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av_back
空闲buf队列： Buf1
Buf2
Bufn
NODEV设备buf队列：
b_back
Buf1
Buf2
Bufn
读操作
所谓读操作就是将所需的字符块从指定 的设备上读入缓冲区，并传送到用户指 定的内存区 若该字符块已被读到某个缓冲区中，则 不需对物理设备进行读操作，只是将这 个缓区的信息传到指定的内存区。
安装文件系统要用到Mount命令。 文件系统的拆卸用Umount命令。
3 UNIX文件系统的索引结构
在 UNIX 索引节点中，有一个 di_addr[40] 数组， 这个数组就是一个索引表。 在这个40个字节的数组中，只用了39个字节， 分为13组（项），每项3个字节，记录一个块号， 所以一个文件系统的数据区最多有2^24个块。 设计为40个字节是为了让索引节点的大小刚好 为 64 字节，那么，一个块就能放整数个索引节 点。
块较大时，磁盘与内存之间的传输效率 将会提高。因为每寻道一次可以读取几 个扇区，从而减少寻道时间。但块较大 时，可能造成浪费。有人做过统计，当 块大小为4K时，一个实用的系统中存储 空间浪费可达45%。后来Berkeley把文 件后面的那些零头数据集中起来用某些 磁盘块存放，以减少零头造成的浪费， 实践证明，这种方法很有效。
2.4 数据区
引导块、超级块、索引节点表都是文件 系统用于管理的数据，文件的实际数据 都存放在数据区。 还有另外的一些管理用数据也放在数据 区，如文件目录表，文件索引表中的一 次、二次、三次间接块等。
在一个文件系统中，有两个参数非常关键：索 引节点表的大小、块的大小。 索引节点表的大小决定了整个文件能创建的文 件数目，因为索引节点表的每一个表目唯一地 对应一个文件。索引节点表过小，文件系统只 能创建有限的文件，可能导致数据区大量磁盘 块的浪费；而索引节点表过大，可能造成索引 节点表本身的浪费。
1.3 设备buf队列
每类块设备都有一个设备buf队列，这也 是一个双向队列
b_back
Buf1
Buf2
b_forw
Bufn
b_back
Buf1
Buf2
Bufn
1.4 缓冲区的管理
系统设置了一个特殊的设备NODEV 在系统初启时，所有空闲缓冲区的 buf 既在空 闲buf队列，又在NODEV设备的buf队列中。
2.2 超级块
该部分对文件系统具有决定意义。该结构用C语言描述如下： struct filsys { ushort s_isize; 磁盘索引节点表所占磁盘块数 daddr_r s_fsize; 整个文件系统的磁盘块数 short s_nfree; 空闲块表中的空闲块数 daddr_t s_free[100]; 空闲块表 short s_ninode; 空闲索引节点表中的空闲索引节点数 ino_t s_inode[100]; 空闲索引节点表 char s_flock; 处理空闲块表时加锁标志 char s_ilock; 处理空闲索引节点表时加锁标志
char s_fmod; 超级块被修改标志 char s_ronly; time_t s_time; 超级块上次被修改时间 short s_dinfo[4]; daddr_t s_tfree; 空闲磁盘块总数 ino_t s_tinode; 空闲索引节点总数 char s_fname[6]; 文件系统名称 char s_fpack[6]; long s_fill[13]; long s_magic; long s_type; 文件系统类型 }; 超级块在文件系统安装后常驻内存
写操作
