DERS:İŞLETİM SİSTEMLERİ

HPFS

HPFS dosya sistemi, piyasadaki hard drivelerden daha büyük hard drivelere daha iyi bir erişim sağlanması için ilk olarak OS/2 1.2 ile birlikte tanıtılmıştır. Ek olarak yeni bir dosya sistemi için, mevcut bulunan sistemi, organizasyonu ve network server piyasasındaki büyüyen isteklerin güvenliğini genişletmek gerekliydi. HPFS, FAT’in dizin organizasyonunu sürdürür, fakat dosya isimleri üzerine kurulan dizinlerin otomatik sıralamasını ekler. Dosya isimleri 254 double byte karaktere kadar genişletilmiştir.

HPFS ayrıca bir dosyanın datadan ibaret olmasına imkan verir. Ve diğer anlaşmaları ve güvenliği desteklemek konularındaki artan esnekliğe imkan vermek için özel sıfatlara sahip olmasını sağlar.

Ek olarak dağıtım ünitesi Hpfs altında dizin kayıtları(girişleri) Fat altında olduklarından daha fazla bilgi tutarlar.Bu kayıtlar özellik dosyasında olduğu gibi değişiklik,yaratım ve tarih ve zamana erişimle ilgili bilgi içerir.Hpfs altındaki dizin girişleri dosyanın ilk clusterını göstermek yerine Fnode’u gösterirler.Fnode dosyanın bilgilerini veya dosya datalarını gösteren pointerleri içerebilir clusterlardan disk boşluğunu azaltan fiziksel sektörlere (512 bytes) dönüşmüştür

HPFS bir dosyayı mümkün olduğunca ardışık sektörlere ayırmaya çalışır.Bunu bir dosyanın ardışık işlemlerini yaparken hızı yükseltmek için yapar

HPFS bir sürücüyü 8Mb’lık bandlar şeklinde düzenler ve ne zaman mümkün ise bir dosya bu bandlardan birinin içinde yer alabilir. Bu bandların herbirinin arasında 2K’lık ayırım bitmapları vardır. Bitmap; bir bandın içindeki ayrılmış ve ayrılmamış sektörlerin tracklarını tutar. Banding, performansı artırır çünkü sürücü kafası diskin mantıksal olarak başına(genelde silindir 0) dönmek zorunda kalmaz . Bir dosyanın nerde saklandığına karar vermek için en yakın band ayırım bitmapına gider.
Ek olarak,HPFS bir çift özel data nesnesine sahiptir.

Super Blok mantıksal olarak sektör 16’nın içine yerleşmiştir ve kök dizinin Fnode’unu gösteren bir pointer içerir. HPFS kullanmanın en büyük tehlikelerinden biri eğer Super Blok bozuk bir sektör yüzünden kaybolur veye zara görürse,sürücünün geri kalanı iyi olsa bile partisyonun içerikleri de kaybolur veya bozulur. İyi bir sektör 16 ile herşeyi başka bir sürücüye kopyalayarak sürücü üzerindeki datayı yeniden bulmak ve Super Blok’u yeniden oluşturmak mümkündür.Ama bu çok karışık bir iştir

Hot fixing; nerde kötü bir sektör yüzünden bir hata meydana gelirse dosya sisteminin bilgiyi farklı bir sektöre almasını sağlayan ve orijinal sektörü bozuk olarak işareyleyen bir tekniktir. Bunların hepsi, disk I/O’larını yapanherhangi bir uygulamada şeffaf olarak yapılır.(Yani uygulama harddiskte sorun olduğunu bilmez).Hot fixing’i destekleyen bir dosya sistemi kullanmak,FAT’te bozuk bir sektörle karşılaşıldığında ortaya çıkan “Abort,Retry,Fail?” gibi hata mesajlarını ortadan kaldıracaktır.

NOT: Windows NT’de kullanılan HPFS versiyonu hotfixing’i desteklemez

HPFS, 200-400 Mb kapasitesi olan sürücüler için en iyisidir.

