no ona vypolnyaetsya s disket. Bol'shinstvo rasprostranyaemyh versij Linux pozvolyayut vo vremya ustanovki sistemy sozdat' zagruzochnuyu disketu. Odnako mnogie takie - 24 - diskety soderzhat tol'ko yadro i, predpolagaetsya, chto dlya ustraneniya nepoladok budut ispol'zovat'sya programmy, nahodyashchiesya na ustanovochnyh diskah. Inogda etih programm byvaet nedostatochno, naprimer, kogda trebuetsya vosstanovit' nekotorye fajly, sozdannye s pomoshch'yu programm, kotoryh net na etih diskah. Poetomu mozhet vozniknut' neobhodimost' v sozdanii special'no nastroennogo diska. V dokumentacii "Bootdisk HOWTO" soderzhitsya neobhodimaya informaciya dlya sozdaniya podobnogo diska. Pri zagruzke so special'no nastroennogo diska nel'zya ispol'zovat' privod, na kotorom smontirovana eta disketa, dlya kakih-libo drugih celej. |to mozhet sozdat' nekotorye neudobstva, esli v komp'yutere imeetsya tol'ko odin diskovod. Odnako, esli komp'yuter imeet dostatochnyj ob®em pamyati, mozhno zagruzit' etot disk v RAM disk (dlya etogo yadro, raspolozhennoe na diskete dolzhno byt' skonfigurirovano sootvetstvuyushchim obrazom). |to pozvolyaet ispol'zovat' diskovod dlya drugih celej. . - 25 - Glava 4 Ispol'zovanie Diskov i Drugih Ustrojstv Hraneniya Informacii Pri ustanovke sistemy ili izmenenii ee konfiguracii obychno voznikaet mnogo problem s diskami. Nuzhno ustanovit' fajlovye sistemy na diskah tak, chtoby na nih mogli hranitsya fajly, a takzhe zarezervirovat' prostranstvo dlya drugih chastej operacionnoj sistemy. V etoj glave rassmatrivayutsya vse eti voprosy. Obychno, esli sistema uzhe ustanovlena, to kakih-libo problem s diskami v dal'nejshem byt' ne dolzhno, krome paboty s disketami. Pri ustanovke novogo diska ili ego nastrojke sleduet obrashchat'sya k etoj glave. Pri administrirovanii diskov mogut vozniknut' sleduyushchie problemy: Formatirovanie diska (v nastoyashchee vremya formatirovanie yavlyaetsya neobyazatel'noj proceduroj dlya mnogih tipov diskov). Razdelenie diska, esli disk budet ispol'zovat'sya dlya raznyh celej. Odna iz prichin razdeleniya - eto hranenie raznyh operacionnyh sistem na odnom diske. Drugaya prichina - hranenie pol'zovatel'skih i sistemnyh fajlov v paznyh pazdelah, chto uproshchaet rezervnoe kopirovanie i vosstanovlenie, a takzhe zashchitu sistemnyh fajlov ot povrezhdenij. Sozdanie fajlovoj sistemy na sootvetstvuyushchem diske ili razdele. V sisteme Linux disk nichego ne znachit, poka na nem ne ustanovlena fajlovaya sistema. Tol'ko posle etogo vozmozhna rabota s fajlami. Montirovanie razlichnyh fajlovyh sistem dlya formirovaniya edinoj struktury katalogov, kak avtomaticheski tak i vruchnuyu (fajlovye sistemy, montiruemye vruchnuyu, dolzhny byt' vpuchnuyu demontirovany). - 26 - V glave 6 rassmatrivayutsya voprosy bufepizacii diskov i raboty s virtual'noj pamyat'yu, chto takzhe nuzhno znat' pri rabote s diskami. V etoj glave rassmatrivayutsya voprosy, kotorye neobhodimo znat' pri rabote s zhestkimi i gibkimi diskami. K sozhaleniyu zdes' ne rassmatrivaetsya ispol'zovanie lentochnyh nakopitelej i privodov dlya kompakt diskov. 4.1 Tipy ustrojstv V sisteme UNIX, a sledovatel'no i Linux, sushchestvuet dva tipa ustrojstv: blochnye ustrojstva s pryamym dostupom (takie kak diski) i simvol'nye ustrojstva (takie kak lentochnye nakopiteli i posledovatel'nye porty), nekotorye iz nih mogut byt' posledovatel'nymi, a nekotorye - s pryamym dostupom. Kazhdoe podderzhivaemoe ustrojstvo predstavlyaetsya v fajlovoj sisteme fajlom ustrojstva. Pri vypolnenii operacij chteniya ili zapisi s podobnym fajlom, proishodit obmen dannymi mezhdu ustrojstvom, na kotoroe ukazyvaet etot fajl. Takoj sposob dostupa k ustrojstvam pozvolyaet ne ispol'zovat' special'nye programmy (a takzhe special'nye metody programirovaniya, takie kak rabota s preryvaniyami). Naprimer, dlya raspechatki fajla na printere, ispol'zuetsya sleduyushchaya komanda: ttyp5 root ~ $ cat filename > /dev/lp1 ttyp5 root ~ $ Odnako, dlya raspechatki fajlov ispol'zuetsya special'naya programma (obychno lpr(1)), kotoraya kontroliruet potok postupayushchih fajlov vo izbezhanie vozniknoveniya konfliktnyh situacij, naprimer, pri popytke raspechatat' na odnom printere odnovpemenno neskol'ko raznyh fajlov. Po mere raspechatki, novye fajly postupayut avtomaticheski. Po podobnoj sheme rabotaet bol'shinstvo ustrojstv. Odnako s fajlami ustrojstv problemy voznikayut ochen' redko. Tak kak ustrojstva otobrazhayutsya kak fajly v fajlovoj sisteme (v kataloge /dev), neslozhno obnaruzhit' s pomoshch'yu komandy ls(1) kakie sushchestvuyut fajly ustrojstv. Posle vypolneniya komandy ls -l - 27 - na ekran vyvoditsya spisok fajlov, prichem v pervoj kolonke soderzhitsya tip fajla i prava dostupa k nemu. Naprimer, dlya prosmotra fajla, sootvetstvuyushchego posledovatel'nomu portu, ispol'zuetsya sleduyushchaya komanda: ttyp5 root ~ $ ls -l /dev/cua0 crw-rw-rw- 1 root uucp 5, 64 Nov 30 1993 /dev/cua0 ttyp5 root ~ $ Pervyj simvol v pervoj kolonke, t.e. 