【操作系统·考研】文件系统

1.概述

文件系统(File System)提供高效和便捷的磁盘访问，以便允许存储、定位、提取数据。

严格来说，VFS并不是一种实际的FS，它只存在于内存中，不存在与任何外存空间中。

VFS在系统启动时建立，在系统关闭时消亡。

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2.结构

2.1 逻辑文件系统

用于管理元数据信息，元数据包括文件系统的所有结构，但不包括实际数据(文件的内容)，

该模块负责管理目录结构，并根据文件名向文件组织模块提供所需要的信息。

该模块通过FCB来维护文件结构，同时还负责保护文件。

2.2 文件组织模块

组织文件及其逻辑块和物理块，该模块可将逻辑地址转换成物理地址。该模块还包括一个空闲空间管理器以跟踪未分配的块，根据需求提供给文件组织模块。

2.3 基本文件系统

向对应的设备驱动程序发送通用命令，以读取和写入磁盘的物理块，每个物理块由磁盘地址标识。

该层还负责管理内存缓冲区，并保存各种文件系统、目录和数据块的缓存，还负责给调入的磁盘块分配合适的缓冲区，并对缓冲区进行管理。

2.4 I/O控制

包括设备驱动程序和中断处理程序，在内存和磁盘系统之间传输信息。设备驱动程序将输入的命令翻译为对底层硬件的特定指令，用于告知I/O控制器对设备的什么位置采取什么操作，而硬件控制器则利用这些指令使I/O设备与系统进行交互。

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3.布局

FS存放在磁盘上，多数磁盘被划分为一个或多个分区，每个分区都有一个独立的FS。

FS将包含以下信息：启动存储在那里的OS的方式、总的块数、空闲的块数和位置、目录结构和各个具体的文件等。

3.1 FS在磁盘中的结构

• 主引导记录(Master Boot Record，MBR)：位于磁盘的0号扇区，用来引导计算机，MBR后面就是分区表，用于指明每个分区的起始地址和结束地址。分区表中会有一个分区被标记为活动分区，计算机启动时，会先通过BIOS读入MBR，然后MBR将确定哪个分区是活动分区，然后读入该分区的第一个块(引导块)。
• 引导块(Boot Block)：MBR将启动引导块中的程序，该程序负责启动该分区中的OS。(规定只要是磁盘分区，不管分区中有没有OS，分区都要以引导块开始，后续的分区布局可以随OS不同而不同)
• 超级块(Super Block)：包含FS的所有关键信息，包括分区的块的总数、块的大小、空闲的块数和指针、空闲的FCB数及其指针等。计算机启动时或该FS被首次使用时，超级块将被读入内存。对卷中的文件进行操作前，都先将超级块读入到内存中，同时还要经常保持内存中的超级块与磁盘中的超级块的一致性。
• 空闲空间管理：可以使用位图或指针链接的形式给出FS中空闲块的信息。
• i节点：每个文件对应一个i节点，i节点描述了一个文件的方方面面。
• 根目录：它存放FS的目录树的根部。

3.2 FS在内存中的结构

• 安装表(Mount Table)：包含每个已安装FS的分区的有关信息。
• 内存中的目录结构的缓存：包含最近访问目录的信息。对安装分区的目录，它可以包含一个指向分区表的指针。
• 整个OS的打开文件表：包含每个打开文件的FCB副本&其他信息。
• 每个进程的打开文件表：包含一个指向整个OS的打开文件表中适当条目的指针&其他信息。

打开一个文件的过程：

首先会拿着文件名去检索OS的打开文件表，若发现该文件已被其他进程打开过，则直接在本进程的打开文件表创建一个条目，并让其指向OS的文件打开表中的此文件对应的条目；若没有没打开过，则需要调用逻辑文件系统，逻辑文件系统知道目录的结构(目录结构通常缓存在内存中，以加快目录操作)，它根据文件名找到文件后，便将对应的FCB复制到OS的打开文件表中，然后进程这边也需要在打开文件表中创建一个新条目，并让它指向OS的打开文件表的该文件FCB对应的条目。

关闭一个文件的过程：

先删除单个进程的打开文件表的条目，然后该文件对应的打开数量--，若减至0，则删除其在OS的打开文件表中对应的条目，若元数据有修改，还需要将其写回到磁盘的目录结构中去。

