4.文件管理

1、初识文件管理

1.1、回顾

计算机中存放了各种各样的文件，一个文件有哪些属性?

文件内部的数据应该怎样组织起来?

文件之间又应该又应该怎么组织起来?

从下往上看，OS 应提供哪些功能，才能方便用户、应用程序使用文件?

从上往下看，文件数据应该怎么存放在外存（磁盘）上?

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1.2、文件的属性

一个文件有哪些属性？

文件名：由创建文件的用户决定文件名，主要是为了方便用户找到文件，同一目录下不允许有重名文件。

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标识符：一个系统内的各文件标识符唯一，对用户来说毫无可读性，因此标识符只是操作系统用于区分各个文件的一种内部名称。

类型：指明文件的类型

位置：文件存放的路径（让用户使用）、在外存中的地址（操作系统使用，对用户不可见）

大小：指明文件大小

创建时间、上次修改时间

文件所有者信息

保护信息：对文件进行保护的访问控制信息

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1.3、无结构文件/有结构文件

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有结构文件中，各个记录间应该如何组织的问题―—应该顺序存放? 还是用索引表来表示记录间的顺序？――这是“文件的逻辑结构”重点要探讨的问题

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1.4、文件之间应该怎样组织起来？

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1.5、操作系统应该向上提供哪些功能？

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读/写文件之前，需要 “打开文件”

读/写文件结束之后，需要 “关闭文件”

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可用几个基本操作完成更复杂的操作

• 比如：“复制文件”：先创建一个新的空文件，再把源文件读入内存，再将内存中的数据写到新文件中

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操作系统在背后做的处理会在之后进行探讨

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1.6、从上往下看，文件应如何存放在外存？

与内存一样，外存也是由一个个存储单元组成的,每个存储单元可以存储一定量的数据（如 1 B）。

每个存储单元对应一个物理地址

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类似于内存分为一个个 “内存块” ，外存会分为一个个 “块/磁盘块/物理块” 。

每个磁盘块的大小是相等的，每块一般包含 2 的整数幂个地址

• 如本例中，一块包含 2¹⁰ 个地址，即 1 KB。

同样类似的是，文件的逻辑地址也可以分为（逻辑块号，块内地址），操作系统同样需要将逻辑地址转换为外存的物理地址（物理块号，块内地址）的形式。块内地址的位数取决于磁盘块的大小

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操作系统以 “块” 为单位为文件分配存储空间，因此即使一个文件大小只有 10 B，但它依然需要占用 1 KB 的磁盘块。外存中的数据读入内存时同样以块为单位

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1.7、其他需要由操作系统实现的文件管理功能

文件共享：使多个用户可以共享使用一个文件

文件保护：如何保证不同的用户对文件有不同的操作权限

1.8、整体框架

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2、文件的逻辑结构

所谓的 “逻辑结构”，就是指在用户看来，文件内部的数据应该是如何组织起来的。

而 “物理结构” 指的是在操作系统看来，文件的数据是如何存放在外存中的。

类似于数据结构的“逻辑结构”和“物理结构”。

如 “线性表” 就是一种逻辑结构，在用户角度看来，线性表就是一组有先后关系的元素序列

• 如: a，b，c，d，e …

“线性表”这种逻辑结构可以用不同的物理结构实现，

如：顺序表/链表。

• 顺序表的各个元素在逻辑上相邻，在物理上也相邻;

• 而链表的各个元素在物理上可以是不相邻的。

• 因此，顺序表可以实现 “随机访问” ，而 “链表” 无法实现随机访问。

可见，算法的具体实现与逻辑结构、物理结构都有关

• 文件也一样，文件操作的具体实现与文件的逻辑结构、物理结构都有关

2.1、无结构文件（流式文件）

按文件是否有结构分类，可以分为无结构文件、有结构文件两种。

无结构文件：文件内部的数据就是一系列二进制流或字符流组成。又称 “流式文件”。

• 如：Windows操作系统中的 .txt 文件。

文件内部的数据其实就是一系列字符流，没有明显的结构特性。

因此也不用探讨无结构文件的 “逻辑结构" 问题。

2.2、有结构文件

有结构文件：由一组相似的记录组成，又称“记录式文件”。每条记录又若干个数据项组成。

如：数据库表文件。一般来说，每条记录有一个数据项可作为关键字（作为识别不同记录的 ID)

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根据各条记录的长度（占用存储空间）是否相等，可分为定长记录和可变长记录两种

• 例如：mysql 中的 varchar 和 char

例如：定长记录

例如：可变长记录

2.2.1、顺序文件

顺序文件：文件中的记录一个接一个地顺序排列（逻辑上），记录可以是定长的或可变长的。各个记录在物理上可以顺序存储或链式存储。

假设：已经知道了文件的起始地址（也就是第一个记录存放的位置）

思考 1：能否快速找到第 i 个记录对应的地址?（即能否实现随机存取）

思考 2：能否快速找到某个关键字对应的记录存放的位置?

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结论：定长记录的顺序文件，若物理上采用顺序存储，则可实现随机存取；若能再保证记录的顺序结构，则可实现快速检索（即根据关键字快速找到对应记录）

注：一般来说，考试题目中所说的 “顺序文件” 指的是物理上顺序存储的顺序文件。之后的讲解中提到的顺序文件也默认如此。

可见，顺序文件的缺点是增加/删除一个记录比较困难（如果是串结构则相对简单）

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在实际应用当中，为了减少磁盘的 I/O 次数，一般操作系统会管理日志文件，用这个日志文件记录对各个文件修改的信息，每隔一段较长的时间，再把这些信息统一的合并到外存当中的文件数据当中

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2.2.2、索引文件

对于可变长记录文件，要找到第 i 个记录，必须先顺序第查找前 i - 1 个记录但是很多应用场景中又必须使用可变长记录。如何解决这个问题?

索引表本身是定长记录的顺序文件。因此可以快速找到第 i 个记录对应的索引项。

可将关键字作为索引号内容，若按关键字顺序排列，则还可以支持按照关键字折半查找。

每当要增加/删除一个记录时，需要对索引表进行修改。

由于索引文件有很快的检索速度，因此主要用于对信息处理的及时性要求比较高的场合。

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另外，可以用不同的数据项建立多个索引表。

如：学生信息表中，可用关键字“学号”建立一张索引表。也可用 “姓名” 建立一张索引表。这样就可以根据 “姓名” 快速地检索文件了。
（Eg：SQL 就支持根据某个数据项建立索引的功能）

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2.2.3、索引顺序文件

思考索引文件的缺点：每个记录对应一个索引表项，因此索引表可能会很大。

比如：文件的每个记录平均只占 8 B，而每个索引表项占 32 个字节，那么索引表都要比文件内容本身大 4 倍，

• 这样对存储空间的利用率就太低了。

例如：分块查找。组间有序，组内无序

用这种策略确实可以让索引表 “瘦身”，但是是否会出现不定长记录的顺序文件检索速度慢的问题呢?

