操作系统笔记——储存器管理、文件系统、设备管理

储存器管理

概述

这些功能由软件（操作系统）和硬件（MMU）协同完成。

存储区分内核区和用户区，储存管理仅针对用户区。

地址空间与映射

1. 用户使用符号（变量名）访问变量和子程序，这两种东西都有对应的空间
2. 从程序角度看，程序是独占内存的，所以逻辑上都是从0开始的。甚至每一个obj文件中都是以0开始的
3. 将obj链接后，构成了一个完整的程序，有一个合并后的逻辑地址区域。
4. 最后把程序装入内存后，逻辑地址将会转换成物理地址。

逻辑地址又叫相对地址，逻辑地址，虚地址。
物理地址又叫绝对地址，物理地址，实地址。

从逻辑地址转换成物理地址，这个过程叫地址重定位，地址映射，地址变换。分为静态重定位和动态重定位。

最开始是静态重定位，就是程序装入内存前，对程序逻辑空间进行偏移，放到内存中的一块连续区域中去。对应的，程序中的逻辑地址被一次性转成物理地址。这是比较朴素的思想，最开始用于单通道系统，现在都是动态。

动态转换中，程序原样放入内存中，在运行的时候进行地址转换，这种转换的方式比较复杂，实现这个需要重定位寄存器。

这样，就不需要连续的内存空间了，而且用户程序可以移动，极大地提高了内存的利用率，适用于多用户场景。

下图给出简单的例子，重定位寄存器将偏移量保存，在程序取地址的时候，先走一趟重定位寄存器偏移后再取。如果程序移动，移动过程很简单，附加的步骤也只不过是把重定位寄存器中的偏移修改一下罢了

静态链接和动态链接的区别

最开始是静态链接，要什么库就拉进来什么模块（obj）。但是，假设AB程序都用到了L库，那么在AB同时执行的之后，都要装载在内存中，即内存中会同时出现两个L模块的内容，这很明显是一种浪费。

于是就有了动态链接。操作系统将一些很容易重复使用的库做成动态链接库（windows下的 .dll），在链接的时候这些库不会被加入到exe文件中。在exe运行的时候，第一个用到动态链接库的程序会把dll装载到内存中，后面再有用这个dll的程序就不需要装载了，当没有程序用这个dll的时候，就会把这个dll从内存中释放。

这就能解释为什么你从网上下载的一些软件没法用了，因为你缺一些动态链接库。解决的方法也很简单，上网搜到以后，放到对应的磁盘位置，操作系统要用的时候就会去这里找dll装载，参考这篇文章：

dll存放位置

其实动态链接还有一个边装载边链接的方法，不过不常用。

储存器保护

图中，保护是溢出保护。先用长度判断空间大小是否够用，确定够用以后才会加基地址偏移。

存储器共享

多进程共享内存，可以是数据区，也可以是程序区。

共享程序必须是纯代码（可重入程序），即无论运行多少次都不会变的代码。

单用户单通道程序——直接分配

最原始的，因为只有一个进程，所以起始位置是固定的，区域也是连续的，定位也是静态的，不需要转换。存储保护也很简单，限定不可以进入内核空间就行。

总之，用户空间是固定的，连续的。

多用户多通道程序——分区分配

多进程，所以要把一个内存划分，每个区域是连续的。

分区与管理是核心问题。

固定式分区

区域大小位置是固定的，但是大小不一定相等，有大有小。

进程进来以后找到可以满足进程的最小分区即可。如果没有适合的，那就等待。

多进程队列中，按照程序需要的空间大小，将程序分成若干队列。缺点是可能会造成有的分区是空的。有的分区在排队。
单进程队列中，如果小的在排队，那么可能就直接去用大的了。缺点是容易造成空间浪费。
无论是单进程队列还是多进程队列，总之都会造成空间浪费。

但凡是分区，那就一定要管理分区元数据，就会有分区管理表。
分配与回收内存的时候，会修改分区表中的占用状态。

可变分区

因为固定分区会造成明显的空间浪费，所以出现了可变分区。根据进程需求动态划分区域。

很明显，动态内存也是有缺点的，那就是会形成一些细碎的空间碎片。

可变分区的管理结构

动态分区的数据结构比较复杂一些。

分区说明表

分区说明表本身是要占用内存的，长度也是固定的。既然长度固定，表的长度就不好确定了，太大了浪费，太小了装不下。

分配与回收的时候无非就是两张表同时修改。

空闲区链

既然长度不好确定，那就用链表。
实际上，链表里把已分配区和空闲区都存了，一般是按照内存顺序连续排列。

空间分配算法

1. 首次适应法。分区顺序排序，遍历，只要找到一个可以的就放进去
2. 最佳适应法。遍历分区，找到最省的放进去，将剩下的留在空闲链表中。一个是搜索速度慢（可以通过按大小排序解决），另外还会产生大量的内存碎片。
3. 最坏适应法。遍历分区，找到最大的，将需要的切割出来用，将剩下的留在空闲链表中。优点是不会产生碎片了，因为剩下的很多，但是可能满足不了大进程的需要了。

内存回收与合并

如果与空闲区相邻，就会进行合并操作。

如果不相邻，那就把释放出的空间从占用链里去掉，丢进空闲区链里。

地址重定位与储存器保护

分区管理的优缺点

用简单的方法实现了多进程并存管理与保护。系统设计比较简单，即使是动态分区要用MMU，开销也很小。

因为太简单了，所以无论是静态还是动态，那都会浪费内存，形成内存碎片。
另一个问题在于，空间必须是连续的（这也是无法利用碎片的原因）。
最后，没有虚拟内存（也不一定是虚拟内存），无法实现主存的扩充。

覆盖与交换技术——内存“扩充”

