1、文件和文件系统
文件管理：把所管理的程序和数据组织成一系列的文件，并能进行合理的存储、使用等操作。
1 ）基本概念
数据项：描述对象某种属性的字符集；是数据组织中可以命名的最小逻辑数据单位。
记录：一组相关数据项集合，描述对象某方面的属性；
关键字：一个记录中的一个或几个数据项的集合，用于唯一的标识一个记录。
文件：由创建者定义的、具有文件名的一组相关元素的集合。
有结构：由相关记录组成
无结构：字符流的形式
属性：类型、长度、物理位置、创建时间
2 ）文件类型
不同的系统对文件的管理方式不同，大多用扩展名标志文件类型，按如下几种方式分类文件
按用途：系统、用户、库文件
按数据形式：源文件、目标文件、可执行文件
按存取控制属性：只执行、只读、读写
按组织和处理方式：普通文件、目录文件、特殊（设备）文件
3）文件系统模型
系统管理文件模型
4）文件操作
操作系统提供哪些文件操作？
最基本的操作
创建/删除文件：分空间，形成FCB及目录（名，地址）
读、写：按名检索目录，找到文件地址，开始读、写
设置文件读写位置，实现随机存取（尤其适用于记录文件）
还需要：“打开”与“关闭”：文件读/写操作 = 检索 + 读/写。
每次读写前都要重复检索增大开销。所以为了方便对同一文件的多次读写，一次检索到文件后就在内存中记录其位置，避免重复检索。被记录下位置的文件就是“打开”文件；
不需要再操作文件时，通过“关闭”这个系统调用关闭文件——即从打开文件表上删除其路径信息即可。
其他操作：改名、改所属用户、改访问权限等属性的操作。
2、文件的逻辑结构
文件系统设计的关键要素：
如何构成一个文件，以及如何存储在外存。
文件结构：
文件的逻辑结构file logical structure：按用户观点如何组织数据；又称文件组织file organization
基本要求：检索速度高、方便修改、降低存储空间费用（不连续）
文件的物理结构：根据外存上的物理块的分配机制，记录文件外存的存储结构。用户感知不到的。
1）文件逻辑结构的类型
有结构文件（记录式）
①定长记录
②变长记录
如何组织记录：
顺序文件。系统需按该类型记录“长度”，通常定长。
索引文件。系统需为文件建立索引表。
索引顺序文件。建索引表，记录每组记录的第一个记录位置。
无结构文件（字符流式）
字节为单位，利用读写指针依次访问。
系统对该类文件不需格式处理。
文件的逻辑结构形成过程示例
①顺序文件
两种记录排列方式
串结构：按记录形成的时间顺序串行排序。记录顺序与关键字无关；
顺序结构：按关键字排序。
检索方法：
从头检索，顺序查找要找的记录，定长的计算相对快。
顺序结构，可用折半查找、插值查找、跳步查找等算法提高效率
具体的寻址过程：
第i条记录地址（定长） ：读写指针 + 记录长度： ptr + i*L
第i条记录地址（变长） ：扫描或读取前面0~i-1条记录
第i条记录地址（变长）变长记录数据前用1字节保存每条记录长度，顺序扫描，但不用把记录全扫描完
顺序结构记录按关键字排序，可按关键字检索
定长：结合折半查找算法等提高检索速度
变长：从第1个记录开始顺序扫描，直到扫描到要检索的关键字标识的记录（例如：数据库、文件系统的基于文件名排序的目录检索）
顺序文件的优缺点：
不方便随机存取某条记录，但适用批量存取的场合。
适合磁带等特殊介质。
单记录的查找、修改等交互性差；增减不方便（改进办法：把增删改的记录登记在一个事务文件中，在某段时间间隔后再与原文件合并更新）。
②索引文件
为了方便单个记录的随机存取，为文件建立一个索引表，记录每项记录在文件的逻辑地址及记录长度；该索引表按关键字排序，。
索引表内容：
索引号、长度、记录地址指针
检索效率
索引表本身即是个按记录键排序的定长顺序文件，所以能利用算法提高索引表检索速度
折半检索过程举例
1.给出用户关键字
2.检索索引表(设有n条记录,设一个索引表项占x字节)，则索引表的x*n/2字节处记录着n/2号记录的地址
