[操作系统] 文件系统管理和优化

文件系统管理和优化


  • 文件系统管理和优化
    • 磁盘空间管理
    • 文件系统备份
    • 逻辑转储算法
    • 文件系统一致性
    • 文件系统性能


1. 磁盘空间管理

几乎所有文件系统都把文件分割成固定大小的块来存储,各块之间不一定相邻。

  1. 块大小

    拥有大的块尺寸意味着小的文件会浪费大量磁盘空间。小的块尺寸意味着大多数文件会跨越多个块,即需要多次寻道与旋转延迟才能读出它们,浪费了时间。

  2. 记录空闲块

    有两种方法被广泛采用。

    1. 磁盘块链表

      每个块中包含尽可能多的空闲磁盘块号,对于1KB大小的块和32位的磁盘块号,空闲表中每个块包含有255个空闲块的块号(32位 = 4字节,1KB = 1024字节,1024/4 = 256,还需要一个位置存放指向下一个块的指针,所以是255)。对于一个500G的磁盘,需要190万个块才能存放这些地址。所以通常情况下,将这些空闲表存放在空闲块中,该方法比较适合磁盘快满时使用。

    2. 位图

      n个块的磁盘需要n位位图,每一位用1表示该块空闲,0表示已分配。对于500G硬盘,只需要60000个1KB的块。

    [操作系统] 文件系统管理和优化_第1张图片

2. 文件系统备份

将磁盘备份有两种方案:物理转储和逻辑转储

  1. 物理转储

    从磁盘的第0块开始,将全部的磁盘块按需输出,直到最后一块复制完毕。对于未使用的磁盘块不需要备份,如果转储程序能够访问管理空闲块的数据结构,就可以避免备份未使用的磁盘块。要注意的是原磁盘和得到备份的磁盘块并不是一一对应的,所以应该在每个磁盘块前写上磁盘块号码。

    另一方面需要关注的是坏块的转储。可以通过建立一个包含所有坏块的“文件”来解决,以确保这些坏块不会被使用和分配。所以在转储时,需要跳过这些块。

    物理存储的优点是简单,快速,但是不能跳过选定的目录,也不能增量转储。

  2. 逻辑转储

    从一个或几个指定的目录开始,递归地转储其自给定基准日期(如最近一次转储的日期)后所更改的全部文件和目录。在逻辑存储中,得到转储的磁盘会有一连串被标识过得目录和文件,可以按要求恢复特定文件或目录。

3. 逻辑转储算法

如图,树中方框代表目录,圆圈代表文件。被阴影覆盖的项目代表在基准日期后被修改过,需要转储。到达修改过文件的所有目录也应该被转储,因为这样方便对文件的整体恢复。

[操作系统] 文件系统管理和优化_第2张图片

该算法需要维持一个以i结点号为索引的位图。随着算法的执行,位图中的一些位会被设置或清除,算法分为四个阶段。

  1. 从起始目录开始(本例中为根目录)检查所有目录项,对每个修改过的文件在位图中标记,并递归标记所有目录(包括未被修改的)。
    步骤1

  2. 再次递归遍历目录树,并去掉目录书中所有不含被修改过的文件或目录的目录上的标记(这一阶段结束后所有被标记的文件和目录就是最后必须被转储的)。
    步骤2

  3. 以节点号为序,扫描i节点,并转储步骤2中所有标记的目录,并为这些目录添加目录属性前缀。
    步骤3

  4. 转储步骤2中所有标记的文件,并为这些文件添加文件属性前缀。
    步骤4

4. 文件系统一致性

使用程序检验文件系统一致性,包括:块的一致性检查和文件一致性检查。

  1. 块的一致性

    程序构造两张表,每张表为每一个块设立一个计数器,初始为0,第一个表中的计数器跟踪该块在文件中出现的次数,第二个表中的计数器跟踪该块在空闲表中出现的次数。

    接着检验程序使用原始设备读取全部i结点,从0开始。由i节点开始,可以建立相应文件中采用的全部块的块号表。每当读到一个块时,该块在第一个表中计数器加1。然后,程序检查空闲表或空闲位图,每当一个块未使用时,在第二张表中加1。

    检查完成后可能出现结果如下:

    1. 一致,即每一块要么在第一个表计数器为1,要么在第二个表计数器为1。

    2. 如果一个磁盘块在任何一张表中都是0,那么就称该块块丢失。解决方法是,检验程序将该块加入到空闲表中。

    3. 一个块在空闲表中出现了两次,即一个块在第二张表中数字为2。解决方法是,重新建立空闲表。

    4. 两个或多个文件中出现同一个数据块,即一个块在第一张表中数字为2。解决方法是,先分配一空闲块,将这个重复块的内容复制到空闲块中,然后把它插入到其中一个文件中。

  2. 文件一致性

    检验程序检查目录系统,同样创建一张计数表,但每个文件而不是一个块对应一个计数器。程序从根目录开始检验,沿着目录树递归,检查文件系统中的每个目录。对每个目录中的每个文件,将文件使用计数器加1。遇到硬连接,同样加一,但是符号连接不计数。

    检验完成后,会得到一张由i节点号索引的表,说明每个文件被多少个目录包含。然后,检验程序将这些数字与存储在文件i节点中的连接数目比较。

    最终可能得到的结果如下:

    1. i节点连接数与计数器相等,则说明文件系统一致

    2. i节点连接数大于计数器个数,说明即使所有该文件都被删除,计数仍是非0,i节点不会被删除。解决方法是,将i节点的值更新为计数器的值。

    3. i节点连接数小于计数器个数。可能导致一个目录指向错误i节点。解决方法同样是更新i节点值。

5. 文件系统性能

三种主要的优化措施

  1. 高速缓存

    常用算法为检查全部读请求,并检查高速缓存中是否有所需要的块。如果存在,可以直接执行读操作而无需访问磁盘。如果不存在,则将它读入到高速缓存,然后再复制到所需地方。为了快速确定所需块是否存在,通常使用散列表将设备和磁盘地址散列。

    为避免一致性遭到破坏(如一个块读进了高速缓存并进行过修改,但是在崩溃前没有写回磁盘),如果一个块关系到文件系统一致性且被修改,那应该立即将该块写回磁盘。该方法被称为通写高速缓存。

  2. 块提前读

    在需要用到块之前,提前将其写入高速缓存。对于许多顺序读的文件,预读操作很适合。但是对于随机存取文件,提前读策略并不好。

  3. 减少磁盘臂运动。

    把有可能顺序存取的块放在一起,最好是一个柱面上,以减少磁盘臂的移动次数。对于位图保存空闲块的系统来说,可以很简单的找到最近的空闲块。

    对于使用空闲表的系统,需要使用块簇技术。即不用块,而是连续块簇来跟踪存储区。例如,一个扇区512字节,一个块为两个扇区即1KB,但是按每两块即4个扇区来分配存盘存储区。不同于直接使用2KB的块,在高速缓存中依然使用1KB的块,磁盘与内存之间的数据传送也还是以1KB为单位进行,但在一个空闲的系统上顺序读取文件,寻道的次数可以减少一半。

    另一方面,在使用i节点的系统中,读取文件需要两次磁盘访问:一次访问i节点,一次访问块。为减少寻道时间,可以避免把磁盘开始处存放i节点,而是将磁盘凤城多个柱面组,每个组有自己的i结点、数据块和空闲表。


参考书目:现代操作系统第三版

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