【4.0】文件管理
前言
这部分说明了文件整个系统的原理和底层大概逻辑。
文件系统基础
初识文件管理
文件——就是一组有意义的信息／数据集合。
文件的属性
文件名：由创建文件的用户决定文件名，主要是为了方便用户找到文件，同一目录下不允许有重名文件。
标识符：一个系统内的各文件标识符唯一，对用户来说毫无可读性，因此标识符只是操作系统用于区分各个文件的一种内部名称。
类型：指明文件的类型
位置：文件存放的路径（让用户使用）、在外存中的地址（操作系统使用，对用户不可见）
大小：指明文件大小
创建时间、上次修改时间，文件所有者信息
保护信息：对文件进行保护的访问控制信息
文件数据的组织
无结构文件（如文本文件）——由一些二进制或字符流组成，又称“流式文件。
有结构文件（如数据库表）——由一组相似的记录组成，又称“记录式文件。
用户可以自己创建一层一层的目录，各层目录中存放相应的文件。系统中的各个文件就通过一层一层的目录合理有序的组织起来了。目录其实也是一种特殊的有结构文件（由记录组成）。
文件的外存存放
类似于内存分为一个个“内存块”，外存会分为一个个“块／磁盘块／物理块”。每个磁盘块的大小是相等的，每块一般包含2的整数幂个地址、（如本例中，一块包含210个地址，即1KB）。同样类似的是，文件的逻辑地址也可以分为（逻辑块号，块内地址），操作系统同样需要将逻辑地址转换为外存的物理地址（物理块号，块内地址）的形式。块内地址的位数取决于磁盘块的大小
其他功能
- 文件共享：使多个用户可以共享使用一个文件
- 文件保护：如何保证不同的用户对文件有不同的操作权限
文件的逻辑结构
所谓的“逻辑结构”，就是指在用户看来，文件内部的数据应该是如何组织起来的。而“物理结构”指的是在操作系统看来，文件的数据是如何存放在外存中的。
无结构文件
文件内部的数据就是一系列二进制流或字符流组成。又称“流式文件”。如：Windows操作系统中的.txt文件。
有结构文件
有结构文件：由一组相似的记录组成，又称“记录式文件”。每条记录又若干个数据项组成。如：数据库表文件。一般来说，每条记录有一个数据项可作为关键字（作为识别不同记录的ID）
一般来说，每条记录有一个数据项可作为关键字。根据各条记录的长度（占用的存储空间）是否相等，又可分为定长记录和可变长记录两种。
顺序文件
顺序文件：文件中的记录一个接一个地顺序排列（逻辑上），记录可以是定长的或可变长的。各个记录在物理上可以顺序存储或链式存储。
- 顺序存储一—逻辑上相邻的记录物理上也相邻（类似于顺序表）
- 链式存储——逻辑上相邻的记录物理上不一定相邻（类似于链表）
顺序文件的缺点是增加/删除一个记录比较困难（如果是串结构则相对简单）。
索引文件
建立一张索引表以加快文件检索速度。每条记录对应一个索引项。文件中的这些记录在物理上可以离散地存放。
索引表本身是定长记录的顺序文件。因此可以快速找到第i个记录对应的索引项。
可将关键字作为索引号内容，若按关键字顺序排列，则还可以支持按照关键字折半查找。
每当要增加／删除一个记录时，需要对索引表进行修改。由于索引文件有很快的检索速度，因此主要用于对信息处理的及时性要求比较高的场合。
另外，可以用不同的数据项建立多个索引表。如：学生信息表中，可用关键字“学号”建立一张索引表。也可用“姓名”建立一张索引表。这样就可以根据“姓名”快速地检索文件了。（Eg：SQL就支持根据某个数据项建立索引的功能）
索引文件的缺点：每个记录对应一个索引表项，因此索引表可能会很大。比如：文件的每个记录平均只占8B，而每个索引表项占32个字节，那么索引表都要比文件内容本身大4倍，这样对存储空间的利用率就太低了。