3.根据第2步的地址，读一条记录，若记录中关键字不匹配，再判断找第n/4还是第n/2+n/4条记录
一个索引文件可以有多个索引表
为方便用户根据不同记录属性检索记录，为顺序文件建立多个索引表，每种能成为检索条件的域都配备一张索引表。
索引文件的优缺点
适用于变长记录，可提高检索速度，实现直接存取
索引表增加了存储开销
③索引顺序文件
既要方便，又要降低开销
本方式是最常见的一种逻辑文件形式。
将顺序文件的所有记录分组
还是建立索引表，但每个表项记录的是每组第1条记录的键值和地址。
组内记录仍按顺序方式检索和使用。
检索一条记录的过程：
先计算记录是在第几组，然后再检索索引确定组在哪里后，在组内顺序查找。
可利用多级索引，进一步提高检索效率。
④直接文件
给定键值（如学号）不需顺序检索直接得到记录的物理地址
用户对文件的操作由操作系统按文件结构分析执行
而操作归根到底要到外存中进行实质操作。
3、外存分配方式
目标：有效利用外存空间，提高文件访问速度
常用三种方式：
1）连续分配
为每一个文件分配一组相邻的盘块。
逻辑文件中的记录顺序与存储器中文件占用盘块的顺序一致。
优点：顺序访问容易，读写速度快
缺点：
会产生外存碎片。可紧凑法弥补，但需要额外的空间，和内存紧凑相比更花时间。
创建文件时要给出文件大小；存储空间利用率不高，不利于文件的动态增加和修改；
适用于变化不大顺序访问的文件，在流行的UNIX系统中仍保留了连续文件结构。如对换区
2）链接分配（不连续）
可以为每一个文件分配一组不相邻的盘块。
设置链接指针，将同属于一个文件的多个离散盘块链接成一个链表，这样形成的文件称为链接文件。会有链接成本。
优点：
离散分配，消除外部碎片，提高利用率
同时适用于文件的动态增长；修改容易
链接有两种形式：
①隐式链接
②显式链接（FAT--file allocationtable）
链接信息以信息表的形式显示存放
FAT表的相关计算
MS-DOS文件分配结构为例：
一个1.2M的磁盘，盘块512B大小；若文件系统采用FAT格式，则FAT表大小如何？
表项个数 = 盘块个数
= 容量 / 盘块大小 = 1.2 *220 / 29 = 1.2 *211 个
表项大小，决定于盘块数量编号需要的位数=12 位；
FAT表大小 = 表项个数 * 表项大小
= 1.2 *211 * 12 bit
= 1.2 *211 * 1.5B = 3.6KB
以半字节（0.5B=4b）为基本单位,表项需12位（1.5B）
FAT 与 NTFS 技术
早期MS-DOS：12位的FAT12文件系统
Windows95、98：升级到FAT32
Windows NT后：NTFS
物理磁盘分逻辑卷（分区），每卷都有一个单独区域存放自己的文件系统目录和FAT表。
1.FAT12
表项12位。能支持的硬盘容量仅为8M。
2^12(个)*512B*4（分区数）=2^23B=8M
磁盘容量不断增大，可将若干盘块组为一簇。以簇为单位分配空间
FAT表记录簇号，表项数量减少，一定程度上提高了检索速度，减少了指针开销，
但该改进有限，且会形成簇内碎片。12位的格式对磁盘容量仍有很大限制
2.FAT16
增加FAT表的项数，16位可管理的盘容量为2^16*64*512B(一簇含64个盘块)=2048M
若磁盘容量为8G，则每簇大小达到128K（8G/2^16）,簇内碎片最大会到128K。浪费严重。
3.FAT32
簇不能太大，只能继续增加表项位数，以记录更多数量
FAT32规定每簇4KB(即8个512B的盘块），该格式能管理的单个最大磁盘空间为2^32*4KB=2TB。
簇大小合适，空间利用率提高；但分配表的扩大使运行速度相对慢了；可支持长文件名；有最小空间管理限制，卷必须大于512M，单个文件长度不能大于4G，不能向下兼容。
4.NTF（New technology file system）
①采用64位磁盘地址，理论上支持2^64字节的磁盘分区；