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2.2.4、索引顺序文件（检索效率分析）

若一个顺序文件有 10000 个记录，则根据关键字检索文件，只能从头开始顺序查找（这里指的并不是定长记录、顺序结构的顺序文件），平均须查找 5000 个记录。

• (1 + 2 + 3 + … + n) / (n + 1) ：设每次再任意位置找到记录的概率相同

若采用索引顺序文件结构，可把 10000 个记录分为 √10000 = 100 组，每组 100 个记录。

则需要先顺序查找索引表找到分组（共 100 个分组，因此索引表长度为 100 ，平均需要查 50 次)，找到分组后，再在分组中顺序查找记录（每个分组 100 个记录，因此平均需要查 50 次）。

可见，采用索引顺序文件结构后，平均查找次数减少为 50 + 50 = 100 次。

可以理解为查字典，先查目录找到相应的位置范围，再位置范围内查找

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同理，若文件共有 10⁶个记录，则可分为 1000 个分组，每个分组 1000 个记录。根据关键字检索一个记录平均需要查找 500 + 500 = 1000 次。这个查找次数依然很多，如何解决呢?

2.2.5、多级索引顺序文件

为了进一步提高检索效率，可以为顺序文件建立多级索引表。例如，对于一个含 10⁶ 个记录的文件，可先为该文件建立一张低级索引表，每 100 个记录为一组，故低级索引表中共有 10000 个表项（即 10000 个定长记录），再把这 10000 个定长记录分组，每组 100 个，为其建立顶级索引表，故顶级索引表中共有 100 个表项。

例如：B+ 树

2.3、整体框架

3、文件目录

这种目录结构对于用户来说有什么好处？

文件之间的组织结构清晰，易于查找

编程时也可以很方便的用文件路径找到一个文件

从操作系统的角度来看，这些目录应该是如何实现的？

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就是我们很熟悉的 Windows 操作系统的 “文件夹”

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3.1、文件控制块

目录本身就是一种有结构的文件，由一条条记录组成。每一条记录对应一个放在该目录下的文件

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当我们双击 “照片” 后，操作系统会在这个目录表中找到关键字 “照片” 对应的目录项（也就是记录)，

• 然后从外存中将 “照片” 目录的信息读入内存，于是，“照片” 目录中的内容就可以显示出来了。

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FCB 的有序集合称为 “文件目录”，一个 FCB 就是一个文件目录项。

FCB 中包含了文件的基本信息（文件名、物理地址、逻辑结构、物理结构等），存取控制信息（是否可读/可写、禁止访问的用户名单等），使用信息（如文件的建立时间、修改时间等）。

最重要, 最基本的还是 文件名、文件存放的物理地址

FCB 实现了文件名和文件之间的映射。使用户（用户程序）可以实现 “按名存取”

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目录文件：是文件目录以文件的形式保存在外存中的文件

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3.2、需要对目录进行哪些操作?

搜索：当用户要使用一个文件时，系统要根据文件名搜索目录，找到该文件对应的目录项

创建文件：创建一个新文件时，需要在其所属的目录中增加一个目录项

删除文件：当删除一个文件时，需要在目录中删除相应的目录项

显示目录：用户可以请求显示目录的内容，如显示该目录中的所有文件及相应属性

修改目录：某些文件属性保存在目录中，因此这些属性变化时需要修改相应的目录项

• 如：文件重命名

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3.3、单级目录结构

早期操作系统并不支持多级目录，整个系统中只建立一张目录表，每个文件占一个目录项。

单级目录实现了 “按名存取”，但是不允许文件重名

在创建一个文件时，需要先检查目录表中有没有重名文件，确定不重名后才能允许建立文件，并将新文件对应的目录项（FCB）插入目录表中。

显然，单级目录结构不适用于多用户操作系统

• 怎么可能让多个用户共享一个目录

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3.4、两级目录结构

早期的多用户操作系统，采用两级目录结构。分为主文件目录（MFD，Master File Directory）和用户文件目录（UFD，User Flie Directory) 。

允许不同用户的文件重名文件民虽然相同，但是对应的其实是不同的文件

两级目录结构允许不同用户的文件重名，也可以在目录上实现实现访问限制（检查此时登录的用户名是否匹配）。

但是两级目录结构依然缺乏灵活性，用户不能对自己的文件进行分类。

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3.5、多级目录结构

用户（或用户进程）要访问某个文件时要用文件路径名标识文件，文件路径名是个字符串。

各级目录之间用 “/” 隔开。从根目录出发的路径称为绝对路径。

例如：自拍.jpg 的绝对路径是 “照片/2015-08/自拍.jpg”

系统根据绝对路径一层一层地找到下一级目录。

• 刚开始从外存读入根目录的目录表；找到 “照片” 目录的存放位置后，从外存读入对应的目录表;
• 再找到 “2015-08” 目录的存放位置，再从外存读入对应目录表;
• 最后才找到文件 “自拍.jpg” 的存放位置。
• 整个过程需要 3 次读磁盘 l/O操作。

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很多时候，用户会连续访问同一目录内的多个文件

• 比如：接连查看 “2015-08" 目录内的多个照片文件

显然，每次都从根目录开始查找，是很低效的。因此可以设置一个“当前目录”。

例如，此时已经打开了 “照片” 的目录文件，也就是说，这张目录表已调入内存，那么可以把它设置为“当前目录”。当用户想要访问某个文件时，可以使用从当前目录出发的 “相对路径”。

可见，引入 “当前目录” 和 “相对路径” 后，磁盘 I/O 的次数减少了。这就提升了访问文件的效率。

• 只需要从当前目录开始，而不需要重新从根目录开始查询

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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。

但是，树形结构不便于实现文件的共享。为此，提出了 “无环图目录结构”。

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3.6、无环图目录结构

可以用不同的文件名指向同一个文件，甚至可以指向同一个目录（共享同一目录下的所有内容）。

需要为每个共享结点设置一个共享计数器，用于记录此时有多少个地方在共享该结点。用户提出删除结点的请求时，只是删除该用户的 FCB、并使共享计数器减 1，并不会直接删除共享结点。

只有共享计数器减为 0 时，才删除节点

注意：共享文件不同于复制文件。在共享文件中，由于各用户指向的是同一个文件，因此只要其中一个用户修改了文件数据，那么所有用户都可以看到文件数据的变化。

其实就是：硬链接

3.7、索引节点（FCB 的改进）

按照文件名搜索文件时，并不需要关心其他信息。

思考有何好处?

假设一个 FCB 是 64 B，磁盘块的大小为 1 KB，则每个盘块中只能存放 16 个 FCB。若一个文件目录中共有 640 个目录项，则共需要占用 640 / 16 = 40 个盘块。因此按照某文件名检索该目录，平均需要查询 320 个目录项，平均需要启动磁盘 20 次（每次磁盘 I/O 读入一块）。

若使用索引结点机制，文件名占 14 B，索引结点指针占 2 B，则每个盘块可存放 64 个目录项，那么按文件名检索目录平均只需要读入 320 / 64 = 5 个磁盘块。显然，这将大大提升文件检索速度

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其实就是索引节点指针大小小，相应的该文件目录项也就小，一个磁盘块可以放更多的文件目录项

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当找到文件名对应的目录项时，才需要将索引结点调入内存，索引结点中记录了文件的各种信息，包括文件在外存中的存放位置，根据 “存放位置”即可找到文件。

存放在外存中的索引结点称为 “ 磁盘索引结点”，当索引结点放入内存后称为 “内存索引结点”。

相比之下内存索引结点中需要增加一些信息

• 比如：文件是否被修改、此时有几个进程正在访问该文件等。

3.8、整体框架

4、文件的物理结构（文件分配方式）（对非空闲磁盘块的管理）

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4.1、文件块、磁盘块

类似于内存分页，磁盘中的存储单元也会被分为一个个 “块/磁盘块/物理块”。

很多操作系统中，磁盘块的大小与内存块、页面的大小相同

• 内存与外存进行数据交换的时候会很方便

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在内存管理中，进程的逻辑地址空间被分为一个一个页面

同样的，在外存管理中，为了方便对文件数据的管理，文件的逻辑地址空间也被分为了一个一个的文件“块”。

于是文件的逻辑地址也可以表示为（逻辑块号，块内地址）的形式。

4.1、连续分配

连续分配方式要求每个文件在磁盘上占有一组连续的块。

用户通过逻辑地址来操作自己的文件，操作系统如何实现从逻辑地址到物理地址的映射?

