Это интересно

  • ОКД
  • ЗКС
  • ИПО
  • КНПВ
  • Мондиоринг
  • Большой ринг
  • Французский ринг
  • Аджилити
  • Фризби

Опрос

Какой уровень дрессировки необходим Вашей собаке?
 

Полезные ссылки

РКФ

 

Все о дрессировке собак


Стрижка собак в Коломне

Поиск по сайту

ГлавнаяЖурналC logfile журнал тома ntfs грузит диск

Надежность дисковой системы NT. C logfile журнал тома ntfs грузит диск


Спасение диска - yko2007

Вчера у меня накрылся диск. Этот внешний диск на 500 гиг был подключен к ноутбуку и в процессе работы вдруг перестал отвечать. Ну, ладно, бывает, что USB отваливается, подумал я, вынул разъём и включил снова. Windows в ответ на это действие  сообщил мне, что диск не отформатирован. Тьфу, блин! Ладно, перезагружаю комп - не помогает. Пробую на другом компе - то же самое. А chkdsk говорит "невозможно определить версию тома и его состояние"

Ой! :-(

И вот тут я вспомнил, что с этим ноутом это уже третий такой случай. Ладно, флешки и диски в него больше не вставлять, систему переставить. А с диском-то, что теперь делать? Подсунул его утилите восстановления. Она очень быстро нашла на нем NTFS и все мои файлы. Казалось бы, нет проблемы, можно хоть прямо сейчас копировать данные, но блин! Прошлые два раза так и сделал, да и с чужими дисками так поступаю... Но тут-то! Ведь наверняка там всего пара байт затерлась, а мне теперь 500 гиг копировать, да ещё надо найти куда...

А посмотрим-ка, что же там внутри (предварительно восстановив пару самых дорогих файлов). Под руками были два инструмента: утилита DMDE и редактор WinHex.

Для начала откроем таблицу разделов

MBR

Видим, что файловая система начинается с относительного сектора 2048. (Относительного, относительно начала таблицы разделов.) Так как эта таблица на диске первая, то идем к сектору 2048 и видим загрузочную запись файловой системы.

Boot

На первый взгляд - всё в порядке. В загрузочной записи есть указатель на очень важную для NTFS структуру MFT. Пойдем, посмотрим, что с ней. Видим, что значение "Sector per Cluster" = 8, "MFT Start Cluster" = 786432. Сама же файловая система начинается с сектора 2048. Значит, чтобы увидеть MFT надо перейти к сектору 2048 + (786432 x 8) = 6293504

Если всё нормально, то выглядеть MFT должна примерно так:

MFT

Файловые записи начинаются с "магической" последовательности "FILE" и по смещению 0 от начала сектора должна быть первая запись. Однако, на моём диске почему-то смещение было -44! (минус 44) Словно все записи "съехали" в стороны начала диска на 44 байта. (Первая запись таким образом лишилась своего заголовка) Хорошая новость состояла в том, что эта фигня простиралась не более чем на 3 килобайта, а плохая - в том, что местами записи MFT были ещё и испорчены каким-то "мусором". Впрочем, может это было не так уж и страшно, т.к. запись с файлом "$MFT" была как будто-бы цела, только сдвинута, а для восстановления файловой системы достаточно только этого системного файла. (Запись с файлом "$MFT" как раз и показана на рисунке выше)

В NTFS предусмотрено резервирование записей о четырех системных файлах: "$MFT", "$MFTMirr", "$LogFile", "$Volume". Резервные записи находятся по смещению, задаваемому полем "MFT Mirror Cluster" загрузочной записи. Заглянул что там. Такие же сдвинутые на 44 байта записи, но мусор в других местах. Ну вот и хорошо. Немного поковырявшись с шестнадцатеричным редактором собрал из обрывков четыре файловые записи "$MFT", "$MFTMirr", "$LogFile", "$Volume" (Может и правда, достаточно было только первой, но раз уж была возможность собрать четыре - собрал их все) Затем записал на положенное место.

Далее запустил chkdsk и через пять минут его работы получил нормально работающий диск! :-)К стати, отчет chkdsk был весьма интересным, обычно наблюдать такое не приходится. Вот он:

C:\Documents and Settings\Administrator>chkdsk /f I:Тип файловой системы: NTFS.Метка тома: yko.

Проверка файлов (этап 1 из 3)...Усечение записей атрибутов с неправильными ссылкамииз сегмента 3 записи файла.Удаление поврежденного сегмента 7 записи о файле.Удаление поврежденного сегмента 11 записи о файле.Проверка файлов завершена.Проверка индексов (этап 2 из 3)...Удаление поврежденного индекса $O файла 24.Удаление поврежденного индекса $Q файла 24.Удаление поврежденного индекса $O файла 25.Удаление поврежденного индекса $R файла 26.Исправление мелкой ошибки в файле 11.Удаление элемента EfaData из индекса $I30 файла 27.Удаление элемента Photoshop из индекса $I30 файла 64400.Удаление элемента PHOTOS~1 из индекса $I30 файла 64400.Удаление элемента $Txf из индекса $I30 файла 64893.Удаление элемента $TxfLog из индекса $I30 файла 64893.Удаление элемента desktop.ini из индекса $I30 файла 70019.Проверка индексов завершена.Восстановление потерянных файлов.Создание индекса $I30 файла 11.Создание файла идентификатора объекта.Вставка элемента в индекс $I30 файла 11.Создание индекса $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Вставка элемента в индекс $O файла 20.Создание точки повторной обработки.Вставка элемента в индекс $I30 файла 11.Создание индекса $R файла 21.Создание файла квоты.Вставка элемента в индекс $I30 файла 11.Создание индекса $O файла 22.Создание индекса $Q файла 22.Вставка записи стандартной квоты в индекс $Q файла 22.Проверка дескрипторов безопасности (этап 3 из 3)...Проверка дескрипторов безопасности завершена.Вставка атрибута данных в файл 7.Вставка атрибута данных в файл 24.Вставка атрибута данных в файл 25.Вставка атрибута данных в файл 26.CHKDSK переопределяет информацию USN...Исправление ошибок в зеркальной копии основной таблицы файлов.Исправление ошибок в загрузочном файле.Исправление ошибок в атрибуте BITMAP основной таблицы файлов.Исправление ошибок в рисунке тома.Windows сделала изменения в файловой системе.

488383487 КБ всего на диске.463908696 КБ в 69149 файлах.25540 КБ в 4493 индексах.20 КБ в поврежденных секторах.154731 КБ используется системой.65536 КБ занято под файл журнала.24294500 КБ свободно на диске.

Размер кластера: 4096 байт.Всего кластеров на диске: 122095871.6073625 кластеров на диске.

