操作系统笔记7：文件系统

一、文件系统基本概念

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1.1 文件是什么？

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文件是对磁盘的抽象。文件是一组带标识(标识即为文件名)的、在逻辑上有完整意义的信息项序列。其中信息项：构成文件内容的基本单位（单个字节，或多个字节），各信息项之间具有顺序关系。

信息项0 │ 信息项1 │ …… │ 信息项i │ …… │ 信息项n-1 │
                                               ↑ 读写指针

文件内容的意义由文件的建立者和使用者解释。

1.2 文件分类（UNIX）

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1.3 文件系统

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统一管理信息资源，管理文件的存储、检索、更新，提供安全可靠的共享和保护手段。

核心功能：

1. 统一管理磁盘空间，实施分配与回收
2. 实现文件的按名存取（名字空间 ↔ 磁盘空间的映射）
3. 实现文件信息共享，提供可靠性和安全保障
4. 向用户提供方便使用的接口
5. 提供与 I/O 系统的统一接口

1.4 典型文件系统

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• 本地文件系统：EXT4、XFS、Btrfs、NTFS、APFS、OpenZFS、exFAT
• 移动设备专用文件系统：F2FS
• 分布式文件系统：HDFS、CephFS、GlusterFS、Lustre

二、文件的逻辑结构与存取方式

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2.1 逻辑结构

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从用户角度看文件，由用户的访问方式确定：

除了看成字节序列、记录序列外还有树、堆、索引等等方式。

2.2 存取方式

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• 顺序存取：按字节/记录依次读取，自动移动读写指针
• 随机存取：从任意位置读写（如 UNIX 的 seek 操作）

三、存储介质与物理块

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3.1 相关术语

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在有了块/簇之后，扇区差不多就被屏蔽了，至于一个块可以有多少个扇区可以自己定义。块的索引用逻辑块号LBA来进行。对于OS来说看不到真正的PBA，所谓的数据块一开始也都是LBA，都需要经过映射才能得到真正的物理地址来读取真正的数据。

在硬件层面，磁盘读写的最小单位是扇区，但是对于操作系统来说，文件系统将多个连续的扇区组成一个逻辑块，每次IO操作至少读写一个完整的块。块是存储分配的最小单位。

3.2 机械硬盘HDD

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一次访盘请求 = 读/写 + 磁盘地址（磁头号、柱面号、扇区号） + 内存地址。

三个动作：

1. 寻道：磁臂带动着磁头移到指定磁道，往往需要较长时间
2. 旋转延迟：等待指定扇区旋转到磁头下
3. 数据传输：数据在磁盘与内存之间的实际传输

3.3 固态驱动器SSD

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电子过程（组件关系）：

OS(LBA)  ←→  SSD 控制器  ←→  DRAM 缓存（含 FTL 映射表）
                    |
                    ↓
              NAND 闪存块（实际存储）

• 读：OS 发出 LBA → 控制器查 FTL 映射表定位 NAND 物理页 → 读入 DRAM → 传回 OS
• 写：OS 发出 LBA + 数据 → 控制器先写 DRAM → FTL 更新映射 → 异步刷入 NAND

1. 最小写入单位是页（4KB~16KB），只能写空页或擦除后重写；最小擦除单位是块（通常 64~256 页），远大于写入单位。这里的块是SSD中的擦写概念的，与LBA无关。
2. 闪存物理存储单元（块、页）离散分布，无法直接对应操作系统的连续逻辑地址。
3. 块有擦除寿命限制，需要磨损均衡（Wear Leveling）延长寿命。
4. FTL（Flash Translation Layer）在底层完成逻辑地址到物理地址的映射，操作系统只需使用 LBA（Logical Block Address）访问，无需关心内部细节。

对于 SSD 没有机械部件了，只需要考虑数据传输的时间。

3.4 LBA 与 PBA

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核心思想：LBA 是对 OS 的抽象承诺——“我就给你一串块号，你随便读写”，这是OS对于文件系统读写的接口；PBA 是 SSD 内部实现——受限于 NAND 不能原地覆盖、有擦除寿命等物理约束。FTL 在中间做翻译，使得 OS 可以用简单的线性块号访问，而 SSD 底层可以做写时重定向、垃圾回收、磨损均衡等优化，OS 完全不用关心。

