操作系统：第5章

null第5章 文件管理第5章 文件管理 前面几章分别介绍了处理机管理、存储管理和设备管理，它们涉及的管理对象都是计算机系统中的硬件资源，即中央处理机（CPU）、内存储器以及各种外部设备。计算机系统中还有一类资源，即软件资源，对它们的管理，要由操作系统中的“文件管理”来完成。退出null 目前，用户总是把长期要保存的或暂时要保存的大量信息，组织成文件的形式存放在辅助存储器中，成为计算机系统中的软件资源。用户不会愿意去考虑自己的文件以什么方式存放在辅存中（顺序式、链接式还是索引式）；不会愿意去过问自己的文件具体存放在辅存的什么地方；也不会愿意去计算自己的文件需要占用多大的辅存空间。用户只希望能够通过文件的名称找到所需要的文件，完成对它的操作。也就是说，用户希望的是能够“按名存取”。 null 要实现用户提出的“按名存取”，操作系统必须解决文件如何在辅存存放，如何按照文件的名称能够检索到这个文件，如何能够对文件的内容进行更新，如何能够保证文件的共享和保密等问题。当然，操作系统还必须向用户提供一系列可以在程序中调用的命令（也就是系统调用），以便实现对文件的具体操作。null 本章着重讲述4个方面的内容： （1）用户组织文件的方式（逻辑结构）与存储文件时的组织方式（物理结构）； （2）对文件存储空间——磁盘的管理； （3）对文件目录结构的讨论； （4）文件的共享与保密。null5.1 文件的结构 5.2 磁盘存储空间的管理 5.3 文件管理与目录结构 5.4 文件的使用5.1 文件的结构5.1 文件的结构5.1.1 文件与文件系统 所谓“文件”，是指具有完整逻辑意义的一组相关信息的集合。它是一种在磁盘上保存信息、而且能方便以后读取的方法。文件用符号名加以标识，这个符号名就被称为“文件名”。 一个文件的文件名是在创建该文件时给出的。对文件的具体命名规则，在各个操作系统中不尽相同，大多数系统都允许用不多于8个字母组成的字符串作为合法的文件名。通常，也允许文件名中出现数字和某些特殊的字符，但要依系统而定。null 有的系统区分文件名中的大小写英文字母，例如UNIX；有的则不区分，例如MS-DOS。很多操作系统采取用句点隔开成两部分的文件名形式，句点后面的部分称为文件的“扩展名”。比如文件名zong.c和cathy.doc中的“.c”、“.doc”就分别是文件“zong”和文件“cathy”的扩展名。扩展名大多含1~3个字符，其作用是标明文件的类型。图5-1列出了通常使用的扩展名及其意义。 文件被存放在大容量的辅助存储器中。当用户需要使用时，就通过文件名把相应的文件读到内存，为此，操作系统中就必须要有与文件管理有关的软件。所谓“文件系统”，即是指与文件管理有关的那部分软件、被管理的文件以及管理所需要的数据结构（如目录、索引表等）的总体。nullnull5.1.2 文件的逻辑结构 所谓文件的结构，是指以什么样的形式去组织一个文件。用户总是从使用的角度出发去组织文件，而系统则总是从存储的角度出发去组织文件。因此，文件有两种结构：从用户使用角度组织的文件，被称为文件的“逻辑结构”；从系统存储角度组织的文件，被称为文件的“物理结构”。文件系统的主要功能之一就是在文件的逻辑结构与相应的物理结构之间建立起一种映射关系，并实现两者之间的转换。说得具体一点，就是如果用户要使用文件中的某个信息，那么系统就必须根据用户给出的文件名以及所指的信息，找到这个文件，找到这个文件里的那个信息。“找到”，就是进行逻辑结构与物理结构之间的映射。本节介绍文件的逻辑结构，下一节介绍文件的物理结构。null 用户把数据信息汇集在一起形成文件，目的是要使用它，因此，用户都是从如何使用方便的角度去组织自己的文件的。这样组织出来的文件，就称为文件的逻辑结构。一个文件的逻辑结构，就是该文件在用户面前呈现的结构形式。 如上面文件的分类所述，按照文件的逻辑结构分类，可以把文件分为流式文件和记录式文件两种。这就是说，文件的逻辑结构有两种：流式和记录式。 如果把文件视为有序的字符集合，在其内部不再对信息进行组织划分，那么这种文件的逻辑结构被称为“流式文件”，如图5-2(a)所示。流式文件以字符为操作对象，适用于进行字符流的正文处理。UNIX操作系统总是以流式作为文件的逻辑结构。nullnull 如果用户把文件信息划分成一个个记录，存取时以记录为单位进行，那么这种文件的逻辑结构称为“记录式文件”，如图5-2(b)所示。在这种文件中，用户为每个记录顺序编号，称为“记录号”。记录号一般从0开始，因此有记录0、记录1、记录2、…、记录n。出现在用户文件中的记录称为“逻辑记录”。每个记录由若干个数据项组成。