[操作系统]文件管理 文件逻辑结构 物理结构 磁盘基础

文件管理

文件系统基础

数据项

基本数据项 ：可命名的最小数据单位，原子数据，有数据类型。–数据库中的字段。如：学号、姓名、年龄等。

组合数据项：由若干数据项组成，如工资。

记录：

一组相关数据项集合，用于描述一个对象在某方面的属性。主关键字（关键字）用于标识一个记录。

文件

由创建者定义，具有文件名的一组相关元素的集合。文件名是文件的标识符号。

有结构文件由若干相关记录组成；无结构文件被看成是一个字符流。

文件属性

文件名：同一个目录下不允许有重名文件

标识符：一系统内各文件的标识符唯一，对用户而言没有可读性，因此标识符只是OS用于区分各个文件名的一种内部名称。

类型：表明文件类型

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

文件组织结构

无结构文件(流式文件)

有结构文件(记录式文件)

数据项是文件系统中最基本的数据单位

文件间组织结构

用户可以逐层创建目录，各层目录中存放相应的文件。系统中的各个文件通过层层目录合理有序组织起来。目录本身也是一种特殊的有结构文件(由记录组成)

操作系统应该为文件管理提供哪些功能

1. 创建文件，create系统调用
2. 读文件，read系统调用
3. 写文件，write系统调用
4. 删除文件，delete系统调用
5. 打开文件
6. 关闭文件

文件应如何放于外存

外存也由一个个存储单元组成，每个存储单元可以存储一定量的数据，每个存储单元对应一个物理地址。

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。文件的逻辑地址也可分为(逻辑块号，块内地址)，操作系统同样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。

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

文件系统实现

文件逻辑结构

逻辑结构：用户角度，文件内部的数据应该是如何组织起来的。

物理结构：操作系统角度，文件数据应该如何存放在外存中。

无结构文件

文件内部数据是一系列二进制流或字符流组成。又称为流式文件。

有结构文件

由一组相似的记录组成。又称为记录式文件。每条记录由若干个数据项组成。一般来说，每条记录由一个数据项可作为关键字。

根据各条记录的长度(占用的存储空间)是否相等，可分为定长记录和可变长记录两种。

有结构文件的逻辑结构

顺序文件

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

默认各记录在物理上顺序存储

1. *串结构：*记录之间的顺序与关键字无关 按存入时间决定记录的顺序
2. *顺序结构：*记录之间的顺序按关键字顺序排列

是否可以进行随机存取

链式存储：无论是定长还是可变长，都无法实现随机存取，每次只能从第一个记录开始依次向后查找

顺序存储

​ 可变长记录：无法实现随机存取，每次只能从第一个记录开始依次往后查找

​ 定长记录：

1. 可实现随机存取。
2. 若采用串结构，无法快速赵铎某关键字对应记录
3. 若采用顺序结构，可以快速找到某关键字对应的记录(如折半查找)

*考题中顺序文件：*物理上顺序存储的顺序文件。

顺序文件的缺点：增加/删除一个记录比较困难

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；若再能保障记录的顺序结构，则可实现快速检索(根据关键字快速找到对应记录)

索引文件

为了解决可变长记录在查找第i个记录，必须先查找前i-1个记录

建立一张索引表以加快文件索引速度。每条记录对应一个索引项。索引表项物理上连续存放

文件中的记录在物理上可以离散存放。

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，若关键字顺序排列，则还可以支持按照关键字折半查找。

因此主要用于对信息处理的及时性要求比较高的场合。

此外，可以使用不同的数据项建立多个索引表。

索引顺序文件

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8b，而每个索引项占32字节，那么索引表比文件内容本身大，降低了存储空间利用率。

索引顺序文件是索引文件和顺序文件思想的结合。索引顺序文件中，同样为文件建立一张索引表，但不像索引文件每个记录对应一个索引表项，而是一组记录对应一个索引表项。

索引表示定长记录的串结构顺序文件。

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，平均查找5000个记录

若采用索引顺序文件结构，可把10000个记录分为100组，每组100个记录。则需要先顺序查找索引表找到分组(100个分组，平均查50次)，找到分组后，再在分组中顺序查找记录(每组100个记录,平均查找50次)。可见使用索引顺序文件结构后，平均查找100次。

