操作系统-文件系统文件系统

Posted 2020-12-05 yangyuliufeng

文件系统是文件和管理信息资源的管理程序的集合，是操作系统中负责存取和管理信息的模块，它用统一的方式管理用户和系统信息的存储、检索、更新、共享和保护，并为用户提供一整套方便有效的文件使用和操作方法。

文件系统面向用户的功能是：文件的按名存取、文件的共享和保护、文件的操作和使用

为了实现这些功能，OS必须考虑：

• 文件目录的建立和维护 ?    
• 存储空间的分配和回收 ?    
• 数据的保密和保护 ?    
• 监督用户存取和修改文件的权限 ?    
• 实现在不同存储介质上信息的表示方式、编址方法、文件系统存储次序，以及信息检索等问题

 

所有I/O操作都通过读写文件实现，所有外设，包括网络、终端设备，都被看成文件；像磁盘、光盘等外存上的文件则是普通文件 。

通常，将键盘和显示器构成的设备称为终端（terminal），对应标准输入、标准输出、错误输出文件（ASCII文件）

所有物理设备抽象成逻辑上统一的“文件”使得用户程序访问物理设备与访问真正的磁盘文件完全一致。

如printf在stdout文件（即终端显示器TTY）显示信息，fprintf和fwrite主要输出到磁盘文件，它们都通过统一的write函数陷入内核，差别则由内核处理。

每一个进程的PCB结构中都有一个用户打开文件表/文件描述符表，表项的序号是文件描述符fd，此登记项内登记系统打开文件表的一个入口指针fp——指向一个用于描述打开的文件的file结构。

fd：一个非负整数（通常是小整数），用于指代被打开的文件，所有执行I/O操作的系统调用都通过fd。程序刚刚启动的时候，0是标准输入，1是标准输出，2是标准错误。如果此时去打开一个新的文件，它的文件描述符会是3。不同进程的相同fd可能不是同一文件。

系统打开文件表的每个表项是一个file结构，不管同一进程还是不同进程，每打开一个文件就产生一个file结构，记录了当前打开文件的偏移量、指向文件活动inode的指针等数据。不同进程的文件描述符也可以指向同一file结构，从而指向同一inode且共享同一文件偏移量（例如fork的进程）。

file结构有文件访问计数f_count，记录了引用这个file结构的文件描述符个数，只有当引用计数为0时，内核才销毁它。因此某个进程关闭文件，不影响与之共享同一个file结构的进程；有读写位移指针f_offset、指向对应文件活动索引节点的指针f_inode

活动inode有引用计数i_count，硬链接计数i_nlink、索引节点号i_ino

用户通过两类接口与文件系统联系：

    第一类是与文件有关的操作命令，例如cat、cd、cp、find、mv、 rm、mkdir、rmdir等等

    第二类是提供给用户程序使用的文件类系统调用，基本文件类系统调用有：

•  创建并打开文件

fd = create("/home/home1/newfile" , 0775);

为新文件分配磁盘inode和活动inode，并把inode号和文件名newfile组成新目录项，记录到目录路径/home/home1的目录文件中

为新文件所对应inode设置初值，包括把存取权限设置为0775，连接计数i_nlink置为1

为新文件分配用户打开文件表项和系统打开文件表项，为后者设置初值（如特征位f_flags置写标志、读写标志f_offset清0），把用户打开文件表项、系统打开文件表项和活动inode链接起来

• 删除文件

unlink("/home/home1/newfile");

•  打开文件

fd = open("/home/home1/newfile" , 0775);

检索目录，要求打开的文件应该是已经创建的文件，它应登记在文件目录中否则会出错。在检索到指定文件后，将其磁盘inode复制到活动inode表中。（如果文件已被打开过，活动inode已有该inode，只要把其中的i_count加1即可）

把参数0775所给出的打开方式与活动inode中的文件访问权限比较，非法则打开失败。

为文件分配用户打开文件表项和系统打开文件表项，为后者设置初值，把用户打开文件表项、系统打开文件表项和活动inode链接起来

• 关闭文件

close(fd);

根据fd找到用户打开文件表项，再找到系统打开文件表项，释放用户打开文件表项。

把系统打开文件表项中的f_count减1，若不为0说明还有进程在共享这个这个系统打开文件表项，不用释放此表项。

把对应活动inode中的i_count减1，若不为0说明其它进程正在使用，否则把此活动inode的内容复制回磁盘inode，释放此活动inode

• 读文件

nr=read(fd , buf , count);

当读到文件末尾系统调用就返回，因此nr所指出的字符数有可能小于count要求的字符数。

• 写文件

n2 = write(fd , buf , count);

•  文件随机存取

lseek = (fd , offset , whence);

在文件初次打开时，文件偏移量f_offset清空为0，以后的文件读写操作总是根据offset的当前值来顺序读写文件。

可以通过lseek系统调用在读写文件之前改变f_offset的指向。

whence为0时，f_offset被置为offset；whence为0时，f_offset被置为当前f_offset加上offset；

 

不同进程共享同一文件，可以通过：

• 静态共享

静态共享是通过文件所对应的inode节点来实现链接的，并且只允许链接到文件而非目录。又称硬链接（Hard Link）

文件链接的系统调用为：

link(“/home/fil1/file.c” , “/home/fei2/file.c");

