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title: "07-文件管理：逻辑结构、目录与文件系统"
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  - 文件管理
created: 2026-08-29
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  - 操作系统
  - "408"
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# 文件管理：逻辑结构、目录与文件系统

> 本篇对应王道第四章（原 14 文件管理基础 + 15 目录 + 16 文件系统合并）。两条主线：**文件这种抽象数据类型长什么样**（逻辑结构 + 物理结构），**OS 怎么管理一堆文件**（目录）+ **怎么管理磁盘空间**（空闲块）。

## 一、文件与文件系统

### 文件的定义与图书馆类比

文件 = 存储在计算机上的信息集合。三个构成要素：一块**存储空间中的数据**、**分类和索引**信息、**访问权限**信息。

**图书馆类比**：文件 ≈ 书，OS 管理文件 ≈ 图书管理员管理书——书的内容 = 文件数据；分类上架编号登记 = 文件的分类查找（**索书号** ≈ FCB）；绝版贵书只借 VIP = 访问权限。类比不完全等价，但关键属性的思想一致。

用户视角：文件系统提供二级存储的抽象，让用户**不用关心**文件怎么存在辅存上、存储介质什么特征、文件具体在哪个位置，就能方便地命名、分类、查找、保护文件。

### FCB 与索引节点

**文件控制块 FCB**：存放控制文件所需各种信息的数据结构，实现**按名存取**。文件与 FCB 一一对应，**FCB 的有序集合 = 文件目录**，一个 FCB 就是一个目录项；目录本身也是文件（目录文件）。FCB 包含：基本信息（文件名、物理位置、逻辑/物理结构）、存取控制信息、使用信息（建立时间、修改时间）。

![[image-53ac4515.png]]

**索引节点（i 节点，inode）**：目录通常在磁盘上，文件很多时目录占大量盘块，检索目录时要反复读盘。但检索时**只用文件名**，找到匹配项才需要物理地址——其他描述信息根本用不上。

于是**文件名与描述信息分离**：描述信息单独形成索引节点，目录项只留**文件名 + 索引节点号**。

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效果（必考计算）：FCB 64B、盘块 1KB → 每块 16 个 FCB，640 个 FCB 检索平均启动磁盘 **20 次**；UNIX 目录项只占 16B（14B 文件名 + 2B i 节点号）→ 每块 64 个目录项，启动磁盘次数**降为 1/4**。

索引节点分两种：**磁盘索引节点**（文件主标识、类型、存取权限、13 个地址项 iaddr(0)~(12)、长度、**链接计数**、存取时间）和**内存索引节点**（文件打开时复制进内存，增加索引节点号、上锁状态、访问计数、逻辑设备号、链表指针）。

### 文件操作与打开文件表

基本操作：**创建**（分配外存空间 + 建目录项）、**删除**（删目录项和 FCB + 回收空间）、**读/写**（查目录得地址 + 移动读写指针）。

**打开（open）**：多次读写总不能每次都检索目录。打开 = 把目录项从外存**复制到内存的打开文件表**，返回表目索引号——UNIX 叫**文件描述符**，Windows 叫**文件句柄**。之后所有操作（read/write/lseek/close）**用描述符，不再用文件名**。close = 删除进程表中表目。

两级打开文件表：**整个系统表**（进程无关信息：磁盘位置、文件大小、打开计数器）+ **每进程表**（读写指针、访问权限、指向系统表的指针）。系统表按打开计数器管理：计数器为 0 才删表目。

![[image-7fc4806f.png]]

打开文件的关联信息：**文件指针**（读写位置，每进程唯一）、**打开计数**、**文件磁盘位置**（缓存避免反复读盘）、**访问权限**。

### 文件保护

口令（存 FCB 里，开销小但不安全）、加密（保密强，编解码费时）、**访问控制**（控制访问方式，主流）。

**访问控制列表 ACL**：规定每个用户名及允许的访问类型——灵活但长度不可预计。**精简版**：把用户分三类——**拥有者 / 组 / 其他**，每类每操作一位，3×4 位矩阵搞定。访问时：是文件主按主权限，同组按组权限，否则按其他。

![[image-3f3f3a8d.png]]