C:\Documents and Settings\Administrator>

Информацию по структуре NTFS подглядывал здесь: http://www.whatis.ru/forum/viewtopic.php?id=13518

yko2007.livejournal.com

Как фрагментация на неправильно отформатированных томах NTFS влияет на Exchange – Русский блог Microsoft Exchange

Недавно мы наблюдали некоторые очень неудобные проблемы производительности Exchange 2007 вместе с дополнительными всплесками сбоев операций базы. Это звучит совсем не заманчиво, но эта статья обсуждает эти проблемы, и то, как их решать. Эта статья предназначена главным образом для Exchange 2007, но вы можете применить ту же самую методологию к Exchange 2010, т.к. она отражает суть исходной проблемы.

Для начала вот некоторые проблемы, которые вы можете увидеть:

• Отказ базы с сообщением «Недостаточно памяти» (Databases failing with an Out of Memory condition )• Чрезвычайно медленное применение логов к копиям в кластере CCR/SCR  (Большая длина очередей) (Extremely slow log replay times on CCR/SCR replica copies (High replay queue lengths))• Очень большое число операций ввода/вывода на одном LUN/томе (High amount of split I/O’s occurring on any given LUN/Volume. )• Сильное замедление операций RPC вплоть до недоступности сервиса Information Store (Slowly rising RPC requests until the Information Store service goes unresponsive)

Примеры

Вот некоторые примеры нехватки памяти, которые могут быть записаны в журнал приложений на сервере Exchange.

Event Type:         : Error Event Source:      : MSExchangeIS Event Category:     : None Event ID     : 1160 Description: Database resource failure error Out of memory occurred in function JTAB_BASE::EcUpdate while accessing the database "CCRName\SGName".

Windows 2003 based error Event Type:        Error Event Source:    ESE Event Category:                General Event ID:              482 Description: MSExchangeIS (9228) DBName: An attempt to write to the file "F:\Data\DBName.edb" at offset 530157682688 (0x0000007b6fdc4000) for 8192 (0x00002000) bytes failed after 0 seconds with system error 1450 (0x000005aa): "Insufficient system resources exist to complete the requested service. ".  The write operation will fail with error -1011 (0xfffffc0d).  If this error persists then the file may be damaged and may need to be restored from a previous backup.

Windows 2008 based error Log Name:      Application Source:        ESE Event ID:      482 Task Category: General Level:         Error Description: Information Store (8580) DBNAme: An attempt to write to the file "F:\Data\DBName.EDB" at offset 315530739712 (0x0000004977190000) for 32768 (0x00008000) bytes failed after 0 seconds with system error 665 (0x00000299): "The requested operation could not be completed due to a file system limitation ".  The write operation will fail with error -1022 (0xfffffc02).  If this error persists then the file may be damaged and may need to be restored from a previous backup.

Что же это за ошибка Insufficient system resources exist to complete the requested service? Объяснение будет позже.

Вот пример очень большого количества операций Split I/O (пурпурная линия), приведших к очень большому числу запросов RPC (зеленая линия) вплоть до того, что сервер перестал отвечать. В этом примере мы пытались увеличить размер базы данных и не смогли по причине, которую я вскоре объясню.

 Другой явный признак того, что вы столкнулись с нашей проблемой,  в том что, запросы ввода-вывода для экземпляра этой конкретной базы данных стремятся к нулю, хотя запросы RPC продолжают расти и Version Buckets  находятся на одном уровне.

 Эта конкретная проблема не является очевидной и требует объяснения происходящего  на нескольких уровнях, а также требует некоторого разъяснения терминологии прежде, чем мы продолжим. На самом нижнем уровне база Exchange располагается на разделе NTFS, который настраивается, когда сервер впервые конфигурируется. Для выполнения этой первоначальной настройки существуют конкретные руководства о том, как правильно разбить и отформатировать тома http://technet.microsoft.com/en-us/library/bb738145(EXCHG.80).aspx для Exchange 2007 и http://technet.microsoft.com/en-us/library/ee832792.aspx  для Exchange 2010. Два наиболее важных фактора – это выравнивание раздела (partition alignment) и размер блока NTFS (NTFS Allocation unit size).

Ниже приведена таблица рекомендаций для использования с Exchange:

Описание                                                       Рекомендуемое значение
Storage Track Boundary  64 Kбайт или больше (рекомендуется 1 Мбайт)
NTFS allocation unit/cluster size  64 Кбайт (дисик с базами данных и журналами)
RAID Stripe size  256 Кбайт и больше (используйте рекомендации производителя системы хранения)

NTFS allocation unit size

Прежде, чем мы начнем обсуждать этот вопрос, нам нужно сделать шаг назад и посмотреть, как работает NTFS. Вот два маленьких домашних задания для вас:

• Прочитайте две первых секции  (NTFS Architecture and NTFS Physical Structure) How NTFS Works в http://technet.microsoft.com/en-us/library/cc781134(WS.10).aspx • Прочитайте раздел The Four Stages of NTFS File Growth в http://blogs.technet.com/b/askcore/archive/2009/10/16/the-four-stages-of-ntfs-file-growth.aspx

Теперь, когда мы рассмотрели, что собой представляет File Attribute List (ATTRIBUTE_LIST), и как файлы на самом деле хранятся на диске, мы можем объяснить, почему это так важно в нашей ситуации. Предположим, что мы имеем диск, отформатированный с размером блока 4К или 4096, который является размером по умолчанию в Windows 2003 для любого раздела больше, чем 2 Гбайт. В случае, когда размер страницы ESE в Exchange 2007 равен 8К, нам нужно будет сделать две операции записи для одной страницы. Эти операции записи могут быть, а могут не быть последовательными (contiguous) по своему характеру и могут вызвать распределение информации по разным частям диска, и это и есть  причина начала фрагментации больших файлов на диске. Т.к. File Attribute List (FAL) растет за пределами MFT  вместе с размером файла базы, размер FAL будет последовательно расти, чтобы соответствовать фрагментации и общему увеличению размера файла базы.

Для каждого файла NTFS имеет ограничения на общий размер этого списка атрибутов и может иметь около 1,5 млн фрагментов. Это не абсолютный максимум, но это то значение, около которого могут возникнуть проблемы. Размер FAL никогда не будет уменьшаться и будет постоянно расти с течением времени. Максимально поддерживаемый размер ATTRIBUTE_LIST составляет 256K или 262144. Если бы вы достигли этого верхнего предела, то вы бы не смогли больше увеличить размер вашей базы, и мы бы делали намного больше маленьких операций ввода-вывода и намного больше операций поиска, чтобы найти нужную нам информацию. Вот откуда происходит ошибка «Недостаточно памяти» («out of memory») вместе с ошибкой «Insufficient system resources exist to complete the requested service» . API управления файлами  вызовет ошибку ERROR_FILE_SYSTEM_LIMITATION в Windows 2008 или более поздних версиях и ERROR_INSUFFICIENT_RESOURCES в более ранних версиях Windows до момента достижения абсолютного максимума. Ошибка недостатка памяти является ошибкой более высокого уровня, чем ошибка вызванная NTFS, которая не смогла увеличить размер  FAL. Вот почему эта ошибка не является очевидной, и почему в конечном счете она была найдена Эриком Норбергом во время многих бессонных ночей и Дейвом Голдманом во время долгих отладочных сессий.

