OS重要知识点摘录（考研用）——第四章：文件管理

矫情吗；* 2023-10-06 15:37 49阅读 0赞

## OS重要知识点摘录（考研用）——第四章：文件管理 ##

本文参考于《2021年操作系统考研复习指导》（王道考研），《计算机操作系统教程》

######   4.文件的打开与关闭 ######

因为许多文件操作都涉及为给定文件搜索相关目录条目，因此许多系统要求在首次使用文件时，使用系统调用open将指明文件的属性（包括该文件在外存上的物理位置）从外存复制到内存打开文件表的一个表目中，并将该表目的编号（也称索引）返回给用户。 OS维护一个包含所有打开文件信息的表（打开文件表，open-file table）。 当用户需要一个文件操作时，可通过该表的一个索引指定文件，因此省略了搜索环节。当文件不再使用时，进程可以关闭它，OS从打开文件表中删除这一条目。  
  大部分OS要求在文件使用之前就被显式地打开。操作open会根据文件名搜索目录，并将目录条目复制到打开文件表。 若调用open的请求（创建、只读、读写、添加等）得到允许，则进程就可打开文件，而open通常返回一个指向打开文件表中的一个条目的指针。 通过使用该指针（而非文件名）进行所有I/O操作， 以简化步骤并节省资源。  
  在open调用完成后，OS对该文件的任何操作都不再需要文件名，而只需要open调用返回的指针。  
  整个系统表包含进程相关信息，如文件在磁盘的位置、访问日期和大小。一个进程打开一个文件，系统打开文件表就会为打开的文件增加相应的条目。 当另一个进程执行open时，只不过是在其进程打开表中增加一个条目，并指向整个系统表的相应条目。通常，系统打开文件表的每个文件时，还用一个文件打开计数器（Open Count），以记录多少进程打开了该文件。每个关闭操作close使count递减，当打开计数器为0时，表示该文件不再被使用，系统将回收分配给该文件的内存空间等资源。 若文件被修改过，则将文件写回外存，并将系统打开文件表中的相应条目删除，最后释放文件的文件控制块（File Control Block,FCB）。

（2）文件打开计数  
  文件关闭时，OS必须重用其打开文件表条目，否则表内空间会不够用。因为多个进程可能打开同一个文件，所以系统在删除打开文件条目之前，必须等待最后一个进程关闭文件。计数器跟踪打开和关闭的数量，计数为0时，系统关闭文件，删除该条目。

#####  4.1.2 文件的逻辑结构 #####

文件的逻辑结构是从用户观点出发看到的文件的组织形式。文件的物理结构（又称文件的存储结构）是从实现观点出发看到的文件在外存上的存储组织形式。 文件的逻辑结构与存储介质特性无关，但文件的物理结构与存储介质的特性有很大关系。 文件的逻辑结构实际上是指在文件内部，数据逻辑上是如何组织起来的  
  按逻辑结构，文件可划分为无结构文件和有结构文件两种。

######   1.无结构文件（流式文件） ######

无结构文件是最简单的文件组织形式。无结构文件将数据按顺序组织成记录并积累、保存，它是有序相关信息项的集合，以字节为单位。 由于无结构文件没有结构，因而对记录的访问只能通过穷举搜索的方式，因此这种文件形式对大多数应用不适用。但字符流的无结构文件管理简单，用户可以方便地对其进行操作。所以，那些对基本信息单位操作不多的文件较适于采用字符流的无结构方式，如源程序文件、目标代码文件等。

######   2.有结构文件（记录式文件） ######

有结构文件按记录的组织形式可以分为如下几种：  
  （1）顺序文件  
  文件中的记录一个接一个地顺序排列，记录通常是定长的，可以顺序存储或以链表形式存储，在访问时需要顺序搜索文件。 顺序文件有以下两种结构：第一种是串结构，记录之间的顺序与关键字无关。通常的办法是由时间决定，即按存入时间的先后排列，最先存入的记录作为第1条记录，其次存入的为第2条记录，以此类推。第二种是顺序结构，指文件中的所有记录按关键字顺序排列。  
  在对记录进行批量操作，即每次要读或写一大批记录时，顺序文件的效率是所有逻辑文件中最高的； 此外，也只有顺序文件才能存储在磁带上，并能有效地工作，但顺序文件对查找、修改、增加或删除单条记录的操作比较困难。  
  （2）索引文件  
  索引文件示意图如下：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center]