4.外存的空闲空间管理

4.1 概述

包含FS的磁盘分区称为卷(Volume)，卷可以是磁盘的一部分、磁盘的全部、多个磁盘构成的RAID集。

在一个卷中，将被划分为存放FCB的目录区和存放文件数据的文件区。

卷在提供文件服务前，必须由对应的额文件程序进行初始化，划分好目录区和文件区，建立好空闲空间管理表格以及存放卷信息的超级块。

文件存储设备分层许多大小相同的物理块，并以块为单位交换信息。

4.2 分类

4.2.1 空闲表法

空闲表法属于连续分配的方式，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，所有空闲区表项将按其开始磁盘号升序排序。

空闲盘区的分配与内存分配类似，同样采用首次适应算法和最佳适应算法。
系统在对用户所释放的存储空间进行回收时，也采取与内存回收类似的办法，即也要考虑会收取与空闲盘块表的插入点前后区是否相邻接，若相邻接则合并空闲分区。

4.2.2 空闲链表法

1. 空闲盘块链：将磁盘上的所有空闲空间以盘块拉成一条链。当用户请求分配存储空间时，则从链首依次取下适当数目的空闲盘块给用户；当用户请求释放存储空间时，则将回收的盘块依次插入空闲盘块链的链尾。

该方式的优点就是分配和回收一个盘块非常简单，缺点是作为一个文件分配盘块时可能需要操作多次，此外，以盘块为单位的空闲盘块链往往很长。

2. 空闲盘区链：将磁盘上的所有空闲盘区(每个盘区可能包含多个盘块)拉成一条链。每个盘区除了需要指明本盘区的大小外，还需要指明下一个空闲盘区的位置(指针)。分配盘区按首次适应算法，回收盘区与内存回收一致。

该方式的优点就是操作效率高，空闲盘区链往往较短，缺点是分配和回收过程较复杂。
空闲表法和空闲链表法不适用于大型文件系统，因为这会使空闲表或空闲链表太大。

4.2.3 位示图法

用二进制的一位来表示磁盘中的一个盘块的使用情况，磁盘上的每一块物理块都有一个二进制位与之相对应，二进制位0表示磁盘块空闲，1表示磁盘块已被分配。

4.2.4 成组链接法

将n个空闲块保存在第一个成组链块中，其最后一个空闲盘块(作为组链块)用于保存另一组空闲盘块号，如此往复，直至将全部空闲盘块链接起来。

空闲盘块的分配

根据第一个成组链接的指针，将其指向的盘块分配给用户，然后指针下移，若不够分配则继续将该指针当前指向的盘块分配给用户，然后指针继续下移，当移动到最后一条记录时，此时指针将漂移到该条目指向的另一个成组链块的第一个条目，然后继续分配，指针继续下移，以此类推，直至满足用户的对空闲块的需求。

盘块的回收

成组链块的指针上移，然后记入回收的盘块号，若当前的成组链块的条目数已达n个，则将该成组链块的块号记入新的成组链块中去，然后指针继续上移，存入回收的盘块号，然后重复此过程，直至回收完毕。

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5.虚拟文件系统(VFS)

5.1 概述

虚拟文件系统为用户程序提供了FS的统一接口，屏蔽了不同FS的差异和操作细节。用户程序可通过VFS提供的统一调用函数来操作不同的FS的文件，而无需考虑具体的FS和实际的存储介质。

5.2 VFS的四种抽象对象

VFS采用面向对象的思想，它抽象出一个通用的FS模型，定义通用FS支持的接口，新的FS只需要支持并实现这些接口即可。

5.2.1 超级块(Super Block)对象

超级块对象表示一个对应磁盘上特定扇区上的FS。

超级块对象用于存储已安装FS的元信息，元信息主要包括FS的基本属性信息、基本块的大小、FS所挂载的设备、操作方法(函数)指针(如分配inode、销毁inode、读inode、写inode、文件同步等)等。

struct super_block {
    struct list_head        s_list;			//super block链表的指针
    unsigned long           s_blocksize;	//数据块大小，以字节单位
    struct file_system_type *s_type;		//文件系统类型,ext2/ext3
    struct list_head        s_files;		//所有的已经打开文件的链表
    ...
};

5.2.2 索引(Inode)结点对象

索引结点对象表示一个特定的文件，索引节点存放关于一个文件的全部信息以及许多操作接口(如创建新的索引结点、创建硬链接、创建新目录)，索引结点对文件是唯一的。

只有当文件被访问时，才会在内存中创建索引结点对象，每个索引节点对象都是磁盘索引结点的一份拷贝，当索引结点被修改时，其对应的磁盘索引结点也必须被同步更新。

struct inode {
    struct list_head        i_list;		//inode链表指针
    struct list_head        i_dentry;	//dentry链表指针，与此inode有关的dentry连在一起
    unsigned long           i_ino;		//inode号
    atomic_t                i_count;	//引用计数
    umode_t                 i_mode;		//文件类型和访问权限
    loff_t                  i_size;		//文件大小
    time_t                  i_atime;	//文件最后一次访问时间
    time_t                  i_mtime;	//文件最后一次修改时间
    time_t                  i_ctime;	//inode最后一次修改时间
    unsigned int            i_blkbits;	//块大小，字节单位
    unsigned long           i_blksize;	//块大小，bit单位
    unsigned long           i_blocks;	//文件所占块数
    struct inode_operations *i_op;		//索引节点操作
    struct file_operations  *i_fop;		//文件操作
    struct super_block      *i_sb;		//inode所属文件系统的超级块指针
    ...
};

