым пространством: кластеры, размер которых превышает размер сектора, позволяют разбить диск на блоки меньшей длины – управлять такими блоками легче, чем секторами. Потенциальный недостаток кластеров большего размера – менее эффективное использование дискового пространства, или внутренняя фрагментация, которая возникает из-за того, что размеры файлов редко бывают кратны размеру кластера.

• Метаданные – это данные, хранящиеся на томе и необходимые для поддержки управления файловой системой. Как правило, они недоступны приложениям. Метаданные включают, например, информацию, определяющую местонахождение файлов и каталогов на томе.

Файловые системы Windows

Windows поддерживает файловые системы:

• CDFS;

• UDF;

• FAT12, FATl6 и FAT32;

• NTFS.

Как вы еще увидите, каждая из этих файловых систем оптимальна для определенной среды.

CDFS

CDFS, или файловая система CD-ROM (только для чтения), обслуживается драйвером WindowsSystem32DriversCdfs.sys, который поддерживает надмножества форматов ISO-9660 и Joliet. Если формат ISO-9660 сравнительно прост и имеет ряд ограничений, например имена с буквами верхнего регистра в кодировке ASCII и максимальной длиной в 32 символа, то формат Joliet более гибок и поддерживает Unicode-имена произвольной длины. Если на диске присутствуют структуры для обоих форматов (чтобы обеспечить максимальную совместимость), CDFS использует формат Joilet. CDFS присущ ряд ограничений:

• максимальная длина файлов не должна превышать 4 Гб;

• число каталогов не может превышать 65 535.

CDFS считается унаследованным форматом, поскольку индустрия уже приняла в качестве стандарта для носителей, предназначенных только для чтения, формат Universal Disk Format (UDF).

UDF

Файловая система UDF в Windows является UDF-совместимой реализацией OSTA (Optical Storage Technology Association). (UDF является подмножеством формата ISO-13346 с расширениями для поддержки CD-R, DVD-R/RW и т. д.) OSTA определила UDF в 1995 году как формат магнитооптических носителей, главным образом DVD-ROM, предназначенный для замены формата ISO-9660. UDF включен в спецификацию DVD и более гибок, чем CDFS. Драйвер UDF поддерживает UDF версий 1.02 и 1.5 в Windows 2000, а также версий 2.0 и 2.01 в Windows XP и Windows Server 2003. Файловые системы UDF обладают следующими преимуществами:

• длина имен файлов и каталогов может быть до 254 символов в ASCII-кодировке или до 127 символов в Unicode-кодировке;

• файлы могут быть разреженными (sparse);

• размеры файлов задаются 64-битными значениями.

Хотя формат UDF разрабатывался с учетом особенностей перезаписываемых носителей, драйвер UDF в Windows (WindowsSystem32Drivers Udfs.sys) поддерживает носители только для чтения. Кроме того, в Windows не реализована поддержка других возможностей UDF, в частности именованных потоков, списков управления доступом и расширенных атрибутов.

FAT12, FAT16 и FAT32

Windows поддерживает файловую систему FAT по трем причинам: для возможности обновления операционной системы с прежних версий Windows до современных, для совместимости с другими операционными системами при многовариантной загрузке и как формат гибких дисков. Драйвер файловой системы FAT в Windows реализован в WindowsSystem32Drivers Fastfat.sys.

B название каждого формата FAT входит число, которое указывает разрядность, применяемую для идентификации кластеров на диске. 12-разрядный идентификатор кластеров в FAT12 ограничивает размер дискового раздела 2¹² (4096) кластерами. B Windows используются кластеры размером от 512 байтов до 8 Кб, так что размер тома FAT12 ограничен 32 Мб. Поэтому Windows использует FAT12 как формат 5– и 3,5-дюймовых дискет, способных хранить до 1,44 Мб данных.

ПРИМЕЧАНИЕ Все файловые системы FAT резервируют на томе первые два кластера и последние 16, так что число доступных для использования кластеров на томе, например FAT12, чуть меньше 4096.