索引顺序文件
索引顺序文件是索引文件和顺序文件思想的结合。索引顺序文件中，同样会为文件建立一张索引表，但不同的是：并不是每个记录对应一个索引表项，而是一组记录对应一个索引表项。
多级索引顺序文件
为了进一步提高检索效率，可以为顺序文件建立多级索引表。例如，对于一个含106个记录的文件，可先为该文件建立一张低级索引表，每100个记录为一组，故低级索引表中共有10000个表项（即10000个定长记录），再把这10000个定长记录分组，每组100个，为其建立顶级索引表，故顶级索引表中共有100个表项。
目录
文件目录
文件控制块
目录本身就是一种有结构文件，由一条条记录组成。每条记录对应一个在该放在该目录下的文件。
目录文件中的一条记录就是一个“文件控制块（FCB）”。
FCB的有序集合称为“文件目录”，一个FCB就是一个文件目录项。FCB中包含了文件的基本信息（文件名、物理地址、逻辑结构、物理结构等），存取控制信息（是否可读／可写、禁止访问的用户名单等），使用信息（如文件的建立时间、修改时间等）。
最重要，最基本的还是文件名、文件存放的物理地址。
【❓需要对目录进行哪些操作？❓】
- 搜索：当用户要使用一个文件时，系统要根据文件名搜索目录，找到该文件对应的目录项
- 创建文件：创建一个新文件时，需要在其所属的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，如显示该目录中的所有文件及相应属性
- 修改目录：某些文件属性保存在目录中，因此这些属性变化时需要修改相应的目录项（如：文件重命名）
目录结构
单级目录结构
早期操作系统并不支持多级目录，整个系统中只建立一张目录表，每个文件占一个目录项。
单级目录实现了“按名存取”，但是不允许文件重名。
在创建一个文件时，需要先检查目录表中有没有重名文件，确定不重名后才能允许建立文件，并将新文件对应的目录项插入目录表中。
单级目录结构不适用于多用户操作系统。
两级目录结构
早期的多用户操作系统，采用两级目录结构。分为主文件目录（MFD，Master File Directory）和用户文件目录（UFD，User Flie Directory）。
允许不同用户的文件重名。文件名虽然相同，但是对应的其实是不同的文件。
两级目录结构允许不同用户的文件重名，也可以在目录上实现实现访问限制（检查此时登录的用户名是否匹配）。但是两级目录结构依然缺乏灵活性，用户不能对自己的文件进行分类。
多级目录结构
又称：树形目录结构。
用户（或用户进程）要访问某个文件时要用文件路径名标识文件，文件路径名是个字符串。各级目录之间用“／”隔开。从根目录出发的路径称为绝对路径。
例如：自拍．jpg的绝对路径是“／照片／2015—08／自拍．jpg”
系统根据绝对路径一层一层地找到下一级目录。刚开始从外存读入根目录的目录表；找到“照片”目录的存放位置后，从外存读入对应的目录表；再找到“2015—08”目录的存放位置，再从外存读入对应目录表；最后才找到文件“自拍．jpg”的存放位置。整个过程需要3次读磁盘I／O操作。
很多时候，用户会连续访问同一目录内的多个文件（比如：接连查看“2015—08”目录内的多个照片文件），显然，每次都从根目录开始查找，是很低效的。因此可以设置一个“当前目录”。
例如，此时已经打开了“照片”的目录文件，也就是说，这张目录表已调入内存，那么可以把它设置为“当前目录”。当用户想要访问某个文件时，可以使用从当前目录出发的“相对路径”。
