操作系统（六）——文件管理
一、文件系统基础
（一）、文件的概念
文件是操作系统中一个重要的概念。在系统运行时，计算机以进程为基本单位进行资源的调度和分配；而在用户进行的输入、输出中，则以文件为基本单位。大多数应用程序的输入都是通过文件来实现的，其输出也都保存在文件中，以便信息的长期存储及将来的访问。当用户将文件用于应用程序的输入、输出时，还希望可以访问文件、修改文件和保存文件等，实现对文件的维护管理，这就需要系统提供一个文件管理系统，操作系统实现用户的这些管理要求。
从用户的角度看，文件系统是操作系统的重要部分之一。用户关心的是如何命名、分类和查找文件，如何保证文件数据的安全性以及对文件可以进行哪些操作等。而对其中的细节，如文件如何存储在辅存上、如何管理文件辅存区域等关心甚少。
文件系统提供了与二级存储相关的资源的映像，让用户能在不了解文件的各种属性、文件存储介质的特性以及文件在存储介质上的具体位置等情况下，方便快捷的使用文件。
用户通过文件系统建立文件，提供应用程序的输入输出，对资源进行管理。首先了解文件的结构，我们通过自底向上的方式来定义。
1）数据项
数据项是文件系统中最低级的数据组织形式，可分为以下两种类型：
基本数据项：用于描述一个对象的某种属性的一个值，如姓名、日期或证件号码等，是数据中可命名的最小逻辑数据单位，即原子数据。
组合数据项：有多个基本数据项组成。
2）记录
记录是一组相关的数据项集合，用于描述一个对象在某方面的属性，如一个考生报名记录包括考生姓名、出生日期、报考学校代号、身份证号等一系列域。
3）文件
文件是指由创建这所定义的一组相关信息的集合，可分为有结构文件和无结构文件两种。在有结构文件中，文件由一组相似记录组成，如报考某学校的所有考生的报考信息记录；而无结构文件则被看成是一个字符流，比如一个二进制文件或字符文件。
虽然上面给出了结构化的表述，但实际上关于文件并无严格定义。通常在操作系统中将程序和数据组成文件。文件可以是数字、字母或二进制代码，基本访问单元可以是字节、行或记录。文件可以长期存储于硬盘或其他二级存储器，运行可控制的进程间共享访问，能够被组织成复杂的结构。
文件有一定的属性，这根据系统的不同而有所不同，但是通常都包括如下属性：
名称：文件名唯一，以容易读取的形式保存。
标识符：表示文件系统内文件的唯一标签，通常为数字，它是对人不可读的一种内部名称。
类型：被支持不同类型的文件系统所使用。
位置：指向设备和设备上文件的指针。
大小：文件当前大小（用字节、字或块表示），也可包含文件允许的最大值。
保护：对文件进行保护的访问控制信息。
时间、日期和用户标识：文件创建、上次修改和上次访问的相关信息，用于保护、安全和跟踪文件的使用。
所有文件的信息都保存在目录结构中，而目录结构也保存在外存上。文件信息当需要时再调入内存。通常，目录条目包括文件名称及其唯一标识符，而标识符定位其他属性的信息。
文件属于抽象数据类型。为了恰当的定义文件，就需要考虑有关文件的操作。操作系统提供系统调用，他对文件进行创建、写、读、定位和截断。
创建文件：创建文件有两个必要步骤。仪式在文件系统中为文件找到空间；而是在目录中为新文件创建条目。此目录条目记录文件名称、在文件系统中的位置以及其他可能的信息。
写文件：为了写文件，执行一个系统调用，指明文件名称和要写入文件的内容。对于给定文件名称，系统搜索目录以查找文件位置。系统必须为该文件维护一个写位置的指针。每当发生写操作，便更新写指针。
读文件：为了读文件，执行一个系统调用，指明文件名称和要读入文件块的内存位置。同样，需要搜索目录以找到相关目录项，系统维护一个读位置的指针。每当发生读操作时，更新读指针。一个进程通常只对一个文件读或写，所以当前操作位置可作为每个进程当前文件位置指针。由于读和写操作都是用同一指针，节省了空间也降低了系统复杂度。
文件重定位：（文件寻址）按某条件搜索目录，将当前文件位置设为给定值，并且不会读写文件。
删除文件：搜索到给定名称的文件并释放空间，找到相关目录并予以删除。
截断文件：允许文件所有属性不变，并删除文件内容，即将其长度设为0并释放其空间。
这六个基本操作可以组成执行其他文件操作。例如，一个文件的复制，可以创建新文件；从旧文件读出并写入到新文件。
因为许多文件操作都涉及为给定文件搜索相关目录条目，许多系统要求在首次使用文件时，有系统调用open。操作系统维护一个包含所有打开文件信息的表（打开文件表，open-file table）。当需要一个文件操作时，可通过该表的一个索引指定文件，就省略了搜索环节。当文件不再使用时，进程可以关闭它，操作系统从打开文件表中删除这一个条目。
大部分操作系统要求在文件使用之前就被显式的打开。操作open会根据文件名搜索目录，并将目录条目复制到打开文件表。如果调用open请求（创建、只读、读写、添加等）得到允许，进程就可以打开文件，而open通常返回一个指向打开文件表中的一个条目的指针。通过使用该指针（而非文件名）进行所有IO操作，以简化步骤并节省资源。
整个系统表包含进程相关信息，如文件在磁盘的位置、访问日期和大小。一个进程打开一个文件，系统打开文件表就会为打开的文件增加一个条目，并指向整个系统表的相应条目。通常，系统打开文件表的每个文件时，还用一个文件打开计数器（open count），记录多少进程打开了该文件。每个关闭操作close则使count递减，当打开计数器为0时，便是该文件不再被使用。系统将收回分配给该文件的内存空间等资源，若文件被修改过，则将文件写会外存，并肩系统打开文件表中的相应条目删除，最后释放文件的文件控制块（file control block，FCB）。
每个打开文件都有如下关联信息：
· 文件指针：系统跟踪上次读写位置作为当前文件位置指针。这种指针对打开文件的某个进程来说是唯一的，因此必须与磁盘文件属性分开保存。
