目录
1.文件系统概述
2.文件命名
3.目录
3.1一级目录系统
3.2层次目录系统
4.文件系统的实现
4.1引导块
4.2超级块
4.3空闲空间块
4.3.1位图
4.3.2 使用链表进行管理
4.inode
5.记录文件所用磁盘块的方法
5.1连续分配
5.2链表分配
5.3inode
1.文件系统概述
文件系统是计算机操作系统中的一个核心组件，用于管理计算机中的文件和文件夹。它提供了一种组织和访问计算机存储设备上数据的方式。文件系统使用户能够创建、修改、删除和查找文件，以及组织文件和文件夹的层次结构。
2.文件命名
文件是一种抽象机制，它提供了一种方式用来存储信息以及在后面进行读取。可能任何一种机制最重要的特性就是管理对象的命名方式。在创建一个文件后，它会给文件一个命名。当进程终止时，文件会继续存在，并且其他进程可以使用名称访问该文件。
文件命名规则对于不同的操作系统来说是不一样的，但是所有现代操作系统都允许使用 1 - 8 个字母的字符串作为合法文件名。
某些文件区分大小写字母，而大多数则不区分。UNIX 属于第一类；历史悠久的 MS-DOS 属于第二类（顺便说一句，尽管 MS-DOS 历史悠久，但 MS-DOS 仍在嵌入式系统中非常广泛地使用，因此它绝不是过时的）；因此，UNIX 系统会有三种不同的命名文件：maria、Maria、MARIA 。在 MS-DOS ，所有这些命名都属于相同的文件。
许多操作系统支持两部分的文件名，它们之间用 . 分隔开，比如文件名 prog.c。原点后面的文件称为 文件扩展名(file extension) ，文件扩展名通常表示文件的一些信息。例如在 MS-DOS 中，文件名是 1 - 8 个字符，加上 1 - 3 个字符的可选扩展名组成。在 UNIX 中，如果有扩展名，那么扩展名的长度将由用户来决定，一个文件甚至可以包括两个或更多的扩展名，例如 homepage.html.zip，html 表示一个 web 网页而 .zip 表示文件homepage.html 已经采用 zip 程序压缩完成。一些常用的文件扩展名以及含义如下图所示
在 UNIX 系统中，文件扩展名只是一种约定，操作系统并不强制采用。
名为 file.txt 的文件是文本文件，这个文件名更多的是提醒所有者，而不是给计算机传递信息。但是另一方面，C 编译器可能要求它编译的文件以.c 结尾，否则它会拒绝编译。然而，操作系统并不关心这一点。
对于可以处理多种类型的程序，约定就显得及其有用。例如 C 编译器可以编译、链接多种文件，包括 C 文件和汇编语言文件。这时扩展名就很有必要，编译器利用它们区分哪些是 C 文件，哪些是汇编文件，哪些是其他文件。因此，扩展名对于编译器判断哪些是 C 文件，哪些是汇编文件以及哪些是其他文件变得至关重要。
与 UNIX 相反，Windows 就会关注扩展名并对扩展名赋予了新的含义。用户(或进程) 可以在操作系统中注册扩展名，并且规定哪个程序能够拥有扩展名。当用户双击某个文件名时，拥有该文件名的程序就启动并运行文件。例如，双击 file.docx 启动了 Word 程序，并以 file.docx 作为初始文件。
3.目录
文件系统通常提供目录(directories) 或者 文件夹(folders) 用于记录文件的位置，在很多系统中目录本身也是文件，下面我们会讨论关于文件，他们的组织形式、属性和可以对文件进行的操作。
3.1一级目录系统
目录系统最简单的形式是有一个能够包含所有文件的目录。这种目录被称为根目录(root directory)，由于根目录的唯一性，所以其名称并不重要。在最早期的个人计算机中，这种系统很常见，部分原因是因为只有一个用户。下面是一个单层目录系统的例子
该目录中有四个文件。这种设计的优点在于简单，并且能够快速定位文件，毕竟只有一个地方可以检索。这种目录组织形式现在一般用于简单的嵌入式设备（如数码相机和某些便携式音乐播放器）上使用。
3.2层次目录系统