Этому вопросу фрагментации посвящено статья A heavily fragmented file in an NTFS volume may not grow beyond a certain size http://support.microsoft.com/kb/967351.

Этот сценарий чаще всего встречается на серверах с маленьким размером кластера NTFS равным 4К, большими базами, которые вдвое превышают рекомендованный максимум в 200 Гбайт, и малым доступным местом на диске. Сочетание этих трех факторов может привести к очень плохой ситуации.Размеры кластера NTFS могут быть получены выполнением команды fsutil,  как показано ниже, для любого раздела:

 В Exchange 2007 вы можете проверить, попадаете ли вы в описанную ситуацию, загрузив и выполнив Contig.exe от Sysinternals по ссылке http://technet.microsoft.com/en-us/sysinternals/bb897428.aspx.

C:\>Contig.exe -a f:\data\DBName.edb

Contig v1.55 - Makes files contiguous Copyright (C) 1998-2007 Mark Russinovich Sysinternals - www.sysinternals.com

f:\data\DBName.edb is in 1.46698e+006 fragments

Summary:      Number of files processed   : 1      Average fragmentation       : 1.46698e+006 frags/file

В приведенном выше примере мы чрезвычайно близки к 1,5 миллионам фрагментов, составляющих приблизительный максимум количества, которое вы можете  иметь для любого заданного файла. Эта конкретная база данных, вероятно, будет  иметь проблемы и является бомбой замедленного действия.

Для Exchange 2010 SP1 вы можете вывести те же сведения аналогично contig.exe, с помощью eseutil.exe, как показано ниже.

C:\>eseutil /ms f:\data\DBName.edb

Extensible Storage Engine Utilities for Microsoft(R) Exchange Server Version 14.01 Copyright (C) Microsoft Corporation. All Rights Reserved.

Initiating FILE DUMP mode... Error: Access to source database 'f:\data\DBName.edb' failed with Jet error -1032.

File Information:   File Name: f:\data\DBName.edb   Volume Name: Drive2   File System: NTFS   Cluster Size: 4096 bytes   Attribute List Size: 180 KB   Extents Enumerated: 1157172Operation terminated with error -1032 (JET_errFileAccessDenied, Cannot access file, the file is locked or in use) after 0.78 seconds.

Несмотря на ошибки из-за того, что база находится в режиме онлайн, мы смогли получить нужную информацию. Если запустить локально на сервере Eseutil, то она позволяет вам увидеть реальный размер FAL, размер кластера NTFS и как много экстентов было создано для этого файла, благодаря чрезмерной фрагментации. Так мы можем сделать вывод, что размер кластера NTFS равен 4К, размер FAL 180 Кб и число фрагментов превышает 1.1 миллиона. Общее правило  не иметь размер FAL больше 150 Кб и иметь достаточно свободного места на диске.

Эта фрагментация также проявляется на копиях CCR/Replica, т.к. файлы логов передаются и затем применяются к данной базе.  В конечном итоге применение логов будет медленным, и вы можете иметь большие очереди применения логов из-за чрезмерного числа операций Split I/O.  Даже с быстрыми дисками, правильно сконфигурированным размером кластера NTFS и правильно выровненными разделами дисков, вы будете все еще видеть эту проблему. Вы должны устранить корень этой проблемы, чтобы успешно избавиться от нее.

Так как же вам решить проблему? Есть несколько способов:

1. Если вы определили, что только одна база подвержена этой проблеме, то быстрейший способ решения проблемы заключается в следующем:

a. Размонтировать базуb. Сделать копию базы на другой диск, где достаточно места. Важно: это не может быть тот же самый диск, т.к. нам необходимо записать этот файл последовательно на другой диск. Это простое копирование выполнит дефрагментацию файла.c. Удалите исходную копию файла базы.d. Скопируйте базу обратно в исходное местоe. Применение этого метода не решит проблему в долгосрочной перспективе, если размер кластера NTFS мал.

2. Если проблема на кластере CCR/SCR, то вы имеете несколько шагов для ее исправления  в долгосрочной перспективе.

a. Чтобы устранить проблему размера кластера NTFS на неактивном узле или SCR target на любой томе, например F:, используйте следующую команду, чтобы отформатировать диск с размером блока 64Кб, который рекомендуется для оптимальной производительности:

Format F: /q /y /fs:ntfs  /v:VolumeName /a:64K

Замечание: Эта команда удаляет любые файлы расположенные на диске F:, так что убедитесь, что на этом диске нет иной информации кроме базы и лог файлов. Я надеюсь, что вы выделили отдельные диски исключительно для Exchange и не используете для других приложений. Если так, то это делает наш процесс восстановления много проще.b. Проверьте, то наш диск отформатирован правильно выполнив следующую команду:

 c. Как только диск отформатирован, выполните повторное заполнение баз данных, которые ранее существовали на диске.

Вы можете спросить себя: "Если файл настолько фрагментирован, то почему я не могу просто выполнить автономную дефрагментацию (offline defrag)"? Ответ заключается в том, что если вы выполняете дефрагментацию самого файла, то вы имеете высокую вероятность раздутия размера FAL, т.к.  мы заставляем фрагменты перемещаться, что вызывает рост размера FAL. Это главная причина того, почему для Exchange не рекомендуется выполнять дефрагментацию на томах, которые содержат файлы баз. Единственный способ удалить FAL из файла – это скопировать файл на другой диск, удалить исходный файл и затем скопировать файл обратно в исходное место. Когда это сделано, этот записанный файл не содержит фрагментов. Жизнь снова прекрасна.

После того, как вы решите эти основополагающие проблемы, общая производительность Exchange должна стать гораздо лучше, и вы можете лучше спать ночью, зная, что вы увеличили пропускную способность ваших серверов Exchange.

Обратите внимание, что по-прежнему не рекомендуется запускать программы дефрагментации диска на томах сервера Exchange, но существуют случаи, когда уровень фрагментации файлов может вызвать значительное снижение производительности на сервере просто из-за способа, которым данные записываются на диск. Если оптимальные и/или рекомендуемые параметры не используются при создании тома, эта проблема фрагментации файла может возникнуть гораздо быстрее.  Большинство файлов Exchange используются и заблокированы, так что запуск любых программ дефрагментации диска в этой ситуации не поможет. При необходимости решить эту проблему единственный путь – перевести все ресурсы Exchange в оффлайн, чтобы ни один из файлов не использовался, и затем дефрагментировать диск, чтобы сделать файлы снова последовательно записанными.

В Exchange SP1 и более поздних версиях была добавлена логика, которая позволяет определять момент, когда FAL может быть исчерпана (80% от максимума), и генерировать соответствующее событие. События NTFS при этом не регистрируются. Следующее событие является примером того, что должно было бы быть записано в журнал событий ля проблемной базы во время ее обслуживания в онлайне:

Log Name: Application Source: ESE Event ID: 739 Task Category: General Level: Error Description: Information Store (5652) EXSERVER MBX Store 001: The NTFS file attributes size for database 'C:\DB\DB001\PRIV001.EDB' is 243136 bytes, which exceeds the threshold of 204800 bytes. The database file must be reseeded or restored from a copy or backup to prevent the database file from being unable to grow because of a file system limitation.