（逻辑块号，块内地址）→（物理块号，块内地址）。

只需转换块号就行，块内地址保持不变

用户给出要访问的逻辑块号，操作系统找到该文件对应的目录项（FCB）

物理块号 = 起始块号＋逻辑块号

• 例如：访问文件 “aaa” 的逻辑块号为 2 的物理地址：4（起始块号）+ 2（逻辑块号）

当然，还需要检查用户提供的逻辑块号是否合法（逻辑块号 ≥ 长度就不合法）

可以直接算出逻辑块号对应的物理块号，因此连续分配支持顺序访问和直接访问（即随机访问）

• 顺序访问：若访问逻辑块号 2，则必须先访问逻辑块号 0 和 1
• 直接访问：若访问逻辑块号 2，则没有必要先访问逻辑块号 0 和 1，可以直接访问逻辑块号 2

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4.1.1、优点

读取某个磁盘块时，需要移动磁头。访问的两个磁盘块相隔越远，移动磁头所需时间就越长。

• 若读取紫色的磁盘块，需要读取之间其他不需要的磁盘块

结论：连续分配的文件在顺序读/写时速度最快

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4.1.2、缺点

若此时文件 A 要拓展，需要再增加一个磁盘块（总共需要连续的 4 个磁盘块）。

由于采用连续结构，因此文件 A 占用的磁盘块必须是连续的。

因此只能将文件 A 全部 “迁移” 到绿色区域。

结论：物理上采用连续分配的文件不方便拓展

• 类比于在数组中插入一个数据，要么后面的数据右移，要么当前连续的数据移到其中空闲的区域

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结论：物理上采用连续分配，存储空间利用率低，会产生难以利用的磁盘碎片

可以用紧凑来处理碎片，但是需要耗费很大的时间代价。

• 因为剩余空闲的磁盘块离散的存放，而导致当前连续的文件无法为其分配连续的足够的存储空间

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4.1.3、总结

优点：支持顺序访问和直接访问（即随机访问）；连续分配的文件在顺序访问时速度最快

缺点：不方便文件拓展；存储空间利用率低，会产生磁盘碎片

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4.2、链接分配

链接分配采取离散分配的方式，可以为文件分配离散的磁盘块。分为隐式链接和显式链接两种。

4.2.1、隐式链接

4.2.2.1、如何实现文件的逻辑块号到物理块号的转变？

从目录项中找到起始块号（即 0 号块），将 0 号逻辑块读入内存，由此知道 1 号逻辑块存放的物理块号，于是读入 1 号逻辑块，再找到 2 号逻辑块的存放位置……以此类推。

因此，读入 i 号逻辑块，总共需要 i +1 次磁盘 l/O 。

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结论：采用链式分配（隐式链接）方式的文件，只支持顺序访问，不支持随机访问，查找效率低。

• 只有知道了前一个逻辑块号的物理地址，才知道当前逻辑块号（由前面一个逻辑块推出来）

另外，指向下一个盘块的指针也需要耗费少量的存储空间。

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是否方便拓展文件？

• 只需随便在磁盘中找到一个空闲的块，并将其挂到链尾即可

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结论：采用隐式链接的链接分配方式，很方便文件拓展。

另外，所有的空闲磁盘块都可以被利用，不会有碎片问题，外存利用率高。

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4.2.2.2、总结

隐式链接――除文件的最后一个盘块之外，每个盘块中都存有指向下一个盘块的指针。文件目录包括文件第一块的指针和最后一块的指针。

优点：很方便文件拓展，不会有碎片问题，外存利用率高。

缺点：只支持顺序访问，不支持随机访问，查找效率低，指向下一个盘块的指针也需要耗费少量的存储空间。

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4.2.2、显示链接（FAT）

把用于链接文件各物理块的指针显式地存放在一张表中。即文件分配表（FAT，File Allocation Table)

• 例如：数组模拟链表（静态链表）

假设某个新创建的文件 “aaa” 依次存放在磁盘块 2 -> 5 -> 0 -> 1

假设某个新创建的文件 “bbb” 依次存放在磁盘块 4 -> 23 -> 3

注意：一个磁盘仅设置一张 FAT。开机时，将 FAT 读入内存，并常驻内存。

FAT 的各个表项在物理上连续存储，且每一个表项长度相同，因此 “物理块号” 字段可以是隐含的。

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4.2.2.1、如何实现文件的逻辑块号到物理块号的转变？

用户给出要访问的逻辑块号 i，操作系统找到该文件对应的目录项（FCB） …

从目录项中找到起始块号，若 i > 0，则查询内存中的文件分配表 FAT，往后找到 i 号逻辑块对应的物理块号。逻辑块号转换成物理块号的过程不需要读磁盘操作。

• 例：若用户想要访问一个文件 “aaa” 的 2 号逻辑块。操作系统首先找到文件 “aaa” 的 0 号逻辑块存放的物理块号是 2，操作系统查询文件分配表，0 号逻辑块下一个逻辑块（1 号逻辑块的）应该是存放在 5 号物理块当中的。1 号逻辑块的下一逻辑块（2 号逻辑块）存放在 0 号物理块当中。于是就知道用户想要访问的 2 号逻辑块存放的物理块号了

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结论：采用链式分配（显式链接）方式的文件，支持顺序访问，也支持随机访问（想访问 i 号逻辑块时，并不需要依次访问之前的 0 ~ i - 1号逻辑块)，由于块号转换的过程不需要访问磁盘，因此相比于隐式链接来说，访问速度快很多。

• 对 FAT 表的顺序访问，来支持磁盘的随机访问
• 对内存访问的速度与 I/O 访问的速度不是一个数量级的，内存中的访问 FAT 表操作默认不耗时间

显然，显式链接也不会产生外部碎片，也可以很方便地对文件进行拓展。

• 只需要在 FAT 表中添加下一物理块号即可

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4.2.2.2、总结

显式链接――把用于链接文件各物理块的指针显式地存放在一张表中， 即文件分配表（FAT， File Allocation Table）。

一个磁盘只会建立一张文件分配表。开机时文件分配表放入内存，并常驻内存

优点：很方便文件拓展，不会有碎片问题，外存利用率高，并且支持随机访问。

• 相比于隐式链接来说，地址转换时不需要访问磁盘，因此文件的访问效率更高。

缺点：文件分配表的需要占用一定的存储空间。

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若遇到未指明隐式/显式的 “链接分配”，默认指的是隐式链接的链接分配4.