②支持长文件名；
③系统纠容错功能
④提供数据一致性、文件加密、压缩等功能
磁盘组织
以簇为单位分配回收、但不规定盘块大小
磁盘格式化时确定卷的簇大小（物理磁盘扇区的整数倍），512M以内的小磁盘默认簇大小为512B，1G的默认大小为1KB。。。大多数情况是4KB
卷上簇编号为LCN，用户用到的簇顺序编成用户虚拟簇号VCN，NTFS可进行VCN到LCN的映射
文件组织
以卷为单位，将卷的所有文件信息、目录信息、可用未分配空间记录在主控文件表MFT中。
每个文件的信息对应一行，固定大小1KB，称为元数据
文件属性信息、文件数据较少时就直接写在MFT中；较多超出1KB时，记录存放这些信息的簇地址指针。
兼容性上也有不足
3）索引分配
链接的不足
顺序检索的时间成本：不能支持高效的盘块直接存取。要对一个文件进行直接存取，仍需在FAT中顺序的查找许多盘块号。
链接信息的空间成本：FAT需占用较大的内存空间。当磁盘容量较大时，FAT可能要占用数MB以上的内存空间。这是令人难以忍受的
改进：
系统运行时只涉及部分文件，FAT表无需全部调入内存
每个文件单独建索引表（物理盘块索引），记录所有分配给它的盘块号；
建立文件时，便分配一定的外存空间用于存放文件盘块索引表信息；
①单级索引分配
索引形式适合大文件
中、小型文件，只需若干链接即可。若用索引分配方式，用一个盘块存放少量索引信息反而不适用。
②多级索引
若文件较大，存放索引表也需要多个盘块（索引盘块）。
索引盘块亦需要按顺序管理起来
若索引盘块数量较少用指针链接的方式即可；
若索引盘块较多，需对索引盘块也采用索引方式管理，形成多级索引。
多级索引下的文件大小
若两级索引，盘块1KB，盘块号占4字节
一个盘块可存放的盘块号数有多少个
1KB/4B = 210/4 = 28 = 256（个）
二级索引下的文件可分配的最大盘块数
256 * 256 =26×210=64 K（个）
文件最大长度为
64K（个）*1KB=64MB
若盘块大小为4KB，单级索引允许文件最大长度为4MB（4K/4*4KB），二级索引则文件最大可达4GB（1K*1K*4KB）。
③混合组织索引（增量式索引组织方式）
多种索引方式相结合，以UNIX system V的索引结点为例：
一个索引结点定义为13个地址项：iaddr（0）~iaddr（12），总的来说分为两种：直接地址、间接地址
iaddr（0）~iaddr（9）存放直接地址，即存文件数据的盘块号；
iaddr（10）存放单级索引的索引盘块号；
剩余的用于文件较大时存放多级索引数据。
iaddr（11）存放二级索引的主索引盘块号
iaddr（12）存放三级索引的主索引盘块号
索引文件在顺序访问或随机访问中都比较灵活，是一种比较 好的文件物理结构，但也是需要一定的用于索引表的空间开销和检索文件索引的时间开销的。
UNIX系统是使用索引结构成功的例子。
通常一个系统中仅采用一种方式
采用的磁盘分配方式决定了文件的“物理结构”
顺序结构；链接式结构；索引式结构。
注意与逻辑结构名类似但不是一回事。
4、存储空间的管理
为实现存储空间分配，系统需要：
记住空闲存储空间使用情况；为空间设置相应的数据结构；
提供对存储空间分配、回收的操作手段。
典型的管理方法：
1）空闲表和空闲链表法
空闲表法
常用于连续分配管理方式
①数据结构
系统为外存上的所有空闲区建立一张空闲表
每个空闲区对应一个空闲表项（表项包括序号、空闲区的第一个盘块号、空闲盘块数等。）
将所有空闲区按其起始盘块号递增的次序排列，如右图。
空闲盘块表
②存储空间的分配与回收操作
与内存的动态分配类似，同样可采用首次适应算法、循环首次适应算法等。
回收主要解决对数据结构的数据修改。
应该说明，虽然很少采用连续分配方式，然而在外存的管理中，由于它具有较高的分配速度，可减少访问磁盘的I/O频率，故它在诸多分配方式中仍占有一席之地。（如实现虚拟用的部分外存就是连续分配方式）
空闲链表法