'c', pokazyvaet tip fajla, v dannom sluchae simvol'noe ustrojstvo. Dlya obychnyh fajlov ispol'zuetsya simvol '-', dlya katalogov - 'd', dlya blochnyh ustrojstv - 'b' (sm. pukovodstvo k komande ls(1) dlya bolee podrobnoj informacii). Nalichie bol'shogo kolichestva fajlov ustrojstv sovsem ne oznachaet, chto eti ustrojstva na samom dele ustanovleny. Nalichie fajla /dev/sda ni o chem ne govorit i sovsem ne oznachaet, chto v komp'yutere ustanovlen zhestkij disk SCSI. |to predusmotreno dlya oblegcheniya ustanovki programm i novogo oborudovaniya (net neobhodimosti iskat' nuzhnye parametry i sozdavat' fajly dlya novyh ustrojstv). 4.2 ZHestkie diski V etom razdele rassmatrivayutsya terminy, svyazannye s ispol'zovaniem zhestkih diskov. ZHestkij disk sostoit iz odnoj ili neskol'kih kruglyh plastin, odna ili obe storony kotoroj pokryty magnitnym materialom, ispol'zuemym dlya hraneniya informacii. Dlya kazhdoj storony predusmotrena golovka, pozvolyayushchaya schityvat' ili zapisyvat' informaciyu. Plastiny vrashchayutsya na odnoj osi obychno so skorost'yu 3600 oborotov v minutu, hotya v bolee bystryh ppivodah ispol'zuyutsya bolee vysokie skorosti. Golovki peremeshchayutsya vdol' radiusa poverhnosti plastin, chto pozvolyaet poluchit' dostup k lyuboj tochke poverhnosti. - 28 - Central'nyj processor (CPU) i zhestkij disk obmenivayutsya informaciej cherez diskovyj kontroller. |to uproshchaet shemu obrashcheniya i raboty s diskom, tak kak kontrollery dlya raznyh tipov diskov mogut byt' postroeny s ispol'zovaniem odnogo interfejsa dlya svyazi s komp'yuterom. Poetomu, naprimer, dlya schityvaniya sektora mozhno vospol'zovat'sya vsego lish' odnoj komandoj vmesto slozhnyh posledovatel'nostej elektricheskih signalov dlya togo, chtoby peremestit' golovki k nuzhnoj pozicii, sinhronizirovat' vrashchenie diska i schityvanie ili zapis' dannyh i dr. (na samom dele, interfejs mezhdu komp'yuterom i kontrollerom tozhe dostatochno slozhen, no ne na stol'ko, na skol'ko on byl by bez ispol'zovaniya kontrollera). Kotroller takzhe vypolnyaet i nekotorye drugie funkcii, takie kak bufepizaciya informacii ili avtomaticheskaya zamena plohih sektorov. Sushchestvuyut eshche nekotorye ponyatiya, znanie kotoryh neobhodimo dlya ponimaniya raboty zhestkogo diska. Obychno poverhnosti delyatsya na koncentricheskie kol'ca, nazyvaemye dorozhkami ili trekami, kotorye, v svoyu ochered', delyatsya na sektora. Takoe razdelenie nuzhno dlya ukazaniya nuzhnyh pozicij na diske i dlya raspredeleniya diskovogo prostranstva na fajly. Dlya nahozhdeniya nuzhnoj informacii na diske dostatochno primerno sleduyushchih dannyh: "poverhnost' 3, dorozhka 5, sektor 7". Obychno kolichestvo sektorov na dorozhke odinakovo dlya vseh dorozhek na diske, hotya v nekotoryh ustrojstvah na vneshnih trekah razmeshchaetsya bol'shee kolichestvo sektorov (vse sektora imeyut odin i tot zhe fizicheskij razmer, poetomu na bolee dlinnyh dorozhkah pomeshchaetsya bol'she sektorov). Standartnyj razmer sektora raven 512 bajt. Disk ne mozhet operirovat' dannymi, ob®em kotoryh menee odnogo sektora. Kazhdaya poverhnost' razdelena na dorozhki (i sektora) takim obrazom, chto pri peremeshchenii golovki odnoj poverhnosti k kakoj-libo dorozhke, golovki ostal'nyh poverhnostej budut ustanovleny na etoj zhe dorozhke. Sovokupnost' vseh takih dorozhek nazyvaetsya cilindrom. Dlya peremeshcheniya golovok ot odnoj dorozhki (cilindra) k drugoj trebuetsya kakoe-to kolichestvo vremeni. Takim obrazom, esli razmestit' dannye, dostup k kotorym chashche vsego proizvoditsya srazu (naprimer, fajl), v odnom cilindre, to - 29 - neobhodimost' v peremeshchenii golovok otpadaet. |to povyshaet proizvoditel'nost' raboty diska. Ne vsegda predstavlyaetsya vozmozhnym razmestit' fajl podobnym obrazom. Fajly, kotorye hranyatsya v raznyh mestah na diske, nazyvayutsya fragmentirovannymi. Kolichestvo poverhnostej (ili golovok, chto v principe odno i to zhe), cilindrov i sektorov sil'no razlichaetsya u raznyh ustrojstv. Sovokupnost' takih parametrov nazyvaetsya strukturoj diska, kotoraya hranitsya v special'noj pamyati, dlya pitaniya kotoroj ispol'zuyutsya akkumulyatory. |ta pamyat' nazyvaetsya CMOS RAM, otkuda operacionnaya sistema mozhet schityvat' informaciyu vo vremya ee zagruzki ili vo vremya ustanovki drajvera. K sozhaleniyu, BIOS postroen tak, chto ne predstavlyaetsya vozmozhnym ukazat' dorozhku, nomer kotoroj prevyshaet 1024, dlya zapisi v CMOS RAM, chto yavlyaetsya ser'eznym ogranicheniem dlya diskov bol'shih ob®emov. Dlya resheniya etoj problemy kontroller zhestkogo diska peredaet zavedomo nepravil'nuyu informaciyu o strukture diska i preobrazuet dannye, predstavlyaemye komp'yuterom, v nechto, sootvetsvuyushchee real'nosti. Naprimer, zhestkij disk mozhet sostoyat' iz 8 golovok, 2048 dorozhek s 35 sektorami v kazhdoj. V to vremya kak kontroller mozhet utverzhdat', chto disk imeet 16 golovok i 1024 dorozhki s 35 sektorami v kazhdoj, ne prevyshaya predela na hranenie v CMOS RAM chisla dorozhek i preobrazuya