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转自：网络

一、文件系统结构

磁盘的逻辑单元为块，内存和磁盘之间的I/O传输以块为单位执行。

磁盘的特点

1. 1可以原地重写，可以从磁盘上读一块儿，修改该块，并将它写回到原来的位置

2. 可以直接访问磁盘上的任意一块。因此，可以方便地按顺序或随机访问文件

文件系统需要提供高效快捷磁盘访问，以便轻松存储、定位、提取数据。即存储文件、访问文件

文件系统有两个不同的设计问题

1. 访问问题：如何定义文件系统对用户的接口

2. 存储问题：创建数据结构和算法，把逻辑文件系统映射到物理外存设备

文件系统本身通常由许多不同层组成。每层实际利用更低层功能，创建新的功能，以用于更高层的服务。

设备驱动程序可以作为翻译器，他的输入作为高级指令，输出由底层的、硬件特定指令组成。

基础文件系统只需向适当设备驱动程序发送命令。

逻辑文件系统通过文件控制块维护文件结构。

文件控制块（FCB）包含有关文件的信息，包括所有者、权限、文件内容的位置等。

大多数操作系统支持多种不同的文件系统，举例：

• CD-ROM ISO9660 文件格式

• Unix 文件系统（Unix File System）

• Windows文件系统：FAT（File Allocation Table），FAT32, FAT64,NTFS（Windows NT File System）

• Linux 文件系统：可扩展文件系统（Extended file system），分布式文件系统（Distributed File System）

二、文件系统实现

1.概述

在磁盘上，文件系统包括的信息有

1. 如何启动存储在那里操作系统

2. 总的块数

3. 空闲块的数目和位置

4. 目录结构

5. 各个具体文件 等

上述许多结构会在之后详细讲述。这里简述如下：

• 引导控制块（每个卷）：可以包含从该卷引导操作系统的所需信息。如果磁盘不包括操作系统，则这块的内容为空。UFS称为引导块（boot block），NFS称为分区引导扇区（partition boot sector）

• 卷控制块（每个卷）：包括卷的详细信息（分区的块数、块的大小、空闲块的数量和指针、空闲

• FCB 的数量和指针等）。UFS称为超级块儿（super block）,NTFS主控文件表（master boot sector）

• 每个文件的FCB包含该文件的许多详细信息。他有一个唯一的标识号，以便与目录条目相关联

• 每个文件系统的目录结构用于组织文件

内存中的信息用于管理文件系统并通过缓存来提高性能，这些数据在安装文件装系统时被加载，在文件系统操作期间被更新，在卸载是被卸载。这些结构类型包括：

1. 每个进程的打开文件表：包括一个指向系统的打开文件表中合适条目的指针和其他信息

2. 整个系统的打开文件表：包括每个打开文件的FCB副本和其他信息

创建一个新文件

1. 应用程序调用逻辑文件系统。逻辑文件系统指导目录结构的格式，它会分配一个新的FCB

2. 系统将相应的目录信息读入内存

3. 更新目录结构和FCB

4. 将结果写回磁盘

一旦文件被创建，就能用于I/O，不过，首先他要被打开。系统调用open()将文件名传到逻辑文件系统，系统调用open()：

1. 首先搜索整个系统的打开文件表，查看是否已经被打开，如果是，则在该进程的打开文件表创建一个条目，并指向现有整个系统的打开文件表。

2. 否则，根据文件名搜索目录结构

3. 找到后，它的FCB会复制到内存的整个系统的开放文件表中（该表还存放着打开该文件的进程数量） ，接下来，在该进程的打开文件表创建一个条目，并指向现有整个系统的打开文件表。

Open() 返回值：文件描述符是一个非负整数。它是一进程打开文件表的索引值，指向系统范围内打开文件表相应条目

2.虚拟文件系统

操作系统如何才能将多个类型的文件系统集成到目录结构中？用户如何在访问文件系统空间时，可以无缝地在文件系统类型间迁移？大多数操作系统采用面向对象的技术来简化、组织、模块化实现。

数据结构和程序用于隔离基本的操作系统调用的功能与实现细节。因此，文件系统的实现有三个主要层构成。

第一层为文件系统接口。

第二层为虚拟文件系统（VFS），把文件系统的通用操作和具体实现分开，虚拟文件系统提供了在唯一标识一个文件的机制。VFS基于vnode 的文件表示结构，它包含了一个数值标识符来唯一表示网络上的一个文件。