## 二、文件的逻辑结构（用户视角）

逻辑结构 = 用户看到的组织形式，与存储介质无关。

### 无结构文件（流式文件）

字符流构成，按字节计长，读写指针指出下一个字节。源程序、可执行文件、库函数都是。没有结构 → 检索只能穷举。

### 有结构文件（记录式文件）

由相似记录组成。按记录长度分**定长记录**（检索快，可随机访问：第 i 条地址 = i×L）和**变长记录**（只能顺序查找，慢）。按组织形式分三种：

| 结构 | 原理 | 适用 |
| --- | --- | --- |
| **顺序文件** | 记录顺序排列（串结构按存入时间/顺序结构按关键字排序） | **批处理存取效率最高**；磁带只能用它；但增删改查单条记录性能差 |
| **索引文件** | 为每个记录建索引项（指针+长度），索引表按关键字排序（定长记录的顺序文件） | **变长记录的快速随机检索**；代价是索引表存储开销 |
| **索引顺序文件** | 记录分组，索引表为**每组第一个记录**建索引项；组内可无序、组间必须有序 | N 条记录：直接找平均 N/2 次；分组后找 √N/2 + √N/2 = **√N 次**——就是**分块查找** |

![[image-89246005.png]]

![[image-1cddebb8.png]]

还有**散列文件（Hash）**：键值经散列函数直接决定物理地址，存取快但会**冲突**。

## 三、文件的物理结构（外存视角）

物理结构 = 文件数据在磁盘上怎么分布和组织。对应两个问题：**文件分配**（非空闲块管理）和**存储空间管理**（空闲块管理，见第五节）。注意与逻辑结构区分（类比线性表 vs 顺序表 vs 链表的关系）。磁盘块通常与内存页面大小相同，磁盘 IO 以块为单位。

### 连续分配

文件占一组**连续**的块，目录项记**起始块号 + 块数**；访问第 i 块直接算 b+i-1。

![[image-b47661a0.png]]

优点：支持顺序和**直接访问**（随机）；磁头移动距离最小、速度快。缺点：**外部碎片**；必须**事先知道文件长度**，不支持动态增长（长了会覆盖相邻文件）；增删记录要物理移动。

### 链接分配

离散分配，消除外部碎片、便于动态增长、增删方便。

**隐式链接**：目录记首块和尾块指针，**每个盘块里藏指向下一块的指针**（对用户透明）。

![[image-8736ce31.png]]

缺点：**只支持顺序访问**（要第 i 块得从头数）；一个指针坏了整条链丢数据；指针占空间（可以按"簇"分配减少指针比例，代价是内部碎片）。

**显式链接（FAT）**：把链接指针**抽出来集中放一张表**——文件分配表 FAT，整个磁盘一张，表项与全部盘块一一对应，-1 表示文件末块、-2 表示空闲块。

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文件目录只需记起始块号，后续沿 FAT 找。**FAT 开机就读入内存**，检索在内存进行——支持随机访问、显著减少访盘。缺点：FAT 占内存。**FAT 还顺带管理了空闲块**（-2 表项）。

### 索引分配

思路：打开文件时只需把**该文件自己的**块号表调入内存，没必要整张 FAT 都读——给每个文件配一个**索引块**，集中放它的所有盘块号。

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优点：支持直接访问（索引块第 i 个条目 = 第 i 块）；无外部碎片。缺点：索引块额外开销；小文件也占一个索引块（利用率低），大文件要多个索引块。

**多级索引**：索引块太多时给索引块再建索引（主索引）——原理同内存管理的**多级页表**。盘块 4KB、块号 4B → 单级最大 1024×4KB=4MB；两级 1024×1024×4KB=**4GB**。缺点：访问一个盘块要多次启动磁盘，级数越多访盘越多，**对小文件不利**。

**混合索引（UNIX 的做法）**：i 节点设 13 个地址项 iaddr(0)~(12)，按文件大小各取所需：

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| 地址项 | 用途 | 能表示的文件大小 |
| --- | --- | --- |
| iaddr(0)~(9) | **直接地址**（块号直接放 i 节点） | ≤ 40KB（10×4KB） |
| iaddr(10) | **一次间址**（指向索引块） | + 4MB |
| iaddr(11) | **二次间址**（指向主索引块） | + 4GB |
| iaddr(12) | **三次间址** | + 4TB |

小文件直接寻址（快），中型一次间址，大型二三次间址——全面照顾各类文件。

## 四、目录管理

目录提供**文件名 → 文件**的映射，要求：按名存取、检索快、支持共享、**允许不同用户的文件重名**（靠树形结构解决）。

### 四种目录结构

| 结构 | 原理 | 问题 |
| --- | --- | --- |
| **单级** | 全系统一张目录表 | 查找慢、**不允许重名**、不便共享 |
| **两级** | 主文件目录 MFD（用户名→UFD 位置）+ 用户文件目录 UFD | 解决重名、有访问控制；**缺乏灵活性，不能分类** |
| **树形** | 两级推广；绝对路径（从根）/ 相对路径（从**当前目录**） | 分类清晰、便于管理保护；但逐级查中间节点**访盘次数多**。UNIX/Linux/Windows 都用它 |
| **无环图** | 树形 + 指向同一节点的**共享有向边** | 便于共享；管理复杂。删除共享节点用**共享计数器**：加共享链 +1，删除 -1，**计数器为 0 才真删**，否则只删共享链 |