· 文件打开计数：文件关闭时，操作系统必须重用其打开文件表条目，否则表内空间会不够用。因为多个进程可能打开同一个文件，所以系统在删除打开文件条目之前，必须等待最后一个进程关闭文件。该计数器跟踪打开或关闭的数量，当计数为0时，系统关闭文件，删除该条目。
· 文件磁盘位置：绝大多数文件操作都要求系统修改文件数据，该信息在内存中以免为每个操作都从磁盘中读取。
· 访问权限：每个进程打开文件都需要有一个访问模式（创建、只读、读写、添加等）。该信息保存在进程的打开文件表中以便操作系统能允许或拒绝之后的IO请求。
（二）、文件的逻辑结构
文件的逻辑结构是从用户角度看到的文件的组织形式。文件的物理结构是从OS角度出发，又称为文件的存储结构，是指文件在外存上的存储组织形式。文件的逻辑结构与存储介质特征无关，但文件的物理结构与存储介质的特性有很大关系。
按逻辑结构，文件有无结构文件和有结构文件两种类型：
无结构文件是最简单的文件组织形式。无结构文件将数据按顺序组织成记录并积累保存，它是有序相关信息项的集合，以字节（byte）为单位。由于无结构文件没有结构，因为对记录的访问只能通过穷举搜索的方式，故这种文件形式对大多数应用不适用，但字符流的无结构文件管理简单，用户可以方便地对其进行操作。所以，那些对基本信息单位操作不多的文件比较适于采用字符流的无结构方式，如源程序文件、目标代码文件等。
有结构文件按记录的组织形式可以分为：
1）顺序文件
记录是定长的且按关键字顺序排列。可以顺序存储或以链表形势存储，在访问时需要顺序搜索文件。顺序文件有以下两种结构：
第一种是串结构，各记录之间的顺序与关键字无关。通常的办法是由时间来决定，即按存入时间的先后排列，最先存入的记录作为第一个记录，其次存入的为第二个记录，以此类推。
第二种是顺序结构，指文件中所有记录按关键字顺序排列。
在对记录进行批量操作时，即每次要读或写一大批记录，对顺序文件的效率是所有逻辑文件中最高的；此外，也只有顺序文件才能存储在磁带上，并能有效的工作。但顺序文件对查找、修改、增加或删除单个记录的操作比较困难。
2）索引文件
对于可变长记录的文件只能顺序查找，系统开销较大，为此可以建立一张索引表以加快检索速度，索引表本身是顺序文件。在记录很多或是访问要求高的文件中，需要引入索引以提供有效的访问，实际中，通过索引可以成百上千倍的提高访问速度。
3）索引顺序表
索引顺序表是顺序和索引两种组织形式的结合。索引顺序文件将顺序文件中所有记录分为若干个组，为顺序文件建立一张索引表，在索引表中为每组中的第一个记录建立一个索引项，其中含有该记录的关键字值和指向该记录的指针。
4）直接文件或散列文件（哈希文件，Hash File）
给定记录的键值或通过Hash函数转换的键值直接决定记录的物理地址。这种映射结构不同于顺序文件或索引文件，没有顺序的特性。散列文件有很高的存取速度，但是会引起冲突，即不同关键字的散列函数值相同。
（三）、目录结构
与文件管理系统和文件集合相关联的是文件目录，它包含有文件的信息，包括属性、位置和所有权等，这些信息都由操作系统进行管理。首先我们来看目录管理的基本要求 ：从用户的角度看，目录在用户所需要的文件名和文件之间提供一种映射，所以目录管理要实现“按名存取”；目录存取的效率直接影响到系统的性能，所以要提高对目录的检索速度；在共享系统中，目录还需要提供用于控制访问文件的信息。此外，文件允许重名也是用户的合理和必然要求，目录管理通过树形结构来解决和实现。
同进程管理一样，为实现目录管理，操作系统中引入了文件控制块的数据结构。
1.文件控制块。
文件控制块（FCB）是用来存放控制文件需要的各种信息的数据结构，以实现“按名存取”。FCB的有序集合称为文件目录，一个FCB就是一个文件目录项。为了创建一个新文件，系统将分配一个FCB并存放在文件目录中，称为目录项。
FCB主要包含以下信息：
· 基本信息，如文件名、文件的物理位置、文件的逻辑结构、文件的物理结构等。
· 存取控制信息，如文件的存取权限等。
· 使用信息，如文件建立时间、修改时间等。
2.目录结构
在检索目录文件的过程中，只用到了文件名，仅当找到一个目录项（查找文件名与目录项中文件名匹配）时，才需要从该目录项中独处该文件的物理地址。也就是说，在检索目录时，文件的其他描述信息不会用到，也不许调入内存，因此，有的系统（如UNIX）采用了文件名和文件描述信息分开的方法，文件描述信息单独形成一个称为索引节点的数据结构，简称为i节点。在文件目录中的每个目录项仅由文件名和指向该文件所对应的i节点的指针构成。
一个FCB的大小时64B，盘块大小是1KB，则在每个盘块中可以存放16个FCB。而在UNIX系统中一个目录仅占16B，其中14B是文件名，2B是i节点指针。在1KB的盘块中可存放64个目录项。这样可是查找文件时平均启动磁盘次数减少到原来的1/4，大大节省了系统开销。
存放在磁盘上的索引节点成为磁盘索引节点，UNIX中每个文件都有一个唯一的磁盘索引节点，主要包括以下几个方面：
文件主标识符，拥有该文件的个人或小组的标识符。
文件类型，包括普通文件、目录文件或特别文件。
文件存取权限，各类用户对该文件的存取权限。
文件物理地址，每个索引节点中含有13个地址项，即iaddr（0）~iaddr（12），他们以直接或间接方式给出数据文件所在盘块的编号。
文件长度，以字节为单位。
文件链接计数，文本文件系统中所有指向该文件的文件名的指针计数。
文件存取时间，本文件最近被进程存取的时间、最近被修改的时间以索引节点最近被修改的时间。
文件被打开时，磁盘索引节点复制到内存的索引节点中，以便于使用。在内存索引节点中有增加了以下内容：
索引节点编号，用于标示内存索引节点。
状态，指示i节点是否上锁或被修改。
访问计数，每当有一进程要访问此i节点时，计数加1，访问结束减1.