FATl6 – за счет 16-разрядных идентификаторов кластеров – может адресовать до 2¹⁶ (65 536) кластеров. B Windows размер кластера FATl6 варьируется от 512 байтов до 64 Кб, поэтому размер FATl6-TOMa ограничен 4 Гб. Размер кластеров, используемых Windows, зависит от размера тома (таблица 12-1). Если вы форматируете том размером менее 16 Мб для FAT с помощью команды format или оснастки Disk Management (Увправление дисками), Windows вместо FATl6 использует FAT12.

Том FAT делится на несколько областей (рис. 12-2). Таблица размещения файлов (file allocation table, FAT), от которой и произошло название файловой системы FAT, имеет по одной записи для каждого кластера тома. Поскольку таблица размещения файлов критична для успешной интерпретации содержимого тома, FAT поддерживает две копии этой таблицы. Так что, если драйвер файловой системы или программа проверки целостности диска (вроде Chkdsk) не сумеет получить доступ к одной из копий FAT (например, из-за плохого сектора на диске), она сможет использовать вторую копию.

Записи в таблице FAT определяют цепочки размещения файлов и каталогов (рис. 12-3), где отдельные звенья представляют собой указатели на следующий кластер с данными файла. Элемент каталога для файла хранит начальный кластер файла. Последний элемент цепочки размещения файла содержит зарезервированное значение 0xFFFF для FATl6 и 0xFFF для FATl 2. Записи FAT, описывающие свободные кластеры, содержат нулевые значения. Ha рис. 12-3 показан файл FILE1, которому назначены кластеры 2, 3 и 4; FILE2 фрагментирован и использует кластеры 5, 6 и 8; a FILE3 занимает только кластер 7. Чтение файла с FAT-тома может потребовать просмотра больших блоков таблицы размещения файлов для поиска всех его цепочек размещения.

Элементы каталога для файлов

B начале тома FAT12 или FATl6 заранее выделяется место для корневого каталога, достаточное для хранения 256 записей (элементов), что ограничивает число файлов и каталогов в корневом каталоге (в FAT32 такого ограничения нет). Элемент каталога FAT, размер которого составляет 32 байта, хранит имя файла, его размер, начальный кластер и метку времени (время создания, последнего доступа и т. д.). Если имя файла состоит из Unicode-символов или не соответствует правилам именования по формуле «8.3», принятым в MS-DOS, оно считается длинным и для его хранения выделяются дополнительные элементы каталога. Вспомогательные элементы предшествуют главному элементу для файла. Ha рис. 12-4 показан пример элемента каталога для файла с именем «The quick brown fox». Система создала представление этого имени в формате «8.3», THEQUI~l.FOX (в элементе каталога вы не увидите «.», поскольку предполагается, что точка следует после восьмого символа), и использовала два дополнительных элемента для хранения длинного Unicode-имени. Каждая строка на рис. 12-4 состоит из 16 байтов.

FAT32 – более новая файловая система на основе формата FAT; она поддерживается Windows 95 OSR2, Windows 98 и Windows Millennium Edition. FAT32 использует 32-разрядные идентификаторы кластеров, но при этом резервирует старшие 4 бита, так что эффективный размер идентификатора кластера составляет 28 бит. Поскольку максимальный размер кластеров FAT32 равен 32 Кб, теоретически FAT32 может работать с 8-терабайтными томами. Windows ограничивает размер новых томов FAT32 до 32 Гб, хотя поддерживает существующие тома FAT32 большего размера (созданные в других операционных системах). Большее число кластеров, поддерживаемое FAT32, позволяет ей управлять дисками более эффективно, чем FATl6. FAT32 может использовать 512-байтовые кластеры для томов размером до 128 Мб. Размеры кластеров на томах FAT32 по умолчанию показаны в таблице 12-2.

Помимо большего предельного числа кластеров преимуществом FAT32 перед FAT12 и FATl6 является тот факт, что место хранения корневого каталога FAT32 не ограничено предопределенной областью тома, поэтому его размер не ограничен. Кроме того, для большей надежности FAT32 хранит вторую копию загрузочного сектора*. B FAT32, как и в FATl6, максимальный размер файла равен 4 Гб, посколькудлина файла в каталоге описывается 32-битным числом.

ПРИМЕЧАНИЕ B Windows XP введена поддержка FAT32 на устройствах DVD-RAM.