图5-3给出了一个具体文件的逻辑结构形式，它的每一个记录包含：“学号”、“姓名”、“班级”和“各科成绩”（其中又分“外语”、“数学”、“操作系统”等课程）各数据项。 nullnull 在记录式文件中，总要有一个数据项能够惟一地标识记录，以便对记录加以区分。文件中的这种数据项被称为主关键字或主键。比如，图5-3中的“学号”就是该文件的主关键字。要查找文件中的某个记录时，只要按主关键字去搜索，肯定能够找到。记录中的其他项被称为次关键字，或次键。利用次键去查找记录，可以对文件中的记录进行分类。比如，用“操作系统=85”的条件去搜索图5-3，则会得到两个记录，即李伟业和袁中春的操作系统分数都是85分。 null5.1.3 文件的物理结构 文件在辅存上可以有3种不同的存放方式：连续存放、链接块存放以及索引表存放。对应地，文件就有3种物理结构，分别叫做文件的顺序结构、链接结构和索引结构，也叫做连续文件、串联文件和索引文件。 1．连续存放——连续文件 用户总是把自己的文件信息看作是连续的。把这种逻辑上连续的文件信息依次存放到辅存连续的物理块中，所涉及的这些物理块，就是这个用户文件的物理结构。由于这些物理块是连续的，所以这个文件的物理结构被称为顺序结构，或连续文件。 null 比如现在用户ZONG有一个名为MYFILE的用户文件，采用记录式的逻辑结构，共7个逻辑记录，每个逻辑记录长为500B，如图5-4(a)所示。一个磁盘片，共4个磁道，每个磁道4个扇区（块），每个扇区的尺寸为1000B。磁道与扇区（块）都从0开始编号。如图5-4(b)所示。图中每块左上角的小方框里标示的是块的顺序编号（即相对块号）。 由于每个逻辑记录为500B大小，因此一个磁盘块中可以存放2个逻辑记录。如果把文件MYFILE从第6个磁盘块开始顺序存放，那么该文件就占用从第6到第9共4个顺序的物理块（不过第9块只用了一半）。这就是文件MYFILE的物理结构，且是顺序结构，可以称它是文件MYFILE的连续文件。 nullnull 分配辅存上的连续物理块来存储文件，是存储文件最为简单的实现 方案 气瓶 现场处置方案 .pdf气瓶 现场处置方案 .doc见习基地管理方案.doc关于群访事件的化解方案建筑工地扬尘治理专项方案下载 。不过它有两个不足之处：一是必须预先知道文件的最大长度，否则操作系统就无法确定要为它开辟多少磁盘空间；二是如同存储管理中所述，这样做会造成磁盘碎片，因为有一些小的磁盘块连续区满足不了用户作业的存储需求，因此也就分配不出去。null 2．链接块存放——串联文件 如果把逻辑上连续的用户文件信息存放到辅存的不连续物理块中，并在每一块中包含一个指针，指向与它链接的下一块所在的位置，最后一块的指针放上“-1”，表示文件的结束。那么这时所涉及的物理块，就是这个用户文件的物理结构。由于这些物理块是不连续的，逻辑文件信息的连续性就要通过这些块中的指针表现出来，因此把这个文件的物理结构称为链接结构，或串联文件。null 仍以用户ZONG的文件MYFILE为例，假定现在把它存放在第6、10、9和14块中，显然这些块在辅存中不连续。第0、1两个逻辑记录存放在第6块，第2、3两个逻辑记录存放在第10块，第4、5两个逻辑记录存放在第9块，第6个逻辑记录存放在第14块（这一块只用一半）。为了反映出逻辑记录之间的顺序关系，在每块里都设置了指针，并且还要有一个该文件的首块指针，如图5-5(b)所示。 null 由首块指针指出该文件是从第6块开始存放的；由第6块中的指针“10”表明信息存放的下一块是第10块；由第10块中的指针“9”表明信息存放的下一块是第9块；再由第9块中的指针“14”表明信息存放的下一块是第14块；最后，第14块中的指针是“-1”，表示文件存放到此结束。于是，从首块指针出发，顺着指针的指点，就能够找到该文件的所有记录。这个由第6、10、9、14组成的文件，就是用户文件MYFILE的物理结构，且是链接结构，它就是文件MYFILE的串联文件。nullnull 采用链接结构来存储文件，最大的好处是能够利用每一个存储块，不会因为磁盘碎片而浪费存储空间。但是要实现它，使用的指针要占去一些字节，每个磁盘块存储数据的字节数不再是2的幂，从而降低了系统的运行效率。null 3．索引表存放——索引文件 如果把逻辑上连续的用户文件信息存放到辅存的不连续物理块中，系统为每个文件建立一张索引表，表中按照逻辑记录存放的物理块顺序记录了这些物理块号，那么此时所涉及的物理块，就是这个用户文件的物理结构。由于这些物理块是不连续的，逻辑文件信息的连续性是通过索引表中记录的物理块的块号反映出来，因此把这个文件的物理结构称为索引结构，或索引文件。 