大进程需要用大内存，但是内存往往不足，所以要扩充内存。平时最常见的是虚拟内存，但是不止。

覆盖

因为很多程序还是顺序执行的，那么程序就可以划分为多个程序端，其中必然有不会同时执行的，那这两个程序段就可以共用一个内存，反正不会同时执行。

这两段程序叫覆盖段，公用区叫覆盖区，区域大小取覆盖段中最大的。

很明显，这种管理需要程序员提供覆盖结构。因为二进制指令不可能自动分析出覆盖结构。同时操作系统需要配套覆盖管理机制。

虽然可以在逻辑上扩充内存（实际上是压缩程序空间），但是执行起来很复杂，很影响开发和执行效率，以前用的多，现在不用了。

交换

虽然一次性运行不完，但是可以把需要运行的放在主存，用不到的先放外存，等需要的时候再换回来。
本质上，是允许程序运行到一半就可以从内存中临时撤出。

相当于用外存空间扩充内存，因为要频繁交换，所以这种情况下相当于牺牲了速度，换取大空间。
交换还有另一个目的，就是保证分时用户的合理响应时间（？）

什么时候交换呢？就针对交换的目的说：

1. 分时系统中时间片轮转的时候，或者阻塞的时候
2. 进程需要的内存空间不够的时候

交换技术的缺点是开销大，解决如下：

1. 减少交换次数，能不交换就不交换
2. 减少交换信息量。将进程副本备份到外存，每次交换只交换更改部分。

因为交换区要频繁读写，而且不受用户控制，所以交换区肯定不能放用户文件，否则一不小心就被覆盖了，所以操作系统通常将外存分为文件区和交换区。

覆盖和交换的比较

其实交换也可以发生在进程内部，有时候离谱的程序一个你都放不下。
更多的时候，交换发生在进程间。

页式储存器管理

分区管理中，因为程序需要用连续的空间，导致必然会产生空间浪费，空间碎片。
而页式储存基本解决了这个问题。

实现原理

要实现非连续，可以将内存管理的粒度变细。

将内存切分，称作页框或者内存块，一块的大小一般为1K或4K之类，总之是2的整次幂。

把程序要用的内存切分，称作页，程序的一页空间对应主存中的页框，程序的一页空间可以随便放在任何一个页框中。

记录这个存放信息的，就是大名鼎鼎的页表，一个进程对应一个页表，存在内存中，分级管理（页表描述符表，页表）
左边一列是逻辑页号，右边一列是内存中的物理页号。从物理页号到页的物理始地址，只需要×一个页大小即可，比如页号2对应内存中2048的物理始地址。

那程序如何通过逻辑地址去找物理地址呢？
首先在页表中，通过逻辑页号查找物理页号，然后物理页号×页大小获得内存的物理起始地址，最后加上页内地址的偏移即可。

页式动态地址变换

其实前面已经说了：

1. 控制寄存器储存了当前程序，页表的起始地址和大小。
2. 如果逻辑地址的页号大于页表大小，就会产生越界中断，如果正常则继续。
3. 找到页表后，通过逻辑页号对应到物理页号，然后×页大小得到物理起始地址。
4. 最后加上页内偏移得到物理地址。

上图只是简单的模型，实际上肯定是更复杂的，详见汇编：
如下图，线性地址实际上有32位，10+10+12，中间的10位就是我们前面的10位页号，后面12位是前面说的页内偏移。为什么是12位呢？因为10位代表1K，12位是4K一页。

联想储存器与快表

联想储存器（TLB）

因为从逻辑地址到物理地址之间要多走一层页表，而页表在内存中，这会减慢访问速度。但是这一层访问是无法简化的，所以只能从储存介质上下手了。这就是缓冲的思想。

MMU中开一些寄存器（8-16个），专门储存最近访问过的局部页表，这些寄存器组构成了联想储存器(TLB, Translation Lookaside Buffer)，从这里查找速度会很快，但是不一定能查到。

实际查找的时候，会并行查找，一边在内存中查，一边在TLB中查，如果TLB里面有，那就停止内存中的查找，如果TLB中没有，等内存中查完以后，会把这一项页描述符加入TLB中。

快表结构与写入

TLB只是一个储存器，具体存在其中是有一个数据结构的，即快表，上图也已经给出了快表。
除了页号（逻辑页号）和块号（物理页号），还多了访问位和状态位。
这两个位用于维护快表，因为TLB空间有限，所以新进来的条目覆盖哪一条旧的就由访问位和状态位决定。如果是空闲的，说明这里还没有条目，直接写入，如果没有空闲的，就找一个最近还没有被访问过的覆盖，维持快表活性。

页式管理宏观总结

从进程的级别来说，一个进程对应一个页表，但是页表不是存在PCB里面的，而是如前面给出的分级图，存在内存里。而PCB里只是储存页表的首地址与页长度，相当于页表指针。

空间分配管理

从操作系统级别来说，操作系统要知道主存中所有区域的内存使用情况，所以有储存分块表（采用了块储存后，之前的空闲区链表已经不用了）：

看起来很占空间，假设对一个块的描述用4字节储存，那4K的一页到分块表中就会抽象成4Byte的一个描述符，虽然缩小1K倍，但是仍然要占用很多内存，所以现在已经不用了

另一种方式是位示图，使用01来抽象储存分块表，主存不需要知道内存是被哪个进程占用，只需要直到内存中哪些地方被占用，哪些地方是空闲的。所以现在多用位示图。

储存器共享与保护

因为一个进程里面的程序数据是被一个进程掌控的，页是连续的，不论是代码，还是数据，都被打乱后变成了一维数据，所以如果不是本进程，要想共享页表里的对应页数据，是不容易的，就算一次性把页表都共享出去，也会有安全性的问题。所以后面会将进程内部的各种数据分类，产生了段，这就可以选择性共享了。

至于保护，就涉及到权限管理了，这些信息储存在描述符中。

段式储存器管理

书接上回，进程中所有的数据索引被一股脑放到了一个页表里，而且顺序完全是不受掌控的，各种类别也是混杂的。本质上来说，还是因为粒度太细了，应该进一步整合分类一下，这就是段。