Разумные размеры томов и баз в значительной мере защитят вас от фрагментации (чем больше конкурирующих файлов, которые расширяются/создаются на томе, тем больше будет фрагментация на этих файлах).

Рекомендации

• Поддерживайте размеры ваших томов менее 2 Тбайт (вот почему для E2k7 рекомендуются разделы MBR)• Ограничьте число баз на томе: 10 баз на том это абсолютный максимум, который мы рекомендуем, 5 баз на том намного лучший вариант• Не размещайте на томе с базой Exchange другие интенсивные рабочие процессы.

Я надеюсь, это прольет некоторый свет на то, почему определенные проблемы на Exchange серверах могут помешать вам выполнять различные операции.

Спасибо Мэтту Госсиджу, Тиму МакМайклу, Брайану Мэттью, Нилу Кристиансену и Люку Ибсену за просмотр этой статьи перед публикацией.

Майк Лагаси

Перевод: Илья Сазонов, MVP

blogs.technet.microsoft.com

Специальные файлы NTFS

Первые шестнадцать элементов главной таблицы файлов (MFT — Master File Table) зарезервированы для специальных файлов. В NTFS 3.0 используются только первые двенадцать элементов. Это скрытые файлы, имена которых расположены в корне раздела. Файлов не видно, но, тем не менее, они существуют. Проверить это можно, попытавшись создать файл с одним из зарезервированных имён в корне раздела. На диске с NTFS, например, не получится создать файл C:\$Volume.

  • $MFT (элемент 0) Главная таблица файлов. Атрибут данных содержит элементы MFT, а также неиспользуемые растровые атрибуты.
  • $MFTMirr (элемент 1) Зеркало (резервная копия) первых четырёх элементов MFT.
  • $LogFile (элемент 2) Файл журнала тома, в который записываются все изменения структуры тома.
  • $Volume (элемент 3) Атрибут данных $Volume представляет весь том. Обращение Win32 по имени «\\.\C:» откроет файл тома на диске С: (предполагается, что диск С: является томом NTFS), Файл $Volume содержит также имя тома, информацию о томе и атрибуты идентификатора объекта.
  • $AttrDef (элемент 4) Атрибут данных $AttrDef содержит массив определений атрибута. typedef struct { WCHAR AttributeName[64]; ULONG AttributeNumber; ULONG Unknown[2]; ULONG Flags; ULONGLONG MinimumSize; ULONGLONG MaximumSize; } ATTRIBUTE_DEFINITION, *PATTRIBUTE_DEFINITION;
  • \ (элемент 5) Корневой каталог тома.
  • $Bitmap (элемент 6) Атрибут данных $Bitmap представляет собой растр кластеров тома.
  • $Boot (элемент 7) Первый сектор $Boot является также и первым сектором тома. Поскольку он используется в самом начале процесса загрузки системы (если том является загружаемым), то пространство здесь не нормируется, а хранимые данные не выравниваются по естественным границам. Формат первого сектора можно описать с помощью структуры BOOT_BLOCK. #pragma pack(push, 1) typedef struct { UCHAR Jump[3]; UCHAR Format[8]; USHORT BytesPerSector; UCHAR SectorsPerCluster; USHORT BootSectors; UCHAR Mbz1; USHORT Mbz2; USHORT Reserved1; UCHAR MediaType; USHORT Mbz3; USHORT SectorsPerTrack; USHORT NumberOfHeads; ULONG PartitionOffset; ULONG Reserved2[2]; ULONGLONG TotalSectors; ULONGLONG MftStartLcn; ULONGLONG Mft2StartLcn; ULONG ClustersPerFileRecord; ULONG ClustersPerIndexBlock; ULONGLONG VolumeSerialNumber; UCHAR Code[0x1AE]; USHORT BootSignature; } BOOT_BLOCK, *PBOOT_BLOCK; #pragma pack(pop)
  • $BadClus (элемент 8) В атрибуте данных этого файла содержится информация о сбойных кластерах.
  • $Secure (элемент 9) Атрибут данных $Secure содержит совместно используемые идентификаторы доступа. $Secure содержит также два индекса.
  • $UpCase (элемент 10) Атрибут данных $Upcase содержит эквивалент верхнего регистра всех 65536 символов Unicode.
  • $Extend (элемент 11) $Extend — это каталог, который содержит специальные файлы, используемые некоторыми дополнительными функциями NTFS 3.0. Специальные файлы, хранящиеся в этим каталоге, это: «$ObjId» (поддержка объектных идентификаторов), «$Quota» (поддержка квот), «$Reparse» (данные точек повторной обработки) и «$UsnJrnl» (журнал файловой системы). Начиная с Windows Vista здесь также находится каталог «$RmMetadata» (поддержка транзакций NTFS).

Хоть специальные файлы и являются на самом деле файлами, но открыть их обычным способом (например с помощью функций NtOpenFile или NtCreateFile) нельзя. Даже получив в ACL права администратора (разрешающие чтение специальных файлов), доступ к ним оказывается невозможен, поскольку для них ntfs.sys (драйвер файловой системы NTFS) всегда возвращает статус ошибки STATUS_ACCESS_DENIED. В ntfs.sys существуют две переменные, которые влияют на его поведение: NtfsProtectSystemFiles и NtfsProtectSystemAttributes. По умолчанию, значением обоих этих переменных является TRUE.

Если переменной NtfsProtectSystemAttributes присвоить значение FALSE (например с помощью отладчика), то, используя имена в формате «filename::$STANDARD_INFORMATION», можно получить доступ к атрибутам системы (в частности к стандартным информационным атрибутам). Если присвоить значение FALSE переменной NtfsProtectSystemFiles, то можно будет открыть специальные файлы. Но при попытке сделать это можно столкнуться и с некоторыми трудностями, связанными с тем, что многие из специальных файлов оказываются уже открыты системными средствами при инициализации тома, а кроме того, они не приспособлены для обработки запроса IRP_MJ_READ, возникающего при обращения к функции NtReadFile, и если такой запрос поступит, то система даст сбой. Специальные файлы можно прочесть, сделав с помощью функций NtCreateSection и NtMapViewOfSection их копии и прочитав данные из них.

Следующая проблема заключается в том, что некоторые из специальных файлов неспособны обрабатывать запрос IRP_MJ_CLEANUP, который передается тогда, когда закрывается последний дескриптор объекта файла. Если такой запрос будет получен, то произойдет сбой системы. Таким образом, необходим как минимум один открытый дескриптор специального файла, принадлежащий процессу, который никогда не завершится (например системному процессу).

См. также

Скрытое хранение данных в потоках файла $Repair в системном каталоге $RmMetadata.