将所有空闲盘区拉成一条空闲链。
①数据结构：链
根据构成链所用基本元素的不同，可把链表分成两种形式：
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。
因创建文件而请求分配空间时，系统从链首依次摘下适当数目的空闲盘块分配给用户。
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。
优点：分配和回收一个盘块的过程非常简单，但为一个文件分配盘块时，可能要重复操作多次。
空闲盘区链
将所有空闲盘区拉成一条链。每个盘区上含有：
指示下一空闲盘区的指针、本盘区大小等信息
分配通常采用首次适应算法。回收盘区时，将回收区与相邻的空闲盘区相合并。
为提高检索速度，可以采用显式方法，为空闲盘区建立一张链表放在内存中。
分配、回收操作涉及的链式数据结构的处理方便
空闲盘块链
分配回收简单。链表长，大量分配时需要操作的指针多
空闲盘区链
链表长度不定，分配时操作的指针数量相对较少，但分配回收操作相对复杂。
2）位示图法——位示图
利用二进制的一位来表示一个盘块的使用情况。
值为0表示对应的盘块空闲，为1表示已分配。有的系统则相反。
磁盘上的所有盘块都有一个二进制位与之对应，这样由所有盘块所对应的位构成一个集合，称为位示图。
总块数=m*n。可用m*n个位数来构成位示图，可看成是二维数组（数据结构）。
盘块的分配与回收
根据位示图进行盘块分配：
1）顺序扫描位示图。找到为0的二进制位。
2）将所找到的一个或一组二进制位，转换成与之对应的盘块号。进行分配操作。
盘块号计算公式为：盘块号 = 列总数*（i-1）+ j;
（注意下标i，j从1开始）
3）修改位示图。
根据位示图进行盘块回收：
1）将回收盘块的盘块号转换成位示图中的行号和列号。转换公式为：i=(盘块号-1)div列数+1；j=(盘块号-1)mod列数+1
Div 求商，mod 取余，公式中的i、j都是从1开始的 （如12号盘块转换后为1，12）
2）修改位示图。
优点：从位示图中很容易找到一个或一组相邻接的空闲盘块。
但限于容量问题，常用于微型机和小型机中。
3）成组链接法
大型文件系统，空闲表或空闲链表太长不方便管理操作。
UNIX系统中采用成组链接法，这是将两种方法结合而形成的一种空闲盘块管理方法。
中心思想：
所有盘块按规定大小划分为组；
组间建立链接；
组内的盘块借助一个系统栈可快速处理，且支持离散分配回收。
空闲盘块成组链接示意图
所有空闲盘块，被分成若干个组
设有10000个盘块，每100个分为1组，则分成100个组。201-7999为文件区
各组链接起来。
成组链接法
链表长度上限固定
组内的盘块借助一个系统栈可快速处理，且分配回收比较简单。
支持离散分配回收。
①空闲盘块的组织
空闲盘块号栈。
用来存放当前可用的一组空闲盘块的盘块号（最多含100个号）
栈中尚有的空闲盘块号数N。
（N兼具栈顶指针用。栈底为S.free(0)，栈满时栈顶到达S.free(99)，N=100，表示有100个盘块供使用。
链接
每一组的第一个盘块记录下一组的盘块号，形成了一条链。
总将链的第一组盘块总数和所有的盘块号，记入栈，作为当前可供分配的空闲盘块号。
②空闲盘块的分配与回收
分配盘块时，须调用分配过程来完成。
先检查空闲盘块号栈是否上锁，如没有，便从栈顶取出一空闲盘块号，将与之对应的盘块分配给用户，然后将栈顶指针下移一格。
若该盘块号已是栈底，即S.free(0)，到达当前栈中最后一个可供分配的盘块号。
读取该盘块号所对应的盘块中的信息：即下一组可用的盘块号入栈。
原栈底盘块分配出去。修改栈中的空闲盘块数。
回收
回收盘块号记入栈顶，空闲数N加1
N达到100时，若再回收一块，则将该100条信息填写入新回收块。
文件控制块—FCB
为了能对一个文件进行正确的存取，必须为文件设置用于描述和控制文件的数据结构，称之为“文件控制块”（FCB）
文件与文件控制块一一对应