变长记录文件使用顺序查找，系统开销较大。为此，可以建立一张索引表以加快检索速度，索引表本身是定长记录的顺序文件。在记录很多或访问要求高的文件中，需要引入索引以提供有效的访问。  
  （3）索引顺序文件  
  索引顺序文件是顺序和索引两种组织形式的结合。索引顺序文件将顺序文件中的所有记录分为若干组，为顺序文件建立一张索引表，在索引表中为每组中的第一条记录建立一个索引项，其中含有该记录的关键字值和指向该记录的指针。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 1]  
  如图所示，主文件名包含姓名和其他数据项。姓名为关键字，索引表中为每组的第一条记录（不是每条记录）的关键字值，用指针指向主文件中该记录的起始位置。索引表只包含关键字和指针两个数据项，所有姓名关键字递增排列。主文件中记录分组排列，同一个组中的关键字可以无序，但组与组之间的关键字必须有序。查找一条记录时，首先通过索引表找到其所在的组，然后在该组中使用顺序查找。  
  对于含有N条记录的顺序文件，查找某关键字值的记录时，平均需要查找N/2次。在索引顺序文件中，假设N条记录分为 N \\sqrt\{N\} N组，索引表中有 N \\sqrt\{N\} N个表项，每组有 N \\sqrt\{N\} N条记录，在查找某关键字值的记录时，先顺序查找索引表，需要查找 N \\sqrt\{N\} N/2次，然后在主文件中对应的组中顺序查找，需要查找 N \\sqrt\{N\} N/2次，因此共需查找 N \\sqrt\{N\} N次。 索引顺序文件提高了查找效率，若记录数很多，则可采用二级或多级索引

索引文件和索引顺序文件都提高了存取的速度，但因为配置索引表而增加了存储空间。

（4）直接文件或散列文件（Hash File）  
  给定记录的键值或通过散列函数转换的键值直接决定记录的物理地址。 这种映射结构不同于顺序文件或索引文件，没有顺序的特性  
  散列文件有很高的存取速度，但是会引起冲突，即不同关键字的散列函数值相同

有结构文件逻辑上的组织，是为在文件中查找数据服务的（顺序查找、索引查找、索引顺序查找、哈希查找）

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文件的逻辑结构和物理结构：  
  文件的逻辑结构是用户可见的结构，即用户使用文件的结构。文件的物理结构是文件在存储器上的组织结构，它表示一个文件在辅存上安置、链接、编目的方法。它和文件的存取方法以及辅存设备的特性等都有着密切的联系。单个文件的逻辑结构和物理结构之间虽无明显的制约或关联关系，但是若物理结构选择不慎，也很难体现出逻辑结构的特点，比如一个逻辑结构是顺序结构，而物理结构是隐式链接结构的文件，即使理论上可以很快找出某条记录的地址，而实际找时仍然需要在磁盘上一块一块地找。

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#####  4.1.3 目录结构 #####

与文件管理系统和文件集合相关联的是文件目录，它包含有关文件的信息如属性、位置和所有权等，这些信息主要由OS进行管理。目录管理的基本要求:从用户的角度看，目录在用户（应用程序）所需要的文件名和文件之间提供一种映射，所以目录管理要实现“按名存取”；目录存取的效率直接影响到系统的性能，所以要提高对目录的检索速度；在共享系统中，目录还需要提供用于控制访问文件的信息。此外，文件允许重名也是用户的要求，目录管理通过树形结构来解决和实现  
  前面介绍了文件内部的逻辑结构，下面介绍多个文件之间在逻辑上是如何组织的，这实际上是文件“外部”的逻辑结构的问题

######   1.文件控制块和索引结点 ######

与进程管理相似，为实现目录管理，OS中引入了文件控制块的数据结构  
  （1）文件控制块  
  文件控制块（FCB）是用来存放控制文件需要的各种信息的数据结构，以实现“按名存取”。FCB的有序集合称为文件目录，一个FCB就是一个文件目录项。 为了创建一个新文件，系统将分配一个FCB并存放在文件目录中，成为目录项。  
  FCB主要包含以下信息：  
  a.基本信息：  
  如文件名、文件的物理位置、文件的逻辑结构、文件的物理结构等  
  b.存取控制信息  
  如文件的存取权限等  
  c.使用信息  
  如文件的建立时间、修改时间等

（2）索引结点  
  在检索目录文件的过程中，只用到了文件名，仅当找到一个目录项（查找文件名与目录项中文件名匹配）时，才需要从该目录项中读出该文件的物理地址。也就是说，在检索目录时，文件的其他描述信息不会用到，也不需要调入内存。因此，有的系统（如UNIX）采用了文件名和文件描述信息分开的方法，文件描述信息单独形成一个称为索引结点的数据结构，简称i结点。 在文件目录中的每个目录项仅由文件名和指向该文件所对应的i结点的指针构成。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 2]  
  若一个FCB的大小是64B，盘块大小是1KB，则在每个盘块中可以存放16个FCB（FCB必须连续存放）。而在UNIX系统中，一个目录项仅占16B，其中14B是文件名，2B是i结点指针。在1KB的盘块中可以存放64个目录项。这样，就可使查找文件时的平均启动磁盘次数减少到原来的1/4，大大节省了系统开销。  
  存放在磁盘上的索引结点称为磁盘索引结点，UNIX中的每个文件都有一个唯一的磁盘索引结点， 主要包括以下几个方面：  
  （1）文件主标识符  
  拥有该文件的个人或小组的标识符  
  （2）文件类型  
  包括普通文件、目录文件或特别文件  
  （3）文件存取权限  
  各类用户对该文件的存取权限  
  （4）文件物理地址  
  每个索引结点中含有13个地址项，即iaddr(0)~iaddr(12)，它们以直接或间接方式给出数据文件所在盘块的编号  
  （5）文件长度  
  以字节为单位  
  （6）文件链接计数  
  在本文件系统中所有指向该文件的文件名的指针计数  
  （7）文件存取时间  
  本文件最近被进程存取的时间、最近被修改的时间及索引结点最近被修改的时间