5.2.3 目录项(Dentry)对象

由于VFS需要经常执行切换目录这种操作，因此为了提高效率便引入目录项对象的概念。目录项对象是一个路径的组成部分，它要么是目录名，要么是文件名。

目录项对象不仅包括指向关联索引结点的指针，还包括指向父目录和子目录的指针。

不同于前面的两个对象，目录项对象在磁盘上没有对应的数据结构，而是在VFS在遍历路径的过程中，将它们逐个解析成目录项对象的。

 struct dentry{
     atomic_t d_count;					//引用计数
     struct inode  * d_inode;			//与该dentry关联的inode
     struct dentry * d_parent;			//父目录的dentry
     struct dentry_operations  *d_op;	//目录项操作
     struct super_block * d_sb;			//dentry所属的文件系统的超级块
     ...
 };

5.2.4 文件(File)对象

文件对象表示进程打开的一个文件，可以调用open()调用打开一个文件，调用close()关闭一个文件。

文件对象与物理文件的关系 ≈ 进程与程序的关系。由于多个进程可以打开和操作同一个文件，所以一份物理文件可以在内存中存在多个对应的文件对象，但对应的索引节点和目录项是唯一的。

文件对象包括与该文件相关联的目录项、FS、文件指针以及作用在该文件对象上的一系列操作函数等。

struct file{
    struct list_head        f_list;			//所有的打开的文件形成的链表，链接到												super_block中的s_files链表
    struct dentry           *f_dentry;		//该文件的dentry
    struct vfsmount         *f_vfsmnt;		//该文件在这个文件系统中的装载点
    struct file_operations  *f_op;			//文件操作，当进程打开文件时，这个文件的											inode中的i_fop会初始化这个字段
    atomic_t                f_count;		//引用计数，当关闭一个fd时，并不是真										正的关闭文件，仅仅是将f_count减一，当f_count等于零时才真正关闭文件
	unsigned int            f_flags;		//打开文件时候指定的标识
    mode_t                  f_mode;			//文件的访问模式
    loff_t                  f_pos;			//目前文件的偏移
    struct fown_struct      f_owner;		//记录一个进程ID
	unsigned int            f_uid, f_gid;	//用户ID和组ID
    ...
};

VFS还有一个重要作用，就是提供系统性能。它通过将最常使用的目录项对象放在目录项高速缓存的磁盘缓存中，以加速从文件路径名到最后一个路径分量的索引节点的转换过程。

5.3 分区

一个磁盘可以划分为多个分区，每个分区都可以用于创建单独的FS，每个分区还可以包含不同的FS。

分区可以是原始的，即没有FS，当没有合适的FS时，可以使用原始磁盘。如UNIX的交换空间就可以使用原始的磁盘格式，而不使用FS。

5.4 安装(挂载)

FS在进程使用前必须先安装。

Windows系统

Windows系统维护着一个拓展的两级目录结构，用驱动器字母表示设备和卷。卷具有常规树结构的目录，与驱动器号相关联，还有一个指向已安装的FS的指针。

新版本的Windows允许在目录树下的任意位置安装FS。

在计算机启动时，WindowsOS将自动发现所有设备，并安装所有找到的FS。

UNIX系统

UNIX系统的根文件系统，由内核在引导阶段直接安装，其他FS则由各自的初始化脚本安装或由用户安装在已安装FS的目录下。每个FS都有自己的根目录，这个目录也称为安装点，安装就是将磁盘分区挂载到该安装点下，进入该目录就可以读取该分区的数据，已安装FS属于该安装点目录的一个子FS。

UNIX本身就是一个固定的目录树，只要安装就有，但是如果不给它分配存储空间，就不能对它操作，因此应该首先给根目录分配空间，然后才能去操作这个目录树。

安装的实现就是在安装点目录inode的内存副本上添加一个标记，表明该目录就是安装点，还有一个指向安装表条目的指针用于表明哪个设备安装在哪里，此外，这个条目还包括该设备的FS超级块的一个指针。