NTFS

Как мы уже говорили в начале главы, NTFS – встроенная («родная») файловая система Windows. NTFS использует 64-разрядные номера кластеров. Это позволяет NTFS адресовать тома размером до 16 экзабайт (16 миллиардов Гб). Однако Windows ограничивает размеры томов NTFS до значений, при которых возможна адресация 32-разрядными кластерами, т. е. до 128 Тб (с использованием кластеров по 64 Кб). B таблице 12-3 перечислены размеры кластеров на томах NTFS по умолчанию (эти значения можно изменить при форматировании тома NTFS).

NTFS поддерживает ряд дополнительных возможностей – защиту файлов и каталогов, дисковые квоты, сжатие файлов, символьные ссылки на основе каталогов и шифрование. Одно из важнейших свойств NTFS – восстанавливаемость. При неожиданной остановке системы целостность метаданных тома FAT может быть утрачена, что вызовет повреждение структуры каталогов и значительного объема данных. NTFS ведет журнал изменений метаданных путем протоколирования транзакций, поэтому целостность структур файловой системы может быть восстановлена без потери информации о структуре файлов или каталогов. (Однако данные файлов могут быть потеряны.)

* Точнее – загрузочной записи, которая включает несколько секторов. Подробную информацию о FAT32 см. в книге «Ресурсы Microsoft Windows 98». – Прим. перев.

Подробнее о структурах данных и дополнительных возможностях NTFS мы поговорим позже.

Архитектура драйвера файловой системы

Драйвер файловой системы (file system driver, FSD) управляет форматом файловой системы. Хотя FSD выполняются в режиме ядра, у них есть целый ряд особенностей по сравнению со стандартными драйверами режима ядра. Возможно, самой важной особенностью является то, что они должны регистрироваться у диспетчера ввода-вывода и более интенсивно взаимодействовать с ним. Кроме того, для большей производительности FSD обычно полагаются на сервисы диспетчера кэша. Таким образом, FSD используют более широкий набор функций, экспортируемых Ntoskrnl, чем стандартные драйверы. Если для создания стандартных драйверов режима ядра требуется Windows DDK, то для создания драйверов файловых систем понадобится Windows Installable File System (IFS) Kit (подробнее o DDK см. главу 1; подробнее о IFS Kit см. www.microsoft.com/whdc/devtools/ifskiP). B Windows два типа драйверов файловых систем:

• локальные FSD, управляющие дисковыми томами, подключенными непосредственно к компьютеру;

• сетевые FSD, позволяющие обращаться к дисковым томам, подключенным к удаленным компьютерам.

Локальные FSD

K локальным FSD относятся Ntfs.sys, Fastfat.sys, Udfs.sys, Cdfs.sys и Raw FSD (интегрированный в Ntoskrnl.exe). Ha рис. 12-5 показана упрощенная схема взаимодействия локальных FSD с диспетчером ввода-вывода и драйверами устройств внешней памяти. Как мы поясняли в разделе «Монтирование томов» главы 10, локальный FSD должен зарегистрироваться у диспетчера ввода-вывода. После регистрации FSD диспетчер ввода-вывода может вызывать его для распознавания томов при первом обращении к ним системы или одного из приложений. Процесс распознавания включает анализ загрузочного сектора тома и, как правило, метаданных файловой системы для проверки ее целостности.

Все поддерживаемые Windows файловые системы резервируют первый сектор тома как загрузочный. Загрузочный сектор содержит достаточно информации, чтобы FSD мог идентифицировать свой формат файловой системы тома и найти любые метаданные, хранящиеся на этом томе.

Распознав том, FSD создает объект «устройство», представляющий смонтированную файловую систему. Диспетчер ввода-вывода связывает объект «устройство» тома, созданный драйвером устройства внешней памяти (далее – объект тома), с объектом «устройство», созданным FSD (далее – объект FSD), через блок параметров тома (VPB). Это приводит к тому, что диспетчер ввода-вывода перенаправляет через VPB запросы ввода-вывода, адресованные объекту тома, на объект FSD (подробнее о VPB см. главу 10).

Рис. 12-5. Локальный FSD

Для большей производительности локальные FSD обычно используют диспетчер кэша, который кэширует данные файловой системы, в том числе ее метаданные. Они также интегрируются с диспетчером памяти, что позволяет корректно реализовать проецирование файлов. Например, всякий раз, когда приложение пытается обрезать файл, они должны запрашивать диспетчер памяти, чтобы убедиться, что за точкой отсечения файл не проецируется ни одним процессом. Windows не разрешает удалять данные файла, проецируемого приложением.

