操作系统：文件系统的实现
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
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
访问问题：如何定义文件系统对用户的接口
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
如何启动存储在那里操作系统
总的块数
空闲块的数目和位置
目录结构
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：
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
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
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
系统将相应的目录信息读入内存
更新目录结构和FCB
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()：
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。
否则，根据文件名搜索目录结构
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。
VFS能区分不同本地文件系统
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
开始地址
块儿数
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：
不支持文件的直接访问
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：
链接方案：为了处理大文件，可以将多个索引块链接起来
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
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
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
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
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
马上释放（free-behind）：请求下一页时，马上释放上一页
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：
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
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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