写是指把某个内存区的信息传到缓冲区， 然后把缓冲区的信息写到指定的物理设 备去。 但当一次写操作未写满缓冲区时(小于 512字节)，就采用延迟写，即不急于写 到设备去，而是把这个缓冲区的标志位 置上延迟写的标志，表示具体写操作延 迟到以后的某个时该进行。
缓冲区的分配
当读写某设备块时，系统会分配一个缓冲区 系统从自由buf队列队首取出一个空闲的buf。 将buf的标志位b_flag置为“忙” 将buf的b_dev和b_blkno设为对应的设备号和块号
在实际系统中，为了方便对大容量的磁盘进行 管理，通常将其分了几个逻辑部分，每一部分 可能建一个文件系统 同时，软盘、光盘、磁带等都有它们自己的文 件系统。 用户在这众多的文件系统中找某一文件可能是 比较费时的 在UNIX中，可将一个文件系统安装到另一个文 件系统的某一子目录上，这时前一个文件系统 就成了后一个文件系统的子目录，用户看到的 只有一个文件系统。
1.6 小结
为了使刚释放的缓冲区尽可能长地保留原来的 使用信息，每次释放缓冲区时总是将其buf 插 入到自由buf队列的队尾。 分配缓冲区时，总是从自由buf队列队首抽出 一个空闲的buf。 当有再次使用某缓冲区的需要时，就立即将该 缓冲区对应的buf从自由buf队列中抽出，使完 后释放该缓冲区，又将其buf插入到自由buf队 尾。这就保证了所有自由缓冲区中，被重分配 的是最久未使用的，精确地实现了LRU 算法。
ADDR[1l] ，即第 12 个表目登记的是二次 间接索引表的块号，二次间接索引表存 放一次间接索引块的块号。 ADDR[12]，即第13个表目登记的是三次 间接索引表的块号，三次间接索引表中 存放二次间接索引表的块号。
例1
有一文件大小为16K，设一个物理块的 大小为1K,为了计算方便，设索引块中 的一个表项占2个字节，试画出文件索 引结构图。
Buf主要包括以下信息
b_addr：缓冲区内存地址 b_dev ： 缓冲区对应的设备信息：高字节表示 设备类号，低字节表示同类设备的编号 b_blkno：缓冲区对应的物理块号 b_forw, b_back和av_forw,av_back：链指针， 用于连接两个双向队列。 b_flags：标志信息，反映缓冲区的使用情况。
情况分析
用户读写一个磁盘块时，系统试图分配一 个缓冲区，这时可能出现以下五种情况。 （1） 该块已在缓冲区中，且缓冲区标志 为空闲。 原因：该块以前曾访问过。 处理办法：从自由队列上取下该缓冲区并 置“忙”标志。
（2） 该块已在缓冲区中，缓冲区标志为 忙。 原因：该块正在被其它进程使用。 处理办法：请求该块的进程进入睡眠，待 缓冲区用完后再被唤醒。
这样做的好处是：
(1) 在自由 buf 队列中的缓冲区，只要未作 重新分配使用，其内容不会改变。因此 若再次使用这个缓冲区的信息，只是简 单地从自由 buf 队列中抽出相应的 buf ， 仍按原状使用缓冲区中的信息，从而减 少了对设备的物理 I/O 操作，提高了 I/O 操作的速度。
(2)若将一个缓冲区移作它用时，则只需从 自由buf队列和原设备buf队列中抽出， 插入到设备buf队列。这就实现了对缓冲 区的共享。
2.5目录结构
每一目录项占16字节，其C描述如下： struct direct { ino_t d_ino; 该目录项对应的索引节点号 char d_name[14]; 该目录项对应的文件的名称 };
在UNIX中，所有目录包括根目录都是象普通文件一样 在数据区存放。
2.6 文件系统的安装和拆卸
2 UNIX文件系统的总体结构
UNIX 系统把物理设备划分为长 512
字节的盘块。每一块给一编号，从0 到N-1，共N块。如下图
引导块
超级块
索引节点表
数据区 …..