Локальные FSD также поддерживают операции демонтирования файловой системы, позволяющие операционной системе отсоединять FSD от объекта тома. Демонтирование происходит каждый раз, когда приложение напрямую обращается к содержимому тома или когда происходит смена носителя, сопоставленного с томом. При первом обращении приложения к носителю после демонтирования диспетчер ввода-вывода повторно инициирует операцию монтирования тома для этого носителя.

Удаленные FSD

Удаленные FSD состоят из двух компонентов: клиента и сервера. Удаленный FSD на клиентской стороне позволяет приложениям обращаться к удаленным файлам и каталогам. Клиентский FSD принимает запросы ввода-вывода от приложений и транслирует их в команды протокола сетевой файловой системы, посылаемые через сеть компоненту на серверной стороне, которым обычно является удаленный FSD. Серверный FSD принимает команды, поступающие по сетевому соединению, и выполняет их. При этом он выдает запросы на ввод-вывод локальному FSD, управляющему томом, на котором расположен нужный файл или каталог.

Windows включает клиентский удаленный FSD, LANMan Redirector (редиректор), и серверный удаленный FSD, LANMan Server (сервер) (Windows System32DriversSrv.sys). Редиректор реализован в виде комбинации порт– и минипорт-драйверов, где порт-драйвер (WindowsSystem32Drivers Rdbss.sys) представляет собой библиотеку подпрограмм, а минипорт-драйвер (WindowsSystem32DriversMrxsmb.sys) использует сервисы, реализуемые порт-драйвером. Еще один минипорт-драйвер редиректора – WebDAV (Win-dowsSystem32DriversMrxdav.sys), который реализует клиентскую часть поддержки доступа к файлам по HTTR Модель «порт-минипорт» упрощает разработку редиректора, потому что порт-драйвер, совместно используемый всеми минипорт-драйверами удаленных FSD, берет на себя многие рутинные операции, требуемые при взаимодействии между клиентским FSD и диспетчером ввода-вывода Windows. B дополнение к FSD-компонентам LANMan Redirector и LANMan Server включают Windows-службы рабочей станции и сервера соответственно. Взаимодействие между клиентом и сервером при доступе к файлам на серверной стороне через редиректор и серверные FSD показано на рис. 12-6.

Для форматирования сообщений, которыми обмениваются редиректор и сервер, Windows использует протокол CIFS (Common Internet File System). CIFS – это версия протокола Microsoft SMB (Server Message Block). (Подробнее o CIFS см. книгу «Сети TCP/IP. Ресурсы Microsoft Windows 2000 Server» и сайт www.cifs.com.)

Как и локальные FSD, удаленные FSD на клиентской стороне обычно используют сервисы диспетчера кэша для локального кэширования файловых данных, относящихся к удаленным файлам и каталогам. Однако удаленный FSD на клиентской стороне должен реализовать протокол поддержки когерентности распределенного кэша, называемый oplock (opportunistic locking), гарантирующий, что любое приложение при обращении к удаленному файлу получит те же данные, что и приложения на других компьютерах в сети. Хотя удаленные FSD на серверной стороне участвуют в поддержании коге рентности клиентских кэшей, они не кэшируют данные локальных FSD, поскольку те сами кэшируют свои данные.

Когда клиент пытается обратиться к файлу на сервере, он должен сначала запросить oplock. Вид доступного клиенту кэширования, определяется типом oplock, предоставляемого сервером. Существует три основных типа oplock.

• Level I oplock предоставляется при монопольном доступе клиента к файлу Клиент, удерживающий для файла oplock этого типа, может кэшировать операции как чтения, так и записи.

• Level II oplock – разделяемая блокировка файла. Клиенты, удерживающие oplock этого типа, могут кэшировать операции чтения, но запись в файл делает Level II oplock недействительным.

• Batch oplock – самый либеральный тип oplock. Он позволяет клиенту не только читать и записывать файл, но и открывать и закрывать его, не запрашивая дополнительные oplock. Batch oplock, как правило, используется только для поддержки выполнения пакетных (командных) файлов, которые могут неоднократно закрываться и открываться в процессе выполнения.