逻辑设备号，文件所属文件系统的逻辑设备号。
连接指针，设置分别指向空闲链表和散列队列的指针。
在理解一个文件系统的需求前，我们首先来了考虑在目录这个层次上所需要执行的操作，这有助于后面文件系统的整体理解。
搜索：当用户使用一个文件时，需要搜索目录，已找到该文件的对应目录项。
创建文件：当创建一个新文件时，需要在目录中增加一个目录项。
删除文件：当删除一个文件时，需要在目录中删除相应的目录项。
显示目录：用户可以请求显示目录的内容，如显示该用户目录中的所有文件及属性。
修改目录：某些文件属性保存在目录中，因而这些属性的变化需要改变相应的目录项。
1）单级目录结构
整个文件系统只建立一张目录表，每个文件占一个目录项。
当访问一个文件时，先按文件名在该目录中查找到相应的FCB，经合法性检查后执行相应的操作。当建立一个新文件时，必须先检索所有目录项以确保没有“重名”的现象，然后在该目录中增设一项，把FCB的全部信息保存在该项中。当删除一个文件时，先从该目录中找到该文件的目录项，回收该文件所占用的存储空间，然后再清除该目录项。
单级目录结构实现了按名存取，但是存在查找速度慢、文件不允许重名、不便于文件共享等缺点，而且对于多用户的操作系统显然是不适用的。
2）二级目录结构
单机目录很容易造成文件名称的混淆，可以考虑采用二级方案，将文件目录分成主文件目录MFD和用户文件目录UFD两级。
主文件目录项纪录用户名及相应用户文件所在的存储位置。用户文件目录项记录该用户文件的FCB信息。当某用户与对其文件进行访问时，只需要搜索该用户对应的UFD，这即解决了不同用户文件的重名问题，也在一定程度上保证了文件的安全。
两级目录结构可以解决多用户之间的文件重名问题，文件系统可以在目录上实现访问限制，但是两级结构对于用户结构内部结构没有任何帮助。用户如果需要在某个任务上进行合作和访问那其他文件时便会产生很多问题。
3）多级目录结构
也成为树形目录结构。将两级目录结构加以推广，就形成了多级目录结构，即树形目录结构。
用户要访问某个文件时用文件的路径名标识文件，文件路径名是一个字符串，由从根目录出发到所找文件的通路上的所有目录名与数据文件名用分隔符/连接起来而成。从根目录出发的路径称为绝对路径。当层次较多时，每次从根目录查询浪费时间，于是加入了当前目录，进程对各文件的访问都是相对于当前目录进行的。当用户要访问某个文件时，使用相对路径标识文件，相对路径由从当前目录出发到所找文件通路上所有目录名与数据文件名用分隔符/链接而成。
通常，每个用户都有自己的当前目录，登陆后自动进入该用户的当前目录。操作系统提供一条专门的系统调用，供用户随时改变当前目录。
树形目录结构可以很方便的对文件进行分类，层次结构清晰，也能够更有效地进行文件的管理和保护。但是，在属性目录中查找一个文件，需要按路径名主机访问中间节点，这就增加了磁盘访问次数，无疑将影响查询速度。
4）无环图目录结构
树形目录结构可便于实现文件分类，但不便于实现文件共享，为此在树形目录结构的基础上增加了一些指向同一节点的有向边，使整个目录成为一个有向无环图。
引入无环图目录结构是为了实现文件共享。
当某用户要求删除一个共享节点时，若系统只是简单地将它删除，当另一共享用户需要访问时，却无法找到这个文件而发生错误。为此可以为每个共享节点设置一个共享计数器，每当途中增加对该节点的共享链时，计数器加1；每当某用户提出删除该节点时，计数器减1。仅当共享计数器为0时，才真正删除该节点，否则仅删除请求用户的共享链。
共享文件或目录不同于文件复制。如果有两个复制文件，每个程序员看到的是复制文件而不是原件；但如果一个文件被修改，那么另一个程序员的复制不会有改变。对于共享文件，只存在一个真正文件，任何改变都会为其他用户所见。
无环图目录结构方便实现了文件的共享，但是系统的管理变得更加复杂。
AFS 采用无环图作为目录结构，每个节点表示一个文件或目录，节点之间用路径表示链接关系。与传统的目录结构不同，AFS 目录树不是有环的，也就是说，不存在一个文件或目录可以被多次访问的情况。这使得 AFS 能够有效地避免文件重复存储和网络数据传输的开销，提高了文件共享的效率。
此外，AFS 还采用了一种称为“share”的功能，允许多个用户同时访问同一个文件。当一个用户需要访问某个文件时，他会将文件读取到自己的内存中，然后将其共享给其他用户，其他用户也可以通过共享链接来访问该文件。这种共享机制使得多个用户可以同时访问同一个文件，而不会导致文件内容的重复和冲突。
综上所述，AFS 的无环图目录结构和共享机制能够有效地实现文件共享和网络存储，提高了文件访问的效率。
3.索引节点
首先，索引节点相比 FCB 更加灵活。索引节点可以存储更多的文件信息，如文件大小、修改时间、权限等，同时它还可以存储多个链接数、空闲空间等信息，而 FCB 只能存储文件的大小和修改时间等信息。索引节点还可以支持动态分配和回收，当文件大小发生变化时，索引节点可以动态地调整大小，而 FCB 则需要手动调整。
其次，索引节点相比 FCB 更加高效。索引节点可以更快地查找和访问文件，因为它包含了文件的多个链接数和空闲空间等信息，而 FCB 则需要遍历整个文件系统才能查找和访问文件。此外，索引节点还可以更快地进行文件读写操作，因为它可以直接访问文件的相关数据结构，而 FCB 则需要遍历整个文件系统来读取文件。
