初識文件管理
文件--就是一組有意義的信息/數據集合。
文件的屬性
文件名：由創建文件的用戶決定文件名，主要是為了方便用戶找到文件，同一目錄下不允許有重名文件。
標識符：一個系統內的各文件標識符唯一，對用戶來說毫無可讀性，因此標識符只是操作系統用於區分各個文件的一種內部名稱。
類型：指明文件的類型。
位置：文件存放的路徑（讓用戶使用）、在外存中的地址（操作系統使用，對用戶不可見）
大小：指明文件大小。
創建時間、上次修改時間，文件所有者信息
保護信息：對文件進行保護的訪問控制信息
操作系統應該向上提供那些功能
提供的幾個最基本的功能
- 創建文件（create系統調用）
- 刪除文件（delete系統調用）
- 讀文件（read系統調用）
- 寫文件（write系統調用）
- 打開文件（open系統調用）
- 關閉文件（close系統調用）
可用幾個基本操作完成更復雜的操作。
文件應如何存放在外存
其他需要由操作系統實現的文件管理功能
文件邏輯結構
無結構文件
無結構文件：文件內部的數據就是一系列二進制流或字符流組成。又稱"流式文件"。如：Windows操作系統中的.txt文件。
有結構文件
有結構文件：由一組相似的記錄組成，又稱"記錄式文件"。每條記錄又若干個數據項組成。如：數據庫表文件。一般來說，每條記錄有一個數據項可作為關鍵字。根據各條記錄的長度（占用的存儲空間）是否相等，又可分為定長記錄和可變長記錄兩種。
有結構文件的邏輯結構
順序文件
順序文件：文件中的記錄一個接一個地順序排列（邏輯上），記錄可以是定長的或可變長的。各個記錄在物理上上可以順序存儲或鏈式存儲。
順序存儲--邏輯上相鄰的記錄物理上也相鄰（類似於順序表）
鏈式存儲--邏輯上相鄰的記錄物理上不一定相鄰（類似於鏈表）
按照記錄存入的時間決定記錄的順序
- 串結構：記錄之間的順序與關鍵字無關
- 順序結構：記錄之間的順序按關鍵字排列
鏈式存儲：無論是定長/可變長記錄，都無法實現隨機存取，每次只能從第一個記錄開始依次往后查找。
順序存儲:
- 可變長記錄：無法實現隨機存取。每次只能從第一個記錄開始依次往后查找
- 定長記錄：可實現隨機存取。記錄長度為L，則第i個記錄存放的相對位置是i*L；若采用串結構，無法快速找到某關鍵字對應的記錄；若采用順序結構，可以快速找到某關鍵字對應的記錄（如折半查找）
注：一般來說，考試題目中所說的"順序文件"指的是物理上順序存儲的順序文件。之后的講解中提到的順序文件也默認如此。可見，順序文件的缺點是增加/刪除一個記錄比較困難（如果是串結構則相對簡單）
索引文件
索引表本身是定長記錄的順序文件。因此可以快讀找到第i個記錄對應的索引項。
可將關鍵字作為索引號內容，若按關鍵字順序排列，則還可以支持按照關鍵字折半查找。
每當要增加/刪除一個記錄時，需要對索引表進行修改。由於索引文件有很快的檢索速度，因此主要用於對信息處理的及時性要求比較高的場合。
另外，可以用不同的數據項建立多個索引表。
索引順序文件
索引順序文件是索引文件和順序文件思路的結合。索引順序文件中，同樣會為文件建立一個索引表，但不同的是：並不是每個記錄對應一個索引表項，而是一組記錄對應一個索引表項。
檢索效率分析
若一個順序文件有10000個記錄，則根據關鍵字檢索文件，只能從頭開始順序查找，平均須查找5000個記錄。
若采用索引順序文件結構，可把10000個記錄分為√10000=100組，每組100記錄。則需要先順序查找索引表找到分組(共100個分組，因此索引表長度為100.，平均需要查50次），找到分組后，再在分組中順序查找記錄（每個分組100個記錄，因此平均需要查50次）。可見，采用順序文件結構后，平均查找次數減少為50+50=100次。
多級索引順序文件
為了進一步提高檢索效率，可以為順序文件建立多級索引表。例如：對於一個含\(10^6\)個記錄的文件，可先為該文件建立一張低級索引表，每100個記錄為一組，故低級索引表中共有10000個表項（即10000個定長記錄），再把這10000個定長記錄分組，每組100個，為其建立頂級索引表，故頂級索引表中共有100個表項。
文件目錄
文件控制塊
目錄本身就是一種有結構文件，由一條條記錄組成。每條記錄對應一個在該放在該目錄下的文件。
FCB的有序集合稱為"文件目錄"，一個FCB就是一個文件目錄項。FCB中包含了文件的基本信息（文件名、物理地址、邏輯結構、物理結構等），存取控制信息（是否可讀/可寫、禁止訪問的用戶名單等），使用信息（如文件的建立時間、修改時間等）。
最重要，最基本的還是文件名、文件存放的物理地址。
FCB實現了文件名和文件之間的映射。使用戶（用戶程序）可以實現"按名存取"。
