Файловая система FFS, обладая полной функциональностью системы s5fs, использует те же структуры данных ядра. Основные изменения затронули расположение файловой системы на диске, дисковые структуры данных и алгоритмы размещения свободных блоков, что повысило её производительность и надежность.
Как и в случае файловой системы s5fs, суперблок содержит общие описание файловой системы и располагается в начале раздела. Однако в суперблоке не хранятся данные о свободном пространстве файловой системы, также как массив свободных блоков и inode. Поэтому данные суперблока остаются неизменными на протяжении всего времени существования файловой системы. Так как данные суперблока жизненно важны, то он дублируется для повышения надежности. Организация файловой системы предусматривает логическое деление дискового раздела на одну или несколько групп цилиндров. Группы цилиндров представляет собой несколько последовательных дисковых цилиндров. Каждая группа цилиндров содержит управляющую информацию, включающую резервную копию суперблока, массив inode, данные о свободных блоках и итоговую информацию об использовании дисковых блоков в группе. Для каждой группы цилиндров при создании файловой системы выделяется место под определенное количество inode. При этом обычно на каждые 2 Кбайт блоков хранения данных создается один inode. Поскольку размеры группы цилиндров и массива inode фиксированы, то в файловой системе FFS как и в s5fs присутствуют ограничения на количество файлов.
Идея такой структуры файловой системы заключается в создании кластеров inode, распределенных по всему разделу, вместо того, чтобы группировать все inode в начале. Тем самым уменьшается время доступа к данным конкретного файла, так как блоки данных располагаются ближе к адресующим их inode. Такой подход также повышает надежность файловой системы, уменьшая вероятность потери всех дескрипторов в результате сбоя. Управляющая информация располагается с различным смещением от начала группы цилиндров. В противном случае, например при размещении в начале группы цилиндров, информация всех групп оказалась бы физически расположенной на одной пластине диска и могла бы быть уничтожена при выходе из строя этой пластины.
Производительность файловой системы существенным образом зависит от размера блока хранения данных. Чем больше размер блока, тем большее количество данных может быть прочитано без поиска и перемещения дисковой головки. Файловая система FFS поддерживает размер блока до 64 Кбайт. Проблема заключается в том, что типичная файловая система UNIX состоит из значительного числа файлов небольшого размера. Это приводит к потере до 60% полезной ёмкости диска.
Этот недостаток был преодолен с помощью возможности фрагментации блока. Каждый блок может быть разбит на два, четыре или восемь фрагментов. В то время как блок является единицей передачи данных в операциях ввода/вывода, фрагмент определяет адресную единицу хранения данных на диске. Таким образом был найден компромисс между производительностью ввода/вывода и эффективностью хранения данных. Размер фрагмента задается при создании файловой системы, его максимальное значение определяется размером блока (0.5 размера блока), а минимальный – минимальной единицей адресации диска – сектором.
В отличие от s5fs, файловая система FFS при размещении блоков использует стратегию, направленную на увеличение производительности. Приведем некоторые из принципов этой стратегии:
1.Файл по возможности размещается в блоках хранения данных, принадлежащих одной группе цилиндров, где расположены его метаданные. Это правило уменьшает время операций с файлами.
2.Все файлы каталога по возможности размещаются в одной группе цилиндров. Поскольку многие команды работают с несколькими файлами одного и того же каталога, то данный подход увеличивает скорость последовательного доступа к этим файлам.
3.Каждый новый каталог по возможности помещается в группу цилиндров, отличную от группы родительского каталога. Таким образом достигается равномерное распределение данных по диску.
4.Последовательные блоки размещаются исходя из оптимизации физического доступа. Так как между моментом завершения чтения блока и началом чтения следующего существует определенный промежуток времени, за который диск успеет совершить поворот на некоторый угол, то следующий блок должен по возможности располагаться с пропуском нескольких секторов. В этом случае при чтении последовательности блоков не потребуется совершать “холостые” обороты диска.
Описанная архитектура является весьма эффективной, однако эти параметры начинают значительно ухудшаться по мере уменьшения свободного места. Практика показывает, что FFS имеет удовлетворительные характеристики при наличии более 40% свободного места.
Структура каталога файловой системы FFS была изменена для поддержки длинных имен файлов (до 255 символов).