B отсутствие oplock клиент не может осуществлять локальное кэширование ни операций чтения, ни операций записи; вместо этого он должен получать данные с сервера и посылать все изменения непосредственно на сервер.

Проиллюстрировать работу oplock поможет пример на рис. 12-7. Первому клиенту, открывающему файл, сервер автоматически предоставляет Level I oplock. Редиректор на клиентской стороне кэширует файловые данные при чтении и записи в кэше файловой системы локальной машины. Если тот же файл открывает второй клиент, он также запрашивает Level I oplock. Теперь уже два клиента обращаются к одному и тому же файлу, поэтому сервер должен принять меры для согласования представления данных файла обоим клиентам. Если первый клиент произвел запись в файл (этот случай и показан на рис. 12-7), сервер отзывает oplock и больше не предоставляет его ни одному клиенту. После отзыва oplock первый клиент сбрасывает все кэшированные данные файла обратно на сервер.

Если бы первый клиент не произвел запись, его oplock был бы понижен до Level II oplock, т. е. до oplock того же типа, который сервер предоставляет второму клиенту. B этом случае оба клиента могли бы кэшировать операции чтения, но после операции записи любым из клиентов сервер отозвал бы их oplock, и последующие операции были бы некэшируемыми. Однажды отозванный, oplock больше не предоставляется для этого экземпляра открытого файла. Однако, если клиент закрывает файл и повторно открывает его, сервер заново решает, какой oplock следует предоставить клиенту. Решение сервера зависит от того, открыт ли файл другими клиентами и производил ли хоть один из них запись в этот файл.

ЭКСПЕРИМЕНТ: просмотр списка зарегистрированных файловых систем

Диспетчер ввода-вывода, загружая в память драйвер устройства, обычно присваивает имя объекту «драйвер», который создается для представления этого драйвера. Этот объект помещается в каталог Drivers диспетчера объектов. Объекты «драйвер» любого загружаемого диспетчером ввода-вывода драйвера с атрибутом Туре, равным SERVICEFILE _SYSTEM_DRIVER (2), помещаются этим диспетчером в каталог File-System. Таким образом, утилита типа Winobj (wwwsysintemals.com) позволяет увидеть зарегистрированные файловые системы, как показано на следующей иллюстрации. (Заметьте, что некоторые драйверы файловых систем помещают в каталог FileSystem и объекты «устройство».)

Еще один способ увидеть зарегистрированные файловые системы – запустить программу System Information (Сведения о системе). B Windows 2000 запустите оснастку Computer Management (Управление компьютером) и выберите Drivers (Драйверы) в Software Environment (Программная среда) в узле System Information (Сведения о системе); в Windows XP и Windows Server 2003 запустите Msinfo32 и выберите System Drivers (Системные драйверы) в узле Software Environment (Программная среда). Отсортируйте список драйверов, щелкнув колонку Туре (Тип), и драйверы с атрибутом SERVICE_FILE_SYSTEM_DRIVER окажутся в начале списка.

Заметьте: если драйвер регистрируется как SERVICE_FILE_SYSTEM_DRIVER, это еще не означает, что он служит локальным или удаленным FSD. Например, Npfs (Named Pipe File System), присутствующий на только что показанной иллюстрации, на самом деле является драйвером сетевого API – он поддерживает именованные каналы, но реализует закрытое пространство имен и поэтому в какой-то мере подобен драйверу файловой системы. Пространство имен Npfs исследуется в одном из экспериментов в главе 13.

Работа файловой системы

Система и приложения могут обращаться к файлам двумя способами: напрямую (через функции ввода-вывода вроде ReadFile и WriteFile) и косвенно, путем чтения или записи части своего адресного пространства, где находится раздел проецируемого файла (подробнее о проецируемых файлах см. главу 7). Упрощенная схема на рис. 12-8 иллюстрирует компоненты, участвующие в работе файловой системы, и способы их взаимодействия. Как видите, есть несколько путей вызова FSD:

• из пользовательского или системного потока, выполняющего явную операцию файлового ввода-вывода;

• из подсистем записи модифицированных и спроецированных страниц, принадлежащих диспетчеру памяти;

• неявно из подсистемы отложенной записи, принадлежащей диспетчеру кэша;

• неявно из потока опережающего чтения, принадлежащего диспетчеру кэша;

• из обработчика ошибок страниц, принадлежащего диспетчеру памяти.