null 仍以用户ZONG的文件MYFILE为例，并且仍假定现在把它存放在第6、10、9和14块中。显然这些块在辅存中不连续。第0、1两个逻辑记录存放在第6块，第2、3两个逻辑记录存放在第10块，第4、5两个逻辑记录存放在第9块，第6个逻辑记录存放在第14块（这一块只用一半）。为了反映出逻辑记录之间的顺序关系，系统为其设置一张索引表，如图5-6(b)所示。索引表记录了依次分配给它的块的顺序与实际物理块的块号，也就是最先分配给它的第0块，实际是第6块；接着分配给它的第1块，实际是第10块，如此等等。null 在此，索引表的作用有点像页式存储管理中的页表：通过逻辑记录号，可以知道它应该位于第几块；由它在第几块，去查索引表，就知道此块实际是第几块。于是，就能够找到该记录在辅存的真正存放位置了。这个由第6、10、9、14组成的文件，就是用户文件MYFILE的物理结构，且是索引结构，它就是文件MYFILE的索引文件。 文件的索引结构实际上就是把链接结构中的指针取出来集中存放在一起，这样它既能够完全利用每一个存储块的最大存储量，又保持物理块为2的幂，从而克服了链接结构在这方面的缺点。nullnull 可以为每个文件建立自己的索引表，也可以为整个磁盘建立一张统一的索引表，称为“存储块索引表”。该表的表目个数与磁盘中的总块数相同，它以磁盘块的相对块号为索引，在每个表目中填写文件块的指针。比如图5-7中，有ZONG的两个索引文件MYFILE1和MYFILE2。MYFILE1的索引文件存放在磁盘块6、10、9和14中，MYFILE2的索引文件存放在磁盘块4、15和1中。系统统一设置一张存储块索引表。由于磁盘共有16个存储块，因此该表共有16个表目。null 对于名为MYFILE1的索引文件，在与磁盘块6对应的表目中，填写它下一块的指针10；在与磁盘块10对应的表目中，填写它下一块的指针9；在与磁盘块9对应的表目中，填写它下一块的指针14；在与磁盘块14对应的表目中，填写“-1”，表示结束。对于名为MYFILE2的索引文件，在与磁盘块4对应的表目中，填写它下一块的指针15；在与磁盘块15对应的表目中，填写它下一块的指针1；在与磁盘块1对应的表目中，填写“-1”，表示结束。当然，仅有存储块索引表还不够，还必须要指明每个文件从哪一块开始。这一信息将被记录在文件的目录中，详细的情形会在后面介绍。 null5.1.4 文件的存取 存取方式可以作为文件的分类依据。用户在访问文件时，常采用顺序存取和随机存取（也称直接存取）两种方式。 （1）顺序存取：即按照文件记录的排列次序一个接一个地存取。为了存取第i个记录，必须先通过记录1到记录i-1。 由于磁带机的物理特性，文件只能采用顺序结构在其上存放，也只能采用顺序存取的方式对文件进行访问。对于磁盘，文件可以采用顺序结构、链接结构和索引表结构在其上存放。nullnull （2）随机存取：即可以以任何次序存取文件中的记录，无须先涉及它前面的记录。这种存取方式对很多应用程序是必须具有的，比如数据库系统。如果乘客打电话预定某个航班的机票，订票程序必须能根据用户给出的航班，直接存取该航班的记录，而不必先读出在它前面的各个航班记录。 对磁带机上的文件，不适宜采用随机存取的方式进行访问。对磁盘上的文件，如果该文件使用的是链接结构（也就是串联文件），那么也不适宜采用随机存取的方式进行访问。图5-8给出了存储设备、存储结构以及存取方式之间的关系。 null5.2 磁盘存储空间的管理5.2 磁盘存储空间的管理5.2.1 位示图 在分页式存储管理中，已经见到过位示图的用法。由于磁盘被分块后，每一块的大小相同，块数固定，所以在此也可以采用位示图法来管理磁盘的存储空间。 null 在这里，采用位示图的具体做法是：为所要管理的磁盘设置一张位示图。至于位示图的大小，由磁盘的总块数决定。位示图中的每个二进制位与一个磁盘块（这里假定一个扇区就是一个磁盘块）对应，该位状态为“1”，表示所对应的块已经被占用；状态为“0”，表示所对应的块仍然是空闲，可以参加分配。 比如，有一个磁盘，共有100个柱面（编号为0~99），每个柱面有8个磁道（编号为0~7，注意，这也就是磁头编号），每个盘面分成4个扇区（编号为0~3），那么，整个磁盘空间磁盘块的总数为： 4×8×100=3200（块） 如果用字长为32位的字来构造位示图，那么共需要100个字，如图5-9所示。nullnull 在将文件存放到辅存上时，要提出存储申请。这时，就去查位示图，状态为“0”的那位所对应的块可以分配。因此，在申请磁盘空间时，就有一个“已知字号、位号，计算对应块号（即柱面号、磁头号、扇区号）”的问题。