4.3、索引分配

索引分配允许文件离散地分配在各个磁盘块中，系统会为每个文件建立一张索引表，索引表中记录了文件的各个逻辑块对应的物理块（索引表的功能类似于内存管理中的页表――建立逻辑页面到物理页之间的映射关系）。

索引表存放的磁盘块称为索引块。文件数据存放的磁盘块称为数据块。

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假设某个新创建的文件 “aaa” 的数据依次存放在磁盘块 2 → 5 → 13 → 9。

7 号磁盘块作为 “aaa” 的索引块,索引块中保存了索引表的内容。

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注：在显式链接的链式分配方式中，文件分配表 FAT 是一个磁盘对应一张。

• 而索引分配方式中，索引表是一个文件对应一张。

可以用固定的长度表示物理块号

• 如：假设磁盘总容量为 1 TB = 2⁴⁰ B，磁盘块大小为 1 KB，则共有 2³⁰ 个磁盘块，则可用 4 B 表示磁盘块号

• 因此，索引表中的 “逻辑块号” 可以是隐含的。

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4.3.1、如何实现文件的逻辑块号到物理块号的转变？

用户给出要访问的逻辑块号 i，操作系统找到该文件对应的目录项（FCB），从中找到这个文件对应的索引块的块号，再从这个索引块中读取这个文件的索引表的内容，然后通过逻辑块号 i 查询这个索引表得出该逻辑块号对应的物理块号即可

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可见，索引分配方式可以支持随机访问。

文件拓展也很容易实现

• 只需要给文件分配一个空闲块，并增加一个索引表项即可

但是索引表需要占用一定的存储空间

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若每个磁盘块 1 KB，一个索引表项 4 B，则一个磁盘块只能存放 256 个索引项。

如果一个文件的大小超过了 256 块，那么一个磁盘块是装不下文件的整张索引表的，如何解决这个问题?

3.2、链接方案

① 链接方案：如果索引表太大，一个索引块装不下，那么可以将多个索引块链接起来存放

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若每个磁盘块 1 KB，一个索引表项 4 B，则一个磁盘块只能存放 256 个索引项。

采用链接方案，文件的 FCB 只需要存放第一个索引块号

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假设磁盘块大小为 1 KB，一个索引表项占 4 B，则一个磁盘块只能存放 256 个索引项。

若一个文件大小为 256 * 256 KB = 65,536 KB= 64 MB

该文件共有 256 * 256（64 MB） 个块，也就对应 256 * 256 个索引项，也就需要 256 个索引块来存储这些索引块用链接方案连起来。

若想要访问文件的最后一个逻辑块，就必须找到最后一个索引块（第 256 个索引块），而各个索引块之间是用指针链接起来的，因此必须先顺序地读入前 255 个索引块。

这显然是很低效的。

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4.3.3、多层索引

② 多层索引：建立多层索引（原理类似于多级页表）。使第一层索引块指向第二层的索引块。还可根据文件大小的要求再建立第三层、第四层索引块。

假设磁盘块大小为 1 KB，一个索引表项占 4 B，则一个磁盘块只能存放256个索引项。

若某文件采用两层索引，则该文件的最大长度可以到 256 * 256 * 1 KB = 65,536 KB = 64 MB

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如：要访问 1026 号逻辑块，则 1026 / 256 = 4，1026 % 256 = 2

因此可以先将一级索引表调入内存，查询 4 号表项，将其对应的二级索引表调入内存，再查询二级索引表的 2 号表项即可知道 1026 号逻辑块存放的磁盘块号了。

访问目标数据块，需要 3 次磁盘 I/O。

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若采用三层索引，则文件的最大长度为 256 * 256 * 256 * 1 KB =16 GB

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采用 K 层索引结构，且顶级索引表未调入内存，则访问一个数据块只需要 K+1 次读磁盘操作

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3.4、混合索引

③ 混合索引：多种索引分配方式的结合。例如，一个文件的顶级索引表中，既包含直接地址索引（直接指向数据块），又包含一级间接索引（指向单层索引表)、还包含两级间接索引（指向两层索引表)。

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-xszEb9bw-1677598078334)(https://gitcode.net/qq_67720621/img/-/raw/master/typora-user-images-new/image-2023021620501171png)]

若顶级索引表还没读入内存

访问 0 ~ 7号逻辑块：两次读磁盘

• 根据 FCB 中的索引块号得出顶级索引表的物理地址，将顶级索引表读出内存后，根据相应的逻辑块号（0 ~ 7）读出目标数据块的物理块号

访问 8 ~ 263：三次读磁盘

访问 264 ~ 65799：四次读磁盘

对于小文件，只需较少的读磁盘次数就可以访问目标数据块。(一般计算机中小文件更多)

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4.3.5、总结

索引分配允许文件离散地分配在各个磁盘块中，系统会为每个文件建立一张索引表，索引表中记录了文件的各个逻辑块对应的物理块（索引表的功能类似于内存管理中的页表――建立逻辑页面到物理页之间的映射关系）。

索引表存放的磁盘块称为索引块。文件数据存放的磁盘块称为数据块。

若文件太大，索引表项太多，可以采取以下三种方法解决:

① 链接方案：如果索引表太大，一个索引块装不下，那么可以将多个索引块链接起来存放。

• 缺点：若文件很大，索引表很长，就需要将很多个索引块链接起来。想要找到 i 号索引块，必须先依次读入0 ~ i - 1 号索引块，这就导致磁盘 l/O 次数过多，查找效率低下。

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② 多层索引：建立多层索引（原理类似于多级页表）。使第一层索引块指向第二层的索引块。还可根据文件大小的要求再建立第三层、第四层索引块。采用 K 层索引结构，且顶级索引表未调入内存，则访问一个数据块只需要 K + 1 次读磁盘操作。

• 缺点：即使是小文件，访问一个数据块依然需要 K + 1 次读磁盘。

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③ 混合索引：多种索引分配方式的结合。例如，一个文伴的顶级索引表中，既包含直接地址索引（直接指向数据块），又包含一级间接索引（指向单层索引表)、还包含两级间接索引（指向两层索引表）。

• 优点：对于小文件来说，访问一个数据块所需的读磁盘次数更少。

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超级超级超级重要考点：

• ① 要会根据多层索引、混合索引的结构计算出文件的最大长度（Key：各级索引表最大不能超过一个块）；
• ② 要能自己分析访问某个数据块所需要的读磁盘次数（Key：FCB 中会存有指向顶级索引块的指针，因此可以根据 FCB 读入顶级索引块。每次读入下一级的索引块都需要一次读磁盘操作。
• 另外，要注意题目条件――顶级索引块是否已调入内存）