其中引导块和超级块都为1个扇区。
2.1 引导块
位于文件系统的第一个扇区，包含 OS的引导程序，但并不是每一个文 件系统都需要引导块。
索引表
ADDR[0] ADDR[1]
文件第 1 块 . . . 文件第 10 块
文件第 11 块 . . . 文件第 16 块
。。。
。。。
ADDR[9] ADDR[10] ADDR[11] ADDR[12]
索引节点的C描述
struct dinode { ushort di_mode; short di_nlink; ushort di_uid; ushort di_gid; off_t di_size; char di_addr[40]; time_t di_atime; time_t di_mtime; time_t di_ctime; }; 文件类型及访问权限标志 文件链接数 文件拥有者用户标识 文件拥有者的组标识 文件大小 文件索引表 文件最近一次访问时间 文件最近一次访问时间 文件创建时间
av_back
空闲buf队列：
Buf1
NODEV设备buf队列：
Buf2
b_back
Bufn
Buf1
Buf2Bufn来自因为buf同时存在于某个设备buf队列中（若 不是在一台具体设备的buf队列中，则必然是 在特殊设备NODEV的buf队列中），这时要从 原设备的buf队列中取出这个buf，将其插入 申请该缓冲区的设备buf队列中。 所以，当一个缓冲区刚被分配用于读、写某 块设备时，它的b_flag标志位被置为"忙"，它 一定位于对应的设备buf队列中，而不在自由 buf队列中。
UNIX文件子系统
UNIX缓冲池管理 UNIX文件系统的总体结构 UNIX文件系统的索引结构 UNIX文件的访问过程 管道文件的实现
1 UNIX缓冲池管理
1.1 缓冲控制块buf 在 UNIX 缓冲池中包含若干大小相等的缓冲区， 每个缓冲区的大小均等于磁盘块的大小。
系统为每个缓冲区设置一个缓冲控制块 buf ， 用来登记相应缓冲区的使用和管理等方面的信 息。 系统通过对 buf 的管理来达到管理缓冲区的目 的。
索引表有13个表目（用ADDR[0]—ADDR[12] 表示）。 ADDR[O] 至 ADDR[9] ，即前 10 个表目直接 存放文件数据块的块号。 如 果 文 件 的 长 度 超 过 10 个 数 据 块 ， ADDR[10] ，即第 11 个表目登记的是一次 间接索引表的块号，在一次间接索引表 中存放文件数据块的块号。
缓冲区的释放
当一个读写操作完成后，就要求立即释放所 占用的缓冲区，把这个缓冲区的buf的标志置 为空闲，并加入自由buf队列的队尾，表示它 可以被考虑移作它用。 同时这个buf仍留在原设备buf队列中。 也就是说一个缓冲区的buf处于空闲状态时， 总是同时存在于两个队列中，一个是自由buf 队列，二是使用过该缓冲区的设备buf队列。
（5） 该块不在缓冲区中，自由队列 为空 原因：所有缓冲区正在被使用。 处理办法：本进程睡眠。释放缓冲区 时将其唤醒。
1.5 UNIX缓冲区管理的优点
UNIX 缓冲区管理得法实现了极为精确的 最久未使用算法(LRU)。 该算法中，一个空闲缓冲区既留在原设 备的 buf 队列中，又同时留在自由 buf 队 列中
2.3 索引节点表
UNIX将文件名与目录项中的其它信息分开来， 仅将文件名留在目录项中，而将其它部分称为 索引结点. 将所有从目录项中分出的索引结点集中到一起 构成一张索引结点表，并给索引结点表中的每 一个索引结点编一个号，将这一编号加入目录 项。 于是目录项中仅有两项内容：文件名、索引结 文件名 索引结点号 点编号。
（3） 该块不在缓冲区中 原因：该块没有被访问过或很久以前访问 过但该缓冲区被淘汰。 处理办法：从自由队列首取下一个缓冲区， 置忙标志。同时从其它设备队列中将其 取下。
