Основные функции и интерфейс файловой системы

Здесь мы коснемся отдельных аспектов защиты, связанных с контролем доступа к файлам.

Контроль доступа к  файлам

Наличие в системе  многих пользователей предполагает организацию контролируемого доступа к файлам. Выполнение любой операции над файлом должно быть разрешено только в случае наличия у пользователя соответствующих привилегий.

Обычно контролируются следующие операции: чтение, запись и выполнение. Другие операции, например копирование файлов или их переименование, также могут контролироваться. Однако они чаще реализуются через перечисленные. Так, операцию копирования файлов можно представить как операцию чтения и последующую операцию записи.

 

Списки прав доступа

Наиболее общий  подход к защите файлов от несанкционированного использования - сделать доступ зависящим от идентификатора пользователя, то есть связать с каждым файлом или директорией список прав доступа (access control list), где перечислены имена пользователей и типы разрешенных для них способов доступа к файлу.

Любой запрос на выполнение операции сверяется с таким списком. Основная проблема реализации данного способа - список может быть длинным. Чтобы разрешить всем пользователям читать файл, необходимо всех их внести в список.

Для решения  этих проблем создают классификации пользователей, например, в ОС Unix все пользователи разделены на три группы.

• Владелец (Owner).
• Группа (Group). Hабор пользователей, разделяющих файл и нуждающихся в типовом способе доступа к нему.
• Остальные (Univers).

Итак, файловая система представляет собой набор файлов, директорий и операций над ними. Имена, структуры файлов, способы доступа к ним и их атрибуты - важные аспекты организации файловой системы. Обычно файл представляет собой неструктурированную последовательность байтов. Главная задача файловой системы - связать символьное имя файла с данными на диске. Большинство современных ОС поддерживает иерархическую систему каталогов или директорий с возможным вложением директорий. Безопасность файловой системы, базирующаяся на ведении списков прав доступа, - одна из важнейших концепций ОС.

Вопросы для проверки

1. Объясните понятие раздел диска.
2. В чем смысл монтирования файловой системы?
3. Расскажите о некоторых операциях с каталогами.
4. Назовите типы защиты файлов.
5. Классификация пользователей для установления защиты.

РЕАЛИЗАЦИЯ ФАЙЛОВОЙ СИСТЕМЫ

Общая структура  файловой системы

Система хранения данных на дисках может быть структурирована  следующим образом (см. рис. 3.1).

Нижний уровень - оборудование.

Это в первую очередь  магнитные диски с подвижными головками - основные устройства внешней памяти, представляющие собой пакеты магнитных пластин (поверхностей), между которыми на одном рычаге двигается пакет магнитных головок. Шаг движения пакета головок является дискретным, и каждому положению пакета головок логически соответствует цилиндр магнитного диска.

Цилиндры делятся на дорожки (треки), а каждая дорожка  размечается на одно и то же количество блоков (секторов) таким образом, что  в каждый блок можно записать по максимуму одно и то же число байтов.

Следовательно, для обмена с магнитным диском на уровне аппаратуры нужно указать номер цилиндра, номер поверхности, номер блока на соответствующей дорожке и число байтов, которое нужно записать или прочитать от начала этого блока. Таким образом, диски могут быть разбиты на блоки фиксированного размера и можно непосредственно получить доступ к любому блоку (организовать прямой доступ к файлам).

Непосредственно с устройствами (дисками) взаимодействует часть  ОС, называемая системой ввода-вывода. Система ввода-вывода предоставляет в распоряжение более высокоуровневого компонента ОС - файловой системы - используемое дисковое пространство в виде непрерывной последовательности блоков фиксированного размера.

Система ввода-вывода имеет дело с физическими блоками диска, которые характеризуются адресом, например диск 2, цилиндр 75, сектор 11.