在文件被删除时，要把原来所占用的存储块归还给系统，因此，存储块释放时，就有一个“已知柱面号、磁头号和扇区号，计算对应字号和位号钡奈侍狻Ｎ颐侨砸酝5-9来加以说明（注意：下面所给出的计算公式，也只是针对这个具体例子的，不是通用公式）。null 为此，先引入“相对块号”的概念。所谓“相对块号”，即是指从0开始，按柱面和盘面（即磁头）的顺序对磁盘块进行统一编号。于是，第0柱面第0盘面上的块号是0~3。接着，第0柱面第1盘面上的块号是4~7。由于第0柱面上共有32个磁盘块，故编号为0~31。第1柱面上磁盘块的编号为32~63，整个磁盘块的编号是0~3199，这就是所谓该磁盘块的“相对块号”。 这样以来，位示图中第i字的第j位对应的相对块号就是： 相对块号=i×32+jnull 在申请磁盘空间时，根据查到的状态为“0”的那位的字号和位号，可以先计算出这一位所对应的相对块号，然后再求出具体的柱面号、磁头号和扇区号。假定引入两个符号M和N并对它们作如下定义： M=相对块号/32，N=相对块号%32 那么就有由“字号、位号”求“柱面号、磁头号和扇区号”的如下公式： 柱面号=M， 磁头号=N/4， 扇区号=N%4 null 在归还磁盘块时，根据释放块的“柱面号、磁头号和扇区号”，先计算出该块的相对块号，然后再求出它在位示图中的字号和位号。具体公式如下： 相对块号=柱面号×32+磁头号×4+扇区号 字号=相对块号/32 位号=相对块号%32 注意，以上的“/”和“%”都表示整除和求余运算。 null5.2.2 空闲区表 用空闲区表来管理文件存储空间，做法是系统设置一张 表格 关于规范使用各类表格的通知入职表格免费下载关于主播时间做一个表格详细英语字母大小写表格下载简历表格模板下载 ，表中的每一个表目记录磁盘空间中的一个连续空闲盘区的信息，比如该空闲盘区的起始空闲块号、连续的空闲块个数、以及表目的状态，如图5-10(a)所示，称此表为“空闲区表”。 null 任何时刻，空闲区表都记录下当前磁盘空间内可以使用的所有空闲块信息。当创建一个新文件时，根据文件的长度查找该表。从状态为“有效”的表目中找到合适的表项时，就可以进行分配。如果该表目中的磁盘块数大于用户所需要的数目，那么表目内容经过修改后仍然存在；如果表目中记录的所有磁盘块都分配出去，那么该表目项的状态就被设置成“空白”，以表示它里面的内容是无效的。当删除一个文件时，应该在空闲区表中，找一个“空白”表项，将该文件原来占用的连续存储空间信息填写进去，并把表项的状态改为“有效”。nullnull 比如，现在有一个文件需要6个磁盘块的存储空间。查找图5-10(a)中的空闲区表，虽然第4表项连续空闲区的数目为6，但是因为它的状态是“空白”，因此所记录的这个信息是无效的。现在表项3中记录的是从第59块开始的连续15个空闲块，它能满足这个文件提出的存储要求。于是，把它前面的6个连续磁盘块分配出去（59、60、61、62、63、64），修改相应的表项，该空闲区的起始空闲块号成为65，共有9个连续的空闲块。空闲区如图5-10(b)所示。 null5.2.3 空闲块链 所谓空闲块链，即在磁盘的每一个空闲块中设置一个指针，指向另一个磁盘空闲块，从而所有的空闲块形成一个链表，这就是磁盘的“空闲块链”。此时，系统要增设一个空闲块链首指针，链表最后一个空闲块中的指针应该表明为结束，比如记为“-1”。在前面所说的文件物理结构中，串联文件就是这样组织的，只是现在的空闲块链中，每一块中没有实用的信息罢了，因此，有时也把磁盘空闲块链称为“空白串联文件”。null 用空闲块链管理磁盘存储空间时，如果申请存储块，就根据链首指针从链首开始一块一块地进行摘下分配；如果释放存储块，就把释放的块从链首插入。当然，无论是申请还是释放，都必须随时修改链首指针，并调整空闲块中的指针。 由于各空闲块的链接指针是隐含在空闲磁盘块内，因此管理时所需的额外开销很少。但是，每分配一块时，为了调整指针，就必须启动磁盘，读出该空闲块，从它的里面得到下一个空闲块的指针，以便修改链首指针；而每归还一块时，也必须启动磁盘，完成调整指针的工作。所以，用这种方法来管理磁盘的存储空间，增加了对磁盘的读/写操作，对系统效率的发挥会产生不良的影响。null 一种改进的方法被称为“成组链接”法。在这种方法中，系统根据磁盘块数，开辟若干块来专门登记系统当前拥有的空闲块的块号。UNIX操作系统就是采用的这种方法，在第7章里会详细介绍它的实现过程。 举例说，如果块的尺寸为1KB，磁盘块号要用16个二进制位表示，那么每一块中最多登记511个空闲块的块号，留下2B作为存放下一块的块指针用。