当然，最开始是没想整合的，而是干脆把页换成段，取代了，但是后面发现可以结合，也就是我上面的思路（段页式管理）。

基本方法

在进程内部，将进程的空间切分为若干连续区域，每一个区域都是一段。这些区域由段表管理。这样可以实现一定程度上的内存切分，同时能实现段空间共享。

下图给出通过段号+段内偏移寻址的流程：
要判断两个越界，一是段号不能超过段表长度，而是段内偏移量不能超过段长。
除了长度检查外，还有权限检查，即在描述符中增加字段做优先级判断，这个在汇编里会学习。

因为每一段都有物理含义，所以一次性可以共享某个段而不是全部进程内存。

本质上来说，这个和可变式分区没太大区别。只不过，可变式分区是一个进程分配一个分区，但是段分配是一个进程的总分区被切分成n个可变式分区（段），从粒度上来说，比可变式分区要更细节（多加一层可变式分区），但是比页式储存还要粗，因为有一些段比4K大多了。

段页区别

关于（3），页是一维，可以理解为，一个进程的页逻辑上是顺序排列的，相当于一个整体，而段是吧一个进程的内存切分，这就是所谓的二维了。（然而呢，页和段只是切分粒度不同罢了）

关于（5），虽然段比可变式分区更加细化，但是仍然会产生稀碎的空间，毕竟根子上还是可变式分区。

关于（6），因为页式管理相当于一整块，所以没办法拆，也就没办法动态链接了。而段可以选择性拆出一些内容，其实动态链接本质上就是代码共享。

段页式管理

之前的方案，是把页表直接替换了，不再用页。实际上，有更好的方案，即把页表拆分成若干子页表，一个子页表对应一段，用一个段把相关的页整合起来。

结合下图的逻辑地址进行解析，一个程序有一个段表其首地址在STBR寄存器中，用s区的位锁定段表中的一个段描述符，通过一个段描述符指向一个页表，通过p区的位从页表中找出一个页描述符，最后加上页内偏移o就可以锁定物理地址。

从这里可以看出，段页式管理结合了段和页，虽然一段在逻辑上是连续的，但是实际上是离散的，中间通过一个子页表来转换。

共享一段，就是指向一个段描述符（里面有页表基址）

虚拟储存器管理

基本原理

前面讲的都是实际内存技术，一个程序运行就需要把所有东西装入内存中，如果太多，就跑不了了。比如进程要用5G内存，结果内存只有4G，那就不可能跑通。

为了扩展内存，出现了虚拟内存，进程的一部分活跃内容装入内存，一部分休眠内容装入外存。随着进程推移，会进行内外存交换。

虚拟储存器

程序不知道物理内存多大，只知道操作系统给他的虚拟内存空间。这个空间由地址总线位数决定，如果32位，就是4G，64位就很恐怖了，远远超出物理内存，甚至远远超出外存空间。所以现在多用48位，去掉一些特殊位后有一个64TB的数字产生，和现在的大容量外存基本匹配。

程序访问的局部性原理——理论基础

局部性原理保证了，程序在一段时间内只会执行一部分代码，这支持了虚拟内存的发展。

这里给出一些经典的例子。这个例子中，int是4字节，×1024就是4K，一行正好占一页。
在循环执行过程中，如果是先行后列，每1024次操作就都是在一页内执行的，在这段时间内，程序只占用1页4K的区域。如果是先列后行，每1024次操作，都要分别在1024页中去找，那么就会同时占用4M区域，不仅内存占用多，而且消耗时间还特别多，这就是汇编中经常举的经典例子的原理。

虚拟储存的物质基础

最基础的，地址总线要宽（CPU地址结构要大），外存要大。

然后MMU中还要有支持地址转换的机制。

虚拟储存中的页式管理

实现原理

页式管理和实存方式基本相同。只不过要在页表方面要做一些改动。

一方面要增加页表项的位数，另一方面新设置外页表，用于辅助实现虚拟空间和外存的转换。

在进程运行过程中，会根据下面的调度策略来进行内外存交换。具体的交换规则，由页表中的辅助字段+算法来实现。

页表结构与策略

对于修改位，如果没有被修改过，那么占用这一页的时候就直接覆盖即可，但是修改过以后，占用前就得先将这一页写回外存。

缺页中断

这个概念经常被提起。

当进程通过一个指令操作一个内存空间，但是这个地方没有我们想要的东西的时候，说明这些东西在外存。缺页中断就在此时发生。之后系统从外存把要用的东西调到内存，这个指令就可以恢复了。

所以中断这个名字还是比较形象的，执行到一半被打断。

缺页中断处理过程就是交换的过程，同时要修改维护页表，位示图，与外页表。

页面置换算法

这四种算法的前提都是局部置换。一个经典的问题是抖动，抖动会极大地影响效率，会常常讨论。

做题须知：OPT算法是直接找到那个要换的页面当场置换。FIFO和LRU如果发生缺页中断会从上往下推一个位置。时钟置换算法是当场置换。

OPT的前提是已经知道页面访问顺序，之后就可以通过一个算法计算出优先级最低的页面，将其覆盖。优先级低的页面，要么是以后不访问的，要么是过很久才访问。一种简单的算法就是从当前时间往后寻找，如果过了很久才需要a页或者以后干脆就不用a页了，那就把a页替换掉。

很显然，OPT的前提不是那么容易满足的。

FIFO算法相当于OPT的弱化版本，不需要知道未来的访问路线，只需要通过已有的序列判断。如果一个页面进来很久了，那么很有可能已经用过了。但是也有可能一直在用，也有可能马上就要重新用了，你这个时候把这一块覆盖了，马上又要调入，所以容易发生抖动现象。

下图给出两个例子，第一个例子中有抖动现象，调用3的时候把0抹去，但是马上又要调用0，有点滑稽。第二个例子，明明增加了内存块，却导致了更强烈的抖动，反而缺页中断增加，表现出缺内存，这就是Belady异常。