多级索引顺序文件

可以为顺序文件建立多级索引表。

目录结构

文件控制块

一个文件目录项就是一个FCB。多个FCB组成文件目录。

FCB中包含文件的基本信息(文件名，物理地址，逻辑结构，物理结构)，存储控制信息(是否可读/写，禁止访问的用户名单等)，使用信息(建立时间，修改时间)

最重要的是文件名，文件存放的物理地址。

FCB实现了文件名和文件之间的映射，使得用户可以实现按名存取

需要对目录进行哪些操作：

1. 搜索：当用户要使用哪个文件时，系统要根据文件名搜索目录，找到该文件对应的目录项
2. 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新目录项
3. 删除文件：删除一个文件时，需要在目录中删除对应的目录项
4. 显示目录：用户可以请求显示目录的内容，如显示该目录中所有文件及相应属性。
5. 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对应的目录项。

单级目录结构

早期OS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，但不允许文件重名。

创建文件时，需要先检查目录项中有无重名文件，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插入目录表中。

不使用与多用户操作系统

两级目录结构

早期的多用户操作系统，采用两级目录结构。分为主文件目录和用户文件目录

允许不同用户的文件重名，但是对应不同的文件

可以在目录上实现访问限制(检查此时登陆的用户名是否匹配)。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。

多级目录结构

树形目录结构。

用户或用户进程要访问某个文件时需要用文件路径名标识文件，文件路径名是个字符串。各级目录之间以/隔开。从根目录出发的路径称为绝对路径。

引入当前目录和相对路径后，磁盘I/O次数减少，提升了访问文件的效率。

缺点：可以很方便地对文件进行分类，层次结构清晰，也能有效地进行文件的管理和保护。单树形结构不便于实现文件结构的共享。为此，提出了无环图目录结构。

无环图目录结构

在树形结构的基础上，增加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。可以更方便地实现多个用户间的文件共享。

可以使用不同的文件名指向同一个文件，甚至指向同一个目录(共享同一目录下所有内容)

需要为每个共享结点设置一个共享计时器，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。

当且仅当共享计时器减为0时，才删除结点。

差别：

共享文件不同于复制文件。在共享文件中，由于各用户指向同一个文件，因此只要其中一个用户修改文件数据，那么所有用户都可以看到文件数据变化。

索引结点(FCB的改进)

实际查找过程中，只需要用到文件名信息，文件名匹配时，才需要读出文件的其他信息。因此可以考虑让目录表瘦身来提升效率。

索引结点：除了文件名之外的文件描述信息都放到索引结点中。每个文件都存在唯一索引结点

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。

文件物理结构

文件分配方式

即文件数据应该如何存放在外存中。

操作系统决定

文件块、磁盘块

在外存管理中，为了方便对文件数据的管理，文件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分为*(逻辑块号，块内地址)*的形式。

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

内存与磁盘之间的数据交换(即I/O)都是以块为单位进行的。即每次读入一块，或每次写出一块。

操作系统为文件分配存储空间都是以块为单位。

用户通过逻辑地址来操作自己的文件，OS要负责实现从逻辑地址到物理地址的映射。

连续分配

要求每个文件在磁盘上占有一组连续的块。

(逻辑块号，块内地址) -> (物理块号，块内地址)。只需要转换块号就行，块内地址保持不变。

用户给出要访问的逻辑块号，OS找到该文件对应的目录项FCB

物理块号 = 起始块号 + 逻辑块号

当然，还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)