这样，假定整个磁盘的存储空间为20MB，且初始时全部块都是空闲的，那么最多只需开辟40个磁盘块，就能够把所有的空闲块登记在册。在这40个块中，一方面登记了511个空闲块的块号，另一方面，用指针相链接，形成了一块里面含有一组空闲块的成组链接结构。在图5-11中，用0~39块来登记空闲块，给出了当前第16块、17块和18块的情形。null5.3 文件管理与目录结构5.3 文件管理与目录结构5.3.1 文件控制块与目录 从前面各章可以知道，操作系统都是通过各种“控制块”对具体的管理对象实施管理的，比如进程控制块（PCB）、作业控制块（JCB）和设备控制块（DCB）等。对于文件，操作系统仍然采用这种老办法来管理。即为每一个文件开辟一个存储区，在它的里面记录着该文件的有关信息，我们把该存储区称为“文件控制块（FCB）”。于是，找到一个文件的FCB，也就得到了这个文件的有关信息，就能够对它进行所需要的操作了。 null FCB的称谓较多，比如“文件描述符”、“文件说明”等。在下面，我们或称文件控制块，或简记为FCB。随系统的不同，一个文件的FCB中所包含的内容及大小不尽一样。图5-12给出了一个FCB的内容样例。 一般地，文件控制块中会包含如下的内容： （1）文件名称：这是用户为自己的文件起的符号名，它是在外部区分文件的主要标识。很明显，不同文件不应该有相同的名字，否则系统无法对它们加以区分。null （2）文件在辅存中存放的物理位置：这是指明文件在辅存位置的信息。由于文件在磁盘上的存储结构可以不同，因此指明其在辅存上位置的信息也就不一样，但目的都是要使系统能够通过这些信息，知道该文件存放在哪些盘块上。这些信息对完成文件逻辑结构与物理结构之间的映射是有用处的。图5-13和图5-14给出了前面文件MYFILE不同物理结构时FCB中关于位置信息的描述。nullnull 在图5-13(a)中，由于文件MYFILE是顺序存放的连续文件，因此在FCB中，要有记录文件的起始块号和文件占用总块数两个信息；在图5-13(b)中，由于文件MYFILE是链接式存放的串联文件，因此在FCB中，只要有记录文件起始块号的信息即可。文件何时结束，由块中的指针是否为“-1”来定夺；在图5-14中，由于文件MYFILE是索引表式存放的索引文件，因此在FCB中，只要有记录文件索引表起始地址的指针的信息就可以了。 （3）文件的逻辑结构：该信息确定了文件是流式的，还是记录式的，文件中的记录是固定长度的还是变长的，以及每个记录的长度。这些信息对完成逻辑结构与物理结构之间的映射是有用处的。nullnullnull （4）文件的物理结构：物理结构反映了文件在辅存中是如何存放的，它确定了对文件可以采用的存取方式，对完成逻辑结构与物理结构之间的映射是有用处的。 （5）文件的存取控制信息：这些信息将规定系统中各类用户对该文件的访问权限，起到保证文件共享和保密的作用。 （6）文件管理信息：如文件的创建日期和时间、文件最近一次访问的日期和时间以及文件最近一次被修改的日期和时间等。null 把文件的文件控制块汇集在一起，就形成了系统的文件目录，每个文件控制块就是一个目录项，其中包含了该文件名、文件属性以及文件的数据在磁盘上的地址等信息。用户在使用某个文件时，就是通过文件名去查所需要的文件目录项，从而获得文件的有关信息的。如果系统中的文件很多，那么文件的目录项就会很多，因此，一般常把文件目录视为一个文件，并以“目录文件”的形式存放在磁盘上。 null5.3.2 目录的层次结构 如果把所有文件的FCB都登记在一个文件目录中，这样由文件名查文件目录项，直接就能够找到所需要的文件，那么就说这种文件目录为一级目录结构。比如，现在有4个用户ZONG、WANG、LING和FANG。ZONG为自己的3个文件起名为test、count和wait；WANG为自己的2个文件起名为help和robit；LING为自己的1个文件起名food；FANG为自己的3个文件起名class、group和data，如图5-15所示。在图中，方框代表一个个文件的目录项，即FCB，其中文字是文件的名字。把它们汇集在一起，就形成系统的目录（这就是根目录）；而圆圈代表文件本身。目录项到文件之间有一个箭头，表示FCB中给出了该文件在辅存中的位置，它是文件的指针。null 可以看出，一级目录结构是最简单的目录结构。新建一个文件时，就在文件目录中增加一个文件控制块（目录项），把该文件的有关信息填入到FCB中，这样，系统就可以感知到这个文件的存在了；删除一个文件时，就从目录中删去该文件控制块的全部信息，并释放该文件控制块。因此管理起来是很方便的。