树形目录结构可以很方便地对文件进行分类，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，树形结构不便于实现文件的共享。为此，提出了“无环图目录结构”。
无环图目录结构
可以用不同的文件名指向同一个文件，甚至可以指向同一个目录（共享同一目录下的所有内容）。
需要为每个共享结点设置一个共享计数器，用于记录此时有多少个地方在共享该结点。用户提出删除结点的请求时，只是删除该用户的FCB、并使共享计数器减1，并不会直接删除共享结点。
只有共享计数器减为0时，才删除结点。
注意：共享文件不同于复制文件。在共享文件中，由于各用户指向的是同一个文件，因此只要其中一个用户修改了文件数据，那么所有用户都可以看到文件数据的变化。
索引结点（FCB的改进）
其实在查找各级目录的过程中只需要用到“文件名”这个信息，只有文件名匹配时，才需要读出文件的其他信息。因此可以考虑让目录表“瘦身”来提升效率。
若使用索引结点机制，文件名占14B，索引结点指针站2B，则每个盘块可存放64个目录项，那么按文件名检索目录平均只需要读入320／64＝5个磁盘块。显然，这将大大提升文件检索速度。
当找到文件名对应的目录项时，才需要将索引结点调入内存，索引结点中记录了文件的各种信息，包括文件在外存中的存放位置，根据“存放位置”即可找到文件。
存放在外存中的索引结点称为“磁盘索引结点”，当索引结点放入内存后称为“内存索引结点”。
相比之下内存索引结点中需要增加一些信息，比如：文件是否被修改、此时有几个进程正在访问该文件等。
文件的物理结构
类似于内存分页，磁盘中的存储单元也会被分为一个个“块／磁盘块／物理块”。很多操作系统中，磁盘块的大小与内存块、页面的大小相同。
在外存管理中，为了方便对文件数据的管理，文件的逻辑地址空间也被分为了一个一个的文件“块”。于是文件的逻辑地址也可以表示为（逻辑块号，块内地址）的形式。
用户通过逻辑地址来操作自己的文件，操作系统要负责实现从逻辑地址到物理地址的映射。
连续分配
连续分配方式要求每个文件在磁盘上占有一组连续的块。
用户给出要访问的逻辑块号，操作系统找到该文件对应的目录项（FCB）…
$物理块号 ＝ 起始块号 ＋ 逻辑块号$
可以直接算出逻辑块号对应的物理块号，因此连续分配支持顺序访问和直接访问（即随机访问）。
读取某个磁盘块时，需要移动磁头。访问的两个磁盘块相隔越远，移动磁头所需时间就越长。
结论：连续分配的文件在顺序读／写时速度最快。
结论：物理上采用连续分配的文件不方便拓展。
结论：物理上采用连续分配，存储空间利用率低，会产生难以利用的磁盘碎片；可以用紧凑来处理碎片，但是需要耗费很大的时间代价。
优点：
- 支持顺序访问和直接访问（即随机访问）；
- 连续分配的文件在顺序访问时速度最快
缺点：
- 不方便文件拓展；
- 存储空间利用率低，会产生磁盘碎片；
链接分配
链接分配采取离散分配的方式，可以为文件分配离散的磁盘块。分为隐式链接和显式链接两种。
隐式链接
用户给出要访问的逻辑块号i，操作系统找到该文件对应的目录项（FCB）…
从目录项中找到起始块号（即0号块），将0号逻辑块读入内存，由此知道1号逻辑块存放的物理块号，于是读入1号逻辑块，再找到2号逻辑块的存放位置．．．．．．．以此类推。
因此，读入i号逻辑块，总共需要 $i＋1$ 次磁盘 I/O。
结论：采用链式分配（隐式链接）方式的文件，只支持顺序访问，不支持随机访问，查找效率低。另外，指向下一个盘块的指针也需要耗费少量的存储空间。
若此时要拓展文件，则可以随便找一个空闲磁盘块，挂到文件的磁盘块链尾，并修改文件的FCB。