最后，索引节点相比 FCB 更加安全。索引节点可以更好地保护文件的隐私和安全，因为它可以存储更多的文件信息，如链接数、空闲空间等，而 FCB 则只能存储文件的大小和修改时间等信息。此外，索引节点还可以支持加密和解密等操作，而 FCB 则不支持。
综上所述，索引节点相比 FCB 具有更加灵活、高效、安全的特点，可以更好地支持文件系统的管理和访问。
（四）、文件的物理结构（文件分配方式）
FAT（File Allocation Table）是早期Windows操作系统使用的文件系统格式，而NTFS（New Technology File System）是用于更现代的Windows操作系统的文件格式。
NTFS比FAT更安全、可靠和灵活。它支持更大的文件尺寸和分区大小，并提供更多的高级功能，例如访问控制列表（ACL）、文件压缩、加密、磁盘配额等。
大部分最新的 Windows 操作系统都默认使用NTFS作为其系统文件系统，但FAT仍然被广泛应用于一些较小的嵌入式设备或移动存储设备中，如闪存卡或USB闪存驱动器。
总之，NTFS具有更出色的性能和功能，因此更适合用于大型企业级应用和数据存储。而FAT虽然简单，但限制较多，适用于某些特定场景。
（五）、文件存储空间管理
具体来说，位图是由多个二进制位组成的数组，每个二进制位代表对应的空间块的状态，例如“1”表示已经被占用，“0”表示未被占用。当需要分配一个新的空间块时，可以在位图中寻找第一个为“0”的二进制位，并将其置为“1”，然后把空间块与该位对应起来，表示该空间块已经被分配。
位示图法优点是实现简单，查找迅速，因为只需要在位图中顺序查找即可；缺点是当文件系统容量较大时位图所需的存储空间也很大，而且可能会出现位图本身需要分配独立的空间块的情况，导致空间浪费。
超级块通常位于文件系统的起始位置，由文件系统的创建程序在格式化文件系统时生成。访问超级块可以提供有关文件系统结构和状态的重要信息，因此它通常被操作系统内核和工具程序用于识别和检查文件系统。
例如，如果文件系统损坏或出现错误，操作系统可以使用超级块中记录的信息来尝试恢复文件系统。另外，如果用户需要对文件系统进行调整或备份，超级块也可以提供必要的信息和参数。
（六）、文件的基本操作
通常情况下，目录项包括以下信息：
文件名：指定了文件的名称，可以包括一个或多个字符，用于标识该文件。
文件标识符：为了方便查找和管理文件，系统会为每个文件分配一个唯一的标识符，也称为索引节点号（inode）。
文件类型：指定了该文件是普通文件、目录、链接文件还是设备文件等类型。
文件大小：指定文件占用的存储空间大小。
创建时间和修改时间：指定了文件的创建时间和最近一次修改时间。
文件权限：规定了用户和程序对该文件的访问权限和操作限制等。
文件系统中的目录项一般以树形结构组织在一起，称为目录树。每个目录项都有一个父目录和一个或多个子目录或文件。通过遍历目录树，操作系统可以实现文件的查找、添加、删除、移动、重命名等操作。
具体来说，打开文件表包含了以下信息：
文件指针（File pointer）：记录了当前读写位置和读写方式等信息。
访问控制信息：存储文件的访问权限和打开方式等信息。
进程列表：记录了当前正在使用该文件或者与该文件相关联的所有进程的进程号。
其他元数据：如文件状态标志、I/O缓冲区等信息。
打开文件表的作用在于：
管理文件：操作系统通过打开文件表来管理打开的文件，了解哪些进程正在访问这些文件，以保障文件安全性和一致性。
提供接口：操作系统可以提供文件系统调用接口，例如读写文件、关闭文件等，通过打开文件表来实现对文件的处理。
优化I/O性能：打开文件表可以为不同的进程提供统一的I/O缓存区，各个进程之间可以共享缓存区，从而提高文件系统的效率。
（七）、文件共享
文件共享是多个用户进程共享同一份文件，系统中只需保留该文件的一份副本。如果系统不能提供共享功能，那么每个需要该文件的用户都要有各自的副本，会造成对存储空间的极大浪费。
随着计算机技术的发展，文件共享的范围已由单机系统发展到多机系统，进而通过网络扩展到全球。这些文件的分享是通过分布式文件系统、远程文件系统、分布式信息系统实现的。这些系统允许多个客户通过c/s模型共享网络中的服务器文件。
现代常用的两种文件共享方法有：
在树形结构的目录中，当有两个或多个用户要共享一个子目录或文件时，必须将共享文件或子目录连接到两个或多个用户的目录中，才能方便的找到该文件。
在这种共享方式中引用索引节点，即诸如文件的物理地址及其他的文件属性等信息，不再放在目录项中，而是放在索引节点中。在文件目录中只设置文件名及指向相应索引节点的指针。在索引节点中还应有一个连接计数count，用于表示连接到本索引节点上的用户目录项的数目。当count=2时，表示有两个用户目录项连接到本文件上，或者说是有两个用户共享此文件。
