文件和设备管理示例(PPT 64张)

9.1.2 UNBiblioteka X文件的分类按照文件的内容，UNIX把文件分成3类：


普通文件：这是通常意义下的磁盘文件，即存放用户和系 统的有关数据和程序的那些文件。它们都被视为无结构、 无记录概念的字符流，文件的长度可以动态增减。 目录文件：由文件的目录项组成的文件称为目录文件。这 种文件在形式上与普通文件相同，只是系统将其解释成目 录。一般地，一个文件的目录项应该包含文件名称、文件 长度、文件类型、文件在辅存的位置以及存取权限等信息。 在UNIX中，为了加快对文件目录的搜索速度，便于文件共 享，把这些内容划分成两个部分：一个称为该文件的索引 节点（即文件控制块），简称为i节点，它的里面存放着这 个文件的长度、文件类型、文件在辅存的位置、存取权限 以及共享信息等内容；另一个仍称为文件目录项，但它的 里面只包含文件名和这个文件的索引节点编号。
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9.3 资源管理和地址映射

资源管理的任务：

空闲磁盘块的分配 i节点的分配 系统打开文件表的分配 空闲磁盘块的回收 i节点的回收 系统打开文件表的回收
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空闲磁盘块的管理

UNIX 对文件存储空间的管理在磁盘上， UNIX 总是把 文件安排在一般数据存储区。因此，UNIX对文件存储 空间的管理，即是对磁盘上一般数据存储区的管理。 前面第7章介绍使用“空闲块链”管理磁盘上的空闲块 时，曾提及“成组链接”法，并说UNIX操作系统就是 采用这种方法来管理磁盘上的空闲块的。这种方法是 将若干个（如 100) 空闲盘块划归为一个组，将每组在 中的所有盘块号存放在其前一组的第一个空闲盘块中， 而仅把第一组中的所有空闲块号放入超级块（ filsys结 构）中。 下面简单介绍它的实现过程。
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下图给出了 UNIX 文件目录项的格式，即用 14 个字 节存放文件名，2个字节存放该文件的i节点号 （ id ）。不难看出，在 UNIX 中，是由文件名查文 件目录，由文件目录得到该文件的 i 节点编号，由 这个编号得到文件的 i 节点，从而得到该文件的有 关信息。 文件名 i 节点编号id
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UNIX 把磁盘上一般数据存储区中的所有空闲块依 次分组。为了下面讲述方便，对每一组的块都进行 分别编号。具体的办法是：第 1 组为 99 块，编号为 1~99 （为什么第 1 组只有 99 块，后面会给出解释）。 从第2组起，每组都是100块，剩下的块归并成为最 后一组。它们都按0~99的顺序进行编号。在图中， 从右至左反映了这种分组的结构。在图中，假定最 后一组中只有52个空闲块，各块的编号为0~51。 分好组以后，总是在后一组的第0块中开辟101个位 置，依次存放前一组的总块数以及前一组中每一块 的地址。也就是说，相当于总是在后一组中，开辟 s_nfree 和 s_free[100] 所需要的位置，用于存放前一 组的分组信息。
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在此，有两组的情况要做特殊处理。一 个是第 1 组。在第 1 组中，实际只有 99 个 空闲块。为了管理的需要，把它的总块 数 仍 记 为 100 ， 见 图 中 第 2 组 里 的 s_nfree=100 。另外，第一组磁盘块编号 是从 1 开始的，因此在相当于第 0 号磁盘 块的位置存放一个0，而不是某一个磁盘 块的地址，见图中第 2 组中的 s_free[0]=0 。
文件和设备管理示例
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9.1 UNIX文件系统的特点 与文件类别
9.1.1 UNIX操作系统的特点
P227
UNIX采用树型目录结构。UNIX中一个文
件的绝对路径名由斜杠“/”开头，随后是路径 中所经过的所有目录名，中间用斜杠分隔而 成，比如：/usr/bin/spell。由于UNIX允许用户 设置“当前目录”，因此，从当前目录开始 的文件路径名，是它的相对路径名。 2
9.2.1 UNIX文件系统的存储结构