对于简单的应用而言，一般都用单层目录方式，但是这种组织形式并不适合于现代计算机，因为现代计算机含有成千上万个文件和文件夹。如果都放在根目录下，查找起来会非常困难。为了解决这一问题，出现了层次目录系统(Hierarchical Directory Systems)，也称为目录树。通过这种方式，可以用很多目录把文件进行分组。进而，如果多个用户共享同一个文件服务器，比如公司的网络系统，每个用户可以为自己的目录树拥有自己的私人根目录。这种方式的组织结构如下
根目录含有目录 A、B 和 C ，分别属于不同的用户，其中两个用户个字创建了子目录。用户可以创建任意数量的子目录，现代文件系统都是按照这种方式组织的。
4.文件系统的实现
在对文件有了基本认识之后，现在是时候把目光转移到文件系统的实现上了。之前用户关心的一直都是文件是怎样命名的、可以进行哪些操作、目录树是什么，如何找到正确的文件路径等问题。而设计人员关心的是文件和目录是怎样存储的、磁盘空间是如何管理的、如何使文件系统得以流畅运行的问题，下面我们就来一起讨论一下这些问题。
4.1引导块
MBR 做的第一件事就是确定活动分区，读入它的第一个块，称为引导块(boot block) 并执行。引导块中的程序将加载分区中的操作系统。为了一致性，每个分区都会从引导块开始，即使引导块不包含操作系统。引导块占据文件系统的前 4096 个字节，从磁盘上的字节偏移量 0 开始。引导块可用于启动操作系统。
在计算机中，引导就是启动计算机的过程，它可以通过硬件（例如按下电源按钮）或者软件命令的方式来启动。开机后，电脑的 CPU 还不能执行指令，因为此时没有软件在主存中，所以一些软件必须先被加载到内存中，然后才能让 CPU 开始执行。也就是计算机开机后，首先会进行软件的装载过程。
重启电脑的过程称为
重新引导(rebooting)，从休眠或睡眠状态返回计算机的过程不涉及启动。
除了从引导块开始之外，磁盘分区的布局是随着文件系统的不同而变化的。通常文件系统会包含一些属性，如下：
4.2超级块
紧跟在引导块后面的是 超级块(Superblock)，超级块 的大小为 4096 字节，从磁盘上的字节偏移 4096 开始。超级块包含文件系统的所有关键参数
- 文件系统的大小
- 文件系统中的数据块数
- 指示文件系统状态的标志
- 分配组大小
在计算机启动或者文件系统首次使用时，超级块会被读入内存。
4.3空闲空间块
接着是文件系统中空闲块的信息，例如，可以用位图或者指针列表的形式给出。
4.3.1位图
位图或位向量是一系列位或位的集合，其中每个位对应一个磁盘块，该位可以采用两个值：0和1，0表示已分配该块，而1表示一个空闲块。下图中的磁盘上给定的磁盘块实例（分配了绿色块）可以用16位的位图表示为：0000111000000110。
4.3.2 使用链表进行管理
在这种方法中，空闲磁盘块链接在一起，即一个空闲块包含指向下一个空闲块的指针。第一个磁盘块的块号存储在磁盘上的单独位置，也缓存在内存中
4.inode
然后在后面是一个 inode(index node)，也称作索引节点。它是一个数组的结构，每个文件有一个 inode，inode 非常重要，它说明了文件的方方面面。每个索引节点都存储对象数据的属性和磁盘块位置
inode 节点主要包括了以下信息
- 模式/权限（保护）
- 所有者 ID
- 组 ID
- 文件大小
- 文件的硬链接数
- 上次访问时间
- 最后修改时间
- inode 上次修改时间
文件分为两部分，索引节点和块。一旦创建后，每种类型的块数是固定的。你不能增加分区上 inode 的数量，也不能增加磁盘块的数量。
紧跟在 inode 后面的是根目录，它存放的是文件系统目录树的根部。最后，磁盘的其他部分存放了其他所有的目录和文件。
5.记录文件所用磁盘块的方法
最重要的问题是记录各个文件分别用到了哪些磁盘块。不同的系统采用了不同的方法。下面我们会探讨一下这些方式。分配背后的主要思想是有效利用文件空间和快速访问文件 ，主要有三种分配方案
- 连续分配
- 链表分配
- 索引分配
5.1连续分配
最简单的分配方案是把每个文件作为一连串连续数据块存储在磁盘上。因此，在具有 1KB 块的磁盘上，将为 50 KB 文件分配 50 个连续块。
