文件系统

文件的逻辑结构

文件的物理结构（文件在外存的组织方式）

在外存怎么放

1. 一般来说，文件的数据块 = 文件块 = 磁盘块（簇） ≠ 扇区（在大题中，有时为了方便计算，磁盘块 == 扇区）
2. 操作系统按照磁盘块来分配外存空间。

连续分配

链接分配

1. FAT常驻内存。FAT可以实现随机访问，由于FAT常驻内存，假设此时访问A文件的第二个盘块，不需要把A文件的第一个盘块调入内存，直接查FAT表然后调入相应的盘块即可，因此实现随机访问。
2. 由于FAT可以设置下一块的序号，如果分配特殊的序号可以指明特殊的含义如最后一块、是否空闲。

索引分配

1. 索引分配同样能实现随机访问，原理如显式链接，只不过需要把索引块调入内存。

外存管理

在外存怎么管理，分配问题

空闲表法

空闲链表法

位示图法

1. 磁盘中维护了两张独立的位示图，一张是inode 位示图，用来管理“索引节点区”；另一张是盘块位示图（数据块位示图），用来管理“数据区”。

成组链接法

1. 当访问到栈底时，会把栈底对应的盘块，以上图300为例：将300中的内容拷贝到当前的空闲盘块号栈中，因此此时300就空闲了，可以被覆盖，因此300也会成为一个空闲的盘块。
2. 成组链接法在初始的时候一定是连续的空闲块，但是随着不断地回收分配可能会出现不连续地情况。当然也有办法解决但并非考点。因此下列说法是正确的：成组链接法是将连续分配和离散分配相结合的方法，也能方便找到连续的空闲块。

显示链接的FAT表

请看2.2中的2

目录

1. 文件系统由若干目录组成，目录也是一种文件，目录文件中的目录项，在采用索引节点的情况下，将FCB拆解为了两部分：目录项 （文件名+索引节点号）、inode节点（文件的其他数据+文件数据块指针）。

FCB

1. 在引入inode前，FCB就是文件目录项；引入inode后，文件目录项 = 文件名 + 索引节点号。

索引节点inode

inode在磁盘里的时候叫磁盘inode（磁盘索引节点），放入内存后成为内存inode（内存索引节点）。

1. 目录项里放的是索引节点编号；inode里放的是文件数据块指针。

2. FCB里原本的数据太多，但是进行查找时我们只需要用到文件名，因此把文件名和索引指针划为一块目录项，其他数据化为索引节点，由索引指针指向索引节点，检索时只需要检索目录项即可。

3. 创建“硬链接”的系统开销

4. 创建了什么： 只创建了 1 个新的目录项。

5. 发生了什么： 把这个新目录项的指针，填上源文件的 inode 编号。然后源文件 inode 里的引用计数 +1。
6. 空间消耗： 极小，仅仅消耗了所在目录文件里的十几个字节（一个目录项的大小）。

创建“软链接”的系统开销

• 创建了什么： 创建了 1 个新的目录项 + 1 个新的 inode + 1 个新的数据块。
• 发生了什么： 创建一个新的目录项 + inode（FCB），该目录项中的索引节点编号置为新的inode的编号，令该inode中的文件数据块指针指向新的盘块，块中放的是目标文件的地址。