结论：采用隐式链接的链接分配方式，很方便文件拓展。另外，所有的空闲磁盘块都可以被利用，不会有碎片问题，外存利用率高。
显式链接
把用于链接文件各物理块的指针显式地存放在一张表中。即文件分配表（FAT，File Allocation Table）。
注意：一个磁盘仅设置一张FAT。开机时，将FAT读入内存，并常驻内存。
FAT的各个表项在物理上连续存储，且每一个表项长度相同，因此“物理块号”字段可以是隐含的。
用户给出要访问的逻辑块号i，操作系统找到该文件对应的目录项(FCB)…
从目录项中找到起始块号，若 $i＞0$，则查询内存中的文件分配表FAT，往后找到i号逻辑块对应的物理块号。逻辑块号转换成物理块号的过程不需要读磁盘操作。
结论：采用链式分配（显式链接）方式的文件，支持顺序访问，也支持随机访问（想访问i号逻辑块时，并不需要依次访问之前的 0 ～ $i - 1$ 号逻辑块），由于块号转换的过程不需要访问磁盘，因此相比于隐式链接来说，访问速度快很多。
显然，显式链接也不会产生外部碎片，也可以很方便地对文件进行拓展。
缺点：文件分配表的需要占用一定的存储空间。
索引分配
索引分配允许文件离散地分配在各个磁盘块中，系统会为每个文件建立一张索引表，索引表中记录了文件的各个逻辑块对应的物理块（索引表的功能类似于内存管理中的页表——建立逻辑页面到物理页之间的映射关系）。索引表存放的磁盘块称为索引块。文件数据存放的磁盘块称为数据块。
可以用固定的长度表示物理块号（如：假设磁盘总容量为1TB＝240B，磁盘块大小为1KB，则共有230个磁盘块，则可用4B表示磁盘块号），因此，索引表中的“逻辑块号”可以是隐含的。
用户给出要访问的逻辑块号i，操作系统找到该文件对应的目录项（FCB）…
从目录项中可知索引表存放位置，将索引表从外存读入内存，并查找索引表即可只i号逻辑块在外存中的存放位置。
可见，索引分配方式可以支持随机访问。文件拓展也很容易实现（只需要给文件分配一个空闲块，并增加一个索引表项即可）但是索引表需要占用一定的存储空间。
【❓若每个磁盘块1KB，一个索引表项4B，则一个磁盘块只能存放256个索引项。如果一个文件的大小超过了256块，那么一个磁盘块是装不下文件的整张索引表的，如何解决这个问题？❓】
- 链接方案：如果索引表太大，一个索引块装不下，那么可以将多个索引块链接起来存放。缺点：若文件很大，索引表很长，就需要将很多个索引块链接起来。想要找到i号索引块，必须先依次读入0～i—1号索引块，这就导致磁盘I／O次数过多，查找效率低下。
- 多层索引：建立多层索引（原理类似于多级页表）。使第一层索引块指向第二层的索引块。还可根据文件大小的要求再建立第三层、第四层索引块。采用K层索引结构，且顶级索引表未调入内存，则访问一个数据块只需要K＋1次读磁盘操作。缺点：即使是小文件，访问一个数据块依然需要K＋1次读磁盘。
- 混合索引：多种索引分配方式的结合。例如，一个文件的顶级索引表中，既包含直接地址索引（直接指向数据块），又包含一级间接索引（指向单层索引表）、还包含两级间接索引（指向两层索引表）。优点：对于小文件来说，访问一个数据块所需的读磁盘次数更少。
链接方案
如果索引表太大，一个索引块装不下，那么可以将多个索引块链接起来存放。
多层索引
多层索引：建立多层索引（原理类似于多级页表）。使第一层索引块指向第二层的索引块。还可根据文件大小的要求再建立第三层、第四层索引块。
若某文件采用两层索引，则该文件的最大长度可以到 $256 \times 256 \times 1KB=65,536 KB=64MB$.