优点

1. 连续分配方式支持顺序访问和直接访问(随机访问)。

读取某个磁盘块时，需要移动磁头。访问两个磁盘块相隔越远，移动磁头所需的时间就越长。

2. 连续分配的文件在顺序读/写时速度最快。

缺点

1. 物理上采用连续分配的文件不方便扩展。

2. 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

   可以使用紧凑来处理碎片，但是要耗费很大的时间代价。

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，分为显式链接和隐式链接两种。

题目中未指明显式或隐式则默认链接为隐式链接分配

隐式链接

目录中记录了文件存放的起始块号和结束块号。也可增加一个字段来表示文件的长度。

除了文件的最后一个磁盘块外，每个磁盘块中都会保存指向像一个盘块的指针。这些指针对用户是透明的。

实现文件逻辑块号到物理块号的转变

1. 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)

2. 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号块存放的物理块号，以此类推。

   读入i号逻辑块，总共需要i+1次磁盘I/O

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

需要扩展文件时,随便找到一空闲盘块，挂到文件的磁盘块链尾，并修改文件的FCB。

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章表中。即 文件分配表(FAT File Allocation Table)

目录中只需要记录文件的起始块号。

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藏的。

​

实现文件的逻辑块号到物理块号的转变

1. 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)。。

2. 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。逻辑块号转换为物理块号的过程不需要读磁盘文件。

   

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号块时无需访问之前的0 - i-1号逻辑块，由于块号转换的过程不需要访问磁盘，因此相较于隐式链接，访问速度快很多。

优点

1. 方便进行文件扩展，不会有碎片问题，外存利用率高，并且支持*随机访问。*相较于隐式链接而言，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

1. 文件分配表需要占用一定的存储空间。
   

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面之间的映射关系)。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。

可以使用固定长度表示物理块号(如：假设磁盘总容量为1TB = 2⁴⁰B,磁盘大小为1KB，共有2³⁰个磁盘块，则可用4B表示磁盘块号)，因此索引表中的逻辑块号是隐含的。

实现文件的逻辑块号到物理块号的转换

1. 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)
2. 从目录项中可知索引表存放位置，将索引表从外存读入内存，并查找索引表即可知i号逻辑块在外存中的存放位置。

*索引分配方式可以支持随机访问。文件扩展也很容易实现，(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。

若每个磁盘块1KB，一个索引表项4B，则一个磁盘块只能存放256个索引项。

若一个文件的大小超过了256块，那么一个磁盘块时装不下文件的整张索引表的，解决问题方法。

1. 链接方案
2. 多层方案
3. 混合索引

链接方案

若索引表太大，一个索引块装不下，那么可以将多个索引表链接起来存放。

多级索引

建立多层索引(类似于多级页表)。使第一层索引块指向第二层索引块。还可根据经文件大小的要求再建立第三层，第四层索引块。

若采用多层索引，各层索引表大小不能超过一个磁盘块

若某文件采用2层索引，则该文件的最大长度可以达到 256X256X1KB = 64MB

可根据逻辑块号算出应该查找索引表中的哪个表项。

如：要访问1026号逻辑块，则

1026/256 = 4 ,1026%256 = 2

因此可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。访问目标数据块，需要3次磁盘I/O

结论：若采用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：即使是小文件也需要K+1次读磁盘。

混合索引

包含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)

若顶级索引表还未读入内存

访问0-7号逻辑块：读2次磁盘

访问8-263号逻辑块：读3次磁盘

访问264-65799号逻辑块：读4次磁盘

对于小文件，只需要较少的读磁盘次数就可以访问目标数据块。

总结

文件的逻辑结构VS物理结构

逻辑结构：用户角度，文件内部的数据应该是如何组织起来的。 用户决定文件如何存储。

物理结构：操作系统角度，文件数据应该如何存放在外存中。**OS决定文件内容如何存在盘块上。

顺序文件可采用顺序存储/链式存储。

链式存储的顺序文件采用链接分配

对OS而言，盘块内容无意义。按照盘块大小拆分后，进行数据读取即可。

文件存储空间管理

存储空间的划分与初始化

将物理磁盘划分为一个个的文件卷(逻辑卷，逻辑盘)。

存储空间的初始化：将各个文件卷划分为目录区，文件区。

目录区主要存放文件目录信息FCB，用于磁盘存储空间管理的信息。

文件区用于存放文件数据

管理方法

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类似，为一个文件分配连续的存储空间。同样可以采用首次适应，最佳适应，最坏适应等算法来决定要为文件分配哪个区间。