Файловая система имеет  дело с логическими блоками, каждый из которых имеет номер (от 0 или 1 до N). Размер логических блоков файла совпадает или является кратным размеру физического блока диска и может быть задан равным размеру страницы виртуальной памяти, поддерживаемой аппаратурой компьютера совместно с операционной системой.

В структуре системы  управления файлами можно выделить базисную подсистему, которая отвечает за выделение дискового пространства конкретным файлам, и более высокоуровневую логическую подсистему, которая использует структуру дерева директорий для предоставления модулю базисной подсистемы необходимой ей информации, исходя из символического имени файла. Она также ответственна за авторизацию доступа к файлам.

Стандартный запрос на открытие (open) или создание (create) файла поступает от прикладной программы к логической подсистеме. Логическая подсистема, используя структуру директорий, проверяет права доступа и вызывает базовую подсистему для получения доступа к блокам файла. После этого файл считается открытым, он содержится в таблице открытых файлов, и прикладная программа получает в свое распоряжение дескриптор (или handle в системах Microsoft) этого файла.

Дескриптор  файла является ссылкой на файл в таблице открытых файлов и используется в запросах прикладной программы на чтение-запись из этого файла.

Запись в таблице  открытых файлов указывает через  систему выделения блоков диска  на блоки данного файла. Если к  моменту открытия файл уже используется другим процессом, то есть содержится в таблице открытых файлов, то после проверки прав доступа к файлу может быть организован совместный доступ. При этом новому процессу также возвращается дескриптор - ссылка на файл в таблице открытых файлов.

Рис. 3.1. Блок-схема файловой системы

Вопросы для  проверки

1. Назовите физические характеристики магнитного диска.
2. Какие операции относятся к базисной подсистеме?
3. Какие операции относятся к логической подсистеме?
4. Как называется часть файловой системы, которая непосредственно контактирует с дисками?
5. Что представляет собой дескриптор файла?

Управление  внешней памятью

Прежде чем описывать  структуру данных файловой системы  на диске, необходимо рассмотреть алгоритмы выделения дискового пространства и способы учета свободной и занятой дисковой памяти. Эти задачи связаны между собой.

Методы выделения  дискового пространства

Ключевым, безусловно, является вопрос, какой тип структур используется для учета отдельных блоков файла, то есть способ связывания файлов с блоками диска.

В ОС используется несколько методов выделения файлу дискового пространства. Для каждого из методов запись в директории, соответствующая символьному имени файла, содержит указатель, следуя которому можно найти все блоки данного файла.

Выделение непрерывной последовательностью блоков

Простейший способ - хранить  каждый файл как непрерывную последовательность блоков диска. При непрерывном расположении файл характеризуется адресом и длиной (в блоках). Файл, стартующий с блока b, занимает затем блоки b+1, b+2, ... b+n-1.

Эта схема имеет два  преимущества. Во-первых, ее легко реализовать, так как выяснение местонахождения  файла сводится к вопросу, где  находится первый блок. Во-вторых, она  обеспечивает хорошую производительность, так как целый файл может быть считан за одну дисковую операцию.

Непрерывное выделение  используется в ОС IBM/CMS, в ОС RSX-11 (для  выполняемых файлов) и в ряде других.

Этот способ распространен  мало. В процессе эксплуатации диск представляет собой некоторую совокупность свободных и занятых фрагментов. Не всегда имеется подходящий по размеру свободный фрагмент для нового файла. Проблема непрерывного расположения может рассматриваться как частный случай более общей проблемы выделения блока нужного размера из списка свободных блоков. Метод страдает от внешней фрагментации в зависимости от размера диска и среднего размера файла.

Единственным приемлемым решением перечисленных проблем  является периодическое уплотнение содержимого внешней памяти, или "сборка мусора", цель которой  состоит в объединении свободных участков в один большой блок. Но это дорогостоящая операция, которую невозможно осуществлять слишком часто.

Таким образом, когда  содержимое диска постоянно изменяется, данный метод нерационален. Однако для стационарных файловых систем, например для файловых систем компакт-дисков, он вполне пригоден.