采用 $K$ 层索引结构，且顶级索引表未调入内存，则访问一个数据块只需要 $K＋1$ 次读磁盘操作。
混合索引
混合索引：多种索引分配方式的结合。例如，一个文件的顶级索引表中，既包含直接地址索引（直接指向数据块），又包含一级间接索引（指向单层索引表）、还包含两级间接索引（指向两层索引表）。
对于小文件，只需较少的读磁盘次数就可以访问目标数据块。（一般计算机中小文件更多）
文件存储空间管理
安装Windows操作系统的时候，一个必经步骤是——为磁盘分区（C：盘、D：盘、E：盘等）
存储空间的划分：将物理磁盘划分为一个个文件卷（逻辑卷、逻辑盘）。
空闲表法
适用于“连续分配方式”。
如何分配磁盘块：与内存管理中的动态分区分配很类似，为一个文件分配连续的存储空间。同样可采用首次适应、最佳适应、最坏适应等算法来决定要为文件分配哪个区间。
如何回收磁盘块：与内存管理中的动态分区分配很类似，当回收某个存储区时需要有四种情况
- 回收区的前后都没有相邻空闲区；
- 回收区的前后都是空闲区；
- 回收区前面是空闲区；
- 回收区后面是空闲区。
总之，回收时需要注意表项的合并问题。
空闲链表法
空闲盘块链
操作系统保存着链头、链尾指针。
如何分配：若某文件申请K个盘块，则从链头开始依次摘下K个盘块分配，并修改空闲链的链头指针。
如何回收：回收的盘块依次挂到链尾，并修改空闲链的链尾指针。
适用于离散分配的物理结构。为文件分配多个盘块时可能要重复多次操作
空闲盘区链
操作系统保存着链头、链尾指针。
如何分配：若某文件申请K个盘块，则可以采用首次适应、最佳适应等算法，从链头开始检索，按照算法规则找到一个大小符合要求的空闲盘区，分配给文件。若没有合适的连续空闲块，也可以将不同盘区的盘块同时分配给一个文件，注意分配后可能要修改相应的链指针、盘区大小等数据。
如何回收：若回收区和某个空闲盘区相邻，则需要将回收区合并到空闲盘区中。若回收区没有和任何空闲区相邻，将回收区作为单独的一个空闲盘区挂到链尾。
离散分配、连续分配都适用。为一个文件分配多个盘块时效率更高。
位示图法
位示图：每个二进制位对应一个盘块。在本例中，“0”代表盘块空闲，“1”代表盘块已分配。位示图一般用连续的“字”来表示，如本例中一个字的字长是16位，字中的每一位对应一个盘块。因此可以用（字号，位号）对应一个盘块号。当然有的题目中也描述为（行号，列号）
如本例中盘块号、字号、位号从0开始，若n表示字长，则：
（字号，位号）＝（i，j）的二进制位对应的盘块号$b＝ni＋j$
b号盘块对应的字号$i＝b／n$，位号$j＝b％n$
如何分配：若文件需要K个块，
- 顺序扫描位示图，找到K个相邻或不相邻的“0”；
- 根据字号、位号算出对应的盘块号，将相应盘块分配给文件；
- 将相应位设置为“1”。
如何回收：
- 根据回收的盘块号计算出对应的字号、位号；
- 将相应二进制位设为“0”
连续分配、离散分配都适用。
成组链接法
空闲表法、空闲链表法不适用于大型文件系统，因为空闲表或空闲链表可能过大。UNIX系统中采用了成组链接法对磁盘空闲块进行管理。
文件卷的目录区中专门用一个磁盘块作为“超级块”，当系统启动时需要将超级块读入内存。并且要保证内存与外存中的“超级块”数据一致。
如何分配？
Eg：需要100个空闲块
- 检查第一个分组的块数是否足够。100＝100，是足够的。
- 分配第一个分组中的100个空闲块。但是由于300号块内存放了再下一组的信息，因此300号块的数据需要复制到超级块中。
如何回收？
Eg：假设每个分组最多为100个空闲块，此时第一个分组已有100个块，还要再回收一块。
需要将超级块中的数据复制到新回收的块中，并修改超级块的内容，让新回收的块成为第一个分组。