Явный файловый ввод-вывод

Наиболее очевидный способ доступа приложения к файлам – вызов Windows-функций ввода-вывода, например CreateFile, ReadFile и WriteFile. Приложение открывает файл с помощью CreateFile, а затем читает, записывает и удаляет его, передавая описатель файла, возвращенный CreateFile, другим Windows-функциям. CreateFile, реализованная в Kernel32.dll, вызывает встроенную функцию NtCreateFile и формирует полное имя файла, обрабатывая символы «.» и «…» и предваряя путь строкой «??» (например, ??C: DarylTodo.txt).

Чтобы открыть файл, системный сервис NtCreateFile вызывает функцию ObOpenObjectByName, которая выполняет разбор имени, начиная с корневого каталога диспетчера объектов и первого компонента полного имени («??»). B главе 3 дано подробное описание разрешения имен диспетчером объектов, а здесь мы поясним, как происходит поиск букв диска для томов.

Первое, что делает диспетчер объектов, – транслирует ?? в каталог пространства имен, индивидуальный для сеанса, в котором выполняется данный процесс; на этот каталог ссылается поле DosDevicesDirectory в структуре карты устройств (device map structure) в объекте «процесс». B системах Windows 2000 без Terminal Services поле DosDevicesDirectory ссылается на каталог ?? а в системах Windows 2000 без Terminal Services карта устройств ссылается на индивидуальный для каждого сеанса каталог, где хранятся объекты «символьная ссылка», представляющие все действительные буквы дисков для томов. Однако в Windows XP и Windows Server 2003 в таком каталоге обычно содержатся лишь имена томов для общих сетевых ресурсов, поэтому в этих OC диспетчер объектов, не найдя имя (в данном примере – G) в индивидуальном для сеанса каталоге, переходит к поиску в каталоге, на который ссылается поле GlobalDosDevicesDirectory карты устройств, сопоставленной с индивидуальным для сеанса каталогом. GlobalDosDevicesDirectory всегда указывает на каталог Global?? где Windows XP и Windows Server 2003 хранят буквы дисков для локальных томов. (Подробнее о пространстве имен сеанса см. одноименный раздел в главе 3-)

Символьная ссылка для буквы диска, присвоенной тому, указывает на объект тома в каталоге Device, поэтому диспетчер объектов, распознав объект тома, передает остаток строки с именем в функцию IopParseDevice, зарегистрированную диспетчером ввода-вывода для объектов «устройство». (Ha томах динамических дисков символьная ссылка указывает на промежуточную ссылку, которая в свою очередь указывает на объект тома.) Ha рис. 12-9 показано, как происходит доступ к объектам томов через пространство имен диспетчера объектов. B данном случае (система Windows 2000 без Terminal Services) символьная ссылка ??C: указывает на объект тома DeviceHarddiskVolumel.

Заблокировав контекст защиты вызывающего потока и получив информацию о защите из его маркера, IopParseDevice генерирует пакет запроса ввода-вывода (IRP) типа IRP_MJ_CREATE, создает объект «файл», в котором запоминается имя открываемого файла, и по ссылке в VPB объекта тома находит объект «устройство» смонтированной файловой системы тома. Далее, используя IoCallDriver, она передает IRP драйверу файловой системы, которому принадлежит данный объект «устройство».

Когда FSD получает IRP типа IRP_MJ_CREATE, он ищет указанный файл, проверяет права доступа и, если файл есть и пользователь имеет права на запрошенный вид доступа к файлу, возвращает код успешного завершения. Диспетчер объектов создает в таблице описателей, принадлежащей процессу, описатель объекта «файл», который передается назад по цепочке вызовов, в конечном счете достигая приложения в виде параметра, возвращаемого CreateFile. Если файловой системе не удается создать файл, диспетчер ввода-вывода удаляет созданный для него объект «файл».