文件被打开时，磁盘索引结点复制到内存的索引结点中，以便于使用。在内存索引结点中又增加了以下内容：  
  （1）索引结点编号  
  用于标识内存索引结点  
  （2）状态  
  指示i结点是否上锁或被修改  
  （3）访问计数  
  每当有一进程要访问此i结点时，计数加1，访问结束减1  
  （4）逻辑设备号  
  文件所属文件系统的逻辑设备号  
  （5）链接指针  
  设置分别指向空闲链表和散列队列的指针

######   2.目录结构 ######

操作时，考虑以下几种目录结构：  
  （1）单级目录结构  
  在整个文件系统中只建立一张目录表，每个文件占一个目录项。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 3]  
  当访问一个文件时，先按文件名在该目录中查找到相应的FCB，经合法性检查后执行相应的操作。当建立一个新文件时，必须先检索所有目录项以确保没有重名的情况，然后在该目录中增设一项，把FCB的全部信息保存在该项中。 当删除一个文件时，先从该目录中找到该文件的目录项，回收该文件所占用的存储空间，然后清除该目录项。  
  单级目录结构实现了按名存取，但查找速度慢，文件不允许重名，不便于文件共享，而且对于多用户的OS不适用。

（2）两级目录结构  
  将文件目录分成主文件目录（Master File Directory,MFD）和用户文件目录（User File Directory,UFD）两级  
  ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 4]  
  主文件目录项记录用户名及相应用户文件目录所在的存储位置。用户文件目录项记录该用户文件的FCB信息。 当某用户欲对其文件进行访问时，只需搜索该用户对应的UFD，这既解决了不同用户文件的重名问题，又在一定程度上保证了文件的安全。  
  两级目录结构可以解决多用户之间的文件重名问题， 文件系统可以在目录上实现访问限制。但是两级目录结构缺乏灵活性，不能对文件分类

（3）多级目录结构（树形目录结构）  
  将两次目录结构的层次关系加以推广，就形成了多级目录结构，即树形目录结构。  
    
  用户要访问某个文件时，用文件的路径名标识文件，文件路径名是个字符串，由从根目录出发到所找文件通路上所有目录名与数据文件名用分割符“/”链接而成。从根目录出发的路径称为绝对路径。 当层次较多时，每次从根目录查询会浪费时间，于是加入了当前目录， 进程对各文件的访问都是相对于当前目录进行的。 当用户要访问某个文件时，使用相对路径标识文件，相对路径由从当前目录出发到所找文件通路上所有目录名与数据文件名用分隔符“/”链接而成。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 5]  
  上图为Linux操作系统的目录结构，“/dev/hda”就是一个绝对路径。若当前目录为“/bin”，则“./ls”就是一个相对路径，其中符号“.”表示当前工作目录  
  通常，每个用户都有各自的当前目录，登录后自动进入该用户的当前目录。OS提供一条专门的系统调用，供用户随时改变当前目录。例如，在UNIX系统中，“/etc/passwd”文件就包含有用户登录时默认的当前目录，可用cd命令改变当前目录  
  树形目录结构可以很方便地对文件进行分类，层次结构清晰，也能够更有效地进行文件的管理和保护。但在树形目录中查找一个文件时，需要按路径名逐级访问中间结点，这就增加了磁盘访问次数，将影响查询速度。

（4）无环图目录结构  
  树形目录结构能便于实现文件分类，但不便于实现文件共享，为此在树形目录结构的基础上增加了一些指向同一结点的有向边，使整个目录成为一个有向无环图。引入无环图目录结构是为了实现文件共享  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 6]  
  当某用户要求删除一个共享结点时，若系统只是简单地将它删除，则当另一共享用户需要访问时，会因无法找到这个文件而发生错误。为此，可为每个共享结点设置一个共享计数器，每当图中增加对该结点的共享链时，计数器加1；每当某用户提出删除该结点时，计数器减1。 仅当共享计数器为0时，才真正删除该结点，否则仅删除请求用户的共享链。  
  共享文件（或目录）不同于文件拷贝（副本）。若有两个文件拷贝，则每个程序员看到的是拷贝而不是原件，若一个文件被修改，另一个程序员的拷贝不会改变。而对于共享文件，只存在一个真正的文件，任何改变都会为其他用户所见。  
  无环图目录结构方便地实现了文件的共享