• 空间消耗： 比较大，不仅消耗了目录项，还消耗了一个宝贵的 inode 资源和一个物理磁盘块（数据块）。

• inode（索引节点）：只存“关于文件的数据”（元数据）。包括文件大小、所有者、读写权限、创建/修改时间，以及指向真实数据存储位置的指针（物理盘块号）。

Data Block（数据块/盘块）：只存“文件具体的真实数据”。比如你写的 C++ 代码、视频的字节流、或者是目录文件里的目录项。

文件共享

1. 直接按文件名在目录文件中找也是硬链接实现的

题型总结

文件物理结构的优缺点对比

连续分配

链接分配

索引分配

常见系统调用

不要考虑FCB和inode分开，除非题目提到

1. 当创建文件F时，文件系统（操作系统）会先去检查inode位示图，找一个空闲的inode号，然后操作系统从inode区中找到这个inode号对应的inode，进行初始化（填入文件的创建时间、所有者、读写权限等）。然后在目录文件中新增一条F对应的目录项并把inode节点号填入新建的目录项中。此时只占用了一个inode节点空间，并没有占用任何数据区的空间，直到写入数据。
2. 调用open()后系统遍历目录找到目标文件的磁盘 inode，将其复制到内存的活跃 inode 表中；接着在系统打开文件表中分配一个新表项，记录下读写指针（初始为 0）和打开模式，并指向内存 inode；最后，在当前进程的进程打开文件表中分配一个空闲项（假设下标为 3，即 fd=3），让它指向系统表中的那个表项，最后将数字 3 返回给用户。此过程完全没有把真实文件数据读入内存。后续调用read()等函数时，操作系统直接通过 fd 查你的进程表 -> 查系统表 -> 找到内存里的 inode -> 找到磁盘数据。
3. 在408考试中，默认多个进程多次打开同一个文件F系统打开表中只有一个F的表项。如果一个进程多次打开同一个文件，在进程打开文件表（用户打开文件表）中会生成多个完全独立的表项，并且每次打开都会返回一个不同的文件描述符（fd）。且这些fd都会指向系统打开表中对应的唯一的表项。

打开文件表

目录和FCB的关系

索引节点的索引问题

文件操作

补充

1. 超级块（Super Block）： 存放整个文件系统的元数据（如空闲块总数、inode总数、文件系统类型）。考点：文件系统挂载时，超级块必须读入内存。每个文件系统有一个。

2. 虚拟文件系统 (VFS)：操作系统的“抽象接口类 (Interface)”

通俗比喻：跨国公司的“万能前台” 假设你是一个只会说普通话的客户，你要去跨国公司办业务。这家公司底下有法国部门（EXT4）、德国部门（FAT32）、日本部门（NTFS）。 如果不设前台，你就要亲自去学法语、德语、日语才能和他们沟通。 为了方便你，公司设立了一个万能前台（VFS）。你只需要对前台用普通话说“把这份文件存起来”（调用标准 API write()），前台内部会自己查表，把你的话翻译成对应部门的语言并派发下去。

408严谨映射（结合C++底层实现）： 在408考试中，VFS 的严谨性体现在它的多态（Polymorphism）机制上。VFS 向下兼容各种不同的底层文件系统，向上给用户提供统一的 POSIX 接口。

• 核心结构 vnode（虚拟节点）： 就像是C++里的一个抽象基类（或者包含了一堆虚函数的结构体）。它只存在于内存中。
• 函数指针的魔法： 在 vnode 结构体里，并没有写死具体的读写代码，而是存了一排函数指针（比如 *read_fn, *write_fn）。
• 运行过程： 当你打开一个 EXT4 格式的文件时，操作系统在内存里建一个 vnode，并把 EXT4 专用的读写函数的内存地址，填进这个 vnode 的函数指针里。当你调用 read() 时，VFS 直接执行 vnode->read_fn()。

• 考试坑点： vnode 只在内存中有，电脑一关机就没了；而各个文件系统自带的 inode 是实实在在存在磁盘上的。VFS 扮演的就是把磁盘 inode 的信息翻译成内存 vnode 的角色。

• 文件系统挂载 (Mount)：文件目录树上的“任意门”

通俗比喻：哆啦A梦的“任意门” 操作系统的根目录树（/）就像一栋已经建好的大别墅，里面有很多房间（目录）。 所谓的挂载点（Mount Point），通常就是这栋别墅里的一个空房间（比如 /mnt/usb 这个空目录）。

• 没挂载前： 你推开 /mnt/usb 这扇门，里面就是个空房间（或者角落里有点旧杂物）。
• 挂载操作： 你插上一个U盘（一个新的分区，有自己的独立文件系统），操作系统施展魔法，把这个U盘绑定到了 /mnt/usb 这扇门上。
• 挂载后： 你再次推开 /mnt/usb 这扇门，哇！你看到的不再是原来的空房间了，而是直接穿越到了U盘内部的世界。这扇门变成了一个时空裂缝（任意门）。
• 卸载（Unmount）： 魔法解除，把任意门拆掉，原来的那个空房间（以及角落里的旧杂物）又重新显露出来了。