上面展示了 40 个连续的内存块。从最左侧的 0 块开始。初始状态下，还没有装载文件，因此磁盘是空的。接着，从磁盘开始处（块 0 ）处开始写入占用 4 块长度的内存 A 。然后是一个占用 3 块长度的内存 B，会直接在 A 的末尾开始写。
注意每个文件都会在新的文件块开始写，所以如果文件 A 只占用了 3 又 1/2 个块，那么最后一个块的部分内存会被浪费。在上面这幅图中，总共展示了 7 个文件，每个文件都会从上个文件的末尾块开始写新的文件块。
连续的磁盘空间分配有两个优点。
-
第一，连续文件存储实现起来比较简单，只需要记住两个数字就可以：一个是第一个块的文件地址和文件的块数量。给定第一个块的编号，可以通过简单的加法找到任何其他块的编号。
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第二点是读取性能比较强，可以通过一次操作从文件中读取整个文件。只需要一次寻找第一个块。后面就不再需要寻道时间和旋转延迟，所以数据会以全带宽进入磁盘。
因此，连续的空间分配具有实现简单、高性能的特点。
不幸的是，连续空间分配也有很明显的不足。随着时间的推移，磁盘会变得很零碎。下图解释了这种现象
这里有两个文件 D 和 F 被删除了。当删除一个文件时，此文件所占用的块也随之释放，就会在磁盘空间中留下一些空闲块。磁盘并不会在这个位置挤压掉空闲块，因为这会复制空闲块之后的所有文件，可能会有上百万的块，这个量级就太大了。
刚开始的时候，这个碎片不是问题，因为每个新文件都会在之前文件的结尾处进行写入。然而，磁盘最终会被填满，因此要么压缩磁盘、要么重新使用空闲块的空间。压缩磁盘的开销太大，因此不可行；后者会维护一个空闲列表，这个是可行的。但是这种情况又存在一个问题，为空闲块匹配合适大小的文件，需要知道该文件的最终大小。
想象一下这种设计的结果会是怎样的。用户启动 word 进程创建文档。应用程序首先会询问最终创建的文档会有多大。这个问题必须回答，否则应用程序就不会继续执行。如果空闲块的大小要比文件的大小小，程序就会终止。因为所使用的磁盘空间已经满了。
5.2链表分配
第二种存储文件的方式是为每个文件构造磁盘块链表，每个文件都是磁盘块的链接列表，就像下面所示：
每个块的第一个字作为指向下一块的指针，块的其他部分存放数据。如果上面这张图你看的不是很清楚的话，可以看看整个的链表分配方案：
与连续分配方案不同，这一方法可以充分利用每个磁盘块。除了最后一个磁盘块外，不会因为磁盘碎片而浪费存储空间。同样，在目录项中，只要存储了第一个文件块，那么其他文件块也能够被找到。
另一方面，在链表的分配方案中，尽管顺序读取非常方便，但是随机访问却很困难（这也是数组和链表数据结构的一大区别）。
还有一个问题是，由于指针会占用一些字节，每个磁盘块实际存储数据的字节数并不再是 2 的整数次幂。虽然这个问题并不会很严重，但是这种方式降低了程序运行效率。许多程序都是以长度为 2 的整数次幂来读写磁盘，由于每个块的前几个字节被指针所使用，所以要读出一个完成的块大小信息，就需要当前块的信息和下一块的信息拼凑而成，因此就引发了查找和拼接的开销。
5.3inode
最后一个记录各个文件分别包含哪些磁盘块的方法是给每个文件赋予一个称为 inode(索引节点) 的数据结构，每个文件都与一个 inode 进行关联，inode 由整数进行标识。
下面是一个简单例子的描述。
给出 inode 的长度，就能够找到文件中的所有块。
相对于在内存中使用表的方式而言，这种机制具有很大的优势。即只有在文件打开时，其 inode 才会在内存中。如果每个 inode 需要 n 个字节，最多 k 个文件同时打开，那么 inode 占有总共打开的文件是 kn 字节。仅需预留这么多空间。
inode 的一个问题是如果每个节点都会有固定大小的磁盘地址，那么文件增长到所能允许的最大容量外会发生什么？一个解决方案是最后一个磁盘地址不指向数据块，而是指向一个包含额外磁盘块地址的地址，如上图所示。一个更高级的解决方案是：有两个或者更多包含磁盘地址的块，或者指向其他存放地址的磁盘块的磁盘块。