#####  4.1.4 文件共享 #####

######   1.基于索引结点的共享方式（硬链接） ######

在树形结构的目录中，当有两个或多个用户要共享一个子目录或文件时，必须将共享文件或子目录链接到两个或多个用户的目录中， 才能方便地找到该文件  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 7]  
  在这种共享方式中，诸如文件的物理地址及其他的文件属性等信息，不再放在目录项中，而放在索引结点中。在文件目录中只设置文件名及指向相应索引结点的指针。 在索引结点中还应有一个链接计数count，用于表示链接到本索引结点（即文件）上的用户目录项的数目。当count=2时，表示有两个用户目录项链接到本文件上，或者说有两个用户共享此文件。  
  用户A创建一个新文件时，它便是该文件的所有者，此时将count置为1。用户B要共享此文件时，在用户B的目录中增加一个目录项，并设置一个指针指向该文件的索引结点。此时，文件主仍然是用户A，count=2。用户A不再需要此文件，不能将文件直接删除。因为若删除了该文件，则必然也删除了该文件的索引结点，这样便会使用户B的指针悬空， 而用户B可能正在此文件上执行写操作，此时用户B会无法访问到文件。因此用户A不能删除该文件，只是将该文件的count减1，然后删除自己目录中的相应页表项。用户B仍然可以使用该文件。当count=0时，表示没有用户使用该文件，系统将负责删除该文件。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 8]

######   2.利用符号链实现文件共享（软链接） ######

为使用户B能共享用户A的一个文件F，可以由系统创建一个LINK类型的新文件，也取名为F，并将文件F写入用户B的目录中，以实现用户B的目录与文件F的链接。在新文件中只包含被链接文件F的路径名。这样的链接方法被称为符号链接。  
  新文件中的路径名只被视为符号链，当用户B要访问被链接的文件F且正要读LINK类新文件时，OS根据新文件中的路径名去读该文件，从而实现用户B对文件F的共享。  
  在利用符号链方式实现文件共享时，只有文件的拥有者才拥有指向其索引结点的指针。而共享该文件的其他用户只有该文件的路径名，并不拥有指向其索引结点的指针。 这样，也就不会发生在文件主删除一个共享文件后留下一个悬空指针的情况。当文件的拥有者把一个共享文件删除后，其他用户通过符号链去访问它时，会出现访问失败，于是将符号链删除，此时不会产生任何影响。利用符号链实现文件共享依然存在问题，例如，一个文件采用符号链方式共享，当文件拥有者将其删除，而在共享的其他用户使用其符号链接访问该文件之前，又有人在同一路径下创建了另一个具有同样名称的文件，则该符号链将仍然有效，但访问的文件已经改变，从而导致错误。  
  在符号链的共享方式中，当其他用户读共享文件时，需要根据文件路径名逐个地查找目录，直至找到该文件的索引结点。因此，每次访问时，都可能要多次地读盘，使得访问文件的开销变大并增加了启动磁盘的频率。此外，符号链的索引结点也要耗费一定的磁盘空间。  
  符号链方式有一个很大的优点，即网络共享只需提供该文件所在机器的网络地址及该机器中的文件路径。  
  上述两种链接方式都存在一个共同的问题，即每个共享文件都有几个文件名，换言之，每增加一条链接，就增加一个文件名。这实质上是每个用户都使用自己的路径名去访问共享文件。当我们试图去遍历整个文件系统时，将会多次遍历到该共享文件。  
  硬链接和软链接都是文件系统中的静态共享方法， 在文件系统中还存在着另外的共享需求，即两个进程同时对同一个文件进行操作，这样的共享称为动态共享。  
  硬链接就是多个指针指向一个索引结点，保证只要还有一个指针指向索引结点，索引结点就不能删除；软链接就是把到达共享文件的路径记录下来，当要访问文件时，根据路径寻找文件。硬链接的查找速度比软链接的快

######   2.访问控制 ######

精简的访问列表采用拥有者、组和其他 三种用户类型  
  （1）拥有者  
  创建文件的用户  
  （2）组  
  一组需要共享文件且具有类似访问的用户  
  （3）其他  
  系统内的所有其他用户

这样，只需用三个域即可列出访问表中这三类用户的访问权限。文件拥有者在创建文件时，说明创建者用户名及所在的组名，系统在创建文件时也将文件主的名字、所属组名列在该文件的FCB中。 用户访问该文件时，按照拥有者所拥有的权限访问文件，若用户和拥有者在同一个用户组，则按照同组权限访问，否则只能按其他用户权限访问。 UNIX操作系统即采用此种方法

#####  4.2.1 文件系统层次结构 #####

现代OS有多种文件系统类型（FAT32,NTFS,ext2,ext3,ext4等），因此文件系统的层次结构也不尽相同，下图是一种合理的层次结构：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 9]

######   1.用户调用接口 ######

文件系统为用户提供与文件及目录有关的调用，如新建、打开、读写、关闭、删除文件，建立、删除目录等。此层由若干程序模块组成，每个模块对应一条系统调用，用户发出系统调用时，控制即转入相应的模块。

######   2.文件目录系统 ######

文件目录系统的主要功能是管理文件目录，其任务有管理活跃文件目录表、管理读写状态信息表、管理用户进程的打开文件表、管理与组织存储设备上的文件目录结构、调用下一级存取控制模块