По теме NTFS также есть следующее:

система комментирования CACKLE

hex.pp.ua

Надежность дисковой системы NT

Данный материал является продолжением статьи «Файловая система NTFS». В этом обзоре будут подробно рассмотрены вопросы, рассмотрение которых в прошлой статье было поверхностным или отсутствовало вообще. Хотелось бы сразу сказать, что дисковая система NT настолько сложна, что говорить о ней можно еще достаточно долго — и эта статья не опишет всего, что можно было бы рассказать. Так что это лишь попытка координировано и подробно ответить на все вопросы, которые вызвала предыдущая публикация.

Часть 4. Журналирование NTFS

Описание того простого факта, что NTFS является журналируемой системой, повергло многочисленных поклонников других файловых и операционных систем в искреннее возмущение. В многочисленных письмах, адресованных мне, NTFS называли системой с квази-журналированием или даже без журналирования вообще, ставя в противовес многочисленные файловые системы Unix. Мне пришло также много писем, указывающих на фатальные сбои NTFS, восстановится от которых не удалось — данные были потеряны. В данной части я попытаюсь, в меру своих сил и понимания, объяснить философию журналирования и средств защиты от сбоев NTFS, а также пояснить причины появления фатальных сбоев. Я постараюсь оправдать подход корпорации Microsoft, которая сделала всё именно так, как сделала — по крайней мере, я изложу причины реализованных технологических решений и те компромиссы, на которые пришлось пойти коллективу разработчиков NTFS.

Журналируемые операции

Прежде всего, хотелось бы рассказать о том, какие именно операции журналируются. Совершенно очевидно, что полный undo-файл, способный откатить абсолютно все операции, абсолютно невозможен как с точки зрения быстродействия, так и с точки зрения здравого смысла. Да, такое журналирование дало бы возможность восстановить большее число данных — например, при осуществлении перезаписи трех мегабайт в середине файла мы могли бы сначала сохранить новые данные в логе, затем переписать туда же предыдущие три мегабайта файла, и уж только затем осуществлять операции с реальными данными. Такой подход гарантировал бы полную определенность с судьбой информации — мы всегда смогли бы понять, какая часть данных уже записалась на диск, а какая находится в исходном, не обновленном состоянии. Он имеет всего один скромный недостаток — небольшая накладочка по быстродействию: для записи на диск трех мегабайт мы вынуждены будем осуществить разнообразные дисковые операции на объем в три раза больший — девять мегабайт. Да, полное журналирование также применяется — но в основном при работе с базами данных. Если вы желаете обеспечить полное журналирование каких-либо данных, вы можете поставить MS SQL или даже Oracle, который вообще не будет пользоваться средствами какой либо файловой системы и обеспечит сохранность ваших данных в любых разумных условиях. Сторонникам же полного журналирования файловой системы я могу ответить одно: решение сократить быстродействие операций записи в три раза, на мой взгляд, является слишком смелым для обязательного применения — и на домашних компьютерах, и на серверах.

Подход разработчиков NTFS был принципиально иным. Главный девиз был, видимо, не «надежность любой ценой», а «неизменность быстродействия». Журналирование просто не должно было помешать работе файловой системы. Первый логичный шаг — отменить полное журналирование как абсолютно неприемлемое с точки зрения быстродействия. В NTFS применяется журналирование логических структур, а не данных пользователя — отсюда и идет фраза, что сохранность данных не гарантируется, но, тем не менее, корректное состояние самой системы будет поддерживаться. То, что NTFS не журналирует данные файлов, приводит на практике к одному варианту потери данных — в том же гипотетическом случае записи трех мегабайт, в случае сбоя в процессе записи никогда уже не удастся установить, какая часть данных записалась, а какая осталась неизменна. Операции, которые, тем не менее, журналируются системой — это операции со структурами самой системы, то есть с файлами и каталогами: добавление файлов, переименование, перенос, создание и удаление (освобождение свободного места). Журналируются также и операции дефрагментации — то есть перемещения фрагментов файлов. Одним словом, все логические операции журналированы.

Отложенная запись и контрольные точки журналирования

Известно, что любая современная система для ускорения файловых операций вынуждена использовать кэширование, в том числе — кэширование операций записи. Так называемая отложенная запись — принцип кэширования, при котором данные, предназначенные для записи на диск, некоторое время сохраняются в кэше и лишь в свободное от других занятий время сохраняются физически. Отложенная запись существенно повышает эффективность дисковых операций, так как такое кэширование группирует множество операций в одну — это особенно эффективно, если запись производится в компактные участки диска. Еще один плюс отложенной записи — не мешать более нужным операциям чтения, и осуществлять запись только тогда, когда система свободна и ей не требуется доступ к диску для других нужд. Как согласовать отложенную запись с журналированием? Это довольно сложный вопрос, так как откладывание записи делает возможным потерю тех данных, которые находились в очереди на физическую запись и не успели записаться на диск до сбоя. Самое неприятное здесь даже не потеря данных, а то, что происходит рассогласование времени записи: какие-то служебные области могут быть обновлены, а какие-то смежные по смыслу — еще нет, так как их обновление могло отложится еще на пару секунд и не состоятся из-за сбоя.

NTFS справляется с этими проблемами с помощью смысловой интеграции операций отложенной записи и ведения журнала. При попытке начать журналируемую операцию в лог тут же записывается намерение — например, стереть файл. Это случается без задержек — на этом этапе отложенная запись не работает: это плата за присутствие журналирования, которой нельзя избежать. Но вот все остальные операции уже идут в задержанном режиме — то есть они могут состояться частично (могут еще в придачу и не в том порядке) или не состоятся вообще. Единственная задержанная операция, работа которой несколько отличается от простой записи — запись в лог об удачном завершении предыдущих транзакций, так называемая контрольная точка. Через определенные промежутки времени — обычно через каждые несколько секунд — система в обязательном порядке сбрасывает абсолютно все задержанные операции на диск. После произведения этой операции в журнал записывается простейшая запись — контрольная точка — которая говорит о том, что все предыдущие операции выполнены корректно на всех уровнях — как на логическом, так и на физическом.

Такой режим работы — с помощью записей и контрольных точек — с одной стороны, по прежнему гарантирует полностью корректную работу журналирования, а с другой стороны практически совершенно не приводит к замедлению работы: простановка контрольных точек производится, считай, мгновенно, а запись в журнал о начале операции соответствует по трудозатратам записи самих данных без отложенного кэширования. Реальная же запись, осуществляемая позже, в подавляющем числе случаев не мешает никаким операциям и не идет в ущерб производительности системы.

Проблемы отложенного журналирования: концепция дублирования информации

Вся вышеописанная теория достаточно хороша, но способна, тем не менее, вызвать очень неприятные последствия, если не учесть еще нескольких вещей, о которых и пойдет речь.