（4） 该块不在缓冲区中，自由队列队首 缓冲区有延迟写标志。 原因：自由队列队首缓冲区中的信息没有 写到磁盘上。 处理办法：将该缓冲区写向磁盘，同时试 图分配另一个缓冲区。
1.2 自由buf队列
系统把空闲缓冲区对应的buf组成空闲buf队列， 也称为自由buf队列。 这个队列是双向循环链表结构。
av_back
Buf1
Buf2
av_forw
Bufn
为了讨论问题方便， 我们把这个双向循环链表简化为单链表
av_back
Buf1
Buf2
Bufn
对自由buf队列采用先进先出的管理方案 回收一个缓冲区时，将其插入队尾 分配缓冲区时，总是从队首摘取一个缓 冲区分配给申请者。
空闲buf队列： Buf1
Buf2
Bufn
NODEV设备buf队列：
b_back
Buf1
Buf2
Bufn
读操作
所谓读操作就是将所需的字符块从指定 的设备上读入缓冲区，并传送到用户指 定的内存区 若该字符块已被读到某个缓冲区中，则 不需对物理设备进行读操作，只是将这 个缓区的信息传到指定的内存区。
安装文件系统要用到Mount命令。 文件系统的拆卸用Umount命令。
3 UNIX文件系统的索引结构
在 UNIX 索引节点中，有一个 di_addr[40] 数组， 这个数组就是一个索引表。 在这个40个字节的数组中，只用了39个字节， 分为13组（项），每项3个字节，记录一个块号， 所以一个文件系统的数据区最多有2^24个块。 设计为40个字节是为了让索引节点的大小刚好 为 64 字节，那么，一个块就能放整数个索引节 点。
块较大时，磁盘与内存之间的传输效率 将会提高。因为每寻道一次可以读取几 个扇区，从而减少寻道时间。但块较大 时，可能造成浪费。有人做过统计，当 块大小为4K时，一个实用的系统中存储 空间浪费可达45%。后来Berkeley把文 件后面的那些零头数据集中起来用某些 磁盘块存放，以减少零头造成的浪费， 实践证明，这种方法很有效。
2.4 数据区
引导块、超级块、索引节点表都是文件 系统用于管理的数据，文件的实际数据 都存放在数据区。 还有另外的一些管理用数据也放在数据 区，如文件目录表，文件索引表中的一 次、二次、三次间接块等。
在一个文件系统中，有两个参数非常关键：索 引节点表的大小、块的大小。 索引节点表的大小决定了整个文件能创建的文 件数目，因为索引节点表的每一个表目唯一地 对应一个文件。索引节点表过小，文件系统只 能创建有限的文件，可能导致数据区大量磁盘 块的浪费；而索引节点表过大，可能造成索引 节点表本身的浪费。
1.3 设备buf队列
每类块设备都有一个设备buf队列，这也 是一个双向队列
b_back
Buf1
Buf2
b_forw
Bufn
b_back
Buf1
Buf2
Bufn
1.4 缓冲区的管理
系统设置了一个特殊的设备NODEV 在系统初启时，所有空闲缓冲区的 buf 既在空 闲buf队列，又在NODEV设备的buf队列中。
2.2 超级块
该部分对文件系统具有决定意义。该结构用C语言描述如下： struct filsys { ushort s_isize; 磁盘索引节点表所占磁盘块数 daddr_r s_fsize; 整个文件系统的磁盘块数 short s_nfree; 空闲块表中的空闲块数 daddr_t s_free[100]; 空闲块表 short s_ninode; 空闲索引节点表中的空闲索引节点数 ino_t s_inode[100]; 空闲索引节点表 char s_flock; 处理空闲块表时加锁标志 char s_ilock; 处理空闲索引节点表时加锁标志
char s_fmod; 超级块被修改标志 char s_ronly; time_t s_time; 超级块上次被修改时间 short s_dinfo[4]; daddr_t s_tfree; 空闲磁盘块总数 ino_t s_tinode; 空闲索引节点总数 char s_fname[6]; 文件系统名称 char s_fpack[6]; long s_fill[13]; long s_magic; long s_type; 文件系统类型 }; 超级块在文件系统安装后常驻内存