######   3.存取控制验证模块 ######

实现文件保护主要由该级软件完成，它把用户的访问要求与FCB中指示的访问控制权限进行比较，以确认访问的合法性。

######   4.逻辑文件系统与文件信息缓冲区 ######

逻辑文件系统与文件信息缓冲区的主要功能是，根据文件的逻辑结构将用户要读写的逻辑记录转换成文件逻辑结构内的相应块号

######   5.物理文件系统 ######

物理文件系统的主要功能是把逻辑记录所在的相对块号转换成实际的物理地址。

######   6.辅助分配模块 ######

分配模块的主要功能是管理辅存空间，即负责分配辅存空闲空间和回收辅存空间。

######   7.设备管理程序模块 ######

设备管理程序模块的主要功能是分配设备、分配设备读写用缓冲区、磁盘调度、启动设备、处理设备中断、释放设备读写缓冲区、释放设备等。

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例如，用户要查看文件F中的内容，对OS发出命令（OS有面向用户的接口），于是就经过了第0级的用户调用接口。  
  OS得到命令后，需要查找目录以查找文件F的索引信息，可能是FCB，也可能是索引结点，经过了第1级文件目录系统  
  通过目录找到文件FCB后，需要查看文件FCB上的信息，看看那个用户有没有访问该文件的权限，于是经过了存取控制验证模块  
  用户通过验证后，就真正开始寻址。OS的寻址往往要先得到逻辑地址，再得到物理地址，于是在开始寻址时，OS经过逻辑文件系统与文件信息缓冲区，得到了相应文件的内容的逻辑地址。  
  然后在物理文件系统中完成将逻辑地址转换为物理地址的过程。  
  至此为止，寻址就已完成。寻址完成后，我们关心的是找到的这块空间应该如何管理，若要释放这块空间，则任务就交给辅助分配模块，若要把这块空间分配给设备用于输入/输出，则把任务交给设备管理程序模块

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#####  4.2.2 目录实现 #####

在读文件前，必须先打开文件。打开文件时，OS利用路径名找到相应目录项，目录项中提供了查找文件磁盘块所需要的信息。目录实现的基本方法有线性列表和哈希表两种， 目录的实现就是为了查找，因此线性列表实现对应线性查找，哈希表的实现对应散列查找

######   1.线性列表 ######

最简单的目录实现方法是使用存储文件名和数据块指针的线性表。 创建新文件时，必须首先搜索目录表以确定没有同名的文件存在，然后在目录表后增加一个目录项。 删除文件则根据给定的文件名搜索目录表，接着释放分配给它的空间，采用链表结构可以减少删除文件的时间。重用目录项有许多方法：可以将目录项标记为不再使用，或将它加到空闲目录项表上，还可以将目录表中的最后一个目录项复制到空闲位置，并降低目录表长度。线性列表优点在于实现简单，不过由于线性表的特殊性，比较费时

######   2.哈希表 ######

哈希表根据文件名得到一个值，并返回一个指向线性列表中元素的指针。这种方法的优点是查找非常迅速，插入和删除也较简单，不过需要一些预备措施来避免冲突。最大的困难是哈希表长度固定以及哈希函数对表长的依赖性。

目录查询是通过在磁盘上反复搜索完成的，需要不断地进行I/O操作，开销较大。为减少I/O操作，把当前使用的文件目录复制到内存，以后要使用该文件时只需在内存中操作，因此降低了磁盘操作次数，提高了系统速度

#####  4.2.3 文件实现 #####

文件的实现就是研究文件的物理结构，即文件数据在物理存储设备上是如何分布和组织的，包含两个方面：一是文件的分配方式，指对磁盘非空闲块的管理；二是文件存储空间管理，指对磁盘空闲块的管理

######   1.文件分配方式 ######

文件分配对应于文件的物理结构，是指如何为文件分配磁盘块。 常用的磁盘空间分配方法有三种：连续分配、链接分配和索引分配。 有的系统（如RDOS操作系统）对三种方法都支持，但更普遍的是一个系统只支持一种方法。  
  （1）连续分配  
  连续分配方法要求每个文件在磁盘上占有一组连续的块。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 10]  
  磁盘地址定义了磁盘上的一个线性排序，这种排序使作业访问磁盘时需要的寻道数和寻道时间最小。  
  文件的连续分配可以用第一块的磁盘地址和连续块的数量来定义。 若文件长n块并从位置b开始，则该文件将占有块b,b+1,b+2,…,b+n-1。一个文件的目录条目包括开始块的地址和该文件所分配区域的长度。  
  连续分配方式支持顺序访问和直接访问。 其优点是实现简单、存取速度快。缺点是文件长度不宜动态增加， 因为一个文件末尾后的盘块可能已分配给其他文件，一旦需要增加，就需要大量移动盘块。此外，反复增删文件后会产生外部碎片 （与内存管理分配方式中的碎片相似）,且很难确定一个文件所需要的空间大小，因而只适用于长度固定的文件。