检索目录，找到/home/fil1/file.c所指文件的inode

再次检索目录，找到目录文件/home/fei2，并把已存在文件的inode号和别名构成目录项并加入

把已存在文件inode的连接计数i_nlink加1（新建目录时，自身i_nlink为2，上层目录i_nlink增加1）

文件解除链接的形式与文件删除相同，执行同一段系统调用代码，都是删去目录项且把i_nlink减1。i_link为0时才真正删除。

在多个分区文件目录树整合成的目录树内，inode号不能唯一标识文件，link系统调用不能跨文件系统。

可以使用bash命令：

[[email protected] ~]#ln /home/fil1/file.c /home/fei2/file.c

• 动态分享

同一用户若要创建两个进程协同完成任务，可以用父进程执行fork()函数创建子进程，两个进程的用户打开文件表指向系统打开文件表的同一file结构（f_count=2），从而指向同一活动inode且共享同一位移指针。

不同用户的不同进程的用户打开文件表指向系统打开文件表的不同file结构（f_count=1），从而指向同一活动inode且不共享指针。

• 文件符号链接共享

软链接，又称符号链接（Symbolic Link），是只有文件名不指向inode的链接，通过名称来引用文件。会建立一个占用inode和block的新文件，文件的数据部分仅包含它所要链接文件的路径名（相当于快捷方式）

可以使用bash命令：

[[email protected] ~]#ln -s /home/fil1/file.c /home/fei2/file.c

ls -l命令查询得到的文件详细信息：

lrwxrwxrwx. 1 root root 22 Jul 14 10:09 /sbin/init -> ../lib/systemd/systemd

开头的l代表文件类型是链接文件，1代表文件的连接数是1

 

文件系统性能问题：

（1）盘块高速缓存：系统在内存开辟存储区维护一组盘块高速缓存，它在逻辑上归属磁盘却不归属任何类型具体文件系统

优点：数据使用后会在盘块高速缓存留下备份，由于程序执行时的局部性原理，可以减少I/O操作

           脏数据写会磁盘时可以适当排序，实现磁盘驱动调度优化

（2）数据预先读入：仅适用于文件的顺序访问。为了做好文件数据的预读工作，可以跟踪文件的访问模式：

开始时置访问模式标志位为1，表示当前在顺序访问模式；移臂后直置访问模式标志位为0，表示当前在随机访问模式，一段时间若又回到顺序访问模式则置回1。

（3）信息优化分布：对顺序存取的大量数据，通常不存在同一盘面的磁道上，而是同一柱面的不同磁道上。以减少磁臂移动次数。

（4）磁臂驱动调度

（5）内存映射文件：不使用文件类系统调用存取文件信息，而是把欲访问的文件映射到进程的虚存空间。访问虚拟地址信息相当于访问文件信息。特别适用于文件分享的场合。

 

文件系统可靠性问题：

（1）提高文件系统可靠性的措施：

①磁盘坏块管理

硬件方法：在磁盘一个扇区中记录坏块清单，当控制器第一次进行初始化时，读取坏块清单，当控制器第一次进行初始化时，读取坏块清单并且挑选备份块取代有缺陷的块，在坏块清单中记下这种映射，此后访问到坏块时就由对应备份块代替

软件方法：用户或文件系统额外构造一个文件，它包含全部坏块，把这些坏块在盘块自由链中清除而不分配给文件系统使用。

②备份数据

备份策略有完全备份、增量备份、更新备份

（2）文件系统一致性检查

①磁盘块一致性检查

磁盘块一致性检查需要检查磁盘块空闲计数器（其在空闲块链表出现的次数）+ 占用计数器（其在文件中出现的次数）=1

磁盘块一致性检查实用程序读出文件系统中所有文件的inode，为对应磁盘块占用计数器加1；再检查空闲块链表，为所有未使用磁盘块的空闲计数器加1。检查结束后两个计数器互相比较，如果一个为1一个为0说明是正常的。

情况1：空闲计数器=占用计数器=1，只要把空闲计数器置0并将磁盘块移除空闲块链表即可

情况2：空闲计数器=占用计数器=0，只要把空闲计数器置1并将磁盘块移除空闲块链表即可

情况3：空闲计数器=2、占用计数器=0，只要把空闲计数器置1并重建空闲块链表

情况4：空闲计数器=0、占用计数器=2，分配一个空闲磁盘块，把占用块的内容复制到里面，用它来替换其中一个文件的原磁盘块，并对占用计数器进行修改。这样修改文件内容未变但其中肯定有一个文件是不正确的。

②文件一致性检查

文件的一致性检查需要检查文件inode中的链接数i_count与其出现在文件系统中的次数是否一致

文件一致性检查实用程序查看目录系统，为每个文件的inode建立一个计数器，从根目录开始沿目录树依次向下查找，对于每个文件其inode计数器加1。检查结束后将计数器的值与inode中的i_count比较，相同说明是正常的。

情况1：i_count>目录项数，inode会无法释放，把i_count减少为正确值即可。

情况2：i_count>目录项数，在删除文件过程中inode会提前释放，把i_count减少为正确值即可。