文件的基本操作
创建文件
进行Create系统调用时，需要提供的几个主要参数：
- 所需的外存空间大小（如：一个盘块，即1KB）
- 文件存放路径（“D：／Demo”）
- 文件名（这个地方默认为“新建文本文档.txt”）
操作系统在处理Create系统调用时，主要做了两件事：
- 在外存中找到文件所需的空间（结合空闲链表法、位示图、成组链接法等管理策略，找到空闲空间）
- 根据文件存放路径的信息找到该目录对应的目录文件（此处就是D：／Demo目录），在目录中创建该文件对应的目录项。目录项中包含了文件名、文件在外存中的存放位置等信息。
删除文件
进行 Delete 系统调用时，需要提供的几个主要参数：
- 文件存放路径（“D：/Demo” ）
- 文件名（“test.txt”）
操作系统在处理Delete系统调用时，主要做了几件事：
- 根据文件存放路径找到相应的目录文件，从目录中找到文件名对应的目录项。
- 根据该目录项记录的文件在外存的存放位置、文件大小等信息，回收文件占用的磁盘块。（回收磁盘块时，根据空闲表法、空闲链表法、立图法等管理策略的不同，需要做不同的处理）
打开文件
在很多操作系统中，在对文件进行操作之前，要求用户先使用open系统调用“打开文件”，需要提供的几个主要参数：
- 文件存放路径（“D：／Demo”）
- 文件名（“test．txt”）
- 要对文件的操作类型（如：r只读；rw读写等）
操作系统在处理open系统调用时，主要做了几件事：
- 根据文件存放路径找到相应的目录文件，从目录中找到文件名对应的的目录项，并检查该用户是否有指定的操作权限。
- 将目录项复制到内存中的“打开文件表”中。并将对应表目的编号返回给用户。之后用户使用打开文件表的编号来指明要操作的文件。
关闭文件
进程使用完文件后，要“关闭文件”
操作系统在处理Close系统调用时，主要做了几件事：
- 将进程的打开文件表相应表项删除
- 回收分配给该文件的内存空间等资源
- 系统打开文件表的打开计数器 count减1，若count=0， 则删除对应表项。
读文件
进程使用read系统调用完成写操作。需要指明是哪个文件（在支持“打开文件”操作的系统中，只需要提供文件在打开文件表中的索引号即可），还需要指明要读入多少数据（如：读入1KB）、指明读入的数据要放在内存中的什么位置。
操作系统在处理read系统调用时，会从读指针指向的外存中，将用户指定大小的数据读入用户指定的内存区域中。
写文件
进程使用write系统调用完成写操作，需要指明是哪个文件（在支持“打开文件”操作的系统中，只需要提供文件在打开文件表中的索引号即可），还需要指明要写出多少数据（如：写出1KB）、写回外存的数据放在内存中的什么位置。
操作系统在处理write系统调用时，会从用户指定的内存区域中，将指定大小的数据写回写指针指向的外存。
文件共享
注意：多个用户共享同一个文件，意味着系统中只有“一份”文件数据。并且只要某个用户修改了该文件的数据，其他用户也可以看到文件数据的变化。
基于索引结点的共享方式（硬链接）
索引结点中设置一个链接计数变量count，用于表示链接到本索引结点上的用户目录项数。
若count＝2，说明此时有两个用户目录项链接到该索引结点上，或者说是有两个用户在共享此文件。若某个用户决定“删除”该文件，则只是要把用户目录中与该文件对应的目录项删除，且索引结点的count值减1。
若count＞0，说明还有别的用户要使用该文件，暂时不能把文件数据删除，否则会导致指针悬空。count＝0 时系统负责删除文件。
基于符号链的共享方式（软链接）