（2）链接分配  
  链接分配采取离散分配的方式，消除了外部碎片， 因此显著提高了磁盘空间的利用率；又因为根据文件的当前需求为其分配必须的盘块，当文件动态增长时，可以动态地再为它分配盘块， 因此无需事先知道文件的大小。此外，对文件的增、删、改也非常方便。链接分配又可分为隐式链接和显式链接两种形式。  
  隐式链接如图所示：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 11]  
  每个文件对应一个磁盘块的链表； 磁盘块分布在磁盘的任何地方，除最后一个盘块外，每个盘块都有指向下一个盘块的指针，这些指针对用户是透明的。 目录包括文件第一块的指针和最后一块的指针。  
  创建新文件时，目录中增加一个新条目。每个目录项都有一个指向文件首块的指针。该指针初始化为NULL以表示空文件，大小字段为0。写文件会通过空闲空间管理系统找到空闲块，将该块链接到文件的尾部，以便写入。读文件则通过块到块的指针顺序读块。 隐式链接分配的缺点是无法直接访问盘块，只能通过指针顺序访问文件，且盘块指针会消耗一定的存储空间。隐式链接分配的稳定性也是一个问题，系统在运行过程中由于软件或硬件错误导致链表中的指针丢失或损坏，将导致文件数据的丢失。

显示链接是指把用于链接文件各物理块的指针，从每个物理块的块末尾中提取出来，显式地存放在内存中的一张链接表中。 该表在整个磁盘中仅设置一张，称为文件分配表（File Allocation Table,FAT） 。每个表项中存放对应块的下一块链接指针，即下一个盘块号。 文件的第一个盘块号记录在目录中，后续的盘块可通过查FAT找到。 例如，某磁盘共有100个磁盘块，存放了两个文件：文件aaa占三个盘块，依次是2,8，5；文件bbb占两个盘块，依次是7,1。其余盘块都是空闲盘块，则该磁盘的FAT表如图所示：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 12]  
  FAT的表项与全部磁盘块一 一对应，并且可以用一个特殊的数字-1表示文件的最后一块，用-2表示这个磁盘块是空闲的（当然也可指定为-3，-4）。 因此，文件分配表（FAT）不仅记录了文件各块之间的先后链接关系，同时还标记了空闲的磁盘块， OS也可以通过FAT对文件存储空间进行管理。当某进程请求OS分配一个磁盘块时，OS只需从FAT中找到-2的表项，并将对应的磁盘块分配给进程即可。  
  FAT表在系统启动时就会被读入内存，因此查找FAT的过程是在内存中进行的， 因此不仅显著地提高了检索速度，而且明显减少了访问磁盘的次数。

（3）索引分配  
  链接分配解决了连续分配的外部碎片和文件大小管理的问题。但链接分配不能有效支持直接访问（FAT除外）。索引分配解决了这个问题，它把每个文件的所有的盘块号都集中放在一起构成索引块（表），如图所示：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 13]  
  每个文件都有其索引块，这是一个磁盘块地址的数组。索引块的第i个条目指向文件的第i个块。 目录条目包括索引块的地址。要读第i块，通过索引块的第i个条目的指针来查找和读入所需的块。  
  在此种方式下，访问文件需要两次访问外存——首先要读取索引块的内容，然后访问具体的磁盘块，因而降低了文件的存取速度。为了解决这一问题，通常将文件的索引块读入内存的缓冲区中，以加快文件的访问速度  
  创建文件时，索引块的所有指针都设为空。首次写入第i块时，先从空闲空间中取得一个块，再将其地址写到索引块的第i个条目。索引分配支持直接访问，且没有外部碎片问题。 其缺点是由于索引块的分配，增加了系统存储空间的开销。索引块的大小是一个重要的问题，每个文件必须有一个索引块，因此索引块应尽可能小，但索引块太小就无法支持大文件。可以采用以下机制来解决此问题：  
  a.链接方案  
  一个索引块通常为一个磁盘块，因此它本身能直接读写。为了处理大文件，可以将多个索引块链接起来。  
  b.多层索引  
  多层索引使第一层索引块指向第二层的索引块，第二层索引块再指向文件块。这种方法根据最大文件大小的要求，可以继续到第三层或第四层。例如，4096B（2 ^ 12B）的块，能在索引块中存入1024个4B的指针。两层索引允许2^20个数据块，即允许最大文件为4GB  
  c.混合索引  
  将多种索引分配方式相结合的分配方式。例如，系统既采用直接地址，又采用单级索引分配方式或两级索引分配方式  
  混合索引分配已在UNIX系统中采用。在UNIX System V的索引结点中，共设置了13个地址项，即iaddr（0）~iaddr（12）。在BSD UNIX的索引结点中，共设置了13个地址项，它们都把所有的地址项分成两类，即直接地址和间接地址。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 14]  
  ①直接地址  
  为了提高对文件的检索速度，在索引结点中可设置10个直接地址项，即用iaddr（0）~iaddr（9）来存放直接地址。这里每项中所存放的是该文件数据所在盘块的盘块号。 假如每个盘块的大小为4KB，当文件不大于40KB时，便可直接从索引结点中读出该文件的全部盘块号。  
  ②一次间接地址  
  对于大、中型文件，只采用直接地址并不现实。可再利用索引结点中的地址项iaddr（10）来提供一次间接地址。这种方式的实质就是一级索引分配方式。 图中的一次间址块也就是索引块，系统将分配给文件的多个盘块号记入其中。在一次间址块中可存放1024个盘块号，因而允许文件长达4MB。  
  ③多次间接地址  
  当文件长度大于4MB+40KB（一次间接地址与10个直接地址项）时，系统还须采用二次间接地址分配方式。这时，用地址项iaddr（11）提供二次间接地址，该方式的实质是两级索引分配方式。系统此时在二次间接地址块中记入所有一次间接地址块的盘号。在采用二次间接地址方式时，文件的最大长度可达4GB。同理，地址项iaddr（12）作为三次间接地址，其允许的文件最大长度可达4TB。