在SSD中，由FTL来进行二者的映射，并通过磨损优化、垃圾回收来优化寿命；在HHD中，由硬件的固件管理来进行简单的映射得到CHS（磁头柱面扇区）。

四、文件控制块（FCB）与文件操作

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4.1 FCB（File Control Block）

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操作系统为管理文件而设置的数据结构，存放管理文件所需的所有信息（即文件元数据）。

常用属性：文件名、文件号、保护/口令、创建者/拥有者、文件地址（提供LBA的信息）、文件大小、文件类型、创建/修改/访问时间、各种标志（只读、隐藏、系统、归档、临时、锁等）

4.2 文件基本操作

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1. 创建文件：建立文件的FCB（目录项），分配存储空间
2. 打开文件：根据文件名在文件目录中检索，并将该文件的目录项（FCB）读入内存，建立相应的数据结构（用户打开文件表、系统打开文件表），为后续的文件操作做好准备。更细节一点，根据文件路径名查目录得到目录项（或i节点号），根据文件号查系统打开文件表，查看文件是否已经被打开，若是则引用计数加1，若否则将目录项（或i节点）等信息填入到系统打开文件表空表项中，引用计数置为1；根据打开方式、共享说明和用户身份检查访问合法性；在用户打开文件表中取一个空表项，填写打开方式等，并指向系统打开文件表对应表项。
3. 指针定位：由fd查用户打开文件表找到对应入口，将表中文件读写指针位置设为新指针位置。
4. 读文件：根据fd找到FCB，确定读的合法性；获取文件的逻辑块地址LBA；申请缓冲区，启动磁盘IO操作把磁盘块中的信息读入缓冲区，再传送到指定的内存区

五、文件目录

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5.1 文件目录、目录项与目录文件

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• 文件目录：将所有文件的管理信息组织在一起，统一管理每个文件的信息
• 目录文件：将文件目录以文件形式存放在磁盘上，内容由目录项组成，是典型的记录式文件。所以，在磁盘上，目录文件的形式就是一个一个的目录项组合起来的。
• 目录项：构成目录文件的基本单元，通常包含 FCB（或 FCB 的关键字段）

为确保映射的完整性，只允许内核修改目录，应用程序通过系统调用（如mkdir）访问目录。

目录文件的内容就是一个目录项的数组，每个目录项是一个定长结构，在UNIX中包含文件名、i节点号等等，在FAT32中包含文件名、起始簇号、属性、大小等等，一个接着一个地填满磁盘块。所以，目录文件 = 目录项序列，这和普通文件 = 字节序列是一个道理。

目录文件和普通文件的分配规则是一样的，都是按块分配，最小1块，可以多块。块是存储分配的最小单位。对于目录文件，其分配的一块中都是一系列定长的结构体：目录项构成，一般最少包含.和..这两个目录项。

5.2 树形目录结构

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• 从根目录开始的绝对路径，或从当前目录开始的相对路径
• 每个进程有一个当前目录（工作目录），可改变
• 典型目录操作：create、delete、opendir、closedir、readdir、rename、link、unlink

5.3 目录检索

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访问一个文件分两步骤：

1. 目录检索：按文件名查找目录项/FCB（文件名解析）
2. 文件寻址：根据 FCB 中文件物理地址信息，计算目标记录在介质上的地址

5.4 目录项分解法（提高检索速度）

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将 FCB 分成两部分：

例子：FCB 48 字节，物理块 512 字节，128 个目录项

• 分解前：平均访盘 7 次
• 分解后：平均访盘 2.5 次

分解前：FCB 全部 48 字节全放在目录文件里。

• 一块 512B 只能放 10 个目录项（512 / 48 = 10，剩 32B 浪费）
• 128 个目录项 = 需 13 块
• 线性查找，平均读一半的块 → 13 / 2 ≈ 7 次

分解后：FCB 拆成符号目录项（6B 文件名 + 2B i 节点号 = 8B）和基本目录项（42B）。

• 符号目录文件：一块放 64 个（512 / 8 = 64），128 个条目只需 2 块，平均读 1 块
• 基本目录文件：一块放 12 个（512 / 42 ≈ 12），128 个条目需 11 块。但不需要线性搜索——符号目录项里已经拿到了文件号，直接在基本目录文件里定位到对应条目所在的块（摊下来平均约 1.5 次，因为 42B 条目可能跨块边界）