4.4、总结

		How?	目录项内容	优点	缺点
顺序分配		为文件分配的必须是连续的磁盘块	起始块号、文件长度	顺序存取速度快, 支持随机访问	会产生碎片, 不利于文件拓展
链接分配	隐式链接	出文件的最后一个盘块之外, 每个盘块都存有下一个盘块的指针	起始块号、结束块号	可解决碎片问题, 外村利用率高, 文件拓展方便实现	只能顺序访问, 不能随机访问
	显式链接	建立一张文件分配表( FAT ), 显示记录盘块的先后关系(开机后 FAT 常驻内存)	起始块号	除了拥有隐式链接的优点外, 还可以通过查询内存中的 FAT 实现随机访问	FAT 需要占用一定的存储空间
索引分配		为文件数据块建立索引表, 若文件太大, 可采用链接方案、多层索引、混合索引	链接方案记录的是第一个索引块的块号, 多层/混合索引记录的是顶级索引块的块号	支持随机访问, 易于实现文件的拓展	索引表需占用一定的存储空间。访问数据块前需要先读入索引块, 查找索引块时可能需要多次都磁盘操作

5、文件存储空间管理（对空闲磁盘块管理）

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5.1、存储空间的划分与初始化

安装 Windows 操作系统的时候，一个必经步骤是――为磁盘分区（C: 盘、D: 盘、E: 盘等）

• 存储空间的划分：将物理磁盘划分为一个个文件卷（逻辑卷、逻辑盘)

5.2、空闲表法

适用于 “连续分配方式”

如何分配磁盘块：与内存管理中的动态分区分配很类似，为一个文件分配连续的存储空间。同样可采用首次适应、最佳适应、最坏适应等算法来决定要为文件分配哪个区间。

Eg：新创建的文件请求 3 个块，采用首次适应算法

• 每次都从第一个空闲盘块号开始查找，找到第一个能满足大小的空闲盘块。

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如何回收磁盘块：与内存管理中的动态分区分配很类似，当回收某个存储区时需要有四种情况―—

① 回收区的前后都没有相邻空闲区;

② 回收区的前后都是空闲区;

• 合并

③ 回收区前面是空闲区;

• 合并

④ 回收区后面是空闲区。

• 合并

总之，回收时需要注意表项的合并问题。

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例如：② 回收区的前后都是空闲区;

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5.3、空闲链表法

5.3.1、空闲盘块链

操作系统保存着链头、链尾指针。

如何分配：若某文件申请 K 个盘块，则从链头开始依次摘下 K 个盘块分配，并修改空闲链的链头指针。

如何回收：回收的盘块依次挂到链尾，并修改空闲链的链尾指针。

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适用于离散分配的物理结构。为文件分配多个盘块时可能要重复多次操作

• 依次从链头摘下

5.3.2、空闲盘区链

操作系统保存着链头、链尾指针。

如何分配：若某文件申请 K 个盘块，则可以采用首次适应、最佳适应等算法，从链头开始检索，按照算法规则找到一个大小符合要求的空闲盘区，分配给文件。

• 若没有合适的连续空闲块，也可以将不同盘区的盘块同时分配给一个文件，注意分配后可能要修改相应的链指针、盘区大小等数据。

如何回收：若回收区和某个空闲盘区相邻，则需要将回收区合并到空闲盘区中。

• 若回收区没有和任何空闲区相邻，将回收区作为单独的一个空闲盘区挂到链尾。

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离散分配、连续分配都适用。为一个文件分配多个盘块时效率更高

• 可以一次摘下多个盘块

5.3.3、位示图法

位示图：每个二进制位对应一个盘块。在本例中，“0” 代表盘块空闲，“1” 代表盘块已分配。

位示图一般用连续的 “字” 来表示，如本例中一个字的字长是 16 位，字中的每一位对应一个盘块。

因此可以用（字号，位号）对应一个盘块号。当然有的题目中也描述为（行<号，列号）

注意：盘块号、字号、位号到底是从 0 开始还是从 1 开始。

• 要能自己推出盘块号与（字号，位号）相互转换的公式

如本例中盘块号、字号、位号从 0 开始，若 n 表示字长，则…

（字号，位号）= （i，j）的二进制位对应的 盘块号 b = ni + j

• （0，1）-> 16 * 0 + 1 = 1

• （1，10）-> 16 * 1 + 10 = 26

b 号盘块对应的字号 i = b / n，位号 j = b % n

• b = 13 -> i = 13 / 16 = 0，j = 13 % 16 = 13
• b = 31 -> i = 31 / 16 = 1，j = 31 % 16 = 15

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如何分配：若文件需要 K 个块

• ① 顺序扫描位示图，找到 K 个相邻或不相邻的 “0”;
• ② 根据字号、位号算出对应的盘块号，将相应盘块分配给文件;
• ③ 将相应位设置为 “1”。

如何回收：

• ① 根据回收的盘块号计算出对应的字号、位号;
• ② 将相应二进制位设为 “0”

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连续分配、离散分配都适用

• 若采用连续分配，在位示图中找到连续的 k 个 “0”
• 若采用离散分配，在位示图中不需要找到连续的 k 个 “0”

5.4、成组链接法

空闲表法、空闲链表法不适用于大型文件系统，因为空闲表或空闲链表可能过大。UNIX 系统中采用了成组链接法对磁盘空闲块进行管理。

文件卷的目录区中专门用一个磁盘块作为 “超级块”，当系统启动时需要将超级块读入内存。并且要保证内存与外存中的 “超级块” 数据一致。

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每一个分组最后一个盘块号记录者下一个分组的盘块地址

最后一个分组比其他分组要少一块，因为到此已经没有下一组盘块了

如何分配？

Eg：需要 1 个空闲块

① 检查第一个分组的块数是否足够。1 < 100，因此是足够的。

② 分配第一个分组中的 1 个空闲块，并修改相应数据

Eg：需要 100 个空闲块

① 检查第一个分组的块数是否足够。100 = 100，因此是足够的。

② 分配第一个分组中的 100 个空闲块。但是由于 300 号块内存放了再下一组的信息，因此 300 号块的数据需要复制到超级块中。

• 即：需要将这个分组指向下一分组的链接信息复制到超级块中

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如何回收？

Eg：假设每个分组最多为 100 个空闲块，此时第一个分组已有 99 个块，还要再回收一个块

Eg：假设每个分组最多为 100 个空闲块，此时第一个分组已有 100 个块，还要再回收一个块

需要将超级块中的数据复制到新回收的块中，并修改超级块的内容，让新回收的块成为第一个分组。

5.5、整体框架

6、文件的基本操作

6.1、创建文件

进行 Create 系统调用时，需要提供的几个主要参数:

1. 所需的外存空间大小（如:一个盘块，即 1 KB）
2. 文件存放路径（“D:/Demo”）
3. 文件名（这个地方默认为 “新建文本文档.txt”）

操作系统在处理 Create 系统调用时，主要做了两件事：

1. 在外存中找到文件所需的空间（空闲链表、位示图、成组链接法等管理策略，找到空闲空间）
2. 根据文件存放路径的信息找到该目录对应的目录文件（此处就是 D:/Demo 目录），在目录中创建该文件对应的目录项。目录项中包含了文件名、文件在外存中的存放位置等信息。

6.2、删除文件

进行 Delete 系统调用时，需要提供的几个主要参数:

1. 文件存放路径（“D:/Demo”)
2. 文件名（“test.txt”)

操作系统在处理 Delete 系统调用时，主要做了几件事:

1. 根据文件存放路径找到相应的目录文件，从目录中找到文件名对应的目录项 FCB。
2. 根据该目录项记录的文件在外存的存放位置、文件大小等信息，回收文件占用的磁盘块。（回收磁盘块时，根据空闲表法、空闲链表法、位图法等管理策略的不同，需要做不同的处理）