三种分配方式的比较：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 15]

######   2.文件存储空间管理 ######

（1）文件存储器空间的划分与初始化  
  一般来说，一个文件存储在一个文件卷中。文件卷可以是物理盘的一部分，也可以是整个物理盘，支持超大型文件的文件卷也可由多个物理盘组成。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 16]

在一个文件卷中，文件数据信息的空间（文件区）和存放文件控制信息FCB的空间（目录区）是分离的。 由于存在很多种类的文件表示和存放格式，所以现代OS中一般都有很多不同的文件管理模块，通过它们可以访问不同格式的逻辑卷中的文件。逻辑卷在提供文件服务前，必须由对应的文件程序进行初始化，划分好目录区和文件区，建立空闲空间管理表格及存放逻辑卷信息的超级块。

（2）文件存储器空间管理  
  文件存储设备分成许多大小相同的物理块，并以块为单位交换信息， 因此，文件存储设备的管理实质上是对空闲块的组织和管理， 它包括空闲块的组织、分配与回收等问题。

a.空闲表法  
  空闲表法属于连续分配方式， 它与内存的动态分配方式类似，为每个文件分配一块连续的存储空间。系统为外存上的所有空闲区建立一张空闲盘块表，每个空闲区对应于一个空闲表项，其中包括表项序号、该空闲区第一个盘块号、该区的空闲盘块数等信息。 再将所有空闲区按其起始盘块号递增的次序排列。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 17]  
  空闲盘区的分配与内存的动态分配类似，同样采用首次适应算法、循环首次适应算法等。 例如，在系统为某新创建的文件分配空闲盘块时，先顺序地检索空闲盘块表的各表项，直至找到第一个其大小能满足要求的空闲区，再将该盘区分配给用户，同时修改空闲盘块表。  
  系统在对用户所释放的存储空间进行回收时，也采取类似于内存回收的方法，即要考虑回收区是否与空闲表中插入点的前区和后区相邻接，对相邻接者应予以合并。

（2）空闲链表法  
  将所有空闲盘区拉成一条空闲链，根据构成链所用的基本元素不同，可把链表分成两种形式：空闲盘块链和空闲盘区链。  
  空闲盘块链将磁盘上的所有空闲空间以盘块为单位拉成一条链。 当用户因创建文件而请求分配存储空间时，系统从链首开始，依次摘下适当数目的空闲盘块分配给用户。当用户因删除文件而释放存储空间时，系统将回收的盘块依次插入空闲盘块链的末尾。这种方法的优点是分配和回收一个盘块的过程非常简单，但在为一个文件分配盘块时可能要重复多次操作。  
  空闲盘区链将磁盘上的所有空闲盘区（每个盘区可包含若干盘块）拉成一条链。在每个盘区上除含有用于指示下一个空闲盘区的指针外，还应有能指明本盘区大小（盘块数）的信息。 分配盘区的方法与内存的动态分区分配类似，通常采用首次适应算法。在回收盘区时，同样也要将回收区与相邻接的空闲盘区合并。

（3）位示图法  
  位示图利用二进制的一位来表示磁盘中一个盘块的使用情况，磁盘上所有的盘块都有一个二进制位与之对应。当其值为0时，表示对应的盘块空闲；当其值为1时，表示对应的盘块已分配。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 18]

（4）成组链接法  
  空闲表法和空闲链表法都不适用于大型文件系统，因为这会使空闲表或空闲链表太大。在UNIX系统中采用的是成组链接法，这种方法结合了空闲表和空闲链表两种方法，克服了表太大的缺点。其大致思想是：把顺序的n个空闲扇区地址保存在第一个空闲扇区内，其后一个空闲扇区内则保存另一顺序空闲扇区的地址，如此继续，直至所有空闲扇区均予以链接。系统只需要保存一个指向第一个空闲扇区的指针。 假设磁盘最初全为空闲扇区，其成组链接如图所示，通过这种方式可以迅速找到大批空闲块地址  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 19]  
  表示文件存储器空闲空间的位向量表或第一个成组链块，以及卷中的目录区、文件区划分信息都需要存放在辅存存储器中，一般放在卷头位置，在UNIX系统中称为超级块。 在对卷中的文件进行操作前，超级块需要预先读入系统空闲的主存，并且经常保持主存超级块与辅存卷中超级块的一致性。