平均访盘 = 1 + 1.5 = 2.5 次，从 7 次降到 2.5 次。关键不在于算得更少，而在于符号目录文件瘦身后查找快得多，基本目录文件只需要随机访问一次。

六、文件系统的实现

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实现文件系统需要考虑磁盘与内存中的内容布局

6.1 磁盘上的文件系统布局

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UNIX 布局

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每一个分区内是一个文件系统

FAT 布局

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6.2 文件的物理结构（LBA的组织方式）

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核心问题：文件在物理介质上的存放方式——分配给文件的LBA的位置和顺序。 要考虑的问题：存储效率：外部碎片等；读写性能：访问速度

6.2.1 连续结构

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文件信息存放在若干连续的LBA中。

FCB 中记录文件地址的LBA：起始LBA块号 + 文件长度（块数）。

6.2.2 链接结构

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文件信息存放在若干不连续的LBA中，各块之间通过指针连接。

FCB 中记录：首块 LBA 块号。（虽然是一个链表，但是也不需要遍历全部的块：下一个 LBA 的位置已经在该 LBA 中存了）

这样有一些问题：纯链接有两个致命缺陷，(1) 访问文件第 N 块必须从第 1 块开始逐个读，无法随机存取；(2) 指针和数据混在一起，指针损坏则整个链断掉。FAT（文件分配表）则是把链表的指针和数据分离，将所有"下一块号"指针集中搬到一张独立的表里（FAT），数据块只放数据。

纯链接：
块4 [数据 + 指针→7] → 块7 [数据 + 指针→2] → 块2 [数据 + 指针→文件尾]
      ↑ 指针和数据混在一起，必须读磁盘才能跟随链

FAT：
磁盘上：  块4 [纯数据]    块7 [纯数据]    块2 [纯数据]

内存中：   FAT 表（数组，下标 = 当前块号，值 = 下一块号）
          FAT[2] = -1 (文件尾)
          FAT[4] = 7      ← FCB 记录首块号 4，查 FAT[4] 得到下一块 7
          FAT[7] = 2      ← 查 FAT[7] 得到 2
          ……

FAT这样的好处是，在运行时缓存在内存里，要找到文件第 N 块，直接在内存里顺着 FAT 数 N 次就行，不需要读磁盘。随机存取成为可能。而且 FAT 有两份拷贝（FAT1 + FAT2 互为备份），一份坏了还有另一份。

文件的起始块号从何处得到？从FCB中查找。

fat表中可不可以理解为从fcb中找到第一个LBA然后从表中读，不断找到下一个LBA；然后os就能用LBA去找到对应的PBA。也就是说,fat存的都是LBA的值?

对，理解完全正确。
FAT 表就是一个以 LBA 为索引、以 LBA 为值的数组：
FAT[当前LBA] = 下一个LBA
OS 从头到尾只跟 LBA 打交道。LBA→PBA的转换在下面由磁盘固件（HDD）或 FTL（SSD）完成，OS完全不知道也不关心。这正好接回 3.4 节说的——LBA 是 OS 和存储设备之间的接口约定，FAT 表全程只存 LBA。

6.2.3 索引结构

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系统为每个文件建立一个索引表，将文件占用的块号存放在一个索引表中。一个索引表就是磁盘块地址数组，其中第i个条目指 向文件的第i块。

FCB 中记录：索引表所在块号。

索引表过大的解决方案：

1. 链接方式: 多个索引表盘块之间链接
2. 多级索引: 二级索引 → 一级索引 → 数据块，将文件的索引表（二级索引）的地址放在另一个索引表（一级索引）中
3. 综合模式: 直接索引 + 间接索引结合 （顶级索引表的字段可以是一个放数据的LBA，也可以是次级索引表的LBA）

6.2.4 UNIX 多级索引（综合模式）

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每个文件的 i 节点中有 15 个索引项：

索引 0~11   → 直接寻址（12 个数据块）
索引 12     → 一级间接索引（→ 256 个数据块）
索引 13     → 二级间接索引（→ 256×256 个数据块）
索引 14     → 三级间接索引（→ 256³ 个数据块）