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6.3、打开文件

在很多操作系统中，在对文件进行操作之前，要求用户先使用 open 系统调用 “打开文件”，需要提供的几个主要参数:

1. 文件存放路径（“D:/Demo”）
2. 文件名（“test.txt”）
3. 要对文件的操作类型（如: r 只读；rw 读写等)

操作系统在处理 open 系统调用时，主要做了几件事:

1. 根据文件存放路径找到相应的目录文件，从目录项中找到文件名对应的目录项，并检查该用户是否有指定的操作权限。
2. 将目录项复制到内存中的 “打开文件表” 中。并将对应表目的编号返回给用户。之后用户使用打开文件表的编号来指明要操作的文件。

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打开计数器：记录此时有多少个进程打开了此文件

读写指针：记录了该进程对文件的读/写操作进行到的位置

可以方便实现某些文件管理的功能。

例如：在 Windows 系统中，我们尝试删除某个 txt 文件，如果此时该文件已被某个 “记事本”进 程打开，则系统会提示我们 “暂时无法删除该文件” 。

• 其实系统在背后做的事就是先检查了系统打开文件表，确认此时是否有进程正在使用该文件。

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6.4、关闭文件

进程使用完文件后，要“关闭文件”

操作系统在处理 Close 系统调用时，主要做了几件事:

1. 将进程的打开文件表相应表项删除
2. 回收分配给该文件的内存空间等资源
3. 系统打开文件表的计数器 count 减 1，若 count = 0，择善书对应表项

6.5、读文件

进程使用 read 系统调用完成写操作。

• 需要指明是哪个文件（在支持 “打开文件” 操作的系统中，只需要提供文件在打开文件表中的索引号即可)，

• 还需要指明要读入多少数据（如：读入 1 KB ）

• 指明读入的数据要放在内存中的什么位置。

操作系统在处理 read 系统调用时，会从读指针指向的外存中，将用户指定大小的数据读入用户指定的内存区域中。

6.6、写文件

进程使用 write 系统调用完成写操作

• 需要指明是哪个文件（在支持“打开文件”操作的系统中，只需要提供文件在打开文件表中的索引号即可)，
• 还需要指明要写出多少数据（如：写出1KB）
• 写回外存的数据放在内存中的什么位置

操作系统在处理 write 系统调用时，会从用户指定的内存区域中，将指定大小的数据写回写指针指向的外存。

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6.7、整体框架

打开文件时并不会把文件数据直接读入内存。

只有读文件时，才会将文件数据从外村读入内存

“索引号” 也称 “文件描述符”

“读/写文件 ”用 “文件描述符” 即可指明文件，不再需要用到 “文件名”

7、文件共享

操作系统为用户提供文件共享功能，可以让多个用户共享地使用同一个文件

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注意：多个用户共享同一个文件，意味着系统中只有 “一份” 文件数据。并且只要某个用户修改了该文件的数据，其他用户也可以看到文件数据的变化。

如果是多个用户都 “复制” 了同一个文件，那么系统中会有“好几份”文件数据。其中一个用户修改了自己的那份文件数据，对其他用户的文件数据并没有影响。

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7.1、基于索引节点的共享方式（硬链接）

知识回顾：索引结点，是一种文件目录瘦身策略。由于检索文件时只需用到文件名，因此可以将除了文件名之外的其他信息放到索引结点中。这样目录项就只需要包含文件名、索引结点指针。

索引结点中设置一个链接计数变量 count，用于表示链接到本索引结点上的用户目录项数。

若 count = 2，说明此时有两个用户目录项链接到该索引结点上，或者说是有两个用户在共享此文件。

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若某个用户决定 “删除” 该文件，则只是要把用户目录中与该文件对应的目录项删除，且索引结点的 count 值减1。

若 count > 0，说明还有别的用户要使用该文件，暂时不能把文件数据删除，否则会导致指针悬空。

当 count = 0 时系统负责删除文件。

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7.2、基于符号链的共享方式（软链接）

当 User3 访问 “ccc” 时，操作系统判断文件 “ccc” 属于 Link 类型文件，于是会根据其中记录的路径层层查找目录，最终找到 User1 的目录表中的 “aaa” 表项，于是就找到了文件 1 的索引结点。

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删除文件后，在访问快捷方式

7.3、整体框架

8、文件保护

8.1、口令保护

为文件设置一个 “口令” (如: abc112233），用户请求访问该文件时必须提供 “口令” 。

口令一般存放在文件对应的 FCB 或索引结点中。用户访问文件前需要先输入“口令”，操作系统会将用户提供的口令与 FCB 中存储的口令进行对比，如果正确，则允许该用户访问文件

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优点：保存口令的空间开销不多，验证口令的时间开销也很小。

缺点：正确的 “口令” 存放在系统内部，不够安全。

• 若系统被入侵

8.2、加密保护

使用某个 “密码” 对文件进行加密，在访问文件时需要提供正确的 “密码” 才能对文件进行正确的解密。

Eg：一个最简单的加密算法—―异或加密假设用于加密/解密的 “密码” 为 “01001”

优点：保密性强，不需要在系统中存储 “密码”
缺点：编码/译码，或者说加密/解密要花费一定时间。

8.3、控制访问（(精简)访问控制表）

在每个文件的 FCB（或索引结点〉中增加一个访问控制列表（Access-Control List，ACL)，该表中记录了各个用户可以对该文件执行哪些操作。

有的计算机可能会有很多个用户，因此访问控制列表可能会很大，可以用精简的访问列表解决这个问题

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精简的访问列表：以“组”为单位，标记各 “组” 用户可以对文件执行哪些操作。如:分为系统管理员、文件主、文件主的伙伴、其他用户几个分组。

当某用户想要访问文件时，系统会检查该用户所属的分组是否有相应的访问权限

• 系统需要管理分组的信息

若想要让某个用户能够读取文件，只需要把该用户放入 “文件主的伙伴” 这个分组即可

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8.4、整体框架

如果对某个目录进行了访问权限的控制，那也要对目录下的所有文件进行相同的访问权限控制

9、文件系统的层次结构

对于文件的逻辑结构，其中的索引文件，会问文件的记录建立索引表，为了查询这些记录对应的逻辑地址而需要查询索引表。在查询索引表之前需要将其调入到内存的文件信息缓冲区。

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用一个例子来辅助记忆文件系统的层次结构:

假设某用户请求删除文件 “D:/工作目录/学生信息.xlsx” 的最后 100 条记录。

1. 用户需要通过操作系统提供的接口发出上述请求――用户接口

2. 由于用户提供的是文件的存放路径，因此需要操作系统一层一层地查找目录，找到对应的目录项—―文件目录系统 3、文件目录

3. 不同的用户对文件有不同的操作权限，因此为了保证安全，需要检查用户是否有访问权限—―存取控制模块（存取控制验证层) 8、文件保护

   • 因为权限的数据在 FCB 或者 FCB 瘦身后的索引节点里面

4. 验证了用户的访问权限之后，需要把用户提供的“记录号”转变为对应的逻辑地址――逻辑文件系统与文件信息缓冲区 2、文件的逻辑结构

5. 知道了目标记录对应的逻辑地址后，还需要转换成实际的物理地址――物理文件系统 4、文件的物理结构（文件分配方式）（对非空闲磁盘块的管理）

6. 要删除这条记录，必定要对磁盘设备发出请求――设备管理程序模块 [ 5、设备管理](# 5、设备管理)