![[image-7c928663.png]]

![[image-a6db705b.png]]

路径细节：绝对路径如 Linux 的 `/dev/hda`；当前目录 `/bin` 下 `./ls` 是相对路径。每个用户登录后有自己的当前目录，`cd` 命令改变它（UNIX 里默认当前目录记录在 `/etc/passwd`）。

目录操作：搜索、创建/删除文件（增删目录项）、创建/删除目录（两种策略：不删非空目录要**递归**删干净；或允许删非空目录连子树一起删）、移动、显示、修改。

### 目录的实现

就是为了**查找**：

- **线性列表**：文件名 + 数据块指针的线性表。实现简单，查找费时；删除可用链表结构优化
- **哈希表**：文件名 → 指向线性列表元素的指针。查找快、插删简单，但要处理**冲突**

目录查询要在磁盘上反复搜索、不断 IO——所以把**当前使用的文件目录复制到内存**，降低磁盘操作次数。

### 文件共享：软硬兼施

#### 硬链接（基于索引节点的共享）

文件物理地址和属性放**索引节点**里，目录项只设文件名 + i 节点指针。i 节点里的**链接计数 count** = 指向它的目录项数。

![[image-852fb4d4.png]]

![[image-b0e82311.png]]

关键：用户 A（文件主）不要这文件了，**不能直接删**——B 可能正在写。A 只能 count-1 并删自己的目录项；**count = 0 才真正删除**。多个指针指向一个索引节点，只要还有一个指针，索引节点就不能删。

#### 软链接（符号链）

系统创建一个 **LINK 类型**的新文件 L 放进 B 的目录，L 里只写**被链接文件 F 的路径名**——类似 Windows 快捷方式。

![[image-abcc3e9f.png]]

B 访问 L 时，OS 看到是 LINK 类型，按路径名去找 F 再读写。**文件主删除 F 后不会留下悬空指针**——其他人通过符号链访问失败，把符号链删掉即可，无副作用。代价：每次访问都要**按路径逐级查目录**、多次读盘，符号链本身也是个文件、占空间。但符号链能实现**网络文件共享**（路径名里写上机器的网络地址即可）。

一句话：**硬链接 = 多个指针指向一个 i 节点（快，count 保护）；软链接 = 保存路径名（慢，但主删共享者不悬空，还能跨网络）**。硬链接查找比软链接快。

## 五、文件系统

### 层次结构（自下而上）

![[image-d076f127.png]]

1. **I/O 控制层**：设备驱动 + 中断处理，把命令翻译成底层硬件指令
2. **基本文件系统**：向驱动发读写物理块的通用命令；管理内存缓冲区和各类缓存
3. **文件组织模块**：**逻辑块号 → 物理块号**的转换 + **空闲空间管理器**
4. **逻辑文件系统**：管理**元数据**（目录结构、FCB）、文件保护——按文件名找到文件组织模块所需信息

### 文件系统布局

![[image-766981df.png]]

**在磁盘上**：

- **MBR（主引导记录）**：0 号扇区，含分区表和活动分区标志；BIOS 读入并执行 MBR，MBR 找到活动分区读入其第一块
- **引导块（boot block）**：每个分区统一从它开始（即使不含 OS，也为以后装系统留位置）；Windows 称分区引导扇区
- **超级块（super block）**：文件系统的**所有关键信息**——块总数、块大小、空闲块数量和指针、空闲 FCB 数量和指针；启动时/首次使用时读入内存
- 之后是空闲块信息（位示图或指针链接）、i 节点区、根目录，其余放目录和文件

**在内存中**（安装时加载、操作时更新、卸载时丢弃）：安装表 mount table、目录缓存、**整个系统的打开文件表**（FCB 副本+打开计数）、**每进程打开文件表**（描述符+指向系统表的指针）。

### 外存空闲空间管理（四种方法）

一个分区 = 一个**卷**（可以是磁盘一部分、整盘或 RAID 集）；卷里文件区（数据）和目录区（FCB）分离。

| 方法 | 思想 | 优缺点 |
| --- | --- | --- |
| **空闲表法** | 空闲区建表（起始块号+块数），**连续分配**，分配用首次/最佳适应，回收**合并相邻区** | 分配快；适合小文件 |
| **空闲链表法** | 空闲盘块链（一盘块一节点，简单但链长、重复操作多）/ 空闲盘区链（盘区含多块+指针+块数，类似动态分区，效率高、链短但回收合并复杂） | — |
| **位示图法** | 每盘块对应一位：0 空闲 1 已分配。行 i 列 j ↔ 盘块号 b = n(i-1)+j（**行列从 1 开始**，题说从 0 就要调整公式） | 容易找连续空闲块；位示图小可放内存省启动开销；**随磁盘容量增大而增大**，常用于小型机 |
| **成组链接法**（UNIX） | 空闲盘块**分组**（如 100 个/组），每组第一个盘块记录**下一组的总数和块号**，链起来；第一组信息放**空闲盘块号栈** | 结合前两种、克服"表太长"；大文件系统适用 |