408严谨映射： 挂载的本质，是将一个独立文件系统接入到当前操作系统的全局命名空间中。

• 内存动作： 挂载时，操作系统的核心动作是去读取那个U盘分区的超级块（Super Block），把它读进内存，并在系统的“挂载表（Mount Table）”里登记。这样系统才知道怎么解析这个U盘。
• 路径重定向： 当你在命令行输入 cd /mnt/usb/music 时，文件系统层层解析路径。当解析到 usb 这个目录时，系统查了下挂载表，发现：“哦！这里有个任意门！” 于是路径解析的指针直接重定向跳跃到了U盘文件系统的根节点，接着在U盘里找 music 目录。

• 考试坑点： 挂载点目录如果在挂载前本身就存了文件，挂载后这些原文件会被隐藏，但绝不会被删除。因为路径解析在任意门那里直接跳走了，根本访问不到门背后的原空间，直到卸载后才会恢复可见。

• 文件系统层次结构

408常考各层“自上而下”的顺序及各自负责的具体工作，重点区分逻辑文件系统与文件组织模块。

层次名称	核心功能与考点
用户调用接口	提供面向用户的系统调用（如 open, read, write）。
逻辑文件系统	处理与文件名和目录相关的操作。根据路径名找到对应的FCB（或inode），检查访问权限。
文件组织模块	负责逻辑地址到物理地址的转换，以及空闲空间的管理。
基本文件系统	向底层硬件发送读写指令，处理内存缓冲区与磁盘块之间的数据传输。
I/O控制层	包含设备驱动程序和中断处理程序，直接操作硬件。

1.用户调用接口：向系统提出请求。

通俗理解： 你来到档案馆前台，递交申请单，调用标准动作说：“我要看 test.txt 文件。”

408考点： 提供面向用户的系统调用（如 open, read, write），是操作系统与用户程序交互的统一API。

2.逻辑文件系统：按名寻址与权限核验。

通俗理解： 前台接待员去大厅目录柜，通过名字查到这卷宗的档案卡（FCB/inode）。随后看了一眼卡片，发现是“绝密”卷宗，于是要求核对你的身份证，确认你有无阅读权限。

408考点： 处理与文件名和目录相关的操作。根据路径名/文件名找到对应的 FCB（或 inode），把文件名转换为文件描述符或句柄，并检查访问权限。

3.文件组织模块：逻辑转物理与空间分配。

通俗理解： 档案馆内部机器接管，把你要求的阅读进度转换成档案盒内部的位置，并算出它物理上存放在“负二层、B区、第3个架子”。如果你要存新卷宗，它还要负责用本子（位示图）帮你挑一个空架子。

408考点： 负责逻辑地址到物理地址的转换（利用FAT或多级索引表），以及空闲空间的管理。

4.基本文件系统：下发读写指令与缓冲传输。

通俗理解： 档案馆中枢系统向底层的机器臂发送具体的“提取3号架”指令，并准备好大厅的临时阅览桌（内存缓冲区），负责把抽出来的档案平稳放置在桌面上交接。

408考点： 向底层硬件下发具体的读写指令，处理内存缓冲区与物理磁盘块之间的数据传输。

5.I/O控制层：真正驱动硬件执行。

通俗理解： 底层的机器臂（硬件）真正通电启动，精准移动抽出档案盒。如果在移动中遇到轨道卡壳，会发出警报（中断处理）。

408考点： 包含设备驱动程序和中断处理程序，直接操纵底层硬件完成动作。

1. 当你拿到硬盘的第0号主引导扇区（物理空间 512B），你提取出了里面的主引导记录 MBR（逻辑数据 512B），这份记录由三部分拼接而成：
2. 主引导程序（446字节） 👉 负责干活的代码。
3. 磁盘分区表 DPT（64字节） 👉 硬盘的分区划分图（C盘、D盘在哪）。
4. 结束标志（2字节） 👉 固定的 55AA，证明这是个合法的引导记录。