UNIX中，无论是普通文件还是目录文件，都存储在磁盘上。 另外，每个文件的i节点也存储在磁盘上。下面讲述这些信息 在磁盘上如何分布，UINX怎样来对它们实行管理。 为了使整个文件系统易于扩充和更改，UNIX把文件系统分成 基本文件系统和可装卸的子文件系统 ( 文件卷 ) 两个部分。基 本文件系统和子文件系统都有自己独立的目录结构，但是基 本文件系统是整个 UNIX 文件系统的基础，是文件系统的 “根”，它总是被固定在作为根存储设备的磁盘上。子文件 系统是指存储在可装卸存储介质（如软盘）上的文件系统， 因此，子文件系统具有可装卸的特性。当把它安装到基本文 件系统上时，自身的独立性消失，与基本文件系统融为一体。 比如，用户可以把自己的文件系统组织在软盘上成为子文件 系统。 7
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另一个要特殊处理的是最后一组。因为在最后 一组的后面已经没有下一组了，所以 UNIX 就 把它的所有信息存放在管理块的filsys中，即存 放在 filsys 的 s_nfree 和 s_free[100] 中。由于现在 最后一组只有 52 个空闲块，因此在 filsys 中的 s_nfree 取值为 52 ，并且只用到数组 s_free[100] 的前 52 个元素，即用 s_free[0] 到 s_free[51] 存放 最后一组的52个空闲块的地址。 至此，成组链接的格局已经完成：在 filsys 的 s_free[ ]中，记录了当前直接可以分配的52个空 闲块。在这 52 个空闲块的第 0 块中，记录了下 一组100个空闲的磁盘块地址，下一组100个空 闲的第0块中，记录了再下一组100个空闲的磁 盘块地址，如此等等。
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在磁盘管理区filsys结构中，有两个内容涉及到磁盘 空闲块的管理，一个是由数组 s_free[100] 构成的一 个空闲磁盘块索引表。当一个文件要申请磁盘块时， 就到这个索引表中去获得需要的空闲块；当一个磁 盘块被释放时，就把它还回到这个索引表中。所以， 这个索引表中记录的是当前系统可以直接分配的空 闲磁盘块。另一个是s_nfree，它记录了s_free[ ]中现 有的可分配的空闲磁盘块数。 从形式上看，利用数组s_free[100]直接管理100个空 闲的磁盘块，与利用数组 s_inode[100] 直接管理 100 个空闲的i节点相类似，但实际上相差很远。因为除 这 100个直接管理的空闲块外， UNIX对其余的空闲 块并没有放置不管，而是将它们分组进行链接。具 体做法如下图所示。
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9.2.2 几种常用的数据结构


资源管理结构 filsys: 用来进行文件空闲块和i节点项 的分配与回收 , 包含文件系统空闲块分配用堆栈及 i 节点分配用数据结构。原理见P229 i 节点（索引节点） : 存放文件说明信息和相应标识 符的BFD.包括：磁盘 i节点（dinode, 以静态形式存 放文件说明信息）、内存活动 i节点（inode, 为减少 设备启动次数、提高文件的操作速度而把磁盘i节复 制到内存的特定区域）。每个文件都应有一个唯一 的磁盘索引节点，文件被打开后，还应有内存索引 节点。
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块0用来存放引导程序，它与文件管理关系不大。 文件存储器全部资源的管理信息（即 filsys 表）存 放在块1，它是磁盘的管理区。从第2块—K+1块， 存放磁盘上文件的i节点内容，这个区域称为索引 节点表（区）。索引节点表的后面是一般数据存 储区，在那里存放普通文件和目录文件的信息。 显然，在磁盘上，一般数据存储区所占用的磁盘 空间为最大。下面对管理区中的资源管理信息表 filsys、索引节点区中的i节点以及文件的目录分别 加以介绍。
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文件名
i 节点编号id


目录项: 由文件名和磁盘i节点标识符id组成。 系统打开文件表、用户打开文件表: 记录和控制打 开文件的用户进程以及记录和控制那些共享同一 文件的用户进程。其中：