adresaciyu umen'shaya nomer golovki vdvoe i udvaivaya nomer dorozhki. Preobrazovanie adresov iskazhaet predstavlenie operacionnoj sistemy o strukture diska, chto uslozhnyaet razmeshchenie trebuemoj informacii na odnom cilindre dlya uvelicheniya proizvoditel'nosti. Preobrazovanie ispol'zuetsya tol'ko dlya IDE diskov. V SCSI diskah ispol'zuetsya dostup s primeneniem posledovatel'nogo nomera sektora (kotoryj kontroller preobrazuet v nomer golovki, cilindra i sektora diska) i drugoj metod obmena informaciej s processorom. Odnako, processor mozhet ne imet' predstavleniya o real'noj strukture diska. Tak kak sisteme Linux chasto ne izvestna informaciya o strukture diska, to v fajlovyh sistemah ne ispol'zuetsya razmeshchenie - 30 - otdel'nyh fajlov v predelah odnogo cilindra. Vmesto etogo primenyaetsya razmeshchenie fajlov v cepochkah posledovatel'no raspolozhennyh sektorov, chto daet priblizitel'no odinakovuyu proizvoditel'nost'. Hotya problema uslozhnyaetsya za schet ispol'zovaniya special'nyh vozmozhnostej kontrollera, takih kak vnutrennee keshirovanie i drugih avtomaticheskih funkcij. Kazhdyj zhestkij disk predstavlen otdel'nym fajlom. Dlya IDE diskov obychno sushchestvuet tol'ko dva takih fajla. Oni izvestny kak /dev/hda i /dev/hdb sootvetstvenno. Dlya SCSI diskov ispol'zuyutsya fajly /dev/sda i /dev/sdb i t.d. Podobnye oboznacheniya primenyayutsya i dlya drugih tipov diskov. Fajly ustrojstv dlya zhestkih diskov predostavlyayut dostup k celomu disku, ne rassmatrivaya razdely (kotorye budut opisany nizhe) i poetomu ne sostavlyaet truda pereputat' razdely diska ili informaciyu v nih, esli ne byt' dostatochno ostorozhnym. Fajly zhestkih diskov obychno ispol'zuyutsya dlya dostupa k informacii v MBR (kotorye takzhe rassmotreny nizhe). 4.3 Gibkie diski Gibkij disk sostoit iz myagkoj plastiny, pokrytoj s odnoj ili oboih storon materialom, podobnym tomu, kotorym pokryty plastiny v zhestkom diske. U samoj diskety net nikakih golovok, oni ustanovleny v privode. Disketu mozhno sravnit' s odnoj plastinoj, ustanovlennoj v zhestkom diske, tol'ko disketa yavlyaetsya s®emnoj i privod mozhet ispol'zovat'sya dlya raboty s razlichnymi diskami, v to vremya kak zhestkij disk yavlyaetsya odnim nedelimym ustrojstvom. Takzhe kak zhestkij disk, disketa delitsya na dorozhki i sektora (a dve sootvetstvuyushchie dorozhki na raznyh storonah sostavlyayut cilindr), no ih namnogo men'she, chem na zhestkom diske. Diskovod mozhet rabotat' s neskol'kimi tipami disket. Naprimer, privod na 3.5 dyujma mozhet rabotat' s diskami na 720 Kb i 1.44 Mb. Tak kak pri ispol'zovanii raznyh tipov diskov, rabota samogo privoda nemnogo razlichaetsya, k tomu zhe operacionnaya sistema dolzhna imet' predstavlenie ob ob®eme diska, sushchestvuet mnozhestvo fajlov ustrojstv dlya raboty s privodami dlya gibkih diskov. - 31 - Nappimep, fajl /dev/fd0H1440 sootvetstvuet pervomu privodu (fd0) formata 3.5 dyujma s disketoj na 3.5 dyujma vysokoj plotnosti (H) ob®emom 1440 Kb (1440), t.e. pozvolyaet pabotat' s obychnymi disketami na 3.5 dyujma. Imena fajlov dlya privodov gibkih diskov dovol'no slozhnye, poetomu v sisteme Linux sushchestvuet special'nyj tip ustrojstva, kotoryj avtomaticheski opredelyaet tip ispol'zuemogo gibkogo diska. Metod opredeleniya zaklyuchaetsya v posledovatel'nom chtenii pervogo sektora vstavlennoj diskety s ppimeneniem razlichnyh sposobov chteniya, do teh por, poka on ne budet pravil'no schitan. Estestvenno, disk dolzhen byt' snachala otformatirovan. Avtomaticheskimi ustrojstvami yavlyayutsya /dev/fd0, /dev/fd1 i t.d. Parametry dlya avtomaticheskih ustrojstv, kotorye ispol'zuyutsya dlya dostupa k disku, mogut byt' ustanovleny s pomoshch'yu programmy setfdprm(8). |to mozhet byt' polezno v nekotoryh sluchayah, naprimer, esli ispol'zuyutsya diskety nestandartnogo ob®ema (t.e. disketa imeet nestandartnoe kolichestvo sektorov v dorozhke) ili esli opredelenie tipa diska po kakoj-libo prichine ne rabotaet i sootvetstvuyushchij fajl ustrojstva otsutstvuet. 4.4 Formatirovanie Formatirovanie - eto process zapisi special'nyh otmetok na magnitnuyu poverhnost', kotorye ispol'zuyutsya dlya razdeleniya dorozhek i sektorov. Pered formatirovaniem diska ego poverhnost' sostoit iz smesi razlichnyh magnitnyh signalov. Pri formatirovanii eti signaly uporyadochivayutsya i proishodit formirovanie dorozhek i sektorov. V dejstvitel'nosti, vse namnogo slozhnee i vyhodit za ramki etoj knigi. Nuzhno znat' tol'ko to, chto disk ne mozhet ispol'zovat'sya, do teh por poka on ne budet otformatirovan. Pri rabote v MS-DOS, formatirovanie takzhe vklyuchaet v sebya process sozdaniya fajlovoj sistemy. Tam chasto eti dva processa sovmeshcheny, osobenno pri rabote s gibkimi diskami. No esli nuzhno sdelat' razgranichenie, to dejstvitel'nym formatirovaniem nazyvayut formatirovaniem na nizkom urovne, a sozdanie fajlovoj sistemy - - 32 - formatirovaniem na vysokom urovne. Pri rabote v sisteme UNIX (a takzhe v etoj knige) vmesto etih dvuh ponyatij budut