HPFS, 200Mb altındaki büyüklüklerde pek uygun bir seçim değildir.Ek olarak 400Mb üstündeki büyüklüklerde de performans düşüklüğü olacaktır.Windows NT altında HPFS’e güvenlik kuramazsınız.

HPFS, OS/2 için tercih edilen, doğal dosya sistemi veya disk formatıdır. OS/2 1.0 ilk gündeme geldiğinde Microsoft, işletim sisteminin bir parçası üzerinde çalışan elemanlarının diğer kısımlar üzerinde çalışmalarınnı istedi. Bu parça HPFS’ti. Böylece OS/2 1.0 Dos’la aynı disk formatında yani FAT ile çıktı. Performansı eskilerinden iyi olmadı ve Dos kullanıcılarını OS/2’ye çekemedi.

OS/2 1.2’de Microsoft ve IBM araştırmalarına devam ettiler ve Kurulabilir Dosya Sistemleri(Installable File Systems) için bir destek geliştirdiler. IFS özel bir dinamik link kütüphanesidir.CONFIG:SYS içindeki ‘IFS=statement’ bölümüyle çekirdeğin(kernel) dosya sistemi yoluna yerleşir ve bir disk formatına destek sağlar.

• HPFS - the High Performance File System
• CDFS - the CD-ROM File System
• NETWKSTA - the LAN Server remote file system
• HPFS386 - the LAN Server Advanced network version of HPFS
• HPOFS - the High Performance Optical File System
• SRVIFS - The CID remote installation thin file system

• Uzunluğu 254 karaktere kadar olan dosya isimlerini destekleme
• Büyük ve küçük harf kullanımı
• Genişletilmiş karakter setleri
• EA’lar(Extended Attributes-Genişletilmiş Özellikler) için doğal destek
• Daha yüksek performans.FAT sürücü büyüdükçe perfornansı hızla düşürür.Ayrıca dizinlerde çok dosya varsa yine performans hızla düşer.HPFS’te daha az düşer.İçinde 3000 dosya olan bir icon dosyasını unzipleyin ve farkı görün.FAT 15 dk’da yarısına gelirken, HPFS 3 dk’da tamamını bitirir.
• Daha fazla bütünlük. Sistemin yapısını gösteren sektörlerin başını Fnode treelerin içindeki ön ve arka linklerle belirler. CHKDSK (/F:2) HPFS sistemindeki bütün hasarları tamir eder.FAT’te bu iş için garantisi bile olmayan yan programlara ihtiyacınız vardır.
• Daha iyi tanecikli yapı. FAT diski çok büyük olabilen(64 KB max) clusterlara böler ve ‘slack space’ denilen kullanılamayan bölümlerin artmasına olanak verir. HPFS sadece sektörlere böler ve daha az kullanılamayan alan bulunur.
• Daha az parçalanma.

• Kod için 300 Kb bellek ister, artı cache belleği için daha da fazlasını.

Hpfs’in içine bakmadan önce FAT’in niye çok kötü işlediğine bakalım.Öncelikle önemli data yapıları (kök dizin ve file allocation table) diskin en uzak silindirlerindedir.Ama son yaratılan ve en sık erişilen dosyalar en iç silindirlerdedir. (Diskinizin tam dolu olduğunu kabul edelim) Bu da disk erişiminin en yavaş kısmı olan kafa hareketini arttırır.Sonra bir dizinimiz var. Dizin girişleri doğrusal liste olarak basitçe organize edilmiş. Yani buna en uygun arama; baştan başlayıp istediğnizi bulana kadar veya listenin sonuna vurana kadar aramaya devam etmektir. Belki de daha kötüsü de; CHKDSK gibi bir komut verdiğinizde dizinin ilk girişi CHKDSK.EXE olsa bile komut işlemci öncelikli olan bir CHKDSK.COM bulunabilir diye tam dizini aramalıdır.