当用户A创建一个新文件时，他便是该文件的所有者，此时将count置1.当有用户B要共享此文件时，在用户B的目录中增加一个目录项，并设置一个指针指向该文件的索引节点，此时文件主仍然是用户A，count=2.如果用户A不再需要此文件，不能将其直接删除。因为，若删除了该文件，也必然删除了该文件的索引节点，这样便会使用户B的指针悬空，而用户B则可能正在此文件上执行写操作，此时将因此半途而废。因而用户A不能拿删除此文件，只是将该文件count减1，然后删除自己目录中的相应目录项。用户B仍可以使用该文件。当count=0时，表示没有用户使用该文件，系统将负责删除该文件。
为使用户B能共享用户A的一个文件F，可以有系统创建一个link类型的新文件，也取名为F，并将文件F写入B的目录中，以实现用户B的目录与文件F的连接。在新文件中只包含被连接文件F的路径名。这样的连接方法被称为符号链接。
新文件中的路径名则被看作是符号链。当用户B要访问被链接的文件F且正要读LINK类新文件时，操作系统根据新文件中的路径名去读该文件，从而实现了用户B对文件F的共享。
在利用符号链方式实现文件共享时，只有文件的拥有者才拥有指向其索引节点的指针。而共享该文件的其他用户则只有该文件的路径名，并不拥有指向其索引节点的指针。这样，也就不会发生在文件删除一个共享文件后留下一个悬空指针的情况。当文件的拥有者把一个共享文件删除后，其他用户通过符号链去访问它时，会出现访问失败，于是再将符号链删除，此时不会产生任何影响。此处我们要注意一个问题：当一个文件删除，而在使用其符号链接之前，另一个具有同样名称的文件被创建了。
在符号链的共享方式中，当其他用户读共享文件时，需要根据文件路径名逐个查找目录，直至找到该文件的索引节点。因此，每次访问时，都可能要多次的读盘，使得访问文件的开销变大并增加了启动磁盘的频率。此外，符号链的索引结点也要耗费一定的磁盘空间。符号链方式有一个很大的优点，即网络共享只需提供该文件所在机器的网络地址以及该机器中的文件路径即可。
上述两种连接方式都存在一个共同的问题，即每个共享文件都有几个文件名。换言之，每增加一条链接，就增加一个文件名。这实质上就是每个用户都是用自己的路径名去访问共享文件。当我们试图去遍历整个文件系统时，将会多次遍历到该共享文件。
软链接（也称为符号链接）则是在文件系统中创建一个特殊类型的文件，其内容是指向目标文件的路径，在磁盘上只占用很小的空间。删除原始文件可能会导致软链接失效，因为它只是指向原文件的一个引用。
硬链接和软链接都是文件系统中的静态共享方法，在文件系统中还存在着另外的共享需求，及两个进程同时对同一个文件进行操作。这样的共享可以称为动态共享。
（八）、文件保护
为了防止文件共享可能会导致文件被破坏或未经核准的用户修改文件，文件系统必须控制用户对文件的存取，即解决对文件的读、写、执行的许可问题。为此，必须在文件系统中建立相应的文件保护机制。
文件保护通过口令保护、加密保护和访问控制等方式实现。其中，口令保护和加密保护是为了方式用户文件被他人存取或盗取，而访问控制则用于控制用户对文件的访问方式。
口令指用户在建立一个文件时提供一个口令，系统为其建立FCB时附上相应的口令，同时告诉允许共享该文件的其他用户。用户请求访问时必须提供相应的口令。这种方法时间和空间的开销不多，缺点是口令直接存在系统内部，不够安全。
密码纸用户对文件进行加密，文件被访问时需要使用密钥。这种方法保密性强，节省了存储空间，不过编码和译码要花费一定时间。
口令和密码都是仿制用户文件被他人存取或盗取，并没有控制用户对文件的访问类型。
保护可以从限制对文件的访问类型中出发。可加以控制的访问类型主要有以下几种：
读：从文件中读。
写：向文件中写。
执行：将文件装入内存并执行。
添加：将信息添加到文件结尾部分。
删除：删除文件，释放空间。
列表清单：列出文件名和文件属性。
此外还可以对文件的重命名、复制、编辑等加以控制。这些该层的功能可以通过系统程序调用低层系统调用来实现。保护壳一直在底层提供。例如，复制文件可利用一系列的请求来完成。这样，具有读访问用户同时也具有复制和打印的权限了。
解决访问控制最常用的方法是根据用户身份进行控制。而实现基于身份访问的最为普通的方法是为每个文件和目录增加一个访问控制列表（Access-Control List，ACL），以规定每个用户名及其所允许访问的类型。
这种方法的优点是可以使用复杂的访问方法。其缺点是长度无法预期并且可能导致复杂的空间管理，使用精简的访问列表可以解决这个问题。
精简的访问列表采用拥有者、组合其他三种用户类型。
1）拥有者：创建文件的用户。
2）组：一组需要共享文件且具有类似访问的用户。
3）其他：系统内的所有其他用户。
这样只需用三个域列出访问表中这三类用户的访问权限即可。文件拥有者在创建文件时，说明创建者用户名及所在的组名，系统在创建文件时也将文件主的名字、所属组名列在该文件的FCB中。用户访问该文件时，按照拥有着所拥有的权限访问。UNIX操作系统即采用此种方法。
注意两个问题：
1）现代操作系统常用的文件保护方法，是将访问控制列表与用户、组和其他成员访问控制方案一起组合使用。
2）对于多级目录结构而言，不仅需要保护单个文件，而且还需要保护子目录内的文件，即需要提供目录保护机制。目录操作与文件操作并不相同，因此需要不同的保护机制。