ispol'zovat'sya ponyatiya formatirovanie i, sootvetstvenno, formirovanie fajlovoj sistemy. Dlya IDE i nekotoryh SCSI diskov formatirovanie proizvoditsya pri ih izgotovlenii i, obychno, ne trebuetsya povtoreniya etoj procedury, poetomu bol'shinstvo lyudej redko ob etom zadumyvayutsya. V dejstvitel'nosti, formatirovanie diska mozhet privesti k uhudsheniyu ego raboty, naprimer, po prichine togo, chto disk dolzhen byt' otformatirovan special'nym obrazom dlya obespecheniya vozmozhnosti zameny plohih sektorov. Formatiruemye diski chasto postavlyayutsya so special'noj programmoj, potomu kak vnutrennie interfejsy u raznyh privodov razlichny. |ta programma obychno rapolozhena v mikrosheme BIOS kontrollera ili postavlyaetsya otdel'no kak programma dlya MS-DOS. Ni odni iz nih ne mogut byt' ispol'zovany dlya sistemy Linux. Vo vremya formatirovaniya mogut byt' obnaruzheny plohie bloki ili sektora, kotorye ne dolzhny byt' ispol'zovany pri dal'nejshej rabote. |ti funkcii vozlagayutsya na fajlovuyu sistemu. Hotya mozhno sozdat' nebol'shoj razdel diska, kotoryj vklyuchaet v sebya tol'ko plohie bloki. |to effektivno pri bol'shom kolichestve plohih blokov, tak kak pri rabote fajlovoj sistemy mogut vozniknut' nekotorye trudnosti, svyazannye s razmerom neispol'zuemoj oblasti. Dlya formatirovaniya disket ispol'zuetsya programma fdformat(8). V kachestve parametra ukazyvaetsya fajl ustrojstva. Naprimer, sleduyushchaya komanda ispol'zuetsya dlya formatirovaniya obychnoj diskety razmerom 3.5 dyujma vysokoj plotnosti v pervom privode dlya gibkih diskov: ttyp5 root ~ $ fdformat /dev/fd0H1440 Double-sided, 80 tracks, 18 sec/track. Total capacity 1440 kB. Formatting ... done Verifying ... done ttyp5 root ~ $ - 33 - Esli dlya formatirovaniya ispol'zuetsya avtomaticheskoe ustrojstvo (naprimer, /dev/fd0), to snachala nuzhno ukazat' parametry etogo ustrojstva s pomoshch'yu programmy setfdprm(8). Dlya polucheniya takogo zhe rezul'tata, kak v predydushchem primere, nuzhno vypolnit' sleduyushchie dejstviya: ttyp5 root ~ $ setfdprm /dev/fd0 1440/1440 ttyp5 root ~ $ fdformat /dev/fd0 Double-sided, 80 tracks, 18 sec/track. Total capacity 1440 kB. Formatting ... done Verifying ... done Double-sided, 80 tracks, 18 sec/track. Total capacity 1440 kB. Formatting ... done Verifying ... done ttyp5 root ~ $ Obychno proshche ukazat' tochnyj fajl ustrojstva, kotoryj sootvetstvuet tipu formatiruemogo diska. Programma fdformat takzhe ispol'zuetsya dlya vyyavleniya plohih blokov. Ona obrabatyvaet plohoj blok neskol'ko raz. Esli problema ne ochen' ser'ezna (zagryaznennaya rabochaya poverhnost' schityvayushchih/zapisyvayushchih golovok, plohoj kontakt v raz®eme kontrollera), to fdformat prodolzhit svoyu rabotu, no vozniknovenie real'noj oshibki prervet process proverki. YAdro otobrazhaet poyavlenie kazhdoj oshibki na terminale. Esli ispol'zuetsya syslog, to soobshchenie postupaet v fajl /usr/adm/messages. fdformat ne soobshchaet specifiku oshibki (obychno eto ne imeet znacheniya, tak kak diskovody eto dovol'no deshevye ustrojstva i ih zamena ne sostavlyaet problem). ttyp5 root ~ $ fdformat /dev/fd0H1440 Double-sided, 80 tracks, 18 sec/track. Total capacity 1440 kB. Formatting ... done Verifying ... read: Unknown error ttyp5 root ~ $ - 34 - Komanda badblocks(8) ispol'zuetsya dlya poiska plohih blokov na lyubom diske ili razdele diska (vklyuchaya gibkie diski). Ona ne formatiruet disk, poetomu mozhet byt' ispol'zovana dlya proverki dazhe sushchestvuyushchih fajlovyh sistem. V sleduyushchem primere rassmatrivaetsya proverka 3.5 dyujmovoj diskety s dvumya plohimi blokami. ttyp5 root ~ $ badblocks /dev/fd0H1440 718 719 ttyp5 root ~ $ Programma vyvodit nomera najdennyh plohih blokov. Vo mnogih fajlovyh sistemah est' sredstva, pozvolyayushchie izbezhat' ispol'zovaniya takih blokov. Dlya takih celej sushchestvuet spisok izvestnyh plohih blokov, kotoryj inicializiruetsya pri ustanovke fajlovoj sistemy i mozhet byt' modificirovan v dal'nejshem. Pervichnyj poisk plohih blokov proizvoditsya pri vypolnenii komandy mkfs (kotoraya inicializiruet fajlovuyu sistemu), v posleduyushchem proverka proizvoditsya s pomoshch'yu programmy badblocks, a modifikaciya spiska - pri pomoshchi komandy fsck. |ti komandy budut rassmotreny nizhe. 