用户打开文件表：存放打开文件的描述符fd; 系统打开文件表：记录打开同一文件的不同进 程和不 同进程所使用的不同打开路径，及其对应的读写指针。
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在采用“成组链接”法后，如何分配空闲块， 如何回收空闲块？下面来讨论这两个问题。无 论是磁盘空闲块的分配还是回收，都是在filsys 中的空闲磁盘块索引表s_free[ ]中进行，并把它 视为一个栈。分配时，做出栈操作；回收时， 做进栈操作。 s_nfree中记录的值，是s_free[ ]中当前实际有的 空闲块数，正好也是空闲磁盘块索引表s_free[ ] 中下一个可以使用的索引表目的下标。
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UNIX把文件的存储空间——磁盘想象成是一个由连续物理块 构成的文件卷（把每个磁盘或磁带看作是一个文件卷），每 个物理块含512个字节。在一个磁盘上，存放着普通文件的信 息，存放着目录文件的信息，存放着文件的i节点，还要存放 对磁盘存储区的管理信息（比如哪些块是空闲的，哪些块是 已分配的等等）。整个磁盘存储区的组织结构如下图示。

设备文件：在 UNIX 中，把块存储设备（如 磁盘）和字符设备（如键盘、打印机）都视 为文件。不过它们只有文件目录和索引节点， 并不占用实际的物理存储块，因此，有时也 称它们为特殊文件。为了检查和处理方便， UNIX总是把所有的特殊文件放在名为“dev” 的目录文件中。
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9.2 文件系统的数据结构及其关系
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因此，总是先在 s_nfree 上做减 1 操作，然后把 s_free[s_nfree]中记录的磁盘块分配出去。这里 要注意的是，如果在 s_nfree 上做减 1 操作后， 其值等于0了，那么就是要把s_free[0]所指向的 那一个磁盘空闲块分配出去。由于它是这一组 的第 0 个磁盘块（按照分配顺序，它总是在一 组中最后被分配出去），里面包含有它前一组 空闲块的信息在内。因此在把这一块分配出去 之 前 ， 应 该 先 把 它 记 录 的 101 个 信 息 拷 贝 到 filsys 结构的 s_nfree 和 s_free[ ] 里面去，然后才 能将它分配出去。 21
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进行空闲块的回收时，就是将该块的地址登记在空 闲 磁 盘 块 索 引 表 的 s_free[s_nfree] 表 目 中 , 然 后 让 s_nfree加1。不过要注意，在把释放块的地址存入索 引表s_free[ ]的表之前，必须检查s_nfree的取值。如 果发现s_nfree等于100，那么表明这时空闲磁盘块索 引表在此之前已经收集满了100个空闲的磁盘块，它 们应该形成一个新的链组。现在要释放的一块，是 下 一 组 空 闲 块 的 第 0 块 。 于 是 ， 就 把 filsys 中 的 s_nfree 和 s_free[0]~s_free[99] 共 101 个值存入新释放 块 中 ， 然 后 将 此 块 的 地 址 填 入 s_free[0] 中 ， 将 23 s_nfree置为1。

分配时还要注意的一个问题是如果分配一直进行， 现在要把第2组的第0块分配出去。根据前面所说， 先把这块中记录的101个信息拷贝到filsys结构的 s_nfree和 s_free[ ]里面去，然后才将它分配出去。 这意味着系统现在只有最后99块能够分配了。如 果分配仍然继续，直到把这99块全部分配出去。 此时，filsys中的s_nfree=1，s_free[0]=0。若再申 请空闲块， s_nfree减 1后成为 0 ，即要把 s_free[0] 所指的块分配出去。此时发现s_free[0]=0，而不 是一个磁盘块的地址，表明所有的磁盘空闲块都 分配出去了，提出请求的进程只能阻塞等待。所 以，这就是前面分组时把第1组只分99个空闲块， 但仍然算这组有100个块，并将第0块指针处安放 一个0的原因。
图9.1是它的一个典型示例，其中，根目录下有8个 子目录： /dev— 此目录下都是设备文件，比如键盘终端 （con）、打印机（lp）等； /bin— 此目录下是 UNIX 外壳（ shell ）中主要 程序的二进制代码文件； /usr— 此目录下通常为已安装的各个子文件系 统，如bin、tmp、lib、local、include以及用户 的各种文件； /lib— 此目录下存放的是一些库文件，比如 C 、 PASCAL的函数库； /include— 此目录下存放的是一些头文件； /etc— 此目录下存放各种管理文件； /tmp—此目录下存放临时性文件； /UNIX—存放UNIX的核心程序。 3