如何回收磁盘块：与内存管理中的动态分区分配类似，当回收某个存储区时有4种情况。

1. 前后都无相邻空闲区
2. 前有后无
3. 前无后有
4. 前后都有

注意表项合并问题

空闲链表法

空闲盘块链

以盘块为单位组成一条空闲链

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。

由操作系统保存链头，链尾指针。

如何分配：若文件申请K个盘块，则从头开始依次摘下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。

空闲盘区链

以盘区为单位组成一条空闲链

盘区：连续的空闲盘块

离散，连续分配都适用。为一个文件分配多个盘块时效率更高

由操作系统保存链头，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块区，分配给文件。

若没有合适的连续空闲块，也可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：

若会收区与某个空闲盘区相邻，则需要将回收区合并到空闲盘区中。若会收取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。

位示图法

每个二进制位对应一个盘块。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，如本例中一个字的长度为16位。字中每个位对应一个盘块。因此可以用*(字号，位号)对应一个盘块号。有些题目中也称为(行号，列号)*

一个字长一行

连续分配，离散分配都适用

需要自己能推出盘块号与(字号，位号)相互转换的公式

*注意：*盘块号，字号，位号到底是从0开始还是1开始。

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、位号算出对应盘块号，将对应盘块号分配给文件；
3. 将相应位设置为1。

如何回收

1. 根据要回收的盘块号计算出对应的字号、位号；
2. 将相应的二进制位设为0。

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系统中采取了成组链接法对磁盘空闲块进行管理。

空闲盘块的组织

1. 空闲盘块号栈。用于存放当前可用的一组空闲盘块号，以及栈中尚有的空闲盘块数。最多100个。
2. 所有空闲盘块分为若干组。每组最多100个空闲盘块。
3. 将每一组含有的盘块总数N和该组的所有盘块号，记入其前一组的第一个盘块中，这样，由各组的第一个盘块链成一个链。
4. 第一组的盘块总数和盘块号，记入空闲盘块栈中，作为当前可分配盘块。
5. 最后一组只有99个盘块号，最后一个盘块号为0，代表链表结束。

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。并且保持内存与外存中的超级块数据一致。

每个超级块第一个位置存放下一个空闲盘块的盘块号；每个超级块内的空闲盘块号可不连续

最后一个超级块的容量比其他的少

如何进行磁盘块分配：

需要一个空闲块

1. 检查第一个分组的块树是否足够 1 < 100 是足够的。
2. 分配第一个分组中的1各空闲块，并修改相应数据。

需要100个空闲块

1. 检查第一个分组的块数是否足够。 100=100 足够
2. 分配第一个分组中的100个空闲块。但是由于300号块内存放了下一组的信息，因此300号块的数据需要复制到超级块中。

如何回收

假设每个分组最多100个空闲块，此时第一个分组已经有99个块，还要回收一块。

将空闲块插到第一组中

假设此时第一个分组已满，还要再回收一块。

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。

文件的基本操作(知道即可)

创建文件

调用Create系统调用

需要提供的参数：

1. 所需的外存空间大小
2. 文件存放路径
3. 文件名

OS在处理Create系统调用时的主要操作：

1. 在外存中找到文件所需的空间
2. 根据文件存放路径的信息找到该目录对应的目录文件，在目录中创建该文件对应的目录项。

删除文件

调用delete系统调用

需要提供的参数：

1. 文件存放路径
2. 文件名

操作系统在处理Delete系统调用时的主要操作：

1. 根据文件存放路径找到对应的目录文件，从目录中找到文件名对应的目录项
2. 根据该目录项记录的文件在外存的存放位置，文件大小信息，回收文件占用的磁盘块
3. 从目录表中删除文件对应的目录项