4.5 Diskovye razdely Ves' zhestkij disk mozhet byt' razbit na neskol'ko razdelov, prichem kazhdyj razdel predstavlen tak, kak esli by eto byl otdel'nyj disk. Razdelenie ispol'zuetsya, naprimer, pri rabote s dvumya operacionnyi sistemami na odnom diske. Pri etom kazhdaya operacionnaya sistema ispol'zuet dlya raboty otdel'nyj razdel i ne vzaimodejstvuet s drugimi. Takim obrazom, dve razlichnye sistemy mogut byt' ustanovleny na odnom zhestkom diske. Bez ispol'zovaniya razdelov v dannom sluchae voznikla by neobhodimost' v priobritenii vtorogo diska. Dlya gibkih diskov razdely ne predusmotreny. V bol'shinstve sluchaev dlya etogo net neobhodimosti, tak kak ih ob®em dostatochno mal. - 35 - 4.5.1 MBR, zagruzochnye sektora i tablica razdelov Informaciya o razdelenii zhestkogo diska nahoditsya v pervom sektore (t.e. v pervom sektore pervoj dorozhki pervogo diska). |tot sektor nazyvaetsya MBR (sokrashchenie ot Master Boot Record) etogo diska. Pri zagruzke komp'yutera BIOS zagruzhaet ego v pamyat' i vypolnyaet. MBR soderzhit nebol'shuyu programmu, kotoraya schityvaet tablicu razdelov, nahodit aktivnyj razdel (t.e. razdel, otmechennyj kak zagruzochnyj) i schityvaet pervyj sektor etogo razdela, kotoryj nazyvaetsya zagruzochnym sektorom (MBR takzhe yavlyaetsya zagruzochnym sektorom, no on vypolnyaet special'nye funkcii i poetomu imeet otdel'noe nazvanie). |tot sektor soderzhit druguyu nebol'shuyu programmu, kotoraya, v svoyu ochered', schityvaet nachal'nuyu chast' operacionnoj sistemy, raspolozhennoj v etom razdele, a zatem vypolnyaet ee. Shema razdeleniya ne vstroena v oborudovanie ili dazhe v BIOS. |to tol'ko standart, kotorogo priderzhivaetsya bol'shoe kolichestvo operacionnyh sistem. Ne vse sistemy podderzhivayut ego, no oni yavlyayutsya isklyucheniyami. Nekotorye sistemy podderzhivayut razdelenie, no oni zanimayut vsego odin razdel na diske i ispol'zuyut svoyu vnutrennyuyu shemu razdeleniya v predelah ispol'zuemogo razdela. Takie operacionnye sistemy normal'no rabotayut s drugimi sistemami (vklyuchaya Linux), kotorye nahodyatsya na tom zhe diske. No te operacionnye sistemy, kotorye ne podderzhivayut razdely, ne mogut byt' ustanovleny vmeste s drugimi sistemami na odnom diske. Iz mer predostorozhnosti sleduet zapisat' tablicu razdelov. Esli eta tablica kakim-libo obrazom povreditsya, to vse fajly ostanutsya v sohrannosti (isporchennaya tablica razdelov mozhet byt' ispravlena pri pomoshchi programmy fdisk). 4.5.2 Rasshirennye i logicheskie razdely Iznachal'no, v sheme razdeleniya zhestkogo diska v PC dopuskalos' ispol'zovanie tol'ko chetyreh razdelov. No vskore etogo okazalos' nedostatochno, chastichno po prichine togo, chto mnogim dlya - 36 - raboty trebuetsya bolee chetyreh operacionnyh sistem (naprimer, Linux, MS-DOS, OS/2, Minix, FreeBSD, NetBSD, Windows/NT i t.d.), no v osnovnom iz-za togo, chto odnoj sistemoj ispol'zuetsya neskol'ko razdelov. Naprimer, v sisteme Linux swap-oblast' chashche vsego razmeshchaetsya v otdel'nom razdele (a ne v osnovnom razdele Linux) dlya povysheniya skorosti obmena (sm. nizhe). Dlya resheniya etoj problemy byla razrabotana shema, ispol'zuyushchaya rasshirennye razdely. Ona pozvolyaet razbivat' osnovnoj razdel na podrazdely. Osnovnoj razdel, razbityj takim obrazom, nazyvaetsya rasshirennym razdelom, a podrazdely nazyvayutsya logicheskimi razdelami. Oni funkcioniruyut tak zhe, kak i osnovnye razdely, razlichie sostoit v sheme ih sozdaniya. Nizhe dan ppimep pazbieniya zheskogo diska na pazdely. Ves' disk razbit na tri osnovnyh razdela, vtoroj iz kotoryh razbit na dva logicheskih. CHast' diska ne ispol'zuetsya voobshche. Ves' disk, kak celoe, i kazhdyj osnovnoj razdel imeyut svoj zagruzochnyj sektor. immmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmm" º MBR º lmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmNoddddddddddddd º Zagruzochnyj sektor º º--------------------------------------º Osnovnoj º º º Oblast' dannyh razdela º razdel º º lmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmNoddddddddddddd º Zagruzochnyj sektor º ¨ ºddddddddddddddddddddddddddddddddddddddº ¨ º Neispol'zuemyj zagruzochnyj sektor º Logicheskij¨ º--------------------------------------º ¨ º º razdel ¨ º Oblast' dannyh razdela º ¨ º º ¨ Rasshirennyj ºddddddddddddddddddddddddddddddddddddddºddddddddddd´ º Neispol'zuemyj zagruzochnyj sektor º ¨ razdel º--------------------------------------º Logicheskij¨ - 37 - º º ¨ º Oblast' dannyh razdela º razdel ¨ º º ¨ lmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmNoddddddddddddd º º º Neispol'zuemoe diskovoe prostranstvo º º º lmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmNoddddddddddddd º Zagruzochnyj sektor º º--------------------------------------º Osnovnoj º º º Oblast' dannyh razdela º razdel º º hmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmmm¼ddddddddddddd 4.5.3 Tipy razdelov Tablicy razdelov (odna nahoditsya v MBR, drugie ispol'zuyutsya dlya rasshirennyh razdelov) soderzhat odin bajt dlya kazhdogo razdela, kotoryj ukazyvaet tip razdela. |to pozvolyaet opredelit' operacionnuyu sistemu, kotoraya ispol'zuet razdel ili dlya chego on ispol'zuetsya vo izbezhanie sluchajnogo razmeshcheniya dvuh sistem na odnom razdele. Odnako, v dejstvitel'nosti, operacionnye sistemy ignoriruyut bajt tipa razdela. Naprimer, sistema Linux voobshche ne imeet predstavleniya o ego sushchestvovanii. Huzhe togo, nekotorye sistemy nepravil'no ego interpretiruyut (po krajnej mere, nekotorye versii DR-DOS ignoriruyut samyj vazhnyj bit etogo bajta, v otlichie ot drugih). Ne sushchestvuet nikakih standartov, kasayushchihsya znachenij etih bajtov, hotya nekotorye obshcheprinyatye znacheniya privedeny v tablice nizhe. Takuyu zhe informaciyu predostavlyaet programma Linux fdisk. 