Пример жесткой связи.
Следующей модель организации — это «мягкая» ссылка, или символическая связь (хотя здесь лучше бы подошло название символьной связи, Рис. 102.). Данное именование является несимметричным, суть которого заключается в следующем. Пускай существует содержимое файла, с которым жесткой связью ассоциировано некоторое имя (Name2). К этому файлу теперь можно организовать доступ через файл-ссылку. Это означает, что создается еще один файл некоторого специального типа (типа файла-ссылки), в атрибутах которого указывается его тип и то, что он ссылается на файл с именем Name2. Теперь можно работать с содержимым файла Name2 посредством косвенного доступа через файл-ссылку. Но некоторые операции с файлом-ссылкой будут происходить иначе. Например, если вызывается операция удаления файла-ссылки, то удаляется именно файл-ссылка, а не файл с именем Name2. Если же явно удалить файл Name2, то в этом случае файл-ссылка окажется висячей ссылкой.
Пример символической связи.
4.1.8Координация использования пространства внешней памяти
С точки зрения организации использования пространства внешней памяти файловой системой существует несколько аспектов, на которые необходимо обратить внимание. Первый момент связан с проблемой выбора размера блока файловой системы. Задача определения оптимального размера блока не имеет четкого решения. Если файловая система предоставляет возможность квотировать размер блока, то надо учитывать, что больший размер блока ведет к увеличению производительности файловой системы (поскольку данные файла оказываются локализованными на жестком диске, из чего следует, что при доступе снижается количество перемещений считывающей головки). Но недостатком является то, что чем больше размер блока, тем выше внутренняя фрагментация, а, следовательно, неэффективность использования пространства ВЗУ (если, блок, к примеру, имеет размер 1024 байт, а файл занимает 1 байт, то теряются 1023 байта). Альтернативой являются блоки меньшего размера, которые снижают внутреннюю фрагментацию, но при выборе меньшего размера блока повышаются накладные расходы при доступе к файлу в связи фрагментация файла по диску.
Еще одна проблема, на которую стоит обратить внимание, — это проблема учета свободных блоков файловой системы. Здесь тоже существует несколько подходов решения, среди которых нельзя выбрать наилучший: каждый из них имеет свои достоинства и недостатки.
Первый подход заключается в том, что вся совокупность свободных блоков помещается в единый список, т.е. номера свободных блоков образуют связный список, который располагается в нескольких блоках файловой системы. Для более эффективной работы первый блок, содержащий начальную часть списка, должен располагаться в ОЗУ, чтобы файловая система могла к нему оперативно обращаться. Заметим, что размер списка может достигать больших размеров: если размер блока 1 Кбайт, т.е. его можно представить в виде 256 четырехбайтных слов, то такой блок может содержать в себе 255 номеров свободных блоков и одну ссылку на следующий блок со списком, тогда для жесткого диска, емкостью 16 Гбайт, потребуется 16794 блока. Но размер списка не столь важен, поскольку по мере использования свободных блоков этот список сокращается, при этом освобождающиеся блоки, хранившие указанный список, ничем не отличаются от других свободных блоков файловой системы, а значит, их можно использовать для хранения файловых данных.
Вторая модель основана на использовании битовых массивов. В этом случае каждому блоку файловой системе ставится в соответствие двоичный разряд, сигнализирующий о незанятости данного блока. Для организации данной модели необходимо подсчитать количество блоков файловой системы, рассчитать количество разрядов массива, а также реализовать механизм пересчета номера разряда в номер блока и наоборот. Заметим, что операция пересчета достаточно трудоемка, к тому же эта модель требует выделение под массив стационарного ресурса: так, для 16-тигигабайтного жесткого диска потребуется 2048 блоков для хранения битового массива.