nullnull 为了克服一级目录结构的缺点，有了二级目录结构，如图5-16 所示。二级目录结构由“主目录”与“用户目录”两级构成。在主目录（也就是根目录）中，每个目录项的内容只是给出文件主名以及它的目录所在的磁盘地址。在一个个用户目录中，才是由文件的FCB组成的目录。因此，这里的用户目录，实际上就是上面所述的一级目录。 nullnull 在二级目录结构下，每个用户拥有自己的目录，因此按名查找一个文件的时间会减少。另外，在这样的结构下，不同的用户也可以给文件取相同的名字了，文件重名已经不再成为问题。 但是，如果一个用户拥有很多的文件，那么在他的目录中进行查找，所花费的时间仍然会很长。另外，在二级目录结构中，用户无法对自己的文件进行再分类安排。所以，这种目录结构还是难以使用户感到满意。为此，又引入了树型目录结构。null 树型目录结构即是目录的层次结构。在这种结构中，它允许每个用户可以拥有多个自己的目录，即在用户目录的下面，可以再分子目录，子目录的下面还可以有子目录。如图5-17中，用户C的子目录就有3层之多（注意，在图5-17中，只是用字母表示文件或目录的所有者，并没有给它们分别取名字）。 在这一棵倒置的树中，第1层为根目录，第2层为用户目录，再往下是用户的子目录。另外，每一层目录中，既可以有子目录的目录项，也可以有具体文件的目录项。利用这种目录结构，用户可以按照需要，组织起自己的目录层次，既灵活，又方便。null 在用树型结构组织文件系统时，为了能够明确地指定文件，不仅文件要有文件名，目录和子目录也都要有名字。从根目录出发到具体文件所经过的各层名字，就构成了文件的“路径名”。从根目录出发的这个路径名，也称为文件的“绝对路径名”。要注意，文件的绝对路径名必须从根目录出发，且是惟一的，路径名中的每一个名字之间用分隔符分开。在UNIX中，路径各部分之间是用“/”分隔；在MS-DOS中，路径各部分之间是用“\”分隔；在名为MULTICS的操作系统中，路径各部分之间是用“>”分隔。不管采用哪种分隔符，凡是以分隔符打头的路径名必定是绝对路径名。 null 绝对路径名较长，使用不方便。于是，对于文件又有一种相对路径名。用户可以指定一个目录作为当前目录（也称工作目录）。从当前目录往下的文件的路径名，称为文件的相对路径名。因此，一个文件的相对路径名与当前所处的位置有关，它不是惟一的。nullnull5.3.3 “按名存取”的实现 用户访问文件时，系统根据文件名查文件目录，找到它的文件控制块。经过合法性检查，从控制块中得到该文件所在的物理地址，然后进行所需要的存取操作。 原则上，有了一级文件目录和一张位示图（或其他磁盘空间的管理方案），就能够实现文件管理的基本功能了。下面通过一个例子来说明“按名存取”的实现过程，从中也能了解逻辑结构与物理结构之间进行映射的含义。 以图5-18(a)为基础（它就是前面的图5-4(b)），假定文件MYFILE的文件控制块的内容如图5-18(b)所示。 nullnull 若现在要读文件MYFILE的第3个记录，把它存放到内存数组A：A[0]，A[1]，…，A[499]中。为此，在程序中发读命令如下： READ（MYFILE，3，A） （1） 从命令中可以看出，用户是通过文件名来对一个文件进行存取的，并且只与他眼里的逻辑文件打交道，完全不去过问该文件的物理信息。 文件系统接到了这个命令后，就通过命令中提供的文件名MYFILE，去查文件目录，看文件目录中哪个文件控制块中记录的文件名是“MYFILE”。如果没有名为MYFILE的文件，就会出错，否则就找到了该文件的FCB，如图5-18(b)所示。 null 考虑到系统运行时，任何时刻真正用到的文件个数不会很多，没有必要让整个目录文件内容都常驻内存，占用大量宝贵的存储资源，实际的做法是只把要使用的文件的FCB内容复制到内存的专用区域里。复制文件的FCB的过程称为对文件的“打开”。所有被打开的文件的FCB被称为“活动文件目录”。这样，一个文件被打开后，再用到它的有关信息时，就不必到磁盘中去寻找，只需到活动文件目录中就可以得到了。根据这种设计，实际上在程序里发READ命令之前，应该先通过打开（OPEN）命令，把该文件的FCB复制到活动文件目录中。这样发命令READ时，系统就可以直接从活动文件目录中找到该文件的FCB了。null 找到了文件MYFILE的FCB后，系统就把该命令改变成为： READ（FCB，3，A） （2） 有了文件的FCB，首先是进行存取控制验证，核实发该命令的合法性。如果根本不允许对这个文件发此命令，那么下面的事情就没有做的必要了。 命令验证合法后，系统就开始进行把对文件的读/写请求从逻辑结构映射到物理结构的工作。