二、文件系统实现
（一）、文件系统层次结构
现代操作系统有多种文件系统类型，因此文件系统的层次结构也不尽相同。
文件系统为用户提供与文件及目录有关的调用，如新建、打开、读写、关闭、删除文件，建立、删除目录等。此层由若干程序模块组成，每一模块对应一条系统调用，用户发出系统调用时，控制即转入相应的模块。
文件目录系统的主要功能是管理文件目录，其任务有管理活跃文件目录表、管理读写状态信息表、管理用户进程的打开文件表、管理与组织在存储设备上的文件目录结构、调用下一级存取控制模块。
实现文件保护主要由该级软件完成，它把用户的访问要求与FCB中指示的访问控制权限进行比较，以确认访问的合法性。
逻辑文件系统与文件信息缓冲区的主要功能是根据文件的逻辑结构将用户要读写的逻辑记录转换成文件的逻辑结构内的相应块号。
物理文件系统的主要功能是把逻辑记录所在的相对块号转换成实际的物理地址。
分配模块的主要功能是管理辅存空间，即2负责分配辅存空闲空间和回收辅存空间。
设备管理程序模块的主要功能是分配设备、分配设备读写缓冲区、磁盘调度、启动设备、处理设备中断、释放设备读写缓冲区、释放设备等。
1.目录实现
在读文件前，必须先打开文件。打开文件时，操作系统利用路径名找到相应目录项，目录项中提供了查找文件磁盘块所需要的信息，目录实现的基本方法有线性列表和哈希表两种方法。
最简单的目录实现方法是使用存储文件名和数据块指针的线性表。创建新文件时，必须首先搜索目录表以确定没有同名的文件存在，然后在目录表后增加一个目录项。删除文件则根据给定的文件名搜索目录表，接着释放分配给它的空间。若要重用目录项，有许多方法：可以将目录项标记为不再使用，或者将它加到空闲目录项表上，还可以将目录表中最后一个目录项复制到空闲位置，不过由于线性表的特殊性，运行比较费时。
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。这种方法的优点是查找非常迅速，插入和删除也较简单，不过需要一些预备措施来避免冲突。最大的困难是哈希表长度固定以及哈希函数对表长的依赖性。
目录查询必须通过在磁盘上反复搜索完成，需要不断的进行IO操作，开销较大。所以如前面所述，为了减少IO操作，把当前使用的文件目录复制到内存，以后要使用该文件时只要在内存中操作，从而降低了磁盘操作次数。
2.文件实现
文件分配对应于文件的物理结构，是指如何为文件分配磁盘块。常用的磁盘空间分配方式有三种：连续分配、链接分配和索引分配。有的系统对三种方式都支持，但是更普遍的是一个系统只提供一种方法支持。
1）连续分配
连续分配方法要求每个文件在磁盘上占有一组连续的块。磁盘地址定义了磁盘上的一个线性排序。这种排序使作业访问磁盘时需要的寻道数和寻道时间最小。
文件的连续分配可以用第一块的磁盘地址和连续块的数量来定义。如果文件有n块长并从位置b开始，那么该文件将占有b，b+1，b+2……b+n-1.一个文件的目录条目包括开始块的地址和该文件所分配区域的长度。
连续分配支持顺序访问和直接访问。其优点是实现简单、存取速度快。缺点在于，文件长度不宜动态增加，因为一个文件末尾后的盘块可能已经分配给其他文件，一旦需要增加，就需要大量移动盘块。此外，反复增删文件后会产生外部碎片（与内存管理分配方式中的碎片相似），并且很难确定一个文件需要的空间大小，因而只适用于长度固定的文件。
2）链接分配
链接分配解决了连续分配的碎片和文件大小问题。采用链接分配，每个文件对应一个磁盘块的链表；磁盘块分布在磁盘的任何地方，除最后一个盘块外，每个盘块都有指向下一个盘块的指针，这些指针对用户是透明的。目录包括文件第一块的指针和最后一块的指针。
创建新文件时，目录中增加一个新条目。链接分配中每个目录项都有一个指向文件首块的指针。该指针初始化为nil以表示空文件，大小字段为0.写文件会通过空闲空间管理系统找到空闲块，将该块链接到文件的尾部，以便于写入。读文件则通过块到块的指针读块。
链接分配方式没有外部碎片，空闲空间列表上的任何块都可以用来满足请求。创建文件时并不需要说明文件大小。只要有空闲块文件就可以增大，也无需合并磁盘空间。
链接分配的缺点在于无法直接访问盘块，只能通过指针顺序访问文件，以及盘块指针消耗了一定的存储空间。链接分配方式的稳定性也是一个问题。
系统在运行过程中由于软件或者硬件错误导致链表中的指针丢失或损坏，会导致文件数据的丢失。
3）索引分配
连接分配解决了连续分配的外部碎片和文件大小管理的问题。但是，链接分配不能有效支持直接访问（FAT除外）。索引分配解决了这个问题，他把每个文件的所有的盘块号都集中在一起构成索引块。
每个文件都有其索引块，这是一个磁盘块地址的数组。索引块的第i个条目指向文件的第i个块。目录条目包括索引块的地址。要读第i块，通过索引块的第i个条目的指针来查找和读入所需的块。
创建文件时，索引块的所有指针都设为空。当首次写入第i块时，先从空闲空间中取得一个块，再将其地址写到索引块的第i个条目。索引分配支持直接访问，且没有外部碎片问题。其缺点是由于索引块的分配，增加了系统存储空间的开销。索引块的大小是一个重要的问题，每个文件必须有一个索引块，因此索引块应尽可能小，但索引块太小就无法支持大文件。可以采用以下机制来处理这个问题。