0 pustoj razdel 40 Venix 80286 94 Amoeba BBT 1 DOS 12-bitnaya FAT 51 Novell a5 BSD/386 2 XENIX root 52 Microport b7 BSDI fs 3 XENIX usr 63 GNU HURD b8 BSDI swap-oblast' - 38 - 4 DOS 16-bit (<32Mb) 64 Novell c7 Syrinx 5 rasshirennyj 75 PC/IX db CP/M 6 DOS 16-bit (>=32Mb) 80 Old MINIX e1 DOS 7 OS/2 HPFS 81 Linux/MINIX e3 DOS r/o 8 AIX 82 Linux swap-oblast' f2 DOS dopolnitel'nyj 9 AIX zagruzochnyj 83 Linux ff BBT a OS/2 zagruzochnyj 93 Amoeba 4.5.4 Razdelenie zhestkogo diska Sushchestvuet mnogo programm, pozvolyayushchih sozdavat' i udalyat' razdely. U bol'shinstva operacionnyh sistem imeyutsya svoi sobstvennye i razumnee vsego pol'zovat'sya imenno takimi programmami. CHashche vsego eta programma nazyvaetsya fdisk (kak i v sluchae Linux). Osobennosti raboty s nej rassmotreny v ee rukovodstve. Komanda cfdisk podobna fdisk, tol'ko v pervoj ispol'zuetsya polnoekrannyj interfejs. Pri pabote s IDE diskami, zagruzochnyj razdel (razdel, v kotorom nahodyatsya fajly, ispol'zuemye pri zagruzke i samo yadro) dolzhen polnost'yu raspolagat'sya v predelah pervyh 1024 cilindrov, potomu kak vo vremya zagruzki rabota s diskom proishodit cherez BIOS (pered perehodom sistemy v zashchishchennyj rezhim), a BIOS ne mozhet operirovat' s cilindrami, nomer kotoryh bol'she, chem 1024. Inogda predstavlyaetsya vozmozhnym ispol'zovanie zagruzochnogo razdela, lish' chastichno raspolozhennogo v predelah pervyh 1024 cilindrov. Dannyj metod rabotaet do teh por, poka vse fajly, schityvaemye posredstvom BIOS, nahodyatsya v predelah 1024 cilindrov. Tak kak eto sdelat' dovol'no slozhno, to ppimenenie etogo metoda ne rekomeduetsya. Slozhno predugadat', kogda posle defragmentacii ili sbrasyvanii soderzhimogo bufera na disk sistema perestanet zagruzhat'sya. Poetomu sleduet udostoverit'sya v tom, chto zagruzochnyj razdel raspolozhen v predelah pervyh 1024 cilindrov. Nekotorye poslednie versii BIOS i nedavnie modeli IDE diskov v dejstvitel'nosti pozvolyayut pabotat' s cilindrami, nomer kotoryh prevyshaet 1024. - 39 - Kazhdyj razdel dolzhen soderzhat' chetnoe kolichestvo sektorov, tak kak v sisteme Linux ispol'zuyutsya bloki razmerom v 1 Kb, t.e. dva sektora. Nechetnoe kolichestvo sektorov privedet k tomu, chto poslednij iz nih budet neispol'zovan. |to ni na chto ne vliyaet, no ppi zapuske fdisk budet vydano ppeduppezhdenie. Pri izmenenii razmera razdela obychno trebuetsya snachala sdelat' rezervnuyu kopiyu vsej neobhodimoj informacii, udalit' razdel, sozdat' novyj razdel, a zatem vosstanovit' vsyu sohranennuyu informaciyu na novyj razdel. Hotya sushchestvuet programma dlya MS-DOS pod nazvaniem fips, kotoraya pozvolyaet izmenyat' ob®em razdela bez rezervnogo kopirovaniya, no dlya drugih fajlovyh sistem etu opepaciyu neobhodimo ppoizvodit'. 4.5.5 Fajly ustrojstv i razdely Kazhdomu osnovnomu i rasshirennomu razdelu sootvetstvuet otdel'nyj fajl ustpojstva. Sushchestvuet soglashenie dlya imen podobnyh fajlov, kotoroe sostoit v dobavlenii nomera razdela k imeni fajla samogo diska. 1-4 razdely yavlyayutsya osnovnymi (vne zavisimosti ot togo, skol'ko sushchestvuet osnovnyh pazdelov), a 5-8 - logicheskimi (vne zavisimosti ot togo, k kakomu osnovnomu razdelu oni otnosyatsya). Naprimer, /dev/hda1 sootvetstvuet pervomu osnovnomu razdelu pervogo IDE zhestkogo diska, a /dev/sdb7 - tret'emu rasshirennomu razdelu vtorogo SCSI diska. 4.6 Fajlovye sistemy 4.6.1 CHto takoe fajlovaya sistema? Fajlovaya sistema - eto metody i struktury dannyh, kotorye ispol'zuyutsya operacionnoj sistemoj dlya hraneniya fajlov na diske ili ego razdele. O fajlovoj sisteme takzhe govoryat, ssylayas' na razdel ili disk, ispol'zuemyj dlya hraneniya fajlov ili tip fajlovoj sistemy. Nuzhno videt' raznicu mezhdu diskom ili razdelom i - 40 - ustanovlennoj na nem fajlovoj sistemoj. Nekotorye programmy (naprimer, programmy ustanovki fajlovoj sistemy) pri obrashchenii k disku ili razdelu ispol'zuyut pryamoj dostup k sektoram. Esli na etom meste byla fajlovaya sistema, to ona budet ser'ezno povrezhdena. Bol'shinstvo programm vzaimodejstvuyut s diskom posredstvom fajlovoj sistemy, i, sledovatel'no, ih rabota budet narushena, esli na razdele ili diske nikakaya sistema ne ustanovlena (ili tip fajlovoj sistemy ne sootvetstvuet trebuemumu). Pered tem, kak razdel ili disk mogut byt' ispol'zovany v kachestve fajlovoj sistemy, ona dolzhna byt' inicializirovana, a trebuemye dannye pereneseny na etot disk. |tot process nazyvaetsya sozdaniem fajlovoj sistemy. U bol'shej chasti fajlovyh sistem UNIX shodnaya struktura, a ih nekotorye osobennosti ochen' malo razlichayutsya. Osnovnymi ponyatiyami yavlyayutsya: superblok, indeksnyj deskriptor (inode), blok dannyh, blok kataloga i kosvennyj blok. V superbloke soderzhitsya informaciya o fajlovoj sisteme v celom, naprimer, ee razmer (tochnaya informaciya zavisit ot tipa fajlovoj sistemy). V indeksnom deskriptore hranitsya vsya informaciya o fajle, krome ego imeni. Imya fajla hranitsya