打开文件

需要提供的参数：

1. 文件存放路径
2. 文件名
3. 要对文件的操作类型

操作系统在处理Open系统调用时的主要操作：

1. 根据文件存放路径找到对应的目录文件，从目录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。

打开文件时，并不会吧文件数据直接读入内存。索引号也称为文件描述符

关闭文件

操作系统在处理Close系统调用时的主要操作：

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

读文件

需要指明是哪个文件，还需指明要读入多少数据，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系统调用时的主要操作：

1. 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。

写文件

需要指明是哪个文件，还需要指明要写出多少数据，写回外存的数据要放在内存中的什么位置。

操作系统在处理Write系统调用时的主要操作：

1. 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。

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。

基于索引结点的共享方式(硬连接)

基于符号链的共享方式(软连接)

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。

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。

硬连接

基于索引结点的共享方式。

索引结点是一种文件目录瘦身策略。由于检索文件时只需要用到文件名，因此可以将处理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，索引结点和指针。

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，或说有两个用户在此共享此文件。

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-1。

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

若 count=0时，系统负责删除文件。

软链接

记录某个文件的存放路径。类似快捷方式。 Link类型

在一个Link型的文件中记录共享文件的存放路径

操作系统根据路径层层查找，最终找到共享文件。

即使软链接指向的共享文件已删除，Link类型文件依然存在，只是通过Link型文件中的路径去查找共享文件会失败。

由于用软链接的方式共享文件时要查询多级目录，会有多次磁盘I/O。

文件保护

保护文件数据安全

文件不受物理损坏

避免文件被非法访问

口令保护

为文件设置一个口令，用户请求访问该文件时必须提供口令。

口令存放于系统中

口令一般存放在文件对应的FCB或者索引结点中。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，若正确，则允许该用户访问文件。