![[image-178ab090.png]]

![[image-73d0bd85.png]]

![[image-10244df4.png]]

**成组链接的分配**：从栈顶依次分配；分到**栈底那个盘块号**时（它存着下一组的信息），先把它的内容读入栈，再把该盘块分配出去，栈中空闲数减 1。**回收**：盘块号压栈、计数加 1；**栈满（100）时**，把栈里 100 个块号写入新回收的盘块，让新盘块当新栈底，计数置 1。

位示图和空闲盘块号栈都放卷头，UNIX 里也归入超级块，操作前读入内存并保持一致。

### 虚拟文件系统 VFS

屏蔽不同文件系统的差异和操作细节，向上提供**统一调用接口**——用户 open 一个文件不用管它在什么文件系统、什么介质上。

![[image-58aa0d3a.png]]

面向对象思想：抽象出**四个对象类型**（每个含数据 + 函数指针，指向具体文件系统的实现）：

| 对象 | 对应 | 备注 |
| --- | --- | --- |
| **超级块对象** | 一个已挂载的特定文件系统 | 存元信息，操作：分配/销毁/读/写 inode |
| **索引节点对象** | 一个特定文件（一对一） | 文件被访问时才在内存创建 |
| **目录项对象** | 路径的一个组成部分 | **磁盘上没有对应结构**——VFS 遍历路径时逐个解析出来的 |
| **文件对象** | 一个与进程相关的**已打开**文件 | 文件对象与物理文件的关系 ≈ 进程与程序的关系 |

调用 write() 时：VFS 的 sys_write 找到具体文件系统的写方法 → 交给该文件系统 → 与物理介质交互。**VFS 只存在于内存中**，启动时建立、关闭时消亡——严格说它不是一种实际的文件系统。

### 文件系统挂载

文件系统在进程使用前必须先**挂载（mounting）**：把设备中的文件系统挂到某个目录（**安装点**），之后通过这个目录访问设备文件。同一设备可有多个安装点；同一安装点同时只能挂一个设备。

- Windows：驱动器字母（C 盘 D 盘）+ 卷的树形目录；新版也允许挂任意位置
- UNIX：启动时装**根文件系统**（内核映像所在），其他文件系统挂到根下的某目录；`mount -t ext2 /dev/fd0 /flp`，卸载用 `umount`

### 全篇两条主线

① 文件这种**抽象数据类型**：逻辑结构（怎么给用户看）+ 物理结构（怎么存）；② OS 怎么管理它们：目录（按名存取）+ 磁盘管理（空闲空间）。宏观把握是为了微观更准地掌控细节。

## 六、盲点总复习

1. 目录项瘦身（i 节点分离）的**动机是减少检索目录时的读盘次数**——16B 目录项让磁盘启动次数降为 1/4
2. open 之后所有操作用**文件描述符/句柄**，不再用文件名；系统表按**打开计数器**决定何时删表目
3. 精简访问控制三类用户：拥有者/组/其他；判定顺序：文件主 → 同组 → 其他
4. 索引顺序文件查找 √N 次 = 分块查找；定长顺序文件可折半查找
5. FAT 是**显式链接**，开机读入内存，兼管空闲块；隐式链接的指针藏在盘块里
6. UNIX 13 地址项：10 直接 + 一次 + 二次 + 三次间址；4KB 块 → 40KB / 4MB / 4GB / 4TB
7. 无环图目录删除靠**共享计数器**；硬链接删除靠 **count**——同一个思想
8. 位示图公式默认**行列从 1 开始**：b = n(i-1)+j；反算 i=(b-1)DIV n +1、j=(b-1)MOD n +1
9. 成组链接：分到栈底块时**先读内容进栈再分配**；回收栈满时**写栈入新块、新块当栈底、计数置 1**
10. VFS 四对象中**目录项对象在磁盘上没有对应结构**；VFS 只在内存中存在
11. **硬链接不跨文件系统，软链接可以**（路径名可以指向任何地方，包括网络）
12. 超级块装"文件系统的所有关键信息"；引导块每个分区都有（哪怕不装系统）

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