v bloke kataloga, vmeste s nomerom deskriptora. Zapis' kataloga soderzhit imya fajla i nomer indeksnogo deskriptora sootvetstvuyushchego fajla. V etom deskriptore hranyatsya nomera neskol'kih blokov dannyh, kotorye ispol'zuyutsya dlya hraneniya samogo fajla. V inode est' mesto tol'ko dlya neskol'kih nomerov blokov dannyh, odnako, esli trebuetsya bol'shee kolichestvo, to prostranstvo dlya ukazatelej na bloki dannyh dinamicheski vydelyaetsya. Takie bloki nazyvayutsya kosvennymi. Dlya togo, chtoby najti blok dannyh, nuzhno snachala najti ego nomer v kosvennom bloke. V fajlovyh sistemah UNIX obychno imeetsya vozmozhnost' sozdaniya dyr v fajlah (eto mozhno sdelat' s pomoshch'yu komandy lseek(2), sm. rukovodstvo). |to oznachaet, chto fajlovaya sistema predostavlyaet lozhnuyu informaciyu o tom, chto v kakom-to meste v fajle soderzhatsya nulevye bajty, no v dejstvitel'nosti dlya etogo ne vydelyayutsya sektora (eto oznachaet, chto fajl budet zanimat' neskol'ko men'she mesta na diske). |to chasto ispol'zuetsya osobenno v nebol'shih - 41 - dvoichnyh programmah, bibliotek Linux, v nekotoryh bazah dannyh i v drugih otdel'nyh sluchayah. (Dyry realizuyutsya hraneniem special'nogo znacheniya v kosvennom bloke ili indeksnom deskriptore vmesto adresa bloka dannyh. |to special'noe znachenie pokazyvaet, chto dlya dannoj chasti fajla bloki dannyh ne razmeshcheny i, sledovatel'no, chto v fajle est' dyra.) Ispol'zovanie dyr dostatochno effektivno. Na komp'yutere s obshchim diskovym prostranstvom v 200 Mb, prostye izmereniya pokazyvayut, chto primenenie dyr daet ekonomiyu v 4 Mb. Odnako, eti izmereniya provodilis' na sisteme, gde bylo ustanovleno otnositel'no malo programm i otsutstvovali fajly baz dannyh. Metod izmereniya dyr rassmotren v prilozhenii B. 4.6.2 Tipy fajlovyh sistem Linux podderzhivaet neskol'ko tipov fajlovyh sistem. Naibolee vazhnye iz nih rassmotreny nizhe. minix Schitaetsya samoj staroj i samoj nadezhnoj fajlovoj sistemoj, no dostatochno ogranichennoj v svoih vozmozhnostyah (u fajlov otsutstvuyut nekotorye vremennye parametry, dlina imeni fajla ogranichena 30-yu simvolami) i dostupnyh ob®emah (maksimum 64 Mb na odnu fajlovuyu sistemu). xia Modificirovannaya versiya sistemy minix, v kotoroj uvelichena maksimal'naya dlina imeni fajla i razmer fajlovoj sistemy, hotya ona ne pealizuet nikakih novyh vozmozhnostej. ext2 Naibolee bogataya funkcional'nymi vozmozhnostyami fajlovaya sistema iz semejstva sovmestimyh s Linux. Na dannyj moment schitaetsya samoj populyarnoj sistemoj. Ona razrabotana s uchetom sovmestimosti s posleduyushchimi versiyami, poetomu dlya ustanovki novoj versii koda sistemy ne trebuetsya ustanavlivat' ee zanovo. ext Predydushchaya versiya sistemy ext2, ne sovmestima s posleduyushchimi versiyami. V nastoyashchee vremya ona ochen' redko vklyuchaetsya v pakety novyh postavlyaemyh sistem, t.k. bol'shinstvo pol'zovatelej sejchas - 42 - pol'zuyutsya sistemoj ext2. V dopolnenie k rassmotrennym vyshe, v Linux vklyuchena podderzhka eshche nekotoryh fajlovyh sistem dlya obespecheniya obmena fajlami mezhdu drugimi operacionnymi sistemami. |ti fajlovye sistemy rabotayut takzhe, kak i opisannye vyshe, krome togo, chto ih funkcional'nye vozmozhnosti mogut byt' znachitel'no ogranicheny po sravneniyu s vozmozhnostyami, obychno predostavlyaemymi fajlovymi sistemami UNIX. msdos Obespechivaetsya sovmestimost' s sistemoj MS-DOS (a takzhe OS/2 i Windows NT). umsdos Rasshiryaet vozmozhnosti drajvera fajlovoj sistemy MS-DOS dlya Linux takim obrazom, chto pri rabote v Linux, imeetsya vozmozhnost' raboty s imenami fajlov nestandartnoj dliny, prosmotra prav dostupa k fajlu, ssylok, imeni pol'zovatelya, kotoromu prinadlezhit fajl, a takzhe operirovanie s fajlami ustrojstv. |to pozvolyaet ispol'zovat' obychnuyu sistemu MS-DOS, tak, kak esli by eto byla sistema Linux. Takim obrazom, isklyuchaetsya neobhodimost' sozdaniya otdel'nogo razdela dlya Linux. iso9660 Standartnaya fajlovaya sistema dlya CD-ROM. Dovol'no populyarnoe razvitie standarta CD-ROM, vypolnennoe Rock Ridge'm, kotoroe obespechivaet avtomaticheskuyu podderzhku imen fajlov nestandartnoj dliny. nfs Setevaya fajlovaya sistema, obespechivayushchaya razdelenie odnoj fajlovoj sistemy mezhdu neskol'kimi komp'yuterami dlya predostavleniya dostupa k ee fajlam so vseh mashin. hpfs Fajlovaya sistema OS/2. sysv Fajlovye sistemy System V/386, Coherent i Xenix. Takzhe sushchestvuet fajlovaya sistema proc, kotoraya obychno dostupna cherez katalog /proc. V dejstvitel'nosti, ona ne yavlyaetsya fajlovoj sistemoj, hotya po ee strukture slozhno obnaruzhit' raznicu. - 43 - |ta sistema pozvolyaet poluchit' dostup k opredelennym strukturam dannyh yadra, k takim, kak spisok processov (otsyuda nazvanie). Vse eti struktury vyglyadyat kak fajlovaya sistema i imi mozhno operirovat' obychnymi sredstvami raboty s fajlovoj sistemoj. Naprimer, dlya polucheniya spiska vseh processov, ispol'zuetsya sleduyushchaya komanda: ttyp5 root ~ $ ls -l /proc total 0 