链接方案：一个索引块通常为一个磁盘块，因此，它本身能直接读写。为了处理大文件，可以将多个索引块链接起来。
多层索引：多层索引使第一层索引块指向第二层的索引块，第二层的索引块再指向文件块。这种方法根据最大文件的大小的要求，可以继续到第三层或第四层。例如，4096B的块，能在索引块中存入1024个4B的指针。两层索引允许1048576个数据块，即允许最大文件为4G。
混合索引：将多种索引分配方式相结合的分配方式。例如，系统即采用直接地址，又采用单级索引分配方式或两级索引分配方式。
此外，访问文件需要两次访问外存——想要读取索引块的内容，然后再访问具体的磁盘块，因而降低了文件的存取速度。为了解决这一问题，通常将文件的索引块读入内存的缓冲区，以加快文件的访问速度。
1）文件存储管理空间的划分与初始化
一般来说，一个文件存储在一个文件卷中。文件卷可以是物理盘的一部分，也可以是整个物理盘，支持超大型文件的文件卷也可以是有多个物理盘组成。
在一个文件卷中，文件数据信息的空间（文件区）和存放文件控制信息FCB的空间（目录区）是分离的。由于存在很多种类的文件表示和存放格式，所以现代操作系统中一般都有很多不同的文件管理模块，通过他们可以访问不同格式的逻辑卷中的文件。逻辑卷在提供文件服务前，必须由对应的文件程序进行初始化，划分好目录区和文件区，建立空闲空间管理表格及存放逻辑卷信息的超级块。
2）文件存储器空间管理
文件存储设备分成许多大小相同的物理块，并以块为单位交换信息，因此，文件存储设备的管理实质上是对空闲块的组织和管理，它包括空闲块的组织，分配与回收等问题。
空闲表法
空闲表法属于连续分配方式，它与内存的动态分配方式类似，为每个文件分配一块连续的存储空间。系统为外存上的所有空闲区建立一张空闲盘块表，每个空闲区对应一个空闲表项，其中包括表项序号、该空闲区第一个盘块号、该区的空闲盘块数等信息。再将所有空闲区按其起始盘块号递增的次序排列。
空闲盘区的分配与内存的动态分配类似，同样是采用首次适应算法、循环首次适应算法等。例如，在系统为某新创建的文件分配空闲盘块时，先顺序的检索空闲盘块表的各表项，直至找到第一个其大小能满足要求的空闲区，再将该盘区分配给用户（进程），同时修改空闲盘块表。
系统在对用户所释放的存储空间进行回收时，也采取类似于内存回收的方法，即要考虑回收区是否与空闲表中插入点的前区和后区相邻接，对相邻接者应予以合并。
空闲链表法
将所有空闲盘区拉成一条空闲链，根据构成连所有的基本元素不同，可以把链表分成两种形式：空闲盘块链和空闲盘区链。
空闲盘块链是将磁盘上所有空闲空间，以盘块为单位拉成一条链。当用户因创建文件而请求分配存储空间时，系统从链首开始，一次摘下适当数目的空闲盘块分配给用户。当用户因删除文件而释放存储空间时，系统将回收的盘块一次拆入空闲盘块链的末尾。这种方法的优点是分配和回收一个盘块很简单，但在为一个文件分配盘块时，可能要重复多次操作。
空闲盘区链是将磁盘上所有空闲盘区（每个盘区可包含若干个盘块）拉成一条链。在每个盘区上除含有用于指示下一个空闲盘区的指针外，还应有能指明本盘区大小（盘块数）的信息。分配盘区的方法与内存的动态分区分配类似，通常采用首次适应算法。在回收盘区时，同样也要将回收区域相邻接的空闲盘区相合并。
位视图法
位视图是利用二进制的以为来表示磁盘中的一个盘块的使用情况，磁盘上所有的盘块都有一个二进制位与之对应，当其直为0时，表示对应的盘块空闲；当其值为1时，表示对应的盘块已分配。
盘块的分配
1顺序扫描位视图，从中找出一个或一组其值为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。假定找到的其值为0的二进制位，位于位视图的第i行，第j列，则其相应的盘块号硬干下式计算：b=n(i-1)+j
3修改位视图，令mapmap[i, j]=1
盘块的回收
1将回收盘块的盘块号转换成位视图中的行号和列号
2修改位视图，令map[i, j]=0
成组链接法
空闲表法和空闲链表法都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。在UNIX系统中采用的是成组链接法，这种方法结合了空闲表和空闲链表法两种方法，克服了表太大的缺点。其大致思想是：把顺序的n个空闲扇区地址保存在第一个空闲扇区内，其后一个空闲扇区则保存另一顺序空闲扇区的地址，如此继续直至所有空闲扇区均予以链接。系统只需要保存一个指向第一个空闲扇区的指针。
表示文件存储器空闲空间的位向量表或第一个成组链块以及卷中的目录区、文件区划分都需要存放在辅存储器-中的，一般放在卷头位置，在UNIX系统中成为超级块。在对卷中文件进行操作前，超级块需要预先读入系统空间的主存，并且经常保持主存超级块与辅存卷中超级块的一致性。
（二）、文件系统全局结构
（三）、虚拟文件系统
三、磁盘组织与管理
（一）、磁盘的结构
磁盘是由表面涂有磁性物质的金属或塑料构成的圆形盘片，通过一个称谓磁头的到体系安全从磁盘中存取数据。在读写操作期间，磁头固定，磁盘在下面高速旋转。磁盘的表面上数据存储在一组同心圆中，称为磁道。每个磁道与磁头一样快，一个盘面上有上千个磁道。磁道有划分为几百个扇区，每个扇区固定存储大小（通常为512B），一个扇区称为一个盘块。磁盘的存储能力受限于最内道的最大记录密度。