记录文件名及其存放地址、文件的说明和控制信息。（是谁？在哪里？什么权？）
文件管理程序借助于文件控制块中的信息对文件施以各种操作。
把文件控制块的有序集合称为文件目录，即一个文件控制块就是一个目录项。通常一个文件目录也被看作是一个文件，称为目录文件。
5、目录管理
对文件实施有效的管理，必须对它们加以妥善组织，主要是两大操作：
（1）基本信息记录(FCB,目录项)
（2）方便检索、管理（目录操作）
目录管理的要求如下：
实现“按名存取”；（最基本功能）
提高对目录的检索速度；
文件共享；
允许文件重名。
1）FCB内容
在文件控制块中，通常含有以下三类信息。
①基本信息类
包括文件名，文件物理位置（对于连续文件：文件起始块号；对于链接文件：指向第一个物理块的指针；对于索引文件：索引表地址。），文件逻辑结构，文件的物理结构。
②存取控制信息类
包括文件主的存取权限，核准用户的存取权限和一般用户的存取权限。
③使用信息类
建立日期和时间、文件上次修改的日期和时间
当前使用信息：打开该文件的进程数、是否被进程锁住、是否已修改等。
MS-DOS的文件控制块举例
关于文件检索的速度：
文件FCB组成的“目录”文件存放于磁盘；需要时，要从磁盘将目录内容调入内存进行检索和使用。
2）索引结点
索引结点的引入
文件目录占越大量的盘块，需进行的磁盘读写开销越大。减少实际检索的信息量就减少移动磁头的开销，提高速度；
目录一般是按名检索。而直到找到正确文件前，只关心文件名，不需要其它的文件描述信息，目录中这部分内容的调入不是必须的。
所以：将文件名、文件具体信息分开，使文件描述信息单独形成一个索引结点。
索引结点由外存到内存的过程中有不同的形式：
磁盘索引结点
存放在磁盘上的索引结点。主要包括以下内容：文件主标识符、文件类型、文件存取权限、文件物理地址、文件长度、文件连接计数、文件存取时间。
内存索引结点
文件被打开后，将磁盘索引结点拷贝到内存索引结点中以便使用。比磁盘索引结点增加了以下内容：索引结点编号、状态、访问计数、文件所属文件系统的逻辑设备号、链接指针。
３） 目录结构
目录结构的组织，关系到文件系统的存取速度，也关系到文件的共享性和安全性。
组织好文件的目录，是设计好文件系统的重要环节。
目前常用的目录结构形式有
①单级目录结构（Single-Level Directory）
最简单的目录结构。
整个文件系统中只建立一张目录表，每个文件一个目录项，含有文件相关信息。
每建立一个新文件：
先检索所有的目录项，保证文件名唯一。
获得一空白目录项，填入相关信息，修改状态位（表明每个目录项是否空闲）。
删除一个文件：
找到对应目录项，回收文件所占用空间
清除目录项
优点：简单、能实现目录管理的基本功能——按名存取。
缺点：
a.文件检索时需搜遍整个目录文件，范围大速度慢。
b.不允许重名。名字过多难于记忆，对于多用户环境重名难以避免。
c.不便于实现文件共享（因为不能重名，不同用户使用的共享文件必须不同名字，标识哪些用户共享文件也不方便），一般只适用单机环境。
②两级目录结构（ Two-Level Directory ）
为每一个用户建立一个单独的用户文件目录UFD，UFD由用户所有文件的文件控制块组成。
系统建立一个主文件目录MFD， MFD中每个用户目录文件都占有一个目录项，其中包括用户名和指向UFD的指针。
两级目录的特点
基本克服了单级目录的缺点，并具有以下优点：
a.提高了检索目录的速度。
b.在不同的目录中可重名。
c.不同用户还可以使用相同/不同的文件名来访问系统中的同一个共享文件。
不提供子目录操作，还不方便；各用户之间被完全隔离的话用户访问其他用户文件时，不方便合作。
③多级目录结构
适用于较大的文件系统管理。又称为树状目录(tree-like)
在文件数目较多时，便于系统和用户将文件分散管理。
层次结构更清晰、提供更灵活的权限管理等
但目录级别太多时也会增加路径检索层次，增加磁盘访问时间。