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文件系统实现概述：  
  为了创建一个文件，应用程序调用逻辑文件系统。逻辑文件系统知道目录结构形式，它将为文件分配一个新的FCB，把相应目录读入内存，用新的文件名更新该目录和FCB，并将结果写回磁盘。下图为一个典型的FCB  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 20]  
  一旦文件被创建，它就能用于I/O，不过首先要打开文件。调用open将文件名传给文件系统，文件系统根据给定文件名搜索目录结构。部分目录结构通常缓存在内存中以加快目录操作。找到文件后，其FCB复制到系统范围的打开文件表。该表不但存储FCB，而且存储打开该文件的进程数量的条目。  
  然后，单个进程的打开文件表中会增加一个条目，并通过指针将系统范围的打开文件表的条目与其他域（文件当前位置的指针和文件打开模式等）相连。调用open返回的是一个指向单个进程的打开文件表中合适条目的指针，所有文件操作都是通过该指针进行的。  
  文件名不必是打开文件表的一部分，因为一旦完成对FCB在磁盘上的定位，系统就不再使用文件名。对于访问打开文件表的索引，UNIX称之为文件描述符。因此，只要文件未被关闭，所有文件操作就通过打开文件表来进行  
  当一个进程关闭文件时，就会删除单个进程打开文件表中的一个相应条目，即目录项，系统范围内打开文件表的打开数也会递减。当打开文件的所有用户都关闭了一个文件时，更新的文件信息会复制到磁盘的目录结构中，系统范围内的打开文件表的条目也将删除  
  在实际中，系统调用open时会首先搜索系统范围的打开文件表，以确定某文件是否已被其他进程所使用。如果是，就在单个进程的打开文件表中创建一项，并指向现有系统范围的打开文件表的相应条目。该算法在文件已打开时，能节省大量开销。

目前常用的磁盘调度算法有以下几种：  
  （1）先来先服务（FCFS）算法：  
  FCFS算法根据进程请求访问磁盘的先后顺序进行调度，这是一种最简单的调度算法。该算法的优点是具有公平性。若只有少量进程需要访问，且大部分请求都是访问簇聚的文件扇区，则有望达到较好的性能；若有大量进程竞争使用磁盘，则这种算法在性能上往往接近于随机调度。

（2）最短寻找时间优先（Shortest Seek Time First,SSTF）算法  
  SSTF算法选择调度处理的磁道是与当前磁头所在磁道距离最近的磁道，以便使每次的寻找时间最短。 ==这种算法会产生饥饿现象。

（3）扫描（SCAN）算法（又称电梯调度算法）  
  SCAN算法在磁头当前移动方向上选择与当前磁头所在磁道距离最近的请求作为下一次服务的对象，实际上就是在最短寻道时间优先算法的基础上规定了磁头运动的方向。 由于磁头移动规律与电梯运行相似，因此又称电梯调度算法。SCAN算法对最近扫描过的区域不公平，因此它在访问局部性方面不如FCFS算法和SSTF算法好。

采用SCAN算法时，不但要知道磁头的当前位置，而且要知道磁头的移动方向，

（4）循环扫描（Circular SCAN,C-SCAN）算法  
  在扫描算法的基础上规定磁头单向移动来提供服务，回返时直接快速移动至起始端而不服务任何请求。 由于SCAN算法偏向于处理那些接近最里或最外的磁道的访问请求，所以使用改进型的C-SCAN算法来避免这个问题

采用SCAN算法和C-SCAN算法时，磁头总是严格地遵循从盘面的一端到另一端，在使用时可以进行改进，即磁头移动只需要达到最远端的一个请求即可返回，不需要到达磁盘端点。这种形式的SCAN算法和C-SCAN算法称为LOOK调度和C-LOOK调度，因为它们在朝一个给定方向移动前会查看是否有请求。

若无特别说明，可默认SCAN算法和C-SCAN算法为LOOK和C-LOOK调度。

对比以上几种磁盘调度算法，FCFS算法太过简单，性能较差，仅在请求队列长度接近于1时才较为理想；SSTF算法较为通用和自然；SCAN算法和C-SCAN算法在磁盘负载较大时比较占优势。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 21]  
  除减少寻道时间外，减少延迟时间也是提高磁盘传输效率的重要因素。可以对盘面扇区进行交替编号，对磁盘片组中的不同盘面错位命名。 假设每个盘面有8个扇区，磁盘片组共8个盘面，则可以采用如图所示的编号：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3FxXzQ0NzA5OTkw_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 22]  
  磁盘是连续自转设备，磁头读/写一个物理块后，需要经过短暂的处理时间才能开始读/写下一块。假设逻辑记录数据连续存放在磁盘空间中，若在盘面上按扇区交替编号连续存放，则连续读/写多条记录时能减少磁头的延迟时间；同柱面不同盘面的扇区若能错位编号，连续读/写相邻两个盘面的逻辑记录时也能减少磁头延迟时间。

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