HPFS daha iyi dizayn edilmiştir. Disk 16 MB ‘lık bandlara ayrılmıştır. Her bandın dizin yapıları ve ayırım bitmaplarıı merkezine yerleştirilmiştir. Bu ne demektir? Bir dosya içeriği ona erişmeyi sağlayan yapılardan disk yüzeyinde en fazla 8 MB uzak olabilir. Ayrıca kök dizin kafa hareketini azaltmak için merkezdeki banda yerleştirilmiştir. Dizinler B-Treelerd en oluşur. Yani bir dosya ikili arama yöntemiyle yapılır. Yani FAT’in doğrusal arama yönteminden daha az disk erişimi yapılır. Böylece bir HPFSsürücüye DIR komutunu yazdığınız zaman sonuç alfabetik olarak gelir. Kod; ağacı kendiliğinden böler ve doğal olarak çıktı alfabetik olarak gelir. FAT, DIR komutu yazıldığında ki gibi karışık değildir.

veya tek bir dizin altında pek çok dosya olduğu zaman HPFS’in büyük performans avantajını gösterir.

Çok fazla gerek yok. HPFS dosyaları çok fazla parçalamaz.Buna rağmen çok güncelleme yapılan ve random erişilen dosyalar üzerinde çok ekleme yapıyorsanız veya bölünmüş dosya varsa defrag iyi bir fikir olabilir.

HPFS(VE FAT) İÇİN MAX SÜRÜCÜ BÜYÜKLÜĞÜ

FAT dosya sistemi depolama bölümünü cluster denen ünitelere ayırır.Clusterlar bitişik sektör gruplarıdır.Ne kadar büyük sürücü o kadar büyük cluster.1-2 Gblık bir sürücü için bir cluster 64 sektör veya 32 Kbden oluşur.Bir dosya son clusterının yarısına geldiğinde bitebilir.Yani her dosyaya ayrılan ‘slack space’ bir clusterın yarısından büyük olabilir.Bu yüzden FAT’de fazla dosya yüklenecek olan büyük sürücüler genellikle mantıksal sürücülere bölünürler.HPFS ise her zaman sektörlere böler.Tüm durumlarda her dosya için aşağı yukarı yarım sektörlük ‘slack space’ ler olabilir.Yani büyük sürücüleri bölmeye gerek kalmaz.

Aslında limit 512 Mb değildir.1024 silindir ve bunlar makine biosuna göre ayarlanır.BIOS\NT 13H alt fonksiyon 08H (sürücü geometri bilgisini döndüren) CH ve CL registerlerindeki silindir sayım bilgisinin 10 bitini kullanır.Böylece BIOS bir sürücünün sadece ilk 1024 silindirini görebilir.İşletim sisteminin ana parçalarının tümünü ilk 1024 silindire yerleşmiş olması gerekir.FDISK bu kuralı yıkan tek bir partition yaratmanıza izin vermeyecektir.(sorunun ne olduğunu söylemeden menü özelliklerinin olduğu gri ekrana döner.) Bu problem özellikle İDE sürücülerinde ortaya cıkar.SCSI ve E-IDE(ATA-2)lerde bu problemler karşılaşılmaz.Bunun yanısıra E-İDE farlı BIOS uzantılarına bağlıdır ve os/2 ile çalışınca problem çıkabilir.