为了解决抖动问题，需要重新认识一下问题的本质。一个页面是否重要，其实是取决于其使用频率的，所以计算频率比计算FIFO更加有效，可以解决部分抖动问题，至少那种频繁使用造成的抖动可以避免了，belady异常也可以避免。

具体来说，LRU利用栈记录页的使用。正在引用的页放在栈顶，最近最少使用的页放在栈底。为了便于栈中元素移动，可采用双向链。

下图中，前面和FIFO一样，但是在中间0的时候，因为前面访问0和1次数比较多，虽然没有缺页中断，但是还是把0移回栈顶，保持高优先级，下面的1也是如此。

使用4个内存块的时候，缺页变成了8次，LRU算法中，0和1频繁访问，所以01被保持在了内存中，减少了抖动。从数据上来说，LRU可以避免belady问题，这里给出理论证明：

从下图可以看出，似乎4块的时候，把最后一层切掉，和3块是一样的，只不过4块的时候容量更大，可以防止频繁使用的页被挤出。那么既然增加块就一定可以进一步保护频繁使用的页，这就证明增加块一定可以减少缺页次数，这就从理论上消灭了belady异常（增加块但缺页增加）

总的来说，时钟页面置换算法增加了引用位，0代表最近未被引用，1代表最近被引用。有点LRU的影子，因为如果淘汰的时候，为1的页面相当于有一次免死金牌，如果是0，那就去死吧。大体来说，就是把页面排成一圈（循环链表），然后用一个指针从最早访问页面开始，像时钟指针一样在链表里转，碰到1就置0跳过，0就淘汰替换成新页，置1。

下图给出例子，A是最早访问页面。

如果A是0，那就直接替换A为G。
如果A是1，跳过A置0，检查下一个B，是0，覆盖。

给一个更长的例子，可以发现，实际上是有两个指针的，一个指针指向最早访问，一个指针是临时指针，用于时钟遍历。

前4步，有空间，所以直接引入，最早访问是不变的。第5步的时候，需要进行遍历，从2开始，因为都是1，所以遍历指针走了一圈，全部置0后又回到了最早指针位置，去掉2，实现了一个FIFO。在去掉一个元素的时候，最早指针要移动一位。第6步，继续替换，最早指针移动。后面就都是这种逻辑了。

下面再给出块为4的例子（有点小bug），基本和这个类似，但是出现了belady异常。

这种异常是因为没有引入LRU机制，在LRU中，如果访问页已经存在，是会把这个页提到最前面的，但是在时钟算法中，如果一个页的引用位是0，访问一次后没有变化。如果在访问已有页的时候把引用位置1，就可以维持频繁访问页的优先级（见一次给一个免死金牌），这其实是在时钟算法中进一步增加LRU机制，相关研究很多，不再赘述。但是需要注意，这不是标准clock，考出来不能用。

最后给出例子，13DEH，0001 0011 1101 1110，去掉后10位得到前面的数为00 0100 即4，发生缺页中断。
按照题意，最早指针指向2，所以经过缺页中断后，2号页变成了4号页，页框不变。

现在进行地址映射。将13页框，1101，前面补2个0得到001101，最后补上逻辑地址后半截，变成物理地址（其实这一步提前做也可以，反正缺页中断前后页框号是不变的）

页式管理设计的重点问题

1. 交换区管理。linux中有swap分区，通过磁盘分区实现。windows不分区，通过一个页文件来实现。
2. 页大小
   
3. 页的共享。在段页式管理中，可以共享一段内存，即共享一个子页表。Windows下采用一个专用数据结构（原型页表）记录共享页，通过引用计数锁定共享页表。
4. 多级页表（计算要考，下面单独列出）。假如页很多，那一个页框肯定放不下一个大页表，所以要多级寻址。这个寻址结构详见汇编。
   
5. 写时复制技术。不变就共享，要写（变）就独立。
   

最后，给出页框的计算（假设页框为4K大）。

当有1K个页的时候，就需要1K个页描述符，一个页描述符有32位4B的大小，所以这些页描述符构成一个4K的页表，正好塞满一个页框。也就是说，超过1K页的时候就要用二级索引了。

同理，一个页目录表最多放1K个页表描述符，所以一个页目录表最多对应1K×1K=1M个页，即1M×4K=4G的空间。

现在电脑不止4G了，但是对应的，地址总线也变成了64位，寄存器也会变，包括页大小之类的，但是总之，计算的思路就这么简单。

虚拟储存中的段式管理

段表与缺段中断

纯段式管理和纯页式管理类似，把所有段的副本都放在外存，把需要的段放入主存。

除了段基本信息以及辅助交换的三个位，段表还多了一个动态增长位：因为段理论上是可以变长的，所以如果这一位为1，如果发生越界中断，就会扩充段长。如果是0，那就不允许增长，发生越界中断。

缺段中断和缺页中断发生的时机一样，之后由操作系统完成缺段中断处理。但是因为段不定长，所以实际中段置换难度是比较大的。

动态链接

动态链接有两个方面：一是在生成二进制文件的时候可以节省空间，二是通过内存中共享一段来节省内存空间。

运行的时候，检查L位，L位为0，则只需要在内存中装入主程序段即可，当L=1，则触发链接中断，操作系统再从内存中寻找现成的段，没有就把动态链接段装入内存。

了解即可。

段的共享

虚拟储存中的段页式管理

现在的x86都是这种管理。

1. 页式管理主存利用率高。
2. 段式管理便于信息共享和存取保护。
3. 段页式管理的基本思想：程序的逻辑结构按段划分，每段再按页划分。

首先，段寄存器中有段选择子，同时另一个寄存器中有32位偏移量。把这两个丢给段管理机构进行段选，通过GDT，LDT之类的寻址，就可以得到64位的段描述符，其中，有32位的线性基址，加上32位偏移量，就可以得到32位线性地址。