Рассмотрим такой случай: мы стираем файл. Журнал получил запись — «файл N стирается». Затем запаздывающему кэшу стало угодно осуществить сначала физическую пометку о том, что место, занимаемое файлом, освободилось, а уж только затем удалить файл из физических структур MFT и каталога. Допустим, диск находится в активной работе, и на освободившееся место тут же записывается другой файл. В этот момент происходит сбой. Система, загружаясь, исследует журнал и видит незавершенную операцию «файл N стирается» — вернее, как я уже описал выше, не незавершенную, а просто операцию, контрольная точка после которой отсутствует, что автоматически говорит о её незавершенности. Следующая фаза была бы «откат операции» — то есть восстановление файла. Одна незадача — место, физически занимаемое файлом, содержит уже другие данные.

Для недопущения таких ситуаций система, желающая ограничиться логическим журналированием, вынуждена применять принцип «временно занятого места». Место, освобожденное каким-либо объектом или записью о нем, не объявляется свободным до тех пор, пока физически не завершились все операции с логическими структурами. Данный механизм в NTFS, по видимому, не синхронизирован даже с проставлением контрольных точек, так как типичное время освобождения временно занятого места — около 30 секунд, точки же идут чаще.

Данный механизм применяется не только при стирании файла, но и при самых разных операциях: принцип журналирования — объект, убранный или перемещенный на новое место, должен иметь возможность корректно откатить своё «отбытие» — то есть данные, на которые ссылаются логические структуры удаляемого или перемещаемого объекта, необходимо еще на некоторое время зарезервировать как занятое место (диска/каталога). Это еще один шаг NTFS к полному журналированию, где специфическим журналом файловой информации служат сами данные освобождаемых областей, не уничтожаемые физически.

Допущения, обеспечивающие надежность

Ну хорошо, скажете вы, всё так замечательно — но почему же тогда разделы NTFS всё же летят?.. Сейчас я постараюсь объяснить принципы, которые приводит к тому, что вышеописанная модель сможет обеспечить полную восстанавливаемость логических структур.

  • Жесткий диск, в штатном режиме, должен записать именно то и именно туда, что и куда ему сказано было записать операционной системой. Данный принцип нарушается в случае, если система имеет ненадежный шлейф, процессор, память или контроллер — и это самая распространенная причина сбоев NTFS. Вам поможет: неразогнанный процессор, дорогая (качественная) память, хорошая материнская плата и протокол UDMA, обеспечивающий контроль и восстановление ошибок на участке контроллер-диск.
  • Жесткий диск, в случае аварии, отключения питания или получения от контроллера сигнала «сброс» (в случае внезапной перезагрузки материнской платы) обязан корректно завершить запись данных текущего физического сектора, если таковая производилась на момент аварии. Промежуточное состояние сектора не допускается. Вам помогут современные винчестеры, которые могут осуществить данную операцию даже в случае полного пропадания питания — у них хватит буферизированной в конденсаторах энергии, и их логика рассчитана на корректное поведение в случае отказа питания при записи.
  • Диск обязан мгновенно осуществить запись данных, отправленных с флагом «не кэшировать». Дело в том, что многие современные диски или контроллеры обеспечивают задержанную запись. Метафайлы NTFS обновляются в режиме «писать сразу», и контроллер/диск обязан выполнять это требование.
  • Жесткий диск обязан обеспечить чтение именно тех данных, которые были записаны. В случае невозможности прочесть данные выдается сигнал «ошибка». Диск не имеет права возвращать ошибочные данные (возможно, лишь частично некорректные) без сигнала об ошибке. Все современные жесткие диски имеют контрольные суммы секторов и жестко следуют этой логике поведения.

Четкое выполнение этих требований полностью гарантирует надежную работу NTFS. Структура файловой системы не будет содержать существенных ошибок даже после сбоя. Некоторые несущественные ошибки всё же появляются из-за того, что логика журналирования часто пытается завершить недоделанные операции — например, то же удаление файла — тогда как полную надежность обеспечивал бы только безусловный откат всего, что находится после последней контрольной точки. Малые несоответствия, рождающиеся из этих попыток, относятся к избыточной информации системы безопасности, не представляют никакой реальной опасности для данных — они действительно незначительны. Суть этих несоответствий чаще всего заключается в том, что на диске остаются «лишние» данные о тех режимах доступов, которые уже не понадобятся системе. Их прочистка — дело сугубо повышения производительности, как, например, дефрагментация, поэтому их наличие не является на самом деле ошибкой. В случае же обнаружения серьезных, реальных, проблем драйвер сам установит флажок тома «грязный», что проинструктирует систему проверить том при следующем его монтировании.

Я с большим сожалением должен сказать, что подавляющее большинство фатальных ошибок NTFS происходит по вине аппаратуры, не выполняющей эти элементарные требования. Да, я понимаю, абсолютной надежности не бывает. Но Microsoft пошел по пути разделения труда — за надежность вашей аппаратуры корпорация ответственности не несет. Мой компьютер на 70% не попадает в список совместимого с Windows 2000 оборудования, и то же самое можно сказать про почти любую реальную машину, функционирующую на просторах бывшего СССР. Особенно это относится к любителям разгонять компьютеры. Запомните раз и навсегда: вы с огромной степенью вероятности угробите NTFS в первый же год работы, если ваш процессор — 333, разогнанный на 415. И даже не раз... Мне очень жаль, но это действительно так. От любых сбоев корректного компьютера NTFS защитит, но вот от записи случайных данных в бут-сектор (копия которого, кстати, хранится в самом конце раздела) и в MFT система просто не страхуется. Извините.

Часть 5. Программный RAID

Журналирование NTFS, как уже указывалось ранее, ни в коей мере не гарантирует от сбоев с потерей пользовательской информации. Между тем, NT предлагает несколько вариантов создания систем, где, в разумных условиях, гарантируется абсолютно всё. Можно также использовать большее число дисков для обеспечения не повышенной надежности, а, наоборот, повышенной скорости — или того и другого одновременно. О таких конфигурациях и пойдет речь в этой части статьи.

RAID (Redundant Array of Inexpensive Disks) — избыточный массив недорогих дисков. Технология, заключающаяся в одновременном использовании нескольких дисковых устройств для обеспечения характеристик надежности или скорости, отсутствующих у накопителей в отдельности.

Windows NT поддерживает на программном уровне три уровня RAID (так называются стратегии работы дисковых массивов), краткие характеристики которых сведены в следующую таблицу.