Tree-Structured Directories
（树型目录）
相关名词：
目录结构
主目录称为根目录，数据文件为树叶，其它目录为结点。多级目录缩小检索范围提高检索速度和文件系统的性能。
路径名
从根目录到任何数据文件都只有一条唯一通路。目录文件名和数据文件名依次用“/”连接起来，即构成数据文件的路径名。
当前目录
为每个进程设置一个“当前目录”，又称“工作目录”。
从当前目录开始，逐级经过中间的目录文件，最后达到要访问的数据文件。这一路径上的目录和数据文件名用“/”连接成路径名，称为相对路径名。
从根开始的路径名称为绝对路径名
4）目录查询技术
用户要访问一个已存文件
目录数据调入内存；
按名检索：系统利用提供的文件名对目录(根据目录层次，需要做的检索次数也不同)进行查询
找该文件控制块
读FCB或对应索引结点；
从文件物理地址换算出文件在磁盘上的物理位置；
最后通过磁盘驱动程序，将所需文件读入内存。
目录查询方式：线性检索法和Hash方法。
线性检索法
又称为顺序检索法。
单级目录中
用户提供文件名，顺序查找文件目录。
树型目录中
用户提供路径名，如/user/ast/mbox
对多级目录进行逐层查找。
Hash方法
曾介绍的Hash文件。
如果建立了一张Hash索引文件目录，便可利用Hash方法进行查询
系统将用户提供的文件名变换为文件目录的索引值，再利用该索引值到目录中去查找，将显著的提高检索速度。
对于使用通配符的文件名系统无法利用Hash法检索目录，还是需用线性查找法。
6、文件共享与保护
1）文件共享
多个用户共享一份文件，只保留文件的一份副本，节约存储空间
共享范围：单机系统/多主机系统/网络范围
20世纪六七十年代，出现了若干文件早期共享方法，绕弯路法、连访法等，逐渐发展为现代一些共享方式
①索引结点法
基本FCB法：
名+详细信息。
直接在文件目录中包含文件的物理地址，该方法实现的共享不适用文件动态变化。一个用户对文件的修改（如物理块号增加），对其他用户不可见，共享文件的FCB信息记录同步更新困难。
文件名+索引结点指针。
一个用户修改指针指向地址里的内容，指针不变，其他用户通过指针总能感知索引结点中的最新内容
索引结点中增加count计数
主人删除操作问题：
删，共享用户访问错误；不删，计费问题。
②符号链法
创建一个link类型的文件：“文件名+共享文件路径”（类似快捷方式）
文件主人删除文件，共享者只会出现找不到文件错误。不会发生共享文件删除后出现悬空指针的情况。
该方法适用于网络文件共享，但根据路径检索共享文件的目标位置增加了访问开销，link文件独占索引结点也耗费一定的空间。
无论哪种共享，链接就对应一个文件，如果遍历复制整个目录内的文件，可能会从多条路径对共享文件进行多次访问
2）磁盘容错（SFT，system fault tolerance）
防止磁盘故障造成的文件不安全
SFT I:磁盘表面故障
双目录、双文件分配表（空间冗余）
写后读校验、热修复重定向（时间操作冗余）
写入磁盘后再读回内存做一致性校验
热修复写过程：从坏道重定向到专区并记录
SFT II：磁盘驱动器、控制器故障
驱动器故障：磁盘镜像
控制器故障：磁盘双工——并行控制器，分离搜索加快读取
SFT III：高级容错技术
双机热备份
双机互备份
公用磁盘模式
数据一致性
一个数据分别存储到多个文件中，典型的如数据库
保证数据一致性：高可靠存储器（冗余保证稳定，磁盘双工）+ 一致性软件
概念
事务：对数据各处保存位置访问、修改使其维持一致性的一次操作。
事务记录：记录事务运行时数据项修改全部信息的数据结构：事务名、数据项名、旧值、新值。
恢复算法：利用事务记录表处理已完成、未完成事务。
检查点：每隔一段时间，将内存中的事务记录表、已修改数据、检查点输出到稳定存储器，
并发控制
重复数据的一致性
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