1. VFS能区分不同本地文件系统

2. VFS能区分本地文件系统和远程文件系统

三、目录实现

1.线性列表

采用文件名称和数据块指针的线性列表

• 优点：编程简单

• 缺点：因为需要搜索，运行较为费时

2.哈希表

哈希表根据文件名得到一个值，并返回一个指向线性列表中元素的指针

• 优点：减少目录搜索时间

• 缺点：两个文件名哈希到相同的位置时可能发生冲突；因哈希表固定大小，创建文件需要哈希表重建时，比较麻烦。

四、磁盘空间的分配方法

1.连续分配

每个文件在磁盘上占有一组连续的块。 文件的连续分配可以用文件第一块的磁盘地址和连续块的数量（即长度）来定义

连续分配支持顺序访问和直接访问

问题：当文件需要扩展，文件大小变大时会无法扩展

解决：找更大的连续空间，复制过去

基于扩展的连续分配方案 用以下参数来定义文件

1. 开始地址

2. 块儿数

3. 指向下一个扩展块儿的指针（扩展块儿可以是多个）

定义格式：

文件【开始地址，块儿数，指向下一个扩展块的指针】

2.链接分配

每个文件是磁盘块儿的链表，磁盘块分布在磁盘的任何地方，文件有起始块和结束块来定义

定义格式：【起始块，结束块】

同时，每个磁盘块都有指向下一个磁盘块的地址。

优点：没有磁盘空间浪费

缺点：

1. 不支持文件的直接访问

2. 需要更多的磁盘空间（来记录指针）

链接分配的一个重要变种是文件分配表

每个卷的开始部分用于存储文件分配表(File Allocation Table)，表中每个磁盘块都有一个FAT条目，并可通过块号索引。（未使用的块为0，使用的块包含下一个块儿号）

目录条目含有文件首块号码，通过这个块号索引的FAT条目包含文件下一块的号码，这个链会继续下去，直到最后一块，最后一块的表条目值为文件结束值。

3.索引分配

通过将所有指针放在一起，即索引块

文件用索引块来定义， 每个文件有其索引块。

这里有一个问题，索引块应为多大？

每个文件必须有一个索引块，因此索引块应尽可能小，然而不能太小，否则放不下足够多的指针，为处理这个问题，有如下一些机制：

1. 链接方案：为了处理大文件，可以将多个索引块链接起来

2. 多层次索引：用第一层索引块指向一组第二层的索引块，第二层索引块再指向文件块

3. 组合方案：用于基于UNIX的文件系统，将索引块的前15个指针存储在文件的i-node中。其中，前12个指针指向直接块，剩下3个指针指向间接块

五、磁盘空闲空间的管理

1.位向量

空闲空间表实现为位图, 或位向量，每块用一位（bit）表示。1表示块空闲；0表示块已分配

2.链表

所有空闲块用链表链接起来，并将指向第一个空闲块儿的指针保存在特殊位置，同时缓存在内存。

每个块儿含有下一个块儿的指针

3.组

将n个空闲块的地址保存在第一个空闲块中。

这些空闲块中的前n－1个为空，而最后一块包含另外n个空闲块的地址。

比链表好的是空闲块的地址可以很快找到，而且可以明确一段连续空闲块空间

例：n=3

4.计数

基于以下事实：

通常有多个连续块需要同时分配或释放，尤其是在使用连续分配时。因此记录

• 记录第一块的地址和紧跟第一块的连续的空闲块的数量。

• 空闲空间表的每个条目包括磁盘地址和数量

例：

六、文件系统的性能和效率

磁盘空间的有效使用（效率），取决于

• 磁盘分配和目录管理算法

• 保留在文件目录条目中的数据类型

改善性能的方法：缓存

1. 缓冲区缓存：一块独立内存，位于其中的块是马上需要使用的

2. 页面缓存：将文件数据作为页而不是块来缓存。页面缓存使用虚拟内存技术，将文件数据作为页来缓存，比采用物理磁盘块来缓存更高效

3. 板载高速缓存

如果没有统一缓存，则会由下图情况发生：

系统调用read()和write()会通过缓冲区缓存，然而，内存映射调用需要使用两个缓存，即页面缓存和缓冲区缓存。内存映射先从文件系统中读入磁盘块,并放入缓冲区缓存，由于虚拟内存系统没有缓冲区缓存接口，缓冲缓存内的文件必须复制到页面缓存中。

采用统一缓冲缓存

统一缓冲缓存：统一使用缓冲器缓存来缓存进程页和文件数据。

无论是缓存块还是页面都有置换问题，

文件的读入或写出一般是按顺序进行。所以，不适合采用LRU算法，因为最近使用的页面最后才会用甚至根本不会再用。

顺序访问可以通过马上释放和预先读取来加以优化

1. 马上释放（free-behind）：请求下一页时，马上释放上一页

2. 预先读取（read-ahead）：请求页之后的下一个页也一起读入

七、文件系统的恢复

目录信息一般事先保存在内存中以加快访问，有时会导致目录结构中的数据和磁盘块中的数据不一致。

解决：

1. 一致性检查：比较目录结构中的数据和磁盘块中的数据，尝试着去修正不一致

2. 备份&恢复：I. 备份（backup）：利用系统程序来备份数据到其他的存储设备。软盘，磁带 II. 恢复（recovery）：通过从备份来恢复丢失的文件或磁盘

基于日志结构的文件系统

• 文件创建涉及到目录结构修改，FCB分配，数据块分配等

• 所有元数据（meta data）的变化写入日志上，一旦这些修改写到日志，就认为已经提交了。

• 提交了的事务，并不一定马上完成操作

• 当整个提交的事务已经完成时，就从日志中删除事务条目

• 如果系统崩溃，日志文件可能还存在事务，它包含的任何事务虽然已经由操作系统提交了，但还没有完成到文件系统，必须重新执行。

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