Связный список

Внешняя фрагментация - основная проблема рассмотренного выше метода - может быть устранена за счет представления  файла в виде связного списка блоков диска.

Запись в директории содержит указатель на первый и последний блоки файла (иногда в качестве варианта используется специальный знак конца файла - EOF).

Каждый блок содержит указатель на следующий блок (см. рис. 3.2).

 
Рис. 3.2. Хранение файла в виде связного списка дисковых блоков

Внешняя фрагментация для  данного метода отсутствует. Любой  свободный блок может быть использован  для удовлетворения запроса. Заметим, что нет необходимости декларировать  размер файла в момент создания. Файл может расти неограниченно.

Связное выделение имеет, однако, несколько существенных недостатков.

Во-первых, при прямом доступе к файлу для поиска i-го блока нужно осуществить несколько  обращений к диску, последовательно  считывая блоки от 1 до i-1, то есть выборка  логически смежных записей, которые занимают физически несмежные секторы, может требовать много времени. Здесь мы теряем все преимущества прямого доступа к файлу.

Во-вторых, данный способ не очень надежен. Наличие дефектного блока в списке приводит к потере информации в оставшейся части файла и потенциально к потере дискового пространства, отведенного под этот файл.

Наконец, для указателя  на следующий блок внутри блока нужно  выделить место, что не всегда удобно. Емкость блока, традиционно являющаяся степенью двойки (многие программы читают и пишут блоками по степеням двойки), таким образом, перестает быть степенью двойки, так как указатель отбирает несколько байтов.

Поэтому метод связного списка обычно в чистом виде не используется.

Таблица отображения  файлов

Одним из вариантов предыдущего способа является хранение указателей не в дисковых блоках, а в индексной таблице в памяти, которая называется таблицей отображения файлов (FAT - file allocation table) (см. рис. 3.3).

Этой схемы придерживаются многие ОС (MS-DOS, OS/2, MS Windows и др.)

По-прежнему существенно, что запись в директории содержит только ссылку на первый блок. Далее  при помощи таблицы FAT можно локализовать блоки файла независимо от его размера. В тех строках таблицы, которые соответствуют последним блокам файлов, обычно записывается некоторое граничное значение, например EOF.

Главное достоинство  данного подхода состоит в  том, что по таблице отображения  можно судить о физическом соседстве  блоков, располагающихся на диске, и  при выделении нового блока можно  легко найти свободный блок диска, находящийся поблизости от других блоков данного файла. Минусом данной схемы может быть необходимость хранения в памяти этой довольно большой таблицы.

 
Рис. 13.3. Метод связного списка с использованием таблицы в оперативной памяти

Индексные узлы

Наиболее распространенный метод выделения файлу блоков диска - связать с каждым файлом небольшую  таблицу, называемую индексным узлом (i-node), которая перечисляет атрибуты и дисковые адреса блоков файла (см. рис 3.4).

Запись в директории, относящаяся к файлу, содержит адрес индексного блока. По мере заполнения файла указатели на блоки диска в индексном узле принимают осмысленные значения.

Индексирование поддерживает прямой доступ к файлу, без ущерба от внешней фрагментации. Индексированное  размещение широко распространено и поддерживает как последовательный, так и прямой доступ к файлу.

Обычно применяется  комбинация одноуровневого и многоуровневых индексов.

Первые несколько адресов  блоков файла хранятся непосредственно  в индексном узле, таким образом, для маленьких файлов индексный узел хранит всю необходимую информацию об адресах блоков диска. Для больших файлов один из адресов индексного узла указывает на блок косвенной адресации. Данный блок содержит адреса дополнительных блоков диска.

Если этого недостаточно, используется блок двойной косвенной  адресации, который содержит адреса блоков косвенной адресации. Если и  этого не хватает, используется блок тройной косвенной адресации.

 
Рис. 3.4. Структура индексного узла