这里是要读第3个逻辑记录。从图5-18(a)中看出，MYFILE的第3个记录放在相对块号为7的磁盘块中，该块的真正物理地址应该是第1道第3块。为了从“3”转换成为“第1道第3块”，需要经过如下的3步。 null  把逻辑记录号3转换成相应的逻辑字节地址，即这个记录相对于该文件起点的字节数。公式是： 逻辑字节地址=逻辑记录号×逻辑记录长度 =3×500=1500 于是，命令（2）转换成： READ（FCB，1500，A） （3） null  把逻辑字节地址转换成相对块号和块内相对字节地址。公式是： 相对块号=（逻辑字节地址/物理块尺寸）+相对起始块号 =（1500/1000）+6=1+6=7 块内相对字节地址=逻辑字节地址%物理块尺寸=1500%1000=500 null 注意，“相对起始块号”的信息在文件的FCB里得到，这里的运算符“/”和“%”含义是整除和求余运算（以下同）。 于是，命令（3）转换成： READ（FCB，7，500，A） （4）  把相对块号转换成物理地址：道号和块号。公式是： 道号=相对块号/每道块数=7/4=1 块号=相对块号%每道块数=7%4=3 于是，命令（4）转换成： READ（FCB，1，3，500，A） （5） null 至此，文件系统已经实现了由逻辑记录到物理记录的转换工作。如要真正实现READ命令，还必须与设备管理交往。设备管理接到此命令后，要申请一个1000B大小的缓冲区，找到磁盘的DCB，根据命令提供的物理地址，启动磁盘，执行所需要的操作，把第1道第3块中的信息读至内存缓冲区中。然后再根据命令（5）中的信息“500”，将缓冲区中第500B开始往后的500B内容送入数组A的A[0]、A[1]、…、A[499]中。到此，设备发出中断信号，系统进行中断处理，I/O请求处理完毕。发出命令的进程被解除阻塞，到就绪队列里重新排队参与调度。 通过该例，可以大致了解文件系统的工作过程，了解文件系统与设备管理的关系，了解各种数据结构（FCB等）在具体管理中所起的作用。5.4 文件的使用5.4 文件的使用5.4.1 文件的共享 为了做到文件共享，要共享的用户必须能找到这个文件。一种办法是从文件主那里把该文件的FCB复制到这个用户的目录中，形成这个用户自己的一个文件目录项。但这样做很难保证这两个FCB内容的一致性。如果文件主对文件做了修改，他的文件的FCB能及时反映出这一情形，但在其他用户目录中的这个文件的FCB却不会自动得到更新。null 另一种实现文件共享的方法是“连接”法。为此，先要对文件控制块做一番改造，即把文件的文件控制块分成两个部分：第1部分称为“目录”，它里面只含文件名以及一个指向第2部分所在区域的指针；第2部分称为“属性”，它里面包含文件的磁盘地址、存取控制信息以及各种管理所需的信息。“目录”和“属性”相加，就是一个文件的FCB，如图5-19(a)所示。 连接法的基本思想是：用一个文件目录项直接指向要共享的文件的目录项，从而在两个文件之间建立起一种等价的关系。具体做法是，在文件主的允许下，一个用户在他的文件目录中开辟一个目录项，该目录项中的指针直接指向所要共享的那个文件的目录项。 null 比如，在图5-19(b)中，用户A有一个名为test的文件，它允许用户B共享。于是，用户B在自己的文件目录中，开辟一个目录项，比如把文件名取为robit，其指针直接指向用户A的test 文件的目录项。于是，在用户A的文件test和用户B的文件robit之间，建立起了一个连接关系。当用户要访问文件robit时，从它的目录项中得到的是连接指针，从而引导到用户A的文件test的目录项，实质上是对文件test的访问，实现了对文件test的共享。 当然，真正要实现文件的共享，还必须指明文件项robit中的指针是“连接”指针，而不是指向文件的指针；在用户A的test文件中，还要有记录共享它的文件的个数，以便要删除test时，检查是否还有别的用户在使用。 null5.4.2 文件的保护 “文件保护”的含义，是指要防止未经授权的用户使用文件，也要防止文件主自己错误地使用文件而给文件带来伤害。通常，可以采用存取控制矩阵、存取控制表、权限表和口令等方法，来达到保护文件不受侵犯的目的。 1．存取控制矩阵 所谓“存取控制矩阵”，即是整个系统维持一个二维表，一维列出系统中的所有文件名，一维列出系统中所有的用户名，行、列交汇处给出用户对文件的存取权限。如图5-20所示。 比如图中的用户A对文件1只能读，对文件2可以读、写和执行，等等。交汇处为空时，表示用户无权对此文件进行任何访问。