优点：保存口令的空间开销不多，验证口令的时间开销也小。

缺点：正确的口令存放在系统内部，不够安全。

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加密。

*优点：*保密性强，不需要再系统中存储密码

*缺点：*编码/译码，或者说加密/解密需要花费一定时间。

访问控制

在每个文件的FCB(或所有结点)中增加一个访问控制表(Access-Control List，ACL)，该表中记录各个用户可以对该文件执行哪些操作。

计算机中可能有多个用户，因此访问控制列表可能会很大，可以使用精简的访问列表解决该问题。

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，系统就会检查该用户所属的分组是否有相应的访问权限。

需要非本组权限，则修改该文件分组。

*优点：*实现灵活可以实现复杂的文件保护功能。

若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

文件系统的层次结构

**用户接口：**需要向上层的用户提供一些简单易用的功能接口。该层就是用于处理用户发出系统调用的请求(Read,Write等)。

**文件目录系统：**用户是通过文件路径来访问文件的，因此这一层需要根据用户给出的文件路径找到对应的FCB或缩印结点。所有和目录、目录项相关的管理工作都在本层完成。如：管理活跃的文件目录表，管理打开文件表等。

**存取控制模块：**为了保证文件数据安全，还需要验证用户是否有访问权限。这一层主要完成了文件保护相关功能。

**逻辑文件系统与文件信息缓冲区：**用户指明要访问的文件记录号，这层需要将记录号转换为对应的逻辑地址。

**物理文件系统：**该层需要把上层提供的文件逻辑地址转换为实际的物理地址。

磁盘组织与管理

磁盘的结构

磁盘、磁道、扇区的概念

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。

磁道是一圈一圈的。

每个磁道被划分为扇区，每个扇区就是一个磁盘块。每个扇区的数据量相同。对应的每个磁道的数据量相同。越靠近内侧磁道密度越大。

如何在磁盘中读/写数据

1. *磁头移动时间：*移动磁头到所需要扇区所在的磁道
2. *旋转延迟时间：*在对应磁道上找到扇区的时间
3. *数据读取时间：*对扇区进行读写的时间

盘面与磁盘物理地址

所有盘面中相对位置相同的磁道组成柱面。

每个磁盘片的一面称为一个盘面。

可用*(柱面号，盘面号，扇区号)来定位任意一个磁盘块*，在文件的物理结构中，提到的文件数据存放在外存的几号块，就可以转换成(柱面号，盘面号，扇区号)。

磁盘的分类

可更换盘磁盘

固定盘磁盘

磁盘调度算法

一次磁盘读/写操作需要的时间

寻道时间：在读/写数据前，将磁头移动到指定磁道所花的时间。

1. 启动磁头臂需要时间，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。

   寻道时间 = s + mn

延迟时间：通过旋转磁盘，使磁头定位到目标扇区所需要的时间。假设磁盘转速为r(转/s)，则

平均旋转延迟时间 = (1/2)*(1/r) = 1/2r

传输时间：从磁盘读出或向磁盘写入数据所经历的时间，假设磁盘的转速为r，此次读/写的字节数为b，每个磁道上的字节数为N。

传输时间 = (1/r)*(b/N)

总的平均存取时间 = 寻道时间 + 平均旋转延迟时间 + 传输时间

延迟和传输时间 操作系统无法优化

磁盘调度算法

先来先服务FCFS

根据进程请求访问磁道的先后顺序进行调度

*优点：*公平，如果请求访问的磁道比较集中的话，算法性能还可。

*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。

最短寻找时间优先SSTF

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。贪心算法

*优点：*性能较好，平均寻道时间短；

*缺点：*可能产生饥饿现象。产生饥饿原因：磁头在一个小区域内来回地移动

扫描算法SCAN

SCAN算法思想：只有磁头移动到最外侧磁道时候才能往内移动，移动到最内侧磁道的时候才能往外移动。也叫电梯算法。

*优点：*性能较好，平均寻道时间较短，不产生饥饿现象

缺点：

1. 只有达到最边上的磁道时才能转变磁头移动方向；
2. SCAN对于各个位置磁道的响应频率不平均

Look调度算法

如果在移动方向上已经没有别的请求，就可以立即改变磁头方向。(边移动边观察)。

*优点：*使得寻道时间进一步缩短。

循环扫描算法C-SCAN

解决对于各个磁道的响应频率不平均。

只有磁头朝特定方向移动时候才处理磁道访问请求，返回时直接快速移动至起始端而不处理任何请求。

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方向；并且返回时候不需要返回到最边缘的磁道。比起SCAN，平均寻道时间更长。

C-LOOK算法

在C-SCAN算法的基础上，若磁头移动方向上已经无磁道访问请求，则立即让磁头返回。并且磁头只需要返回到有磁道访问请求的位置即可。

若无特别说明：SCAN就是LOOK算法 C-SCAN 就是 C-LOOK算法

减少磁盘延迟时间的方法(了解即可)

交替编号

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。

问题：

结论：磁头读入一个扇区数据后需要1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。

磁盘结构的设计

磁盘的物理地址是(柱面号，盘面号，扇区号)的原因是：减少磁头移动消耗的时间

若物理地址是(盘面号，柱面号，扇区号)，且需要连续读物理地址(00,000,000) - (00,001,111)的扇区；

(00,000,000) - (00,000,111) 转2圈可读完

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

错位命名

若相邻盘面的相对位置相同处扇区编号相同

会增加延迟时间。

采用错位命名时

磁盘管理

磁盘初始化

1. 低级格式化：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512B大小)、尾 三个部分。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，校验码用于校验扇区中的数据是否发生错误。
2. 将磁盘分区：每个分区由若干个柱面组成
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)，

引导块

计算机开机工作时，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。

初始化程序可以存放在ROM中。ROM中的数据在出厂时候就写入了，并且以后不能再修改

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。

坏块的管理

无法正常使用的扇区就是坏块。属于硬件故障，操作系统无法修复。应将坏块标记出来，以免错误的使用到它。

简单的磁盘，进行逻辑格式化时(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上标明。(坏块对OS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。

并保留一些备用扇区，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OS透明