小文件直接用直接寻址，大文件逐级扩展，兼顾效率和容量。

6.3 目录文件的组织方式

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目录项的组织方式：

• 顺序表：简单，查找需线性搜索
• 散列表：根据文件名计算散列值定位，查找速度快
• B 树 / B+ 树：NTFS 采用，大目录下依然高效

6.4 文件共享

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文件共享是指一个文件被多个用户或进程使用。多用户系统中的文件共享是很必要的。一种实现方式是文件别名：

硬链接的实现：

1. 在FCB中直接给出文件地址，但是这样可能导致同步问题。
2. 目录项指向i节点，i节点中增加一个共享计数，每次创建硬链接共享计数 +1，删除硬链接共享计数 -1，共享计数为0时才真正删除文件。

软链接的实现：建立一种特殊类型（Link）的文件，其内容是要共享的文件路径名。访问软链接时，系统会自动解析路径名，找到目标文件进行访问。只有真正的文件所有者才有指向i节点的指针。可以建立任意的别名关系，甚至原文件是在其他计算机上。问题：系统开销大；目录结构可能形成环状；优势：计算机网络环境下可用

6.5 磁盘空间管理

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空闲空间管理方法

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UNIX 成组链接法

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• 专用块记录当前空闲块组：[空闲块数 N, 空闲块号1, …, 空闲块号N]
• 分配时：从专用块取块；若剩最后一块，该块中存着下一组信息
• 回收时：若当前组不满，填入；若满，将当前组信息写入回收块，回收块成为新组

文件卷的目录区中专门用一个磁盘块作为“专用块”，当系统启动时需要将专用块读入内存，并且要保证内存与外存中的“专用块”数据一致。专用块的第一个元素是下一组空闲盘块数 n，接下来跟着的是 n 个空闲块号。其中第一个空闲块指向保存下一个超级块的信息，仍然是空闲盘块数 n 和 n 个空闲块号。直到最后一个专用块的信息没有后续的空闲块号，它的第一个空闲块号为特殊值例如 -1。

当需要 i 个空闲块时，检查第一个分组的块数是否足够，如果 i < n 是足够的，就分配第一个分组中的 i 个空闲块，并修改相应数据。例如上图的成组链接，若需要 5 个空闲块，可以分配 201 ~ 205 号空闲块，并修改专用块的空闲块数量为 95。

如果 i ≥ n 刚好或不足够，则需要分配第一个分组中的全部空闲块，由于第一个空闲块存放了再下一组的信息，因此号块的数据需要复制到专用块中。例如上图的成组链接，若再需要 95 个空闲块，可以分配 206 ~ 300 号空闲块，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专用块中。

6.6 内存中的数据结构（打开文件管理）

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UNIX 的文件打开结构

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打开文件流程：

1. 根据路径名查目录，找到 i 节点号
2. 查系统打开文件表：若已打开 → 共享计数 +1；否则将 i 节点填入
3. 检查访问权限
4. 在用户打开文件表中取空表项，指向系统打开文件表
5. 返回文件描述符（fd）——非负整数，用于后续操作

七、文件系统实例

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对于磁盘而言，其分区结构是：

+-------+-----------+-----------+-----------+-------+
| MBR   | 文件系统1  | 文件系统2   |  文件系统3 | 其他分区 |
+-------+-----------+-----------+-----------+-------+

MBR（主引导记录，LBA 0）是磁盘分区表的载体，跟文件系统无关——它告诉你磁盘分了几个区、每个区从哪开始到哪结束，负责引导 BIOS 找到活动分区并加载该分区的引导扇区。

此处来源：计算机是如何启动的？ “主引导记录"只有512个字节，放不了太多东西。它的主要作用是，告诉计算机到硬盘的哪一个位置去找操作系统。

主引导记录由三个部分组成：

（1） 第1-446字节：调用操作系统的机器码。

（2） 第447-510字节：分区表（Partition table）。

（3） 第511-512字节：主引导记录签名（0x55和0xAA）。

其中，第二部分"分区表"的作用，是将硬盘分成若干个区。考虑到每个区可以安装不同的操作系统，“主引导记录"因此必须知道将控制权转交给哪个区。分区表的长度只有64个字节，里面又分成四项，每项16个字节。所以，一个硬盘最多只能分四个一级分区，又叫做"主分区”。