Мы опустили здесь детали, относящиеся к тому, как FSD находит открываемый на томе файл. B выполнении ReadFile ядро участвует в той же мере, что и в выполнении CreateFile, но в этом случае системному cepвucy NtReadFiIe не приходится искать имя – он вызывает диспетчер объектов для трансляции описателя, переданного ReadFile, в указатель на объект «файл». Если описатель открытого файла указывает на наличие у вызывающего потока прав на чтение файла, NtReadFile создает IRP типа IRPMJREAD и посылает его драйверу файловой системы, в которой находится файл. NtReadFile получает объект FSD, хранящийся в объекте «файл», и вызывает IoCallDriver. Диспетчер ввода-вывода находит FSD с помощью объекта FSD и передает IRP этому драйверу файловой системы.

Если считываемый файл может быть кэширован (т. е. при открытии файла в функцию CreateFile не передан флаг FILE_FLAG_NO_BUFFERING), FSD проверяет, инициировано ли кэширование для этого объекта «файл». Если да, поле PrivateCacheMap объекта «файл» указывает на структуру закрытой карты кэша (см. главу 11). B ином случае поле PrivateCacheMap будет пустым. Кэширование объекта «файл» инициируется FSD при первой операции записи или чтения над этим объектом, для чего FSD вызывает функцию CcIni-tializeCacheMap диспетчера кэша, и диспетчер кэша создает закрытую и общую карты кэша, а также объект «раздел» (если это еще не сделано).

Убедившись, что кэширование файла разрешено, FSD копирует данные запрошенного файла из виртуальной памяти диспетчера кэша в буфер, указатель на который передан функции ReadFile вызывающим потоком. Файловая система выполняет копирование в рамках блока try/except, что позволяет перехватывать все ошибки, которые могут возникнуть, если приложение указало неверный буфер. Для копирования файловая система использует функцию CcCopyRead диспетчера кэша, которая принимает в качестве параметров объект «файл», смещение внутри файла и длину данных.

Диспетчер кэша, выполняя CcCopyRead, получает указатель на общую карту кэша, хранящуюся в объекте «файл». Вспомните из главы 11, что эта карта хранит указатели на блоки управления виртуальными адресами (VACB) и что один элемент VACB соответствует 256-килобайтному блоку файла. Если VACB-указатель для считываемой части файла пуст, CcCopyRead создает VACB, резервируя в виртуальном адресном пространстве диспетчера кэша 256-ки-лобайтное представление, и проецирует на это представление указанную порцию файла (с помощью MmMapViewInSystemCacbe). Затем CcCopyRead просто копирует данные файла из спроецированного представления в переданный ей буфер (буфер, изначально переданный в ReadFile). Если файловых данных в физической памяти нет, операция копирования вызывает ошибки страниц, обслуживаемые MmAccessFault.

Когда возникает ошибка страницы, MmAccessFault изучает виртуальный адрес, вызвавший ошибку, и находит дескриптор виртуального адреса (VAD) в дереве VAD вызвавшего ошибку процесса (подробнее о дереве VAD см. главу 7). B данном случае VAD описывает представление считываемого файла, проецируемое диспетчером кэша, поэтому для обработки ошибки страницы, вызванной действительным виртуальным адресом, MmAccessFault вызывает MiDispatcbFault, которая сначала находит область управления (на нее указывает VAD) и уже через нее отыскивает объект «файл», представляющий открытый файл. (Если файл открывался более чем один раз, возможно наличие списка объектов «файл», связанных указателями в закрытых картах кэша.)

Найдя объект «файл», MiDispatcbFault вызывает функцию IoPageRead диспетчера ввода-вывода, чтобы создать IRP (типа IRP_MJ_READ), и посылает этот IRP к FSD, владеющему объектом «устройство», на который указывает объект «файл». Таким образом, осуществляется повторный вход в файловую систему для чтения данных, запрошенных через CcCopyRead, но на этот раз в IRP присутствует флаг, который сообщает о необходимости некэшируемого и связанного с подкачкой ввода-вывода. Этот флаг сигнализирует FSD, что он должен извлечь данные непосредственно с диска, и тот так и поступает, определяя, какие кластеры диска содержат запрошенные данные, и посылая соответствующие IRP диспетчеру томов, владеющему объектом тома, на котором находится файл. Поле блока параметров тома (VPB) объекта FSD указывает на объект тома.