把32位线性地址丢到分页部件里，进行两级页寻址，就可以得到最终的物理地址。

最后给出一个比较精细的流程图。

文件系统

文件和文件系统

文件管理块FCB

计算机就是信息的产物，文件是信息的载体，存在外存（磁盘）中，通过操作系统与用户交互。

狭义的文件是诸如一个源程序、目标程序、一批数据、各种语言的编译程序、各种编辑程序、银行的各种帐目、公司的各种记录之类的东西，广义的文件代表任何可以输出输入信息的个体，比如IO设备。

文件系统中，文件本身和文件的管理信息（元数据）是分离的，所以一个文件其实由两部分组成：文件体，文件控制块（FCB）。文件控制块包含了文件的说明信息和管理控制信息。如，文件名、文件标识、类型、存储位置、大小、保护方式、创建或修改日期等。

文件体由用户修改，而FCB记录文件的元数据，由操作系统管理。这些元数据都放在一个目录文件中，一个FCB相当于其中的一个描述符（32Byte，挺大的）。

文件分类

从下面来看，目录本身就是文件，只不过比较特殊。而Unix特别文件其实就是广义的文件，而具体执行由操作系统进行转化。

文件系统

文件系统是os的部分，包括三部分：

1. 操作系统软件
2. 该软件用的数据结构
3. 被该软件管理的文件

windows中最容易接触到的文件管理系统部件就是资源管理器，不过这只是文件系统的冰山一角罢了。从用户视角来说，文件系统的主要功能就是按照目录结构+名字的方式管理磁盘中的文件，从操作系统视角来说，功能很多：

文件目录结构

文件体在储存空间的摆放规则是比较散乱的，我们通过对其元数据的组织，实现逻辑上对文件体的组织。这就是文件目录结构，实际上个人感觉应该叫元数据组织结构。

一级目录结构

这是最简单的方式，所有描述符都丢在一张表里。缺点也很明显，你想找到这个文件，就得遍历一个大表，很慢。

二级目录结构

二级也好不到哪去，就是多了用户级。

多级目录结构

树状结构

现代操作系统都是用多级目录的，以树的结构管理。

1. 完全路径名(绝对路径名)：是由根到文件通路上所有目录与该文件的符号名拼接而成的。
2. 当前目录(工作目录)：用户根据自己的工作需要，在一定时间内，指定某个目录为当前目录。
3. 相对路径：从当前目录出发的路径。

优点：便于管理，检索速度快，权限控制方便（比如根节点权限被子节点继承）
缺点：使用的时候需要逐层访问，会拖慢访问速度。不过明显利大于弊。

无环图结构与硬链接

纯树状结构不同分支之间不可共享，所以出现了有向无环图结构。

比如有两个节点，他们的名字不同，但是可以指向同一个文件。这种系统的构建，不允许出现环。具体的实现叫硬链接，可以看到，fileD和fileA是两个目录里的文件名，但是其都指向一个文件索引节点号（inode）。

软链接（符号链接）

windows不采用上面那种方法，而是用软链接：快捷方式。快捷方式指向一个源文件，而快捷方式本身只是存一个地址。

文件的逻辑结构和存取方法

逻辑结构是从用户角度出发的，与具体物理结构无关。相对的就是物理结构。文件系统就是在物理结构和逻辑结构之间建立映射。

存取方法有顺序和随机。

结构也有两种：
无结构的，比如txt文件，可能就仅仅规定了个字符编码，甚至直接二进制文件。
有结构的，比如word，html，文件内部也是有组织结构的。

文件的物理结构和存储介质

文件的物理结构

1. 物理块：物理结构以物理块为单位，真实的硬件是分扇区的，而这里所谓的物理结构，其实是还有一层抽象的。即：一个物理块里可能有多个扇区。
2. 逻辑块。一个文件可以由多个物理块构成。

连续文件

类似于内存中的连续存放，虽然很简单，访问页很方便，但是一来容易产生碎片，二来不便于动态扩展。

虽然用户用不了连续储存，但是系统文件是定长的，所以可以放系统文件（虽然后面都淘汰了）

链接文件

把一个文件的物理块用链表组织。目录表里，储存一个文件链表的起始块号，和链表长度。之后就去物理块中逐个读取即可。

之所以要逐个读取，是因为如果想要获取第二块的物理块号，就要先从磁盘中读取第一个块。同理，读取了第二块后才能知道第三块的块号。

也就是说，想读取第n块就要读取n次。

索引表——链接文件与索引文件的过渡

实际上，链接文件很明显是很慢的，要反复读取物理块，所以这些链表都是以数组（索引表）的方式存在内存中的的。

索引表中，下一个指针为0代表文件结束。一个索引表对应整个物理空间，即一个电脑只有一个索引表。

采用索引表后，将链表信息存在一张表，放在内存中，我可以在内存中一次性分析出要用哪些块，这就可以随机读取了。

很明显，一次性把一个电脑的表丢进去，对内存的负荷比较大，所以这种方法还要优化。一种思路就是，每次只加载一个文件的表进来，这就是后面的索引文件。

索引文件（重点复习）

这里就有点像内存管理了。为每一个文件建立一个索引表，一个索引表用一物理块储存。
访问的时候，先访问索引块，将文件对应的索引读入内存，然后再对文件的物理块进行随机存取。这种两次访问的速度慢一些，但是对内存的负担很小。