计算机在启动的时候，BIOS回把控制器转交给排在第一位的储存设备。这时，计算机读取该设备的第一个扇区，也就是读取最前面的512个字节。如果这512个字节的最后两个字节是0x55和0xAA，表明这个设备可以用于启动；如果不是，表明设备不能用于启动，控制权于是被转交给"启动顺序"中的下一个设备。MBR就是这512字节。

⭐UNIX 文件系统

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UNIX的文件系统中的文件以索引结构来组织。文件系统为每个文件的所有块建立了一个索引表，索引表就是块地址数组，每个数组元素是块的地址，每个数组元素的下标是文件块的索引，第n个数组元素指向文件中的第n个块。

包含这个索引表的索引结构成为inode，即index node，索引节点，用来索引一个文件的所有块。在UNIX系统中，一个文件必须对应一个inode，磁盘中有多少文件就有多少个inode。

• inode 结构

inode包含了文件的属性，12个直接数据块指针，和3个间接块指针。对于数据块索引表，也是存在磁盘上。

• 目录项

inode用来表示文件，不管是普通文件还是目录文件。文件系统区分这两种文件的方式并不依赖于inode，inode是无法决定的，也是不必关心的。唯一的方式就是数据块本身的内容了。如果inode表示的是普通文件，这个inode指向的数据块中的内容就是普通文件自己的数据；如果表示的是目录文件，这个inode指向的数据块中的内容就是该目录下的目录项。在只考虑这两种文件的情况下，目录文件的数据块中，要么是普通文件的目录项，要么是目录文件的目录项。

可以认为，UNIX系统中的FCB就是inode，或者说FCB = inode + 目录项。目录项中包含了文件名和对应的inode号；inode中包含了文件的属性、文件地址信息、块指针等等。

• 超级块和文件系统布局

每个文件都有一个inode，所有的inode都放在inode数组中，这个数组在哪里？大小是多少？对于一个硬盘，每个分区都有自己的根目录，地址不统一，怎么找到根目录地址？

这时需要在某个固定地方去获取文件系统元信息的配置，这个地方就是超级块，超级块是保存文件系统元信息的元信息。下图是硬盘布局和其中一个UNIX分区的布局：

• 查找文件过程

给出一个文件名/user/ast/mbox，查询文件的流程：

• 练习1

• 练习2

假设一块刚格式化好的磁盘大小是2M，每块为512字节，画出UNIX文件系统布局，和在经过如下操作后的布局。

操作序列：

\ mkdir A

A mkdir B

B create File1(4块)

\ mkdir C

\ mkdir D

C mkdir E

E create File2(16块)

⭐FAT 文件系统

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FAT文件系统中，FCB就是目录项，与UNIX不同。根目录大小固定。其分区布局是：

+-------+-----------+-----------+-----------+-------+
| 引导区 | 文件分配表1 | 文件分配表2 |  根目录区  | 数据区 |
+-------+-----------+-----------+-----------+-------+

• 引导区

引导区有引导代码和其他元数据，这些其他元数据相当于UNIX的super block

其中BIOS参数块中给出了每簇的扇区数、每扇区的字节数等信息，这些信息可以用来计算每簇的字节数，从而知道每个簇能存多少目录项（FAT16中一个目录项48字节，FAT32中一个目录项32字节）。FAT表的大小和位置也在引导区中给出。

• 文件分配表

FAT表可以看作是一个整数数组，每个整数代表数据区的一个簇号。

• 目录项

FAT32系统的目录项也是在数据区中以文件的形式存储的。每个目录项占用32字节，包含文件名、属性、起始簇号、文件大小、修改时间等信息。

下面是FAT16的目录项（FCB），可以发现只有修改的日期和时间，没有创建和查看的，会有安全问题；还有起始簇号。

在FAT32中目录项仍然是32字节，但是分为各种类型（包括：“.”目录项、“..”目录项、短文件名目录项、卷标项（根目录）、已删除目录项（第一字节为0xE5）、长文件名目录项等）。对于一个文件至少有俩目录项，即短和长文件名目录项。在短目录项中，把保留的10个字节做了使用，存储了文件的起始簇号的高 16 位（FAT16 中没有这个字段）。因此 FAT32 的短目录项仍然是 32 字节，但结构发生了变化。