磁盘地址用“柱面号-盘面号-扇区号（或块号）”来表示。
盘面（Platter）：一个磁盘有多个盘面；
磁道（Track）：盘面上的圆形带状区域，一个盘面可以有多个磁道；
扇区（Track Sector）：磁道上的一个弧段，一个磁道可以有多个扇区，它是最小的物理储存单位，目前主要有 512 bytes 与 4 K 两种大小；
磁头（Head）：与盘面非常接近，能够将盘面上的磁场转换为电信号（读），或者将电信号转换为盘面的磁场（写）；
制动手臂（Actuator arm）：用于在磁道之间移动磁头；
主轴（Spindle）：使整个盘面转动。
（二）、磁盘调度算法
目前常用的磁盘调度算法有以下几种：
1）先来先服务（FCFS, First Come First Served）算法
FCFS算法根据进程请求访问磁盘的先后顺序进行调度处理，这是一种最简单的调度算法。这种算法的优点是具有公平性。如果只有少量进程需要访问，且大部分请求都是访问簇聚的文件扇区，则会达到较好的性能；但如果有大量进程竞争使用磁盘，那么这种算法在性能上往往低于随机调度。所以，实际磁盘调度中考虑一些更为复杂的调度算法。
2）最短寻找时间优先（SSTF, Shortest Seek Time First）算法
SSTF选择调度处理的磁道是与当前磁头所在磁道距离最近的磁道，一是每次的寻找时间最短。当然，总是选择最小寻找时间并不能保证平均寻找时间最小，但是能提供比FCFS算法更好的性能。这种算法会产生饥饿现象。
3）扫描（SCAN）算法又称为电梯算法
SCAN算法在磁头当前移动方向上选择与当前磁头所在磁道距离最近的请求作为下一次服务的对象。由于磁头移动规律与电梯运行相似，故又称为电梯调度算法。SCAN算法对最扫描过的区域不公平，因此，它在访问局部性方面不如FCFS算法和SSTF算法好。
4）循环扫描（C-SCAN）算法
在扫面算法的基础上规定磁头单向移动来提供服务，回返时直接快速移动至起始端而不服务任何请求。由于SCAN算法偏向于处理那些接近最里或最外的磁道的访问请求，所以使用改进型的C-SCAN算法来避免这个问题。
采用scan算法和c-scan算法时磁头总是严格地遵循从盘面的一端到另一端，显然在实际使用时还可以改进，即磁头移动只需要到达最远端的一个请求即可返回，不需要到达磁盘端点这种形式的SCAN算法和C-SCAN算称为LOOK和C-LOOK调度。这是因为它们在朝一个给定方向移动前会查看是否有请求。
对比以上几种磁盘调度算法，FCFS算法太简单，性能较差，仅在请求队列长度接近于1时才较为理想；SSTF算法较为通用和自然；SCAN算法和C-SCAN算法在磁盘负载较大时比较占优势。
除了减少寻找时间外，减少延迟时间也是提高磁盘传输效率的重要因素。可以对盘面扇区进行交替编号，对磁盘片组中的不同盘面错位命名。
磁盘时连续自转设备，磁盘机读写一个物理块后，需要经过短暂的处理时间才能开始读写下一个块。假设逻辑记录数据连续存放在磁盘空间中，若在盘面上按扇区交替编号连续存放，则连续读写多个记录时能够减少磁头的延迟时间；同柱面不同扇面的扇区若能错位编号，连续读写相邻两个盘面的逻辑记录时也能减少磁头延迟时间。
（三）、减少磁盘延迟时间的方法
（四）、磁盘的管理
（1）磁盘初始块
一个新的磁盘只是一个含有磁性记录材料的空白盘。在磁盘能存储数据之前，它必须分成扇区以便磁盘控制器能进行读和写的操作，这个过程称为低级格式化（物理分区）。低级格式化为磁盘的每个扇区采用特别的数据结构。每个扇区的数据结构通常由头、数据区域（通常为512B）大小和尾部组成。头部和尾部包含了一些磁盘控制器所使用的信息。
为了使用磁盘存储文件。操作系统还需要将自己的数据结构记录在磁盘上：第一步将磁盘分为一个或多个柱面组成分区；第二步对物理分区进行逻辑格式化，操作系统将初始的文件系统数据结构存储在磁盘上，这些数据结构包括空闲和已分配的空间以及一个初始为空的目录。
（2）引导块
计算机启动时需要运行一个初始化程序（自举程序），它初始化CPU、寄存器、设备控制器和内存等，接着启动操作系统。为此，该自举程序应找到磁盘上的操作系统内核，装入内存，并转到起始地址，从而开始操作系统的运行。
自举程序通常保存在ROM中，为了避免改变自举代码需要改变ROM硬件的问题，故指在ROM中保留很小的自举装入程序，将完整功能的自举程序保存在磁盘的启动块上，启动块位于磁盘的固定位。拥有启动分区的磁盘称为启动磁盘或者系统磁盘。
（3）坏块
由于磁盘有移动部件且容错能力弱，所以容易导致一个或多个扇区损坏。部分磁盘甚至从出厂时就有坏扇区。根据所使用的磁盘和控制器，对这些坏块有多种处理方式。
对于简单磁盘，坏扇可手工处理；对于复杂的磁盘，其控制器维护一个磁盘坏块链表。该链表在出厂前进行低级格式化就初始化了，并在磁盘的整个使用过程中不断更新。低级格式化将一些块保留作为备用，对操作系统透明。控制器可以使用备用块来逻辑地代替坏块，这种方案称为扇区备用。
*SSD