dr-xr-xr-x 4 root root 0 Jan 31 20:37 1 dr-xr-xr-x 4 liw users 0 Jan 31 20:37 63 dr-xr-xr-x 4 liw users 0 Jan 31 20:37 94 dr-xr-xr-x 4 liw users 0 Jan 31 20:37 95 dr-xr-xr-x 4 root users 0 Jan 31 20:37 98 dr-xr-xr-x 4 liw users 0 Jan 31 20:37 99 -r--r--r-- 1 root root 0 Jan 31 20:37 devices -r--r--r-- 1 root root 0 Jan 31 20:37 dma -r--r--r-- 1 root root 0 Jan 31 20:37 filesystems -r--r--r-- 1 root root 0 Jan 31 20:37 interrupts -r-------- 1 root root 8654848 Jan 31 20:37 kcore -r--r--r-- 1 root root 0 Jan 31 11:50 kmsg -r--r--r-- 1 root root 0 Jan 31 20:37 ksyms -r--r--r-- 1 root root 0 Jan 31 11:51 loadavg -r--r--r-- 1 root root 0 Jan 31 20:37 meminfo -r--r--r-- 1 root root 0 Jan 31 20:37 modules dr-xr-xr-x 2 root root 0 Jan 31 20:37 net dr-xr-xr-x 4 root root 0 Jan 31 20:37 self -r--r--r-- 1 root root 0 Jan 31 20:37 stat -r--r--r-- 1 root root 0 Jan 31 20:37 uptime -r--r--r-- 1 root root 0 Jan 31 20:37 version ttyp5 root ~ $ (V dejstvitel'nosti, dolzhno byt' eshche neskol'ko fajlov, ne sootvetstvuyushchih processam, odnako, etot primer nemnogo ukorochen.) Hotya sistema /proc i nazyvaetsya fajlovoj, ni odna ee chast' ne vzaimodejstvuet s diskom. Ona sushchestvuet tol'ko v predstavlenii yadra i pri popytke obrashcheniya k kakoj-libo ee chasti, sozdaetsya - 44 - vpechatlenie, chto eta chast' gde-to sushchestvuet, hotya v dejstvitel'nosti eto ne tak. Dazhe esli sushchestvuet fajl /proc/kmem v neskol'ko megabajt, on ne zanimaet mesta no diske. 4.6.3 Kakuyu fajlovuyu sistemu ustanavlivat'? Obychno malo smysla v ppimenenii neskol'kih raznyh fajlovyh sistem. V nastoyashchee vremya naibolee populyarnoj schitaetsya sistema ext2fs i, vozmozhno, yavlyaetsya nailuchshim vyborom. V zavisimosti ot razlichnyh parametrov (skorost', proizvoditel'nost', nadezhnost', sovmestimost' i dr.) mozhet okazat'sya, chto ustanovka drugoj fajlovoj sistemy budet bolee priemlemym variantom. 4.6.4 Ustanovka fajlovoj sistemy Fajlovaya sistema ustanavlivaetsya, t.e. inicializiruetsya, pri pomoshchi komandy mkfs(8). V dejstvitel'nosti, sushchestvuyut otdel'nye programmy dlya kazhdogo tipa fajlovoj sistemy. Komanda mkfs tol'ko zapuskaet trebuemuyu programmu v zavisimosti ot tipa ustanavlivaemoj sistemy. Tip fajlovoj sistemy ukazyvaetsya pri pomoshchi opcii -t fstype. Parametry, peredavaemye programmam, vyzyvaemym mkfs, slegka razlichayutsya. Naibolee vazhnye iz nih rassmotreny nizhe (dlya bolee podrobnoj informacii sm. rukovodstvo). -t fstype Ukazyvaetsya tip fajlovoj sistemy. -c Proizvoditsya poisk plohih blokov i, sootvetstvenno, inicializaciya spiska plohih blokov. -l filename Schityvaetsya nachal'nyj spisok plohih blokov iz fajla filename. Dlya ustanovki fajlovoj sistemy ext2 na disketu, ispol'zuetsya sleduyushchaya posledovatel'nost' komand: ttyp5 root ~ $ fdformat -n /dev/fd0H1440 - 45 - Double-sided, 80 tracks, 18 sec/track. Total capacity 1440 kB. Formatting ... done ttyp5 root ~ $ badblocks /dev/fd0H1440 1440 > bad-blocks ttyp5 root ~ $ mkfs -t ext2 -l bad-blocks /dev/fd0H1440 mke2fs 0.5a, 5-Apr-94 for EXT2 FS 0.5, 94/03/10 360 inodes, 1440 blocks 72 blocks (5.00%) reserved for the super user First data block=1 Block size=1024 (log=0) Fragment size=1024 (log=0) 1 block group 8192 blocks per group, 8192 fragments per group 360 inodes per group Writing inode tables: done Writing superblocks and filesystem accounting information: done ttyp5 root ~ $ V pervuyu ochered' disketa formatiruetsya (parametr -n predotvrashchaet proverku na nalichie plohih blokov). Zatem proizvoditsya poisk plohih blokov pri pomoshchi komandy badblocks, vyvod kotoroj perenapravlen v fajl bad-blocks. I, nakonec, fajlovaya sistema ustanavlivaetsya s inicializaciej spiska najdennyh plohih blokov. Vmesto ispol'zovaniya badblocks, komande mkfs mozhet byt' ukazan parametr -c, kak eto vidno iz primera, rassmotrennogo nizhe. ttyp5 root ~ $ mkfs -t ext2 -c /dev/fd0H1440 mke2fs 0.5a, 5-Apr-94 for EXT2 FS 0.5, 94/03/10 360 inodes, 1440 blocks 72 blocks (5.00%) reserved for the super user First data block=1 Block size=1024 (log=0) Fragment size=1024 (log=0) 1 block group 8192 blocks per group, 8192 fragments per group 360 inodes per group - 46 - Checking for bad blocks (read-only test): done Writing inode tables: done Writing superblocks and filesystem accounting information: done ttyp5 root ~ $ Ukazanie parametra -c namnogo udobnee, chem primenenie komandy badblocks, no ee ispol'zovanie neobhodimo dlya proverki fajlovoj sistemy posle ee ustanovki. Ustanovka fajlovyh sistem na zhestkij disk ili ego razdel analogichna ustanovke na disketu, isklyuchaya formatirovanie. 4.6.5 Montirovanie i demontirovanie Pered rabotoj s fajlovoj sistemoj, ona dolzhna byt' smontirovana. Pri etom operacionnaya sistema vypolnyaet nekotorye dejstviya, obespechivayushchie funkcionirovanie montiruemoj sistemy. Tak kak vse fajly v sisteme UNIX prinadlezhat odnoj strukture katalogov, to eta operaciya obespechivaet rabotu s fajlovoj sistemoj, kak s katalogom uzh