如果一个文件对应的块太多，那一个物理块是放不下其索引表的，所以出现了二级索引。而Linux多级索引（重点）

索引顺序文件

Windows的NTFS文件系统采用这个，这是个大杂烩。

因为有时候还是会出现物理块连续的情况的，所以索引文件可以压缩，这样，下面本来需要11行，现在只要2行：

文件的储存介质

磁盘的物理结构

磁带已经被淘汰，光盘可以随机存取，但是目前也不占主流，磁盘还是老大。

顺序结构为了防止碎片，干脆就用定长。链接和索引结构都是可变长的。但是链接结构不能随机读取，所以最常用的还是索引。

磁盘的基本储存单元是扇区。从最开始的n个磁盘盘面，到一个盘面上m条磁道，到一条磁道里的k个扇区，磁盘的定位有三级。

扇区有一点反常的特性：虽然外磁道的扇区比内磁道的扇区要大，但是两者的信息量是一样的，即可储存的空间是一样的，所以内磁道的信息密度要大。

因为有多个盘面，所以会有多个磁头。这些磁头是垂直并列的，所以实际上当磁盘转起来，如果磁头不动，那同时可以读取的空间是一个柱面。很多时候都是用柱面区分的。

具体读写耗时：寻道时间，旋转延迟，读写。其实时间主要是花在寻道和旋转上了。

磁盘空间利用

从一块空盘到插到电脑里使用，中间要经过很多步骤：

首先要进行低级格式化，将物理空间划分为柱面，磁头，扇区。这是由厂家完成的，和我们平时说的格式化不是一个东西（我们那种格式化后就可以直接用了）

之后要进行分区。一个空盘，没有任何元数据组织空间，那是没法用的，所以需要在一个规定的区域储存磁盘元数据。这些元数据写在一个特殊的扇区：0柱面0磁头1扇区，占512B空间。这个扇区叫磁盘主引导扇区MBR（Main Boot Record）。分区的指令叫FDISK

确定分区后，使用FORMAT指
令对分区进行具体组织，制作文件系统。这一步是我们平常说的格式化，此时会指定是FAT还是NTFS。

MBR扇区

引导程序负责引出操作系统。硬盘分区表就是前面的分区数据。最后的有效表示作为验证。

1. 硬盘主引导程序：位于该扇区的0-1BDH处。占446B。
2. 硬盘分区表DPT：64B，位于1BEH-1FDH处，每个分区表项占用16B，共有4个分区表。16B意义如下：0为自举标志（80H为可引导分区，00H为不可引导分区）；1-3是分区的起始地址（柱面号磁头号扇区号）；4是分区类型（07H为NTFS分区）；5-7是分区的结束地址；8-11是分区首扇区的绝对扇区号；12-15是分区占用的总扇区数。
3. 主引导扇区的有效标志：位于1FEH-1FFH处，固定值为AA55H。

分区规范

1. 主分区。可以放操作系统引导。
2. 扩展分区。只能放数据。
3. 逻辑分区。扩展分区可以区分为逻辑分区，就是我们所谓的D盘，C盘

总的来说，一个硬盘最多分4个区，可以是4个主分区，或者是3主1扩。一个扩展分区进一步分割，成为多个逻辑分区。

所以一个计算机，通常最多安装3个系统。留一个分区放数据。

文件记录的组块与分解

一个物理块可以存放若干个逻辑记录，一个逻辑记录可以存放在若干个物理块中。

记录的组块

当多个文件存在一个块中，这个过程叫组块（组合成块）。一个块中，逻辑记录的个数就叫做块因子。

因为IO是以块为单位的，所以要现在内存缓存区组块，再把块写入磁盘。

记录的分解

如果要读取一个很小的文件，需要先把一个物理块（包含多个文件）读取出来，再从其中取出目标的文件。

这就叫记录分解。

文件存储器存储空间的管理

管理磁盘有点像管理内存。

常用的对磁盘存储空间的管理方法：

1. 空白文件目录（空闲块表法 ，是一种最简单的方法）
2. 空闲块链表（进阶为空闲块成组链表）
3. 位映像表(bit map)或位示图

UNIX系统采用空闲块成组链表
Windows的NTFS用“位图”记录卷上各簇的使用情况。P320
Linux的Ext2文件系统把磁盘块分为组，即块组，每组用“位图”来管理组内的磁盘块。P190

空白文件目录（顺序）

用表格储存空白文件。
从下图可以看出，这种管理适用于连续储存。

空闲块链表与成组链表

将空闲块用链表串起来（无序）。

为了便于空闲块的分配与回收，将空闲块按组管理。一个组的标号都存在一个盘块中，利用盘空闲块来管理盘上的空闲块，每个磁盘块记录尽可能多的空闲块而成一组。各组之间用链指针链接在一起。

适合连续文件、链接文件和索引文件的存储分配。但是一般不存连续文件，因为链表本身是非连续存储的，所以比较麻烦。

回收的时候，就通过头指针找一个有空间的盘块，将回收盘块标号丢进去。如果都满了，那么就用回收盘块中的一个盘块作为新的容器，放入空闲块成组链表中。

位映像表（位示图）

同内存的位示图。目前最好的方案。

[例] 一个10G的磁盘，每个盘块为4k字节时，它要求一个2.5M位的映像表，这个表需占用2.5M/8/4k = 80个盘块。

文件的共享与保护

共享

本质上来说，通过硬链接去寻找目标文件，是直接就找到了（机制不明 ），而通过软链接去找，需要从文件目录逐级寻找，所以软链接更慢。

保护

存取控制

存取控制是文件保护中常用的方式。

保护域

类似于数据库中的角色。

一个保护域包含了一系列权限。

可以为用户分配保护域，分配保护域后，用户就获取了保护域中的权限。上图中，第1域的权限比较少，第2域的权限很多。

存取控制表（ACL）

前文说到保护域，具体到储存结构，如何储存文件保护域呢？最简单的思路无非就是存取控制矩阵。但是那么稀疏，肯定不好用。

联想稀疏矩阵，实际上可以用另一种方式把这个稀疏矩阵存起来。即ACL表。稀疏矩阵应该是3维的<保护域，文件，权限>

我们将文件这一维度抽取出来，一个文件为其分配一个ACL表，表中储存了，哪些域可以对其进行哪些操作：

权限码

具体到现在的操作系统，一般的域就三个：拥有者，同组成员，其他成员。

正因为域往往是固定的，所以干脆就用定长方案制定ACL表，即采用3×3=9位数据储存一个文件的权限。

比如111 101 001，其权限就是751，而我们最常用的写法是777，即111 111 111，代表所有人都有最高权限（懒人写法）

文件的操作命令

略

文件系统的组织结构

文件系统建立用户与硬件之间的桥梁，分层设计。

实际上的分层略有不同，大致类似：

1. 用户进行宏观操作
2. 通过目录系统查找目录，找到文件记录
3. 权限检查
4. 通过目录获得逻辑地址
5. 将逻辑地址转换为物理地址
6. 执行IO，同时辅助模块分配/回收空间