7. 删除这些记录后，会有一些盘块空闲，因此要将这些空闲盘块回收――辅助分配模块 5、文件存储空间管理（对空闲磁盘块管理）

10、磁盘的结构

10.1、磁盘、磁道、扇区

磁盘的表面由一些磁性物质组成，可以用这些磁性物质来记录二进制数据

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10.2、如何在磁盘中读/写数据

需要把 “磁头” 移动到想要读/写的扇区所在的磁道

磁盘会转起来，让目标扇区从磁头下面划过，才能完成对扇区的读/写操作。

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10.3、盘面、柱面

可用（柱面号，盘面号，扇区号）来定位任意一个“磁盘块”。在 “文件的物理结构” 小节中，我们经常提到文件数据存放在外存中的几号块，这个块号就可以转换成（柱面号，盘面号，扇区号）的地址形式。

可根据该地址读取一个“块”

① 根据 “柱面号” 移动磁臂，让磁头指向指定柱面;

② 激活指定盘面对应的磁头;

③ 磁盘旋转的过程中，指定的扇区会从磁头下面划过，这样就完成了对指定扇区的读/写。

10.4、磁盘的分类

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10.5、整体框架

11、磁盘调度算法

11.1、一次盘读/写操作需要的时间

寻找时间（寻道时间）Ts：在读/写数据前，将磁头移动到指定磁道所花的时间。

① 启动磁头臂是需要时间的。假设耗时为 s ;
② 移动磁头也是需要时间的。假设磁头匀速移动，每跨越一个磁道耗时为 m，总共需要跨越 n 条磁道。则:

寻找时间 Ts = s + m * n

• 现在的硬盘移动一个磁道大约需要 0.2 ms，磁臂启动时间约为 2 ms

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延迟时间 T_r ：通过旋转磁盘，使磁头定位到目标扇区所需要的时间。

设磁盘转速为 r （单位：转/秒，或转/分） ，则平均所需的延迟时间 T_r = (1/2) * (1/r) = 1/2r

• 1/r 就是转一圈需要的时间。找到目标扇区平均需要转半圈，因此再乘以 1/2

硬盘的典型转速为 5400 转/分，或 7200 转/分

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传输时间 T_t ：从磁盘读出或向磁盘写入数据所经历的时间

假设磁盘转速为 r，此次读/写的字节数为 b，每个磁道上的字节数为 N。

则：传输时间 T_t = (1/r) * (b/N) = b/(rN)

• 每个磁道要可存 N 字节的数据，因此 b 字节的数据需要 b/N 个磁道才能存储。而读/写一个磁道所需的时间
  刚好又是转一圈所需要的时间 1/r

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总的平均存取时间 T_a = T_s+ 1/2r + b/(rN)

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延迟时间和传输时间都与磁盘转速相关，宜为线性相关。而转速是硬件的固有属性，因此操作系统也无法优化延迟
时间和传输时间

但是操作系统的磁盘调度算法会直接影响寻道时间

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11.2、先来先服务算法（FCFS）

根据进程请求访问磁盘的先后顺序进行调度。

假设磁头的初始位置是 100 号磁道，有多个进程先后陆续地请求访问 55、58、39、18、90、160、150、38、184 号磁道

按照 FCFS 的规则，按照请求到达的顺序，磁头需要依次移动到 55、58、39、18、90、160、150、38、184 号磁道

磁头总共移动了 45+3+19+21+72+70+10+112+146 = 498 个磁道

响应一个请求平均需要移动 498/9 = 55.3 个磁道（平均寻找长度)

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优点：公平;如果请求访问的磁道比较集中的话，算法性能还算过的去

缺点：如果有大量进程竞争使用磁盘，请求访问的磁道很分散，则 FCFS 在性能上很差，寻道时间长。

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11.3、最短寻找时间优先（SSTF）

SSTF 算法会优先处理的磁道是与当前磁头最近的磁道。可以保证每次的寻道时间最短，但是并不能保证总的寻道时间最短。(其实就是贪心算法的思想，只是选择眼前最优，但是总体未必最优)

假设磁头的初始位置是 100 号磁道，有多个进程先后陆续地请求访问 55、58、39、18、90、160、150、38、184 号磁道

磁头总共移动了 (100-18) + (184-18) = 248 个磁道

响应一个请求平均需要移动 248/9 = 27.5 个磁道（平均寻找长度)

优点：性能较好，平均寻道时间短

缺点：可能产生 “饥饿” 现象

• Eg：本例中，如果在处理 18 号磁道的访问请求时又来了一个 38 号磁道的访问请求，处理 38 号磁道的访问请求时又来了一个 18 号磁道的访问请求。如果有源源不断的 18 号、38 号磁道的访问请求到来的话，150、160、184 号磁道的访问请求就永远得不到满足，从而产生 “饥饿” 现象。

• 产生饥饿的原因在于：磁头在一个小区域内来回来去地移动

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11.4、扫描(电梯)算法（SCAN）

SSTF 算法会产生饥饿的原因在于：磁头有可能在一个小区域内来回来去地移动。

为了防止这个问题，可以规定，只有磁头移动到最外侧磁道的时候才能往内移动，移动到最内侧磁道的时候才能往外移动。

• 这就是扫描算法（SCAN）的思想。由于磁头移动的方式很像电梯，因此也叫电梯算法。

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假设某磁盘的磁道为 0 ~ 200 号，磁头的初始位置是 100 号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续地请求访问 55、58、39、18、90、160、150、38、184 号磁道

磁头总共移动了 (200-100) + (200-18) = 282个磁道

响应一个请求平均需要移动 282/9 = 31.3 个磁道（平均寻找长度)

优点：性能较好，平均寻道时间较短，不会产生饥饿现象

缺点：

① 只有到达最边上的磁道时才能改变磁头移动方向，事实上，处理了 184 号磁道的访问请求之后就不需要再往右移动磁头了。

② SCAN 算法对于各个位置磁道的响应频率不平均

• 如：假设此时磁头正在往右移动，且刚处理过 90 号磁道，那么下次处理 90 号磁道的请求就需要等磁头移动很长一段距离；而响应了 184 号磁道的请求之后，很快又可以再次响应 184 号磁道的请求了

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11.5、LOCK 调度算法

扫描算法（SCAN）中，只有到达最边上的磁道时才能改变磁头移动方向，事实上，处理了 184 号磁道的访问请求之后就不需要再往右移动磁头了。

LOOK 调度算法就是为了解决这个问题，如果在磁头移动方向上已经没有别的请求，就可以立即改变磁头移动方向

• 边移动边观察，因此叫 LOOK

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假设某磁盘的磁道为 0 ~ 200 号，磁头的初始位置是 100 号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续地请求访问 55、58、39、18、90、160、150、38、184 号磁道

磁头总共移动了 (184 - 100) + (184 -18) = 250个磁道

响应一个请求平均需要移动 250/9= 27.5 个磁道（平均寻找长度)