对于长文件名目录项，也是32字节，一个长文件名目录项可以存储 13 个 Unicode 字符（26 字节），剩余 6 字节用于其他信息（如序号、校验和等）。长文件名目录项与对应的短目录项通过序号和校验和关联起来，形成一个完整的文件名。

typedef struct long_name_entry {            
      uint8       order;       // 序号：1~N，最后一项 | 0x40                  
      wchar       name1[5];    // 5 个 Unicode 字符                                       
      uint8       attr;        // 必须是 0x0F（长文件名标记）                        
      uint8       _type;       // 保留                
      uint8       checksum;    // 短文件名校验和                              
      wchar       name2[6];    // 6 个 Unicode 字符                                       
      uint16      _fst_clus_lo;// 文件起始簇号，常置0
      wchar       name3[2];    // 2 个 Unicode 字符                                       
}

• 练习

假设一块刚格式化好的磁盘大小是2M，每块为512字节，画出FAT16文件系统布局，和在经过如下操作后的布局。

操作序列：

\ mkdir A

A mkdir B

B create File1(4块)

\ mkdir C

\ mkdir D

C mkdir E

E create File2(16块)

7.3 NTFS 文件系统

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设计目标

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可靠、高效、安全——原子事务、冗余存储、综合安全模型。

核心概念

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目录组织

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• 目录中文件名按 B+ 树排序存储在索引缓冲区中
• 索引分配属性包含 VCN→LCN 的映射

NTFS 特色功能

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• 数据压缩（以 16 个簇为压缩单元）
• 加密文件系统（EFS）
• 日志功能（$LogFile）
• MFT 前 16 个项为元数据文件保留（$Mft、$MftMirr、$LogFile、$Volume、$Bitmap 等）

八、挂载与虚拟文件系统

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8.1 文件系统的挂载（Mount）

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将一个文件系统加入到另一个文件系统，用户提供：被挂载文件系统的根目录 + 挂载点。挂载后，被挂载文件系统的目录树出现在挂载点之下。

8.2 虚拟文件系统（VFS）

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VFS 是一个抽象层，为不同文件系统提供统一接口。用户程序以相同方式访问不同文件系统，屏蔽底层差异。

工作流程：

1. VFS 对用户发起的文件系统调用进行路径解析
2. 查找对应的目录项（dentry）和 inode
3. 确定目标文件所在的真实文件系统
4. 调用对应文件系统实现的具体方法
5. 返回结果给用户

九、其他常用文件系统

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十、文件系统的管理

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• 文件系统的可靠性

可靠性：抵御和预防各种物理性破坏和人为性破坏的能力

策略？备份：

1. 全量转储：定期将所有文件拷贝到后援存储器
2. 增量转储：只转储修改过的文件，即两次备份之间的修改，减少系统开销
3. 物理转储：从磁盘第0块开始，将所有磁盘块按序输出到磁带
4. 逻辑转储：从一个或几个指定目录开始，递归地转储自给定日期后所有更改的文件和目录

• 文件系统一致性

这里强调的点是元数据的一致性，比如目录文件，其是元数据（因为是由目录项组成的）。

一致性问题产生的原因是，文件内容从磁盘块读入内存后，修改了内存中的数据，但还没有来得及写回磁盘，如果此时系统崩溃了，那么磁盘上的数据就不一致了。此时造成了不一致性。

解决方案：设计一个实用程序，当系统再次启动时，运行该程序，检查磁盘块和目录系统。

例子：UNIX一致性检查工作过程：两张表，每块对应一个表中的计数器，初值为0。表1：记录了每个磁盘块在文件中出现的次数；表2：记录了每个磁盘块在空闲块表中出现的次数。