FAT’ın data yenileme desteğinde çok az bir fazlası vardır.İki fat vardır.Bunlar kötü bir sektör ilk FAT i okunamaz.Yapabilme ihtimaline karşıdır.Bellekteki FAT yanlışla dolu ise iki kere yazılır ve yenilemeyi imkansızlaştırır.HPFS daha zekidir.Öncelikle dosya sistemi yapısında kullanılan her sektörün belli bir işareti vardır.Her sektörün başında sadece onu tanımlayan, iki veya sekiz byte arası bir imzadır.Örneğin sürücünün 16.sektöründeki süper bloğun “49 E8 95F9C5E953FA” şeklinde bir imzası vardır.Böylece konumu önemsenmeden tanımlanabilir.Dizin blokları ”AE0AE477” şeklinde bir işaretle başlar.Kullanılan dizin girişlerinin fnodelarıda “AE0AEF7” şeklinde bir işaret taşır.Bu yapı CHKDSK nin çok yanlışla dolu bir sürücü üzerinde olsa bile dosya sistemi data yapısını tanımasını sağlar.ve uygun yenilemeyi gerçekleştirir.Ek olarak Fat in kendi içinde sadece ön linkleri vardır.Fatin içinde veya fat ile clusterlar arasında arka linkler yoktur.HPFS tam tersine,farklı dizin blokları ve diğer yapılar arasında hem ön hem de arka linklere sahiptir.Bu nedenlerle CHKDSK çoğu dosya sistemi problemlerini ek ’disk bakım yada hata yenileme’ yazılımına gerek duymadan çözer.Bunun yanısıra CHKDSK linklerden aşağı ileri yönde bir yenileme yaptığından tam bir yenileme için birkaç kez çalıştırılması gerekebilir.

Kitabında şöyle yazar.”disk hatalarını yok etmek için CHKDSK’i tekrarlayarak çalıştırın”.Her zaman birşeylerin tamir edildiği mesajını alırsınız.CHKDSK yı tamir işareti almayana kadar çalıştırmaya devam edin.Dosya sistemi yapılarının imzalarına rağmen CHKDSK neden diskin görünüşte kullanılmaya parçalar gibi yapılarıda tanır ve onarır.özellikle quick formatlar

Bir HPFS partisyonu üzerindeki sektör kullanımı, data band bitmap bloklarında haritalanmıştır.Bu bloklar 2 Kb uzunluğundadır(4 sektör) ve genelde data bandın başına veya sonuna yerleşmişlerdir. Bir data band yaklaşık olarak 8Mb'dır(Aslında 2Kb'sı bitmap için gerekli olduğundan 8,190Kb). Figür 1. Blok içindeki her bitin durumu bir sektörün dolu yada boş olduğunu gösterir. Eğer bir bit set edilmişse(1) onun sektörü boştur.Eğer bit 0 ise kullanılmıştır.Bir data bandın içindeki Kod Sayfası&Data Sektörleri, Hotfix sektörleri, kök dizin DirBlk gibi yapılar, bandın kullanım bitmaplarıyla birlikte tamamen dolu olarak işaretlenir.

.

Figür 1:Bir Hpfs Volume'unun Temel Data Şeması

Figür 2: Bir data bandının kullanım bitmapındaki ilk 5 byteın bandın ilk 40 sektörüyle haberleşmesi.

Bu örnekte 23 kullanılan sektörü ("u") ve 4 kullanılmayan sektörü-daha sonra sektörlerin "freerun"ları olarak bahsedeceğiz- (".") görüyoruz.Küçük bir ihtimalle de olsa 23 sektör(burada 4 parça) bir tek dosyaya ait olabilir ve başka küçük bir ihtimal, 23 "sıfır-uzunluk" dosyasının Fnode'ları olabilir.(Bir Hpfs Volume üzerindeki her dosya veya dizin girişi bir Fnode sektöre sahip olmalıdır.)

Bitmapların avantajları başlıca iki gruptur.Birincisi; küçük ayırım ünitesi boyu,büyük Fat partisyonlarına nazaran çok daha az ayırım ünitesi artığı demektir. İkincisi; küçük haritalama yapısı,Hpfs'in bir data bandını hızlı aramasını sağlar. Mesela, Hpfs32,760 ayırım ünitesini 4 Kb bitmaplarla haritalayabiliyordu.Halbuki 16 bit Fat yapısı 32,768 ayırım ünitesi haritalamak için 64Kb'ya (her Fat kopyası için) ihtiyaç duyar.