当User3访问“ccc”时，操作系统判断文件“ccc”属于Link类型文件，于是会根据其中记录的路径层层查找目录，最终找到User1的目录表中的“aaa”表项，于是就找到了文件1的索引结点。
文件保护
口令保护
为文件设置一个“口令”（如：abc112233），用户请求访问该文件时必须提供“口令”。
口令一般存放在文件对应的FCB或索引结点中。用户访问文件前需要先输入“口令”，操作系统会将用户提供的口令与FCB中存储的口令进行对比，如果正确，则允许该用户访问文件
优点：保存口令的空间开销不多，验证口令的时间开销也很小。
缺点：正确的“口令”存放在系统内部，不够安全。
加密保护
使用某个“密码”对文件进行加密，在访问文件时需要提供正确的“密码”才能对文件进行正确的解密。
优点：保密性强，不需要在系统中存储“密码”。
缺点：编码／译码，或者说加密／解密要花费一定时间。
访问控制
在每个文件的FCB（或索引结点）中增加一个访问控制列表（Access—Control List，ACL），该表中记录了各个用户可以对该文件执行哪些操作。
有的计算机可能会有很多个用户，因此访问控制列表可能会很大，可以用精简的访问列表解决这个问题。
精简的访问列表：以“组”为单位，标记各“组”用户可以对文件执行哪些操作。如：分为系统管理员、文件主、文件主的伙伴、其他用户几个分组。
文件系统
文件系统的层次结构
假设某用户请求删除文件“D：／工作目录／学生信息．xlsx”的最后100条记录。
- 用户需要通过操作系统提供的接口发出上述请求——用户接口
- 由于用户提供的是文件的存放路径，因此需要操作系统一层一层地查找目录，找到对应的目录项–文件目录系统
- 不同的用户对文件有不同的操作权限，因此为了保证安全，需要检查用户是否有访问权限——存取控制模块（存取控制验证层）
- 验证了用户的访问权限之后，需要把用户提供的“记录号”转变为对应的逻辑地址——逻辑文件系统与文件信息缓冲区
- 知道了目标记录对应的逻辑地址后，还需要转换成实际的物理地址——物理文件系统6．要删除这条记录，必定要对磁盘设备发出请求——设备管理程序模块
- 删除这些记录后，会有一些盘块空闲，因此要将这些空闲盘块回收——辅助分配模块
文件系统的全局结构
原始磁盘
物理格式化
物理格式化，即低级格式化——划分扇区，检测坏扇区，并用备用扇区替换坏扇区。
逻辑格式化
逻辑格式化后，磁盘分区（分卷Volume），完成各分区的文件系统初始化注：逻辑格式化后，灰色部分就有实际数据了，白色部分还没有数据。
文件系统在内存中的结构
注：近期访问过的目录文件会缓存在内存中，不用每次都从磁盘读入，这样可以加快目录检索速度。
虚拟文件系统
普通文件系统
虚拟文件系统
虚拟文件系统的特点：
向上层用户进程提供统一标准的系统调用接口，屏蔽底层具体文件系统的实现差异。
VFS要求下层的文件系统必须实现某些规定的函数功能，如：open／read／write。一个新的文件系统想要在某操作系统上被使用，就必须满足该操作系统VFS的要求。
每打开一个文件，VFS就在主存中新建一个
vnode，用统一的数据结构表示文件，无论该文件存储在哪个文件系统。
vnode只存在于主存中，而inode既会被调入主存，也会在外存中存储
文件系统的挂载
文件系统挂载（mounting），即文件系统安装／装载——如何将一个文件系统挂载到操作系统中？
文件系统挂载要做的事：
- 在VFS中注册新挂载的文件系统。内存中的挂载表（mount table）包含 每个文件系统的相关信息，包括文件系统类型、容量大小等。
- 新挂载的文件系统，要向 VFS 提供一个函数地址列表
- 将新文件系统加到挂载点（mountpoint），也就是将新文件系统挂载在某个父目录下。
End
快马加鞭！！！