现在考虑写入方式：

1. 通写(write-through)：每次修改都立即直接写回磁盘，性能较差，但数据一致性好。如FAT文件系统。
2. 延迟写(delayed write/lazy write)/回写(write back)：修改先在内存中进行，定期或条件满足时批量写回磁盘，性能较好，但可能导致数据丢失，可恢复性较差。如UNIX文件系统。
3. 可恢复写(transaction log)：为了考虑文件系统一致性和性能，引入了事务日志来实现文件系统的写入，既考虑安全性，又考虑速度性能，例：NTFS

• 文件系统的安全性

安全性：保护文件系统免受未经授权访问和恶意攻击的能力。要提防数据丢失和入侵者。

如何实现？一是用户身份验证，二是访问控制（权限管理）。UNIX的权限模型是基于用户和组的读写执行权限（二级存取控制，一级是对用户分类，二级是对操作分类）；NTFS则提供了更细粒度的访问控制列表（ACLs），支持复杂的权限设置。保证文件数据不能随意被访问。

• 数据恢复技术

数据恢复：从损坏或丢失的文件系统中恢复数据的技术。常用方法包括：

1. 文件系统检查工具（如fsck）修复文件系统结构
2. 数据恢复软件扫描磁盘块，重建文件结构
3. 备份恢复：从定期备份中恢复数据

十一、文件系统的性能

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磁盘服务 → 其速度和可靠性成为系统性能和可靠性的主要瓶颈，设计文件系统应尽可能减少磁盘访问次数。提高文件系统性能的方法：

目录项(FCB)分解、当前目录、磁盘碎片整理、磁盘(块)高速缓存、磁盘调度、提前读取、合理分配磁盘空间、信息的优化分布、RAID技术… …

• 磁盘高速缓存

内存中为磁盘块设置的一个缓冲区，保存了磁盘中某些块的副本——磁盘高速缓存。

磁盘高速缓存（page cache）就是主存的一部分，位于内核地址空间。进程 read(fd, buf, n) → 内核查 page cache

1. 命中 → 直接从 DRAM 拷到用户 buf → 不阻塞，立即返回
2. 未中 → 进程 BLOCKED，发起磁盘 DMA 磁盘 → DRAM（page cache）→ 拷到用户 buf 中断通知，进程READY

所以 read() 不一定阻塞——数据恰好在 page cache 里就直接返回（比如刚被另一个进程读过、或者之前预读进来的），等磁盘的代价只有在 cache miss 。这和mmap()的原理类似，都是利用内存映射来实现文件访问的优化，mmap省了一层缓存。

目前学过的cache有：TLB, Block Cache, Web Page Cache等等

• Windows的文件访问方式

1. 不使用文件缓冲:普通的方式，通过Windows提供的FlushFileBuffer函数实现
2. 使用文件缓冲(Default):预读取。每次读取的块大小、缓冲区大小、置换方式；写回。写回时机选择、一致性问题，会定期更新磁盘上的数据（1s）。
3. 异步模式:不再等待磁盘操作的完成，使处理器和I/O并发工作

• 合理分配磁盘空间

在UNIX中查找文件需要在inode和目录项之间多次访问，在磁盘上分配文件时，尽量将文件的inode和目录项放在一起，减少磁盘臂的移动次数。

• 磁盘调度

比较合理的有：对于柱面采用最短寻道时间优先；对于同一个柱面用旋转调度算法

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• RAID技术

设计时要考虑的是：磁盘存储系统 的 速度、容量、容错、数据灾难发生后的数据恢复。

解决方案：RAID（独立磁盘冗余阵列）(Redundant Arrays of Independent Disks)多块磁盘按照一定要求构成，操作系统则将它们看成一个独立的存储设备，这是高性能、容错、高可靠性的存储技术。

数据是如何组织存储的？通过把多个磁盘组织在一起，作为一个逻辑卷提供磁盘跨越功能。

1. 通过把数据分成多个数据块，并行写入/读出多个磁盘，以提高数据传输率（数据分条stripe）（比如原来是100个块，现在分成10个块，分别写入10个磁盘，理论上速度提升10倍）
2. 通过镜像（mirroring）或数据校验（data parity）操作，提高容错能力（冗余）和扩展性

参考文章：

1. 手写一个linux文件系统（一）

2. 操作系统：磁盘的组织和空间管理

3. 计算机是如何启动的？