写操作
写是指把某个内存区的信息传到缓冲区， 然后把缓冲区的信息写到指定的物理设 备去。 但当一次写操作未写满缓冲区时(小于 512字节)，就采用延迟写，即不急于写 到设备去，而是把这个缓冲区的标志位 置上延迟写的标志，表示具体写操作延 迟到以后的某个时该进行。
缓冲区的分配
当读写某设备块时，系统会分配一个缓冲区 系统从自由buf队列队首取出一个空闲的buf。 将buf的标志位b_flag置为“忙” 将buf的b_dev和b_blkno设为对应的设备号和块号
在实际系统中，为了方便对大容量的磁盘进行 管理，通常将其分了几个逻辑部分，每一部分 可能建一个文件系统 同时，软盘、光盘、磁带等都有它们自己的文 件系统。 用户在这众多的文件系统中找某一文件可能是 比较费时的 在UNIX中，可将一个文件系统安装到另一个文 件系统的某一子目录上，这时前一个文件系统 就成了后一个文件系统的子目录，用户看到的 只有一个文件系统。
1.6 小结
为了使刚释放的缓冲区尽可能长地保留原来的 使用信息，每次释放缓冲区时总是将其buf 插 入到自由buf队列的队尾。 分配缓冲区时，总是从自由buf队列队首抽出 一个空闲的buf。 当有再次使用某缓冲区的需要时，就立即将该 缓冲区对应的buf从自由buf队列中抽出，使完 后释放该缓冲区，又将其buf插入到自由buf队 尾。这就保证了所有自由缓冲区中，被重分配 的是最久未使用的，精确地实现了LRU 算法。
ADDR[1l] ，即第 12 个表目登记的是二次 间接索引表的块号，二次间接索引表存 放一次间接索引块的块号。 ADDR[12]，即第13个表目登记的是三次 间接索引表的块号，三次间接索引表中 存放二次间接索引表的块号。
例1
有一文件大小为16K，设一个物理块的 大小为1K,为了计算方便，设索引块中 的一个表项占2个字节，试画出文件索 引结构图。
Buf主要包括以下信息
b_addr：缓冲区内存地址 b_dev ： 缓冲区对应的设备信息：高字节表示 设备类号，低字节表示同类设备的编号 b_blkno：缓冲区对应的物理块号 b_forw, b_back和av_forw,av_back：链指针， 用于连接两个双向队列。 b_flags：标志信息，反映缓冲区的使用情况。
情况分析
用户读写一个磁盘块时，系统试图分配一 个缓冲区，这时可能出现以下五种情况。 （1） 该块已在缓冲区中，且缓冲区标志 为空闲。 原因：该块以前曾访问过。 处理办法：从自由队列上取下该缓冲区并 置“忙”标志。
（2） 该块已在缓冲区中，缓冲区标志为 忙。 原因：该块正在被其它进程使用。 处理办法：请求该块的进程进入睡眠，待 缓冲区用完后再被唤醒。
这样做的好处是：
(1) 在自由 buf 队列中的缓冲区，只要未作 重新分配使用，其内容不会改变。因此 若再次使用这个缓冲区的信息，只是简 单地从自由 buf 队列中抽出相应的 buf ， 仍按原状使用缓冲区中的信息，从而减 少了对设备的物理 I/O 操作，提高了 I/O 操作的速度。
(2)若将一个缓冲区移作它用时，则只需从 自由buf队列和原设备buf队列中抽出， 插入到设备buf队列。这就实现了对缓冲 区的共享。
2.5目录结构
每一目录项占16字节，其C描述如下： struct direct { ino_t d_ino; 该目录项对应的索引节点号 char d_name[14]; 该目录项对应的文件的名称 };
在UNIX中，所有目录包括根目录都是象普通文件一样 在数据区存放。
2.6 文件系统的安装和拆卸
2 UNIX文件系统的总体结构
UNIX 系统把物理设备划分为长 512
字节的盘块。每一块给一编号，从0 到N-1，共N块。如下图
引导块
超级块
索引节点表
数据区 …..
