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)
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
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
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
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。
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】
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。
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
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
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
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
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:
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
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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作者:linux