优点：比起 SCAN 算法来，不需要每次都移动到最外侧或最内侧才改变磁头方向，使寻道时间进一步缩短

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11.6、循环扫描算法（C-SCAN）

SCAN 算法对于各个位置磁道的响应频率不平均，而 C-SCAN 算法就是为了解决这个问题。规定只有磁头朝某个特定方向移动时才处理磁道访问请求，而返回时直接快速移动至起始端而不处理任何请求。

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假设某磁盘的磁道为 0 ~ 200 号，磁头的初始位置是 100 号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续地请求访问 55、58、39、18、90、160、150、38、184 号磁道

磁头总共移动了 (200-100) + (200 - 0)+ (90 - 0) = 390个磁道

响应一个请求平均需要移动 390/9 = 43.3 个磁道（平均寻找长度)

优点：比起 SCAN 来，对于各个位置磁道的响应频率很平均。

缺点：只有到达最边上的磁道时才能改变磁头移动方向，事实上，处理了 184 号磁道的访问请求之后就不需要再往右移动磁头了；

• 并且，磁头返回时其实只需要返回到 18 号磁道即可，不需要返回到最边缘的磁道。

• 另外，比起 SCAN 算法来，平均寻道时间更长。

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11.7、C-LOOK 算法

C-SCAN 算法的主要缺点是只有到达最边上的磁道时才能改变磁头移动方向，并且磁头返回时不一定需要返回到最边缘的磁道上。

C-LOOK 算法就是为了解决这个问题。如果磁头移动的方向上已经没有磁道访问请求了，就可以立即让磁头返回，并且磁头只需要返回到有磁道访问请求的位置即可。

假设某磁盘的磁道为 0 ~ 200 号，磁头的初始位置是 100 号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续地请求访问 55、58、39、18、90、160、150、38、184 号磁道

磁头总共移动了 (184 - 100) + (184 -18) + (90 - 18) = 322 个磁道

响应一个请求平均需要移动 322/9 = 35.8 个磁道（平均寻找长度)

优点：比起 C-SCAN 算法来，不需要每次都移动到最外侧或最内侧才改变磁头方向，使寻道时间进一步缩短

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11.8、整体框架

寻找时间（寻道时间）：启动磁臂移动磁头所花的时间

• 磁盘调度算法影响的指标

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12、减少磁盘延迟时间的办法

假设要连续读取橙色区域的 2、3、4 扇区:

磁头读取一块的内容（也就是一个扇区的内容）后，需要一小段时间处理，而盘片又在不停地旋转

因此，如果 2、3 号扇区相邻着排列，则读完2号扇区后无法连续不断地读入 3 号扇区

必须等盘片继续旋转，3 号扇区再次划过磁头，才能完成扇区读入

结论：磁头读入一个扇区数据后需要一小段时间处理，如果逻辑上相邻的扇区在物理上也相邻，则读入几个连续的逻辑扇区，可能需要很长的 “延迟时间”

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12.1、交替编号

若采用交替编号的策略，即让逻辑上相邻的扇区在物理上有一定的间隔，可以使读取连续的逻辑扇区所需要的延迟时间更小。

如下所示，若读取 2 号扇区并处理该数据内容，磁头此时在 6 号扇区，可以直接划过 3 号扇区读取数据，而不需要再等盘片旋转一轮

12.2、磁盘地址结构的设计

思考：为什么?

磁盘的物理地址是（柱面号，盘面号，扇区号）

而不是（盘面号，柱面号，扇区号)

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假设某磁盘有 8 个柱面/磁道（假设最内侧柱面/磁道号为 0 ） , 4 个盘面，8 个扇区。

• 则可用 3 个二进制位表示柱面，2 个二进制位表示盘面，3 个二进制位表示扇区。

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若物理地址结构是（盘面号，柱面号，扇区号），且需要连续读取物理地址（00, 000, 000) ~ (00,001,111）的扇区:

（00, 000, 000） ~ （00, 000,111）转两圈可读完

• 第一圈读取 0，1，2，3
• 第二圈读取 4，5，6，7

之后再读取物理地址相邻的区域，即
（00, 001, 000） ~ （00, 001, 111 ），需要启动磁头臂，将磁头移动到下一个磁道

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若物理地址结构是（柱面号，盘面号，扇区号），且需要连续读取物理地址（00, 000, 000) ~ (00,001,111）的扇区:

（000, 00, 000） ~ （000, 00,111）由盘面 0 的磁头读入数据

• 转两圈可读完

之后再读取物理地址相邻的区域，即

（000, 01, 000） ~ （000, 01, 111 ），由于柱面号/磁道号相同，只是盘面号不同，因此不需要移动磁头臂。只需要激活相邻盘面的磁头即可

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柱面号放中间，读地址连续时，就需要移动磁头

盘面号放中间，读地址连续十，就不需要移动磁头，因为柱面是一致的

重点是：减少读取连续地址的时间

读取地址连续的磁盘块时，采用（柱面号，盘面号，扇区号）的地址结构可以减少磁头移动消耗的时间

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12.3、错位命名

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12.4、整体框架

13、磁盘的管理

13.1、磁盘初始化

Step 1：进行低级格式化（物理格式化），将磁盘的各个磁道划分为扇区。一个扇区通常可分为头、数据区域（如 512 B大小)、尾 三个部分组成。

• 一个数据块指向下一个数据块的指针其实就可以保存在尾部部分

管理扇区所需要的各种数据结构一般存放在头、尾两个部分，包括扇区校验码（如奇偶校验、CRC 循环冗余校验码等，校验码用于校验扇区中的数据是否发生错误)

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Step 2：将磁盘分区，每个分区由若干柱面组成（即分为我们熟悉的 C 盘、D 盘、E 盘)

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Step 3：进行逻辑格式化，创建文件系统。包括创建文件系统的根目录、初始化存储空间管理所用的数据结构（如位示图、空闲分区表)

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13.2、引导块

计算机开机时需要进行一系列初始化的工作，这些初始化工作是通过执行初始化程序（自举程序）完成的

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初始化程序程序（自举程序）放在 ROM 中存在什么问题?

万一需要更新自举程序，将会很不方便，因为 ROM 中的数据无法更改。如何解决呢?

完整的自举程序放在磁盘的启动块（即引导块/启动分区）上，启动块位于磁盘的固定位置。

自举程序的更新会很方便

拥有启动分区的磁盘称为启动磁盘或系统磁盘（C: 盘）

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13.3、坏块的管理

坏了、无法正常使用的扇区就是“坏块”。

这属于硬件故障，操作系统是无法修复的。应该将坏块标记出来，以免错误地使用到它

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对于简单的磁盘，可以在逻辑格式化时（建立文件系统时）对整个磁盘进行坏块检查，标明哪些扇区是坏扇区，比如：在 FAT 表上标明。（在这种方式中，坏块对操作系统不透明)

对于复杂的磁盘，磁盘控制器（磁盘设备内部的一个硬件部件）会维护一个坏块链表。

在磁盘出厂前进行低级格式化（物理格式化）时就将坏块链进行初始化。

会保留一些 “备用扇区”，用于替换坏块。这种方案称为扇区备用。且这种处理方式中，坏块对操作系统透明。

13.4、整体框架