其中引导块和超级块都为1个扇区。
2.1 引导块
位于文件系统的第一个扇区，包含 OS的引导程序，但并不是每一个文 件系统都需要引导块。
索引表
ADDR[0] ADDR[1]
文件第 1 块 . . . 文件第 10 块
文件第 11 块 . . . 文件第 16 块
。。。
。。。
ADDR[9] ADDR[10] ADDR[11] ADDR[12]
索引节点的C描述
struct dinode { ushort di_mode; short di_nlink; ushort di_uid; ushort di_gid; off_t di_size; char di_addr[40]; time_t di_atime; time_t di_mtime; time_t di_ctime; }; 文件类型及访问权限标志 文件链接数 文件拥有者用户标识 文件拥有者的组标识 文件大小 文件索引表 文件最近一次访问时间 文件最近一次访问时间 文件创建时间
av_back
空闲buf队列：
Buf1
NODEV设备buf队列：
Buf2
b_back
Bufn
Buf1
Buf2Bufn来自因为buf同时存在于某个设备buf队列中（若 不是在一台具体设备的buf队列中，则必然是 在特殊设备NODEV的buf队列中），这时要从 原设备的buf队列中取出这个buf，将其插入 申请该缓冲区的设备buf队列中。 所以，当一个缓冲区刚被分配用于读、写某 块设备时，它的b_flag标志位被置为"忙"，它 一定位于对应的设备buf队列中，而不在自由 buf队列中。
UNIX文件子系统
UNIX缓冲池管理 UNIX文件系统的总体结构 UNIX文件系统的索引结构 UNIX文件的访问过程 管道文件的实现
1 UNIX缓冲池管理
1.1 缓冲控制块buf 在 UNIX 缓冲池中包含若干大小相等的缓冲区， 每个缓冲区的大小均等于磁盘块的大小。
系统为每个缓冲区设置一个缓冲控制块 buf ， 用来登记相应缓冲区的使用和管理等方面的信 息。 系统通过对 buf 的管理来达到管理缓冲区的目 的。
索引表有13个表目（用ADDR[0]—ADDR[12] 表示）。 ADDR[O] 至 ADDR[9] ，即前 10 个表目直接 存放文件数据块的块号。 如 果 文 件 的 长 度 超 过 10 个 数 据 块 ， ADDR[10] ，即第 11 个表目登记的是一次 间接索引表的块号，在一次间接索引表 中存放文件数据块的块号。
缓冲区的释放
当一个读写操作完成后，就要求立即释放所 占用的缓冲区，把这个缓冲区的buf的标志置 为空闲，并加入自由buf队列的队尾，表示它 可以被考虑移作它用。 同时这个buf仍留在原设备buf队列中。 也就是说一个缓冲区的buf处于空闲状态时， 总是同时存在于两个队列中，一个是自由buf 队列，二是使用过该缓冲区的设备buf队列。
（5） 该块不在缓冲区中，自由队列 为空 原因：所有缓冲区正在被使用。 处理办法：本进程睡眠。释放缓冲区 时将其唤醒。
1.5 UNIX缓冲区管理的优点
UNIX 缓冲区管理得法实现了极为精确的 最久未使用算法(LRU)。 该算法中，一个空闲缓冲区既留在原设 备的 buf 队列中，又同时留在自由 buf 队 列中
2.3 索引节点表
UNIX将文件名与目录项中的其它信息分开来， 仅将文件名留在目录项中，而将其它部分称为 索引结点. 将所有从目录项中分出的索引结点集中到一起 构成一张索引结点表，并给索引结点表中的每 一个索引结点编一个号，将这一编号加入目录 项。 于是目录项中仅有两项内容：文件名、索引结 文件名 索引结点号 点编号。
（3） 该块不在缓冲区中 原因：该块没有被访问过或很久以前访问 过但该缓冲区被淘汰。 处理办法：从自由队列首取下一个缓冲区， 置忙标志。同时从其它设备队列中将其 取下。
（4） 该块不在缓冲区中，自由队列队首 缓冲区有延迟写标志。 原因：自由队列队首缓冲区中的信息没有 写到磁盘上。 处理办法：将该缓冲区写向磁盘，同时试 图分配另一个缓冲区。
1.2 自由buf队列
系统把空闲缓冲区对应的buf组成空闲buf队列， 也称为自由buf队列。 这个队列是双向循环链表结构。
av_back
Buf1
Buf2
av_forw
Bufn
为了讨论问题方便， 我们把这个双向循环链表简化为单链表
av_back
Buf1
Buf2
Bufn
对自由buf队列采用先进先出的管理方案 回收一个缓冲区时，将其插入队尾 分配缓冲区时，总是从队首摘取一个缓 冲区分配给申请者。