HPFS ,OS/2 versiyon 1.2 ‘de kullanılan, FAT dosya sisteminin bütün problemlerini çözen yüksek performanslı bir dosya sistemidir. Ayrıca son birkaç yıldaki ortaya çıkan beklentileri karşılamak için tasarlanmıştır. HPFS sadece rastgele erişimli blok depolama cihazlarındaki dataları organize etmeye hizmet etmez; ayrıca uygulama programlarının dosyalara dayalı isteklerini cihaz sürücülerine çeviren bir yazılım modülüdür. HPFS aynı OS/2 sisteminde birbirine uymayan birkaç yapıya erişimi mümkün hale getiren kurulabilir bir dosya sistemi örneğidir. Akıllı caching gibi ilerlemiş veri yapılarının kullanıldığı mükemmel bir sistem elde edilir. Sektörler kullanılarak disk boşlukları daha ekonomik olarak yönetilir. HPFS ayrıca büyük bir hata düzeltme yöntemi içerir. Uygulama programlarının sadece genişletilmiş özellikler ve uzun dosya isimlerinin kullanılmasını sağlayan basit değişikliklere ihtiyacı vardır. HPFS rastgele erişimli blok depolama cihazlarında dataları organize etmenin bir yoludur. Ayrıca dosya uzantılı istekleri uygulama programlarından cihaz sürücülerinin anlayabileceği basit isteklere çeviren yazılım modülüdür.

İlk defa OS/2 işletim sisteminde kullanılan HPFS Microsoft’un ağ bölümünde kendi genesisine sahiptir, ayrıca OS/2 işletim sisteminin şef mimarı Gordon Letwin tarafından tasarlanmıştır. HPFS çoğalan güçlü PC lerin, sabit disklerin ve yıllardır uygun platrform olarak nesneye dayalı diller, uygulamalar ve kullanıcı arayüzlerine hizmet eden ağların ilişkilerini karşılaması için tasarlandı.

Piyasada kullanılan daha geniş sabit disklerde daha hızlı erişim sağlamak amacıyla OS/2 1.2 versiyonuyla geldi. Buna ek olarak yeni bir dosya sistemi için genişletilmiş isim sistemi, organizasyonu ve ağ serverlarının genişleyen isteklerinin güvenliği gereklidir. HPFS FAT ‘in klasör organizasyonunu devam ettirir. Dosya isimleri 254 karaktere kadar genişletilir. HPFS bir dosyaya verinin yerleştirilmesi, güvenlik ve anlaşmalar gibi terimlerin esnekliğini arttıran özellikler sağlar. Buna ek olarak dağılım ünitesi clusterlardan fiziksel sektörlere değiştirilir.

HPFS sürücüyü 8MB ‘lık bant serilerine böler ve mümkün olan herhangi bir zaman bu bantların biriyle dosya birleştirilir. Bu bantlar 2KB ‘lık dağılım haritalarıdır. Bunlar bir bölümdeki sektörlerin traklarını korur. Bantlama performansı arttırır, çünkü sürücü başı diskin mantıksal başlangıcını döndürmez. Ama en yakın dağılım tablosu bandına dosyanın nerede depolandığına karar vermek için döndürür. Ek olarak HPFS özel data objeleri içerir.

HPFS VOLUME YAPISI

HPFS volumleri yeni bir partition tipleridir ve bir çok FAT biçimli sabit diskle yan yana bulunabilir. IBM HPFS volume 512 baytlık sektör büyüklüğü kullanır ve 2199 GB maksimum büyüklüğe sahiptir.

Sector 16 ve 17 SuperBlok ve SpareBlok olarak adlandırılır. SuperBlok sadece disk güvenlik utilitileri tarafından tanımlanır. Serbest boşlukları, kullanılmayan blok listeleri, dizin blokları ve root dizini gösteren pointerlar içerir. Ayrıca volume un en son kontrol tarihini ve CHKDSK ile onarım tarihini de içerir. SpareBlok ise çeşitli flaglar ve pointerlar içerir. Sistem çalıştığı zaman tanımlanırlar.