Быстродействие, по сравнению с обычными дискамиНадежностьОбщее дисковое пространство
RAID 0Параллельные дискиСущественное повышение производительности за счет дублирования дисков.Теоретически, в условиях некоторых (например, линейных) операций скорость чтения/записи, повышается во столько раз, сколько дисков задействовано в системе.Реально увеличение быстродействия меньше — процентов 50%-90% от этого числа, что всё равно очень существенно.Понижается — фатальный сбой одного из дисков вызовет потерю данных.Равно сумме объемов составляющих массив дисков
RAID 1 Зеркальные дискиПовышение надежности за счет дублирования информации.Скорость чтения теоретически повышается в число раз, соответствующее числу дисков. Реализованный в NT алгоритм не оптимален и приводит к гораздо более скромному увеличению быстродействия.Скорость записи снижается, особенно в случае не до конца многозадачных дисковых контроллеров.Потеря данных возможна лишь в случае отказа сразу всех дисков или повреждения одного и того же участка информации на всех дисках.Остается неизменным (увеличение доступного дискового пространства за счет добавочных дисков не происходит).
RAID 5Параллельные диски с четностьюКомбинация RAID 1 и RAID 0 — более эффективное использование дополнительных дисков.Скорость чтения повышается аналогичным RAID 0 образом, но число дисков, влияющих на быстродействие, следует уменьшить на один. Т.е. три диска RAID 5 обладают примерно такой же скоростью чтения, как и два диска RAID 0.Скорость записи больше, чем у каждого диска в отдельности, но в целом невысока.Потеря данных возможна при выходе из строя двух дисков набора. Выход из строя одного из дисков существенно снижает скорость работы всего массива и является, по сути, аварийной ситуацией, хоть и без потери данных.Увеличивается.Потеря от суммарного дискового объема составляет объем одного диска.Например, пять дисков по 10 Гб дают RAID 5 объемом 40 Гб.

Остановимся подробнее на каждом из типов RAID-а.

RAID 0 (параллельные диски)

Данная стратегия направлена исключительно на повышение производительности. Несколько дисков хранят части дисковой структуры, которые собираются в один том лишь при наличии всех дисков массива.

Простейшая реализация RAID 0 из двух, например, дисков — указание на то, что каждый первый сектор тома (или любой другой объем информации) расположен на физическом диске A, а каждый второй — на диске B. Такая жесткая стратегия дает возможность избежать каких-либо дополнительных структур для хранения информации о том, где находятся какие данные. Скорость чтения, как и записи равны и зависят от числа дисков:

  • Быстродействие операции по работе со случайно расположенными данными подчиняются следующей схеме: всё зависит от вероятности того, что диск, на который мы хотим записать очередную порцию информации, свободен и готов мгновенно выполнить наш запрос. Например, RAID 0 из двух дисков: при осуществлении операции одним из дисков и поступлении дополнительной команды на работу с дисковой системой вероятность того, что для выполнения команды нам придется тревожить свободный в данный момент диск составляет 50% — это соответствует общему увеличению производительности случайных операций в полтора раза. Если же используется, к примеру, массив из десяти дисков, то вероятность какой-либо операции попасть на уже занятый накопитель составляет всего 10% — то есть производительность повышается в девять раз. Любителям строгой теории вероятности хочу заметить, что при таких подсчетах не учитываются некоторые факторы реальной работы систем, но цифры, тем не менее, имеют именно такой порядок.
  • Последовательные операции — чтение или запись последовательных участков — проходят практически всегда в n раз быстрее, чем на отдельном физическом диске, где n — число дисков в наборе. Это происходит потому, что вероятность в следующей операции попасть на свободный диск составляет 100% — ведь операции осуществляются последовательными блоками, которые равномерно раскидываются по дискам.

В качестве некоторого вывода — RAID 0 в любом случае существенно повышает быстродействие линейных операций, а с увеличением количества дисков, входящих в набор, существенно повышается скорость работы и со случайными данными. Для эффективной работы с дисковой системой в режиме RAID 0 просто необходим многозадачный режим работы контроллера, а желательно даже разных контроллеров, обеспечивающих доступ к разным дискам. Обязательным условием такой работы на интерфейсах IDE являются Bus-Mastering драйвера. Windows 2000 имеет встроенные драйвера, автоматически включающие этот режим для всех распространенных IDE контроллеров, для NT4 же могут понадобится дополнительные драйвера или изменения ключей реестра.

Надежность RAID 0 низка — отказ каждого диска является фатальным сбоем, точно так же, как и отказ накопителя в случае работы с обычными разделами.

Вероятность сбоя системы в целом только повышается — чем больше дисков вы используете, тем выше вероятность отказа хоть одного из них и, соответственно, потери какой-то части данных тома.

RAID 1 (зеркальные диски)

Самый простой способ обеспечения безопасности данных — создать копию двух дисков. Запись осуществляется на оба диска сразу, что приводит к замедлению этого процесса, тогда как чтение — с того диска, который в данный момент свободен — если, конечно, система способна эффективно осуществить такое чтение (необходимо наличие Bus-Mastering). Реализованный в NT алгоритм, к сожалению, не совсем оптимален и приводит к гораздо более скромному увеличению быстродействия чтения.

Некоторая сложность работы RAID 1 в программном режиме заключается в том, что часто система не может быть до конца уверена в идентичности данных двух дисков. Операция сверки двух физических дисков после серьезного сбоя может затянутся на часы и быть очень некстати, поэтому использовать программный RAID 1 следует очень осмотрительно. Если вы решаетесь на увеличение дисковых массивов в несколько раз только ради надежности, возможно, вам стоит приобрести аппаратный RAID контроллер, который, к тому же, обеспечит замену вышедших из строя дисков прямо на ходу и будет следить за синхронностью данных сам.

В любом случае, даже полный отказ одного из дисков не приводит к потере данных, так как диски полностью зеркальны.

RAID 5 (параллельные диски с четностью)

Данная стратегия представляется в настоящее время наиболее удачной и эффективной схемой работы RAID, состоящих из трех и более дисков. Информация дополняется так называемыми данными четности (parity), которые размещаются на другом физическом диске, нежели реальные данные, контролируемые этой информацией.

Концепцию четности можно понять, например, так: допустим, у нас есть пять бит — например, набор {0, 1, 1, 0, 1}. Мы формируем еще бит — бит четности, шестой, по такому правилу — если число единиц в предыдущих пяти битах четно, он будет равен 1, если нет — 0. В нашем случае число единиц равняется трем, т. е. нечетному числу — наш набор дополнился числом 0 и превратился в {0, 1, 1, 0, 1, }.

Допустим, набору данных причинен урон — {0, X, 1, 0, 1, }. С помощью правила, гласящего нам, что число единиц должно быть нечетно (последний бит), мы можем догадаться, что на месте X стояла единичка. Наш получившийся набор из шести бит (5 бит данных и 1 бит четности) избыточен и может грамотно скорректировать потерю любого из своих шести бит.

Операции четности могут осуществляться не только с битами, но и с любыми объемами данных, что применяется в простейших алгоритмах восстановления данных.

Возвращаемся к устройству RAID 5:

На рисунке изображен массив из пяти дисков. Видно, что каждый диск хранит четыре (условные) части реальных данных и один блок данных четности. Блок четности — скажем, 0 parity — способен восстановить потерю одного из фрагментов — любого, но одного — среди A0, B0, C0 и D0. Все вместе они, в свою очередь, способны восстановить блок 0 parity. Из изображенной структуры RAID видно, что данные, необходимые для полного восстановления всего столбика — то есть информации любого диска в случае сбоя — находятся на других дисках. В этом и заключается восстановление — при записи данных на любой из дисков обновляется также блок четности другого диска, соответствующего текущему блоку (например, при записи в A2 обновляется еще и блок 2 parity). Чтение данных с исправного диска происходит без использования блоков четности, т. е. почти в том же режиме, в каком работает RAID 0. Быстродействие RAID 5 в том виде, в каком это реализовано в NT, даже немного выше, чем у RAID 0.