存储器映射文件

通过文件系统读写实际上比较慢，对于一些文件，可以通过储存器映射文件加快读写效率。
机制就是，跳过文件系统，结合交换技术，直接对虚拟内存进行操作，等同于通过内存直接操作文件。

其实进程之间也可以通过普通文件，比如txt文件来实现通信，但是相比于文件映射，慢很多，因为要走文件系统，而文件映射是直接操作的。

这个文件区域对象比较特殊，储存位置我不清楚，应该是介于内外存之间的动态对象（老师说的）

但是MapViewOfFile操作是真正地把映像放到了内存视图中。

例题

盘空间用D位表示，即用D位去描述盘块编号，也就是说储存一个盘块的位置要用D位。

一磁盘有B个盘块，用位图表示要使用B位。现有F个自由块，若表示一个盘块需用D位。则采用链表接连F个盘块，需要F个链指针，共占FD位。使用自由块链表比使用位示图占用更少的空间的条件是FD

当D=16时，满足条件的自由空间占整个空间的百分比为：F/B<1/16=6.25%。

这里注意，类似于快表，这里的缓冲机制和直接寻找也是并行的。

n×1+（1-n）×40=40-39n

其实假定一个索引项占2B是可有可无的。因为空间是1G，所以可以分成$2^{30}/16KB=2^{16}$块，也就是说，物理块空间可以用2B长度的索引去编码。

（1）10KB<16KB, 所以，只占用1个磁盘块。
（2）1089KB/16KB=69 需一个索引块和69个数据块，共70个盘块。
（3）129MB/16KB=8256 ， 16KB/2B=8K（个索引项）<8256

所以首先需要一个二级索引表，占用1块。然后储存三个文件索引，用两块物理块（一个物理块可以储存多个文件索引）。

总计（8256+69+1）+（1+2）=8329个物理块。

设备管理

设备管理负责计算机对物理设备的操作，此前的文件系统，只是一个桥梁，设备管理才是负责真正的操作硬件（当然也不是直接操作，而是通过诸如驱动之类的东西，但是很底层就是了）。

IO设备多种多样，设备管理存在的意义就是统一IO接口，指定统一的操作方式。

IO硬件组成

IO设备分类

1. 字符设备：人机交互设备，传递简单的信息。是以字符为单位发送和接收数据的，通信速度比较慢。键盘和传统显示器、鼠标、扫描仪、打印机、绘图仪等。
2. 块设备：外部存储器，传递大量复杂信息。以块为单位传输数据。常见块尺寸：512B～32KB。如磁盘、磁带、光盘等。
3. 网络通信设备：主要用于与远程设备的通信。传输速度比字符设备快，比块设备慢。如网卡、调制解调器，蓝牙，WLAN等。
4. 机器内置设备。比如时钟，按预先规定好的时间间隔产生中断。

设备控制器

I/O设备一般由机械和电子两部分组成。机械部分是设备本身。电子部分叫做设备控制器。

设备控制器是电子器件，处于CPU和I/O设备之间，接收从CPU发来的命令，控制I/O设备工作。

每个控制器有几个寄存器，与CPU直连，用来与CPU通信。

1. 控制寄存器：接收CPU发送的读写命令。
2. 状态寄存器：包含设备的状态信息。
3. 数据缓冲寄存器：通常为1B至4B。

一种方式就是给寄存器独立编制，但是一般来说，内存映像IO更通用，比如汇编里面指定PORT端口后进行IO操作。

经典的设备控制器有两种：DMA(Direct)控制器和磁盘控制器

1. DMA控制器是直接访问，速度快。
2. 磁盘控制器通过数据缓冲区工作。从磁盘驱动器出来的是一连串的位流，控制器把串行的位流组装为字节，存入控制器内部的数据缓冲区中，形成以字节为单位的块。对块验证后，再一次一个字节地存入内存。

IO控制

程序查询方式（polling）

这种是通过CPU完成IO。
数据的流向：

读：设备-》CPU-》内存
写：内存-》CPU-》设备

cpu用两个循环，一个不断查询设备状态如果设备就绪（数据寄存器满了）就往下走，另一个确认传送是否完成，完成了就停止设备。

很明显，这样效率比较低，如果能有信号机制就好了。

中断方式

CPU发出IO指令后就去干别的了，等设备准备好以后（比如数据寄存器满了），会发送一个数据产生中断，通知CPU可以执行了。

这样的缺点是，每次只能通过寄存器传，每次只能传一个寄存器那么大的空间，还是慢。

直接存储器访问(DMA)方式

1. CPU规划好空间和磁盘地址后，通知DMA传输数据
2. DMA接管地址总线，挪用CPU时钟（与CPU交错使用地址总线），开始工作，CPU干别的去。
3. DMA传输完成，发送中断通知CPU

传输一个块的全过程只需要CPU参与两次，解放了CPU。一整个文件可能也用不了多少次CPU。
挪用CPU时钟虽然会拖慢CPU，但是比让CPU去进行操作与计算还是快很多。