Diskin artakalan kısımları 8MB lık bandlara bölünür. Her band’da band içindeki her sektörü bir bitle gösteren bitmaplar(bit haritaları) vapdır. Bit 0 ise sektörün kullanımda, 1 ise sektörün kullanılabilir olduğunu belirler. Bitmap bandın başına yada sonuna yerleştirilir. İki bandın bitmap leri yan yana olabilir. Bir band blok’un ortasına da yerleştirilebilir. Bu dizin bloku olarak adlandırılır ve özel işlemleri kabul eder. Band büyüklüğü karakteristiktir ve dosya sisteminin sonraki versiyonlarında değiştirilebilir.

HPFS deki her dosya ve klasör Fnode olarak adlandırılan dosya sistemine özgü yapılarda depolanır. Her Fnode bir sektörü işgal eder ve dosya sistemi tarafından kontrol ve erişim bilgilerini içerir. Fnode daima gösterdiği dosya yada klasör yanına depolanır. Fnode daki dağılım yapısı dosya yada klasörlerin büyüklüklerine bağlı olarak birkaç form alabilir. HPFS bir dosyayı bir yada birden fazla çalışan program yada büyük sektörler topluluğu olarak düşünür. Her çalışan program double word le sembolize edilir(32 bit-ilk sektör numarası,32 bit-uzunluk.).

İlk HPFS onun veri yapısını eldeki işle(görevle) karşılaştırır. Bunlar işlenmiş data yapıları (B tree ve B+ tree) rastgele hızlı erişim için dosyalara, klasörlere , dosya veya klasörlerin bölümlenmiş sektörlerine ve uygun boyuttaki serbest boşluklara yerleşmek için kısa ve basit veri yapılarıdır. Bu veri yapılarını işleyen rutinler assembler dilinde yazılır ve özenlice ayarlanmıştır.

Tabiki dosyaları multitasking sistemlerdeki pek çok update edilenler gibi bölümlenmeden korumak kolay değildir. HPFS kullanımındaki bir diğer strateji yeni oluşturulan dosyaların diskte dağınık bantlara dağıtmaktır. Bu na karşılık başka bir strateji ise dosyalara 4KB lık boşluklar atamaktır. Dosya kapandığında erişim için geri verilir. Eğer uygulama dosyanın esas boyutunu bilirse dosya oluştuğu zaman dosyanın yerleşimini belirterek dosya sistemine yardım eder. Sistem dosyayı tutmak için yeterli sektörleri bulmak için serbest bitmapları tarar. HPFS çok geniş cache leri etkileyici şekilde kullanabilir.

Dizinlerde dosyalar gibi Fnode larda tutulur. Root dizindeki Fnode işaretçisi SuperBlock ta bulunur. Root dan farklı olarak dizin Fnode ları ana dizinin alt dizinlerinin girişlerine uzanır. Dizinler heerhangi bir boyuta kadar büyüye bilirler. 2KB lık dizin bloklarından oluşur(4 sektöre yerleşir). Dosya sistemi dizin bloklarını diskin ortasındaki dizin bandına yerleştirmeye çalışır. Eğer dizin bandı doluysa dizin blokları uygun olan boşluğa yerleştirilir. Her 2KB lık dizin bloğu birden çok dizin girişi içerir. Dizin girişleri zaman, tarih, Fnode pointeri, dosya yada dizin uzunluğu, ismi B+ pointer gibi pek çok alanı içerir. Her giriş girişin uzunluğunu belirten bir wordle başlar.bu, dosya sisteminin özel versiyonlarında kullanılan her girişin sonunda esnek boşlukların değerlerini sağlar ve dizin bloklarının hızlı bir şekilde geçilmelerini sağlar. Dizin bloktaki giriş sayıları isim uzunluğuyla değişir. Eğer dosya ismi uzunluğu 13 karakter ise dizin blok yaklaşık 40 giriş tutar.dizin bloktaki girişler isimlerinin binary karşılıklarıyla sınıflandırılır. Dizin bloktaki en son giriş bloğun sonunu işaret eden taklit kayıttır. Eğer dizin çok büyürse B tree lere göre 2KB lık bloklar eklenerek büyütülür.belirli bir ismi aradığı zaman dosya sistemi ya buna kadar yada o isimden daha büyük kayıt bulana kadar devam eder. Son durumda dosya sistemi B tree pointeri girişten çıkarır eğer işaretçi yoksa arama başarısızdır. Diğer tarafan dosya sistemii ağaçtaki diğer dizin bloğa işaretçiyi götürür ve aramaya devam eder. B tree dizin yapısında açma ve bulma işlemlerinde ilginç karışıklıklar vardır.bir dosyanın oluşumu, tekrar isimlendirilmesi, silimi kompleks işlemlerle sonuçlana bilir.(dizin blokların eklenmesi, isimlerin bir bloktan başka bir bloğa ağaç dengesini sağlamak için taşınması gibi). Gerçekte yeniden isimlendirme işlemi dosya büyümese bile yeterli disk boşluğu olmayışından başarısız olabilir. Bu sorundan kurtulmak için HPFS serbest blok havuzu oluşturur. Bu blok SpareBlock içinde depolanır.