Единственная накладка — в случае сбоя производительность массива снижается в огромное количество раз, так как при невозможности напрямую считать, например, D4, нужно будет восстанавливать данные этого блока с использованием всех других дисков одновременно — в нашем случае это будут блоки 4 parity, B4, C4 и E4.

Как видно, выход из строя одного из дисков RAID 5 является хоть и не фатальной, но резко аварийной ситуацией — хотя бы из соображений быстродействия чтения с массива. Нетрудно догадаться также, откуда исходит требования как минимум трех дисков — в случае двух накопителей RAID 5 просто вырождается в RAID 1, так как единственный способ создать информацию четности списка из одного элемента — это тем или иным образом дублировать этот элемент.

Допущения, обеспечивающие надежность

Как, опять? Да, опять — RAID также не является панацеей от абсолютно всех бед аппаратуры. Я должен сказать очень неожиданную для некоторых людей вещь: на ненадежном (некорректном) компьютере RAID грохнуть почти так же легко, как и однодисковую систему. RAID совершенно не спасет в следующих случаях:

  • Корректная запись некорректных данных, а также запись данных мимо ожидаемой области. К этому приводят, как и ранее, сбойная память, процессор, шлейф, контроллер, питание привода.
  • Если диск не способен сообщить об ошибке чтения.

RAID предназначен для минимизации ущерба всего в одном случае — при физическом отказе жесткого диска или, возможно, контроллера (в случае многоконтроллерного RAID). Отказы памяти, операционной системы, да и вообще всего остального RAID-ом не предусмотрены — точно так же, как и стратегией работы одиночной NTFS.

И, напоследок, аксиома работы вышеописанных уровней RAID-а — любой сбой одного из дисков системы считается аварией, которую необходимо как можно быстрее ликвидировать. Особенно это относится к RAID 0 и RAID 5, штатная работа которых в условиях аварии одного из дисков практически невозможна.

Более подробно с системой программных RAID Windows NT можно ознакомится в справке к программе (или модулю — в Windows 2000) Disk Administrator, где, собственно, и создаются эти типы дисков. Обращаю ваше внимание, что способности рабочих станций в создании и использовании RAID-ов сильно ограничены — рабочая станция NT4, к примеру, поддерживает только RAID 0 (параллельные диски), тогда как все описанные варианты работают лишь на серверных вариантах операционных систем.

Часть 6. Стратегия восстановления томов NTFS

Компьютер с NTFS не загружается. Что делать в этом случае? Как восстановить данные? Возможны два случая, действия в которых несколько отличаются друг от друга. К сожалению, простых стратегий восстановления NT и, соответственно, NTFS не существует — система достаточно сложна и не имеет простейших загрузочных средств, как, например, DOS или Windows95/98.

1. Первый вариант — система находилась на том же NTFS диске. Система просто-напросто перестала загружаться. Что же, тогда нам в 90% случаев предстоит поднимать не NTFS, а просто-напросто саму NT. Данная операция выходит далеко за рамки данной статьи, поэтому описываю лишь способ поставить рядом (на тот же NTFS раздел) еще одну систему NT, на которой можно будет в дальнейшем работать (и которая сможет считать ваши данные).

Пользователи NT4 смогут поставить систему прямо на NTFS, каким-либо образом загрузившись в программу установки.

Вам понадобится CD диск, который представляет собой корректный дистрибутив NT4. Такими свойствами, скорее всего, обладают диски, на которых NT4 находится в каталоге под именем i386, расположенном в корневом каталоге. Команда winnt /?, запущенная в этом каталоге, поможет вам выбрать ключи для создания трех загрузочных дискет, с которых можно будет запустить установку NT4 прямо на диск NTFS. Можно выбрать другой каталог установки — например, winnt2, чтобы затем попытаться реанимировать вашу собственную инсталляцию NT4, если вы видите подходы к этой специфической проблеме, которая под силу только специалистам. Устанавливаемая заново операционная система корректно впишет себя в список загрузи и нисколько не помешает вашему старому NT4.

В случае отсутствия CD в соответствующем формате (симптомы — надпись «вставьте диск с дистрибутивом NT4», не реагирующая на наличие вашего CD) — вам остается только поставить NT на какой-нибудь другой раздел, так как диск с NTFS недоступен из систем, отличных от NT.

Стоит учесть, что NT4 нельзя поставить на NTFS, прошедшую преобразование в новый формат от Windows2000. NT4 всё же читает такой NTFS, но только при наличии пакета обновления SP4 или выше.

Пользователи Windows2000 будут вынуждены найти загрузочный CD диск с Windows2000 (таким является официальный дистрибутив), который сам предложит вам либо поставить систему с нуля, или попытаться восстановить старую инсталляцию. Считать диск NTFS, с которым работал Windows2000, можно только самим Windows2000 или NT4 с пакетом обновления SP4 или выше.

Имейте в виду: восстановить какую-либо NT, не обладая либо диском аварийного восстановления (создается в NT4 командой rdisk /s, в Windows2000 — программой резервного копирования), практически невозможно — это работа для специалиста. К слову говоря, даже при наличии диска восстановления, вам скорее всего очень не понравится работа «восстановленной» системы, поэтому переустановка всей системы практически неизбежна. Если вы не являетесь опытным специалистом по NT, советую вам не пытаться пользоваться починяющими опциями установщика NT, т.к. результат вас, скорее всего, крайне не удовлетворит. Попытка, конечно, не пытка, но комплекс операций по полноценной реанимации системы очень велик и мало где описан, поэтому вы останетесь в каком-то промежуточном, хотя, наверное, и загружабельном, состоянии.

2. Система сама по себе работает, но доступа к диску (не загрузочному, а какому-то другому) нет. Disk Administrator показывает для вашего раздела тип unknown (неизвестный). В подавляющем большинстве случаев это означает, что каким-то образом была осуществлена перезапись загрузочной области (boot sector-а) раздела, и NT действительно не догадывается, что это вообще NTFS. Операционная система NT на всякий случай хранит копию загрузочного сектора в конце раздела — если его скопировать обратно в надлежащее место, в подавляющем большинстве случаев диск опознается как NTFS и починится самостоятельно.

Процесс вычисления правильных адресов достаточно сложен, поэтому я не буду его описывать. Для получения исчерпывающих инструкций для данного случая вам придется пойти на сайт MSDN и найти там статью Knowledge Base под номером Q153973 (скорее всего, вы сможете сделать это простым поиском) — после корректного следования этим инструкциям система по крайней мере опознается как NTFS, и дальнейшая судьба раздела зависит от внутренних средств восстановления NT, которые в таком случае возьмут его в оборот. Вам также поможет скромная на вид команда chkdsk, являющаяся неким ярлычком к системе внутреннего восстановления дисковых систем NT.

www.ixbt.com

KDC-Toru | Все права защищены © 2018 | Карта сайта