nullnullnull 文件系统接收到来自用户对某个文件的操作请求后，根据用户名和文件名，查存取控制矩阵，用以检验命令的合法性（5.3.3节中曾提及过这项工作）。如果所发的命令与矩阵中的限定不符，则表示命令出错，转而进行出错处理。只有在命令符合存取控制权限的要求时，才能去完成具体的文件存取请求。null 不难看出，存取控制矩阵的道理虽然简明，但如果系统中的用户数和文件数都很大，那么该矩阵里的空项会非常多。保存这样一个大而空的矩阵，实为对磁盘存储空间的一种浪费。如果只按矩阵的列或行来存储矩阵，且只存储它们的非空元素，那么情况会好得多。按列存储，就形成了所谓的“存取控制表”；按行存储，就形成了所谓的“权限表”。null 2．存取控制表 如上述，如果只按存取控制矩阵的列存储，且只存储非空元素，就形成了所谓的“存取控制表”。 从存取控制表的描述可以看出，存取控制表是以文件为单位构成的，每一个文件一张，可以把它存放在文件的FCB中，图5-12给出的文件的FCB正是这样安排的。为了克服存取控制矩阵中大量空项的问题，在形成文件的存取控制表时，应对用户分组，比如分为：“文件主”、“同组用户”以及“其他用户”三类（当然还可以多分），然后赋予各类用户对此文件的不同存取权限。null 比如对于文件1，可以构成一张如图5-21所示的存取控制表。其中，文件主是“用户B”，它对该文件的存取权限是可读、可写、可执行；用户A和用户C与用户B同组（比如完成一个共同的工作），他们对于文件1具有只读的权限；其他用户无权使用文件1。 nullnull 3．权限表 如上述，如果只按存取控制矩阵的行存储，且只存储非空元素，就形成了所谓的“权限表”。 从对权限表的描述可以看出，权限表是以用户为单位构成的，它记述了用户对系统中每个文件的存取权限。通常，一个用户的权限表被存放在他的PCB中。图5-22给出了用户A的权限表。 nullnull 4．口令 上面是系统对文件提供的三种保护机制，口令则是一种验证手段，也是最广泛采用的一种认证形式。当用户发出对某个文件的使用请求后，系统会要求他给出口令。这时，用户就要在键盘上键入口令，否则无法使用它。当然，用户键入时，口令是不会在屏幕上显示的，以防止旁人窥视。只有输入的口令核对无误，用户才能使用指定的文件。 采用口令的方式保护文件，容易理解，也容易实现。但由于口令常被放在文件的FCB里，所以常被内行人破译，以致于达不到保护的效果。另外，口令也容易遗忘、记错，给文件的使用带来不必要的麻烦。null5.4.3 文件的操作 不同系统提供的文件操作，在数量上和功能上都会有差别。下面是与文件操作有关的最为基本的一些系统调用。 （1）创建文件（CREATE）：创建一个没有任何数据的文件。为此，该命令的主要功能是：向系统申请一个存储区，作为创建文件的FCB；把诸如文件名、创建日期等有关文件属性存入FCB。由于一个文件被创建后，系统中有了它的FCB，因此表示该文件已经存在，用户可以使用它了。 null （2）删除文件（DELETE）：把不再需要的文件从系统里删除。该命令的主要功能是：收回该文件所占用的磁盘存储空间，收回该文件控制块所使用的存储区。一个文件被删除后，由于它的FCB不复存在，系统也就无法再感知到它了。 （3）打开文件（OPEN）：在使用一个文件之前，为后面的访问做好准备工作。该命令的主要功能是：把指定文件的有关属性（在FCB中）复制到内存的活动目录表中，以便随后对文件进行的各种操作，可以直接从活动目录表里获得该文件的信息。这样做以后，避免每次涉及到文件时，都要与磁盘交往，从而快速进行后续的文件访问工作。null （4）关闭文件（CLOSE）：在使用完一个文件后，做善后工作。该命令的主要功能是：释放该文件在内存活动文件目录表里所占据的位置，以便腾出活动文件目录表里的表目，供别的用户打开别的文件时使用。为了节省内存空间，系统为活动文件目录表开辟的存储区域通常都比较小。因此，用户同时能打开的文件个数是有限的。所以，用户在使用完一个文件后，应该及时将它关闭。null （5）读文件（READ）：在文件中读取数据。该命令的主要功能是：申请一个输入缓冲区，根据命令所给需要读出数据的个数，以及读出数据在内存的存放位置，对文件进行读操作。读出的数据先被存放在申请到的缓冲区里，然后在将缓冲区中所需要的数据截出，送到指定的内存区域里。 （6）写文件（WRITE）：往文件中写数据。该命令的主要功能是：首先把输出的数据送入内存缓冲区。缓冲区满后，按照指定位置做写操作，完成往文件里写的工作。如果指定位置是文件的末尾，那么写入内容被添加到最后，文件长度增加；如果指定位置在文件中间，那么写入的数据就会把原来的内容覆盖，原来的内容就永远消失了。