Basit ikili ağaçta her node node un ağaçtaki mantıksal pozisyonunu sınırlayan anahtar değeri içeren bazı dataları bulundurur(alt ağacın sağ ve sol nodelarının işaretçisi gibi). Ağaç root denilen node la başlar. Ağaç yapraklarının sonunda bulunan node lara canlılar denilmektedir. Belirli bir data parçası bulmak için ikili ağaç katedilir. Her node da istenen anahtarla node un anahtarı karşılaştırılır. Eğer node uymazsa node un alt ağaçları seçilir. Bu işlem karşılaştırma olumlu olana kadar devam eder veya boş alt ağaç gelene kadar.

B tree nin kurulması daha kompleksdir. Yeni data eklemek ahatar değeri değiştirmek veya datayı silmek bir node u bölerek veya birleştirerek sonuçlanabilir.

B+ tree B tree nin node unun iki tipiyle özelleştirilmiş şeklidir. B+ tree nin B tree den avantajı daha fazla değeri iç node larda tutabilir. Böylece işlemler daha hızlı olur aynı zamanda dalın ortalama boyu daha kısadır.

Teori iyi ama şimdi gerçek dünya örnekleri verme zamanı HPFS uygulamasında node’un rolünü DIRBLKlar alır. (DIRENTler node içindeki anahlara uyar.) Bir DIRBLK 2K data yapısındaki gibi düşünülerek 4 sektörden oluşturulmuştur. Bu blok içinde 20 byte başlık ve ardından yaklaşık 44 DIRENT’ler vardır ve herbiri bir dizin veya dosyanın özelliklerini ve disk üzerindeki konumunu tanımlar. Dosya dizin isimleri farklı uzunluklardadır. Yani bir DIRENT büyüklüğü de aynı şekilde değişir. Ama büyüklüğü her zaman 32 Bit düzenini sağlamak için 4’ün katı olacaktır. İsim büyüklüğü “.”ve uzantı içerir.Uzantısı olmayan bir isim nokta içermeyecektir.

Herhangi bir dizinin ilk DIRENT’i “..” girişidir. Herhangi bir kök dizini içeren DIRBLK’deki son giriş bir end işareti kaydıdır. Bir dizindeki ilk DIRBLK’deki girişlerin sayısı(“..” ve end işaret kayıtları sayılmayarak.) dosya ismiyle karşılaştırılırsa ;

İsim uzunluğu Maximum DIRENTler

2-5 54

6-9 49

10-13 44

14-17 40

Bir DIRBLK’nin sınıfı(konumu) DIRENT’lerin maxımum sayısından bir fazla olacaktır.Bir dizinin diğer DIRBLK’ları ,”..” girişine sahip olmadığından dolayı diğerlerinden yine bir fazla sınıfa sahip olabilir.

DIRBLK’lar 2 K uzunluğunda ve bir DIRENT’in isim alanının (0-254 bytes)farklı uzunluklarına bağlı olarak DIRENT’in maksimum sayısında da farklılıklar olabilir.