通道控制方式

DMA同一时间只能控制一个IO。

通道是一种专用的IO处理器，有自己的指令系统，可以对多个IO进行操作。

通道的类型（按照速度分类）：

1. 字节多路通道：以字节为单位传输信息，可以分时地执行多个通道程序，一个通道程序对应一台设备。主要用来连接大量慢速设备。
2. 选择通道：每次传送一批数据，传送速度很快。在一段时间内只能执行一个通道程序，只允许一台设备传输数据。可用于固定头磁盘（每一个磁道上都有一个磁头，磁头不需要动，只需要进行选择）。
3. 数组多路通道：结合了选择通道传送速度快和字节多路通道能够分时的优点。先为一台设备执行一条通道指令，再为另一台设备执行一条通道指令。可连接多台活动头磁盘机。

IO软件组成

用户层IO层

用户的IO接口不多，更多的IO软件是被包括在操作系统中的。

平时用的最多的IO接口就是c语言中的printf和scanf，用户的IO接口都是放在这种库函数里了。

库函数->系统调用。如“printf”将调用“write”系统调用。

设备独立层

这一层干的事情比较多。是对设备的操作系统级管理

设备命名

下面这张表是逻辑设备表，LUT（Logical Unit Table）。负责逻辑和物理的映射（逻辑——驱动——物理）

设备保护

统一块尺寸

将下层不同设备的不同尺寸输入转换为定长输入，对上层程序来说，逻辑块的是等长固定的。
输出同理。

缓冲技术

CPU频率太快，IO频率太慢，如果有一个缓冲区就可以解决这个矛盾。

1. 单缓冲：OS为I/O请求分配一个缓冲区。效率比较低，因为缓冲区必须空了才能写，满了才能读，进一步说，写的时候就不能读，读的时候不能写。
2. 双缓冲in/out：建立两个缓冲区，可以平滑I/O设备和进程之间的数据流，改善系统效率。
3. 多缓冲和缓冲池：多进程共享缓冲池。当内核收到I/O请求时，会首先检查缓冲池里是否有。

设备分配

配合操作系统，对进程进行设备（资源）分配。

1. 静态分配：进程运行前分配设备。
2. 动态分配：在进程运行过程中，分配设备。设备利用率高。
3. 虚拟设备：是指设备本身是独占设备，经过虚拟技术处理，可以把它改造成共享设备。Spooling技术：实现虚拟设备的一种技术。它利用可共享的磁盘空间，来模拟独占的I/O设备。以空间换时间

Spooling技术，比如打印机，程序打印前先把打印内容发送到磁盘缓冲区，然后缓冲区再形成一个打印队列，将缓冲区内容打印出来。

出错处理

一般IO设备出错由驱动解决。

如果驱动解决不了，驱动就会通过设备独立层将错误上报。

硬件驱动层

一个驱动对应一个或者一个系列的产品。一般提供如下功能：

①初始化设备与检测
②启动设备传输数据。
③中断处理。输入输出完毕后发送中断信号。

中断处理层

负责在CPU与IO设备之间处理中断。

检查设备状态：

1. 若正常完成，就唤醒等待的进程。然后检查是否还有待处理的I/O请求，有就启动。
2. 若传输出错，再发启动命令重新传输；或向上层报告“设备错误”信息。

磁盘管理

提高IO速度

1. 选择性能好的磁盘。如 IDE、SATA、SCSI
2. 采用好的调度算法。比如磁头如何调度，读写如何调度。
3. 设置磁盘高速缓冲区

磁盘类型

1. 硬盘和软盘；
2. 固定头磁盘和活动头磁盘。
   • 固定头磁盘：每条道上都有一个读/写磁头，用于大容量磁盘，并行读/写。（成本比较高）
   • 移动头磁盘：每个盘面仅配有一个磁头。

现在还有SSD（固态硬盘），使用特殊的材料支持非机械的读写。而传统机械硬盘都要花很多时间在旋转和寻道上。

访问磁盘块的时间

寻道时间、旋转延迟时间、读/写传输时间。

1. 寻道时间。最费时间的操作。
2. 旋转延迟。从零扇区开始处到达目的地花费的时间，这里是平均值，为旋转一周的时间的一半。
3. 数据传送。读取b个扇区，一个扇区要花费$\frac{1}{N}$份旋转时间

磁盘分配方法

连续分配；链接分配；索引分配

磁盘调度算法

调度算法用于优化寻道时间。

FIFO

简单公平。效率比较低，尤其是当调度请求多了以后，基本就是随机了。

但是如果是SSD，反而FIFO最快，反正SSD也不需要寻道。由此可见，软件的方法是建立在硬件上的，硬件的转变会改变软件方法的效率。

最短服务时间（SSTF）

在序列里，计算出距离当前位置最近的请求。
寻道效率比较高，但是也有不少计算负担。

而且效率也不见得特别高，当序列稀疏后逐渐呈现随机性。

扫描算法（SCAN）

朝着一个方向走，到头后折返。

缺点在于响应频率不均匀，比如在磁头走一个来回，中间位置的频率是稳定的，每隔一个周期来一次。但是边缘的，比如1位置，会在很短的时间内被来回扫两次，之后就要经历很长的时间去等待。

循环扫描与C-LOOK（C-SCAN）

只朝着一个方向走，走到尽头后从头开始。
因为要返回初始，所以成本更大（返回过程啥都不干），但是不同位置的响应频率是稳定的，全部都是一个周期。

C-SCAN还可以优化为C-LOOK，折返位置和起始位置可以根据序列确定。

例题

（1）

2048（2K）×8=16384，刚好够位示图。

（2）

假定120为磁道上限

如果用纯C-SCAN，则需要（120-100）+（120-0）+（90-0）=230个单位
如果是C-LOOK，则需要（120-100）+（120-30）+（90-30）=170个单位（由此可见，没有明确说，默认都用C-LOOK）

0.01×0.5×4是4次读取的平均等待时间
0.0001×4是读取4个扇区的时间

同步IO与异步IO

1. 同步IO：进程发出IO请求后阻塞，等待数据传送完成后唤醒。比如scanf。
2. 异步IO：进程发出IO请求后继续运行，实现比较复杂。

没有绝对优劣，速度快不耗时的，同步效率比较高，速度慢耗时的，异步更好。