需要對目錄進行那些操作？
- 搜索：當用戶要使用一個文件時，系統要根據文件名搜索目錄，找到該文件對應的目錄項。
- 創建文件：創建一個新文件時，需要在其所屬的目錄中增加一個目錄項。
- 刪除文件：當刪除一個文件時，需要在目錄中刪除相應的目錄項
- 顯示目錄：用戶可以請求顯示目錄的內容，如顯示該目錄中的所有文件及相應屬性。
- 修改目錄：某些文件屬性保存在目錄中，因此這些屬性變化時需要修改相應的目錄項（如：文件重命名）
目錄結構
單級目錄結構
早期操作系統並不支持多級目錄，整個系統中只建立一張目錄表，每個文件占一個目錄項。
單級目錄實現了“按名存取”，但是不允許文件重名。
在創建一個文件時，需要先檢查目錄表中有沒有重名文件，確定不重名后才能允許建立文件，並將新文件對應的目錄項插入目錄表中。
顯然，單級目錄結構不適用於多用戶操作系統。
兩級目錄結構
早期的多用戶操作，采用兩級目錄結構。分為主文件目錄（MFD,Master File Directory）和用戶文件目錄（UFD,User File Directort）
允許不同用戶的文件重名。文件名雖然相同，但是對應的其實時不同的文件。
兩級目錄結構允許不同用戶的文件重名，也可以在目錄上實現實現訪問限制（檢查此時登錄的用戶名是否匹配）。但是兩級目錄結構依然缺乏靈活性，用戶不能對自己的文件進行分類。
多級目錄結構（樹形目錄結構 ）
用戶（或用戶進程）要訪問某個文件時要用文件路徑名標識文件，文件路徑名是個字符串。各級目錄之間用“/”隔開。從根目錄出發的路徑稱為絕對路徑。
顯然，每次都從根目錄開始查找，是很低效的。因此可以設置一個“當前目錄”。
當用戶想要訪問某個文件時，可以使用從當前目錄出發的“相對路徑”。
可見，引入“當前目錄”和“相對路徑”后，磁盤的I/O的次數減少了。這就提升了訪問文件的效率。
樹形目錄結構可以很方便對文件進行分類，層次結構清晰，也能夠更有效地進行文件的管理和保護。但是，樹形結構不便於實現文件的共享。為此，提出了“無環圖目錄結構”。
無環圖目錄結構
可以用不同的文件名指向同一個文件，甚至可以指向同一個目錄（共享同一目錄下的所有內容）。
需要為每個共享結點設置一個共享計數器，用於記錄此時有多少個地方在共享該結點。用戶提出刪除結點的請求時，只是刪除該用戶的FCB、並使共享計數器減1，並不會直接刪除共享結點。只有共享計數器減為0時，才刪除結點。
注意：共享文件不同於復制文件。在共享文件中，由於各用戶指向的是同一個文件，因此只要其中一個用戶修改了文件數據，那么所有用戶都可以看到文件數據的變化。
索引結點（FCB的改進）
當找到文件名對應的目錄項時，才需要將索引結點調入內存，索引結點中記錄了文件的各種信息，包括文件在外存中的存放位置，根據“存放位置”即可找到文件。
存放在外存中的索引結點稱為“磁盤索引結點”，當索引結點放入內存后稱為“內存索引結點”。
相比之下內存索引結點中需要增加一些信息，比如：文件是否被修改、此時有幾個進程正在訪問該文件等。
文件的物理結構（文件分配方式）
文件塊、磁盤塊
在內存管理中，進程的邏輯地址空間被分為一個一個頁面；
同樣的，在外存管理中，為了方便對文件數據的管理，文件的邏輯地址也被分為了一個一個的文件“塊”。
於是文件的邏輯地址也可以表示為（邏輯塊號、塊內地址）的形式。
文件分配方式-連續分配
連續分配方式要求每個文件在磁盤中占有一組連續的塊。
優點：
用戶給出要訪問的邏輯塊號，操作系統找到該文件對應的目錄項（FCB）...
物理塊號=起始塊號+邏輯塊號
當然，還需要檢查用戶提供的邏輯塊號是否合法（\(邏輯塊號 \ge 長度\) 就不合法 ）
可以直接算出邏輯塊號對應的物理塊號，因此連續分配支持順序訪問和直接訪問（即隨機訪問）
讀取某個磁盤塊時，需要移動磁頭。訪問的兩個磁盤塊相隔越遠，移動磁頭所需時間就越長。
結論：連續分配的文件在順序讀/寫速度最快。
缺點：
若此時文件A要拓展，需要在增加一個磁盤塊（總共需要連續的4個磁盤塊）。由於采用連續結構，因此文件A占用的磁盤塊必須是連續的。
因此只能將文件A全部“遷移”到綠色區域。
結論：物理上采用連續分配的文件不方便拓展。
結論：物理上采用連續分配，存儲空間利用率低，會產生難以利用的磁盤碎片。可以采用緊湊來處理碎片，但是需要耗費很大的時間代價。
總結
優點：支持順序訪問和直接訪問（即隨機訪問）；連續分配的文件在順序訪問時速度最快
缺點：不方便文件拓展；存儲空間利用率低，會產生磁盤碎片。
文件分配方式-鏈接分配
鏈接分配采取離散分配的方式，可以為文件分散離散的磁盤塊。分為隱式鏈接和顯式鏈接兩種。
隱式鏈接
實現文件的邏輯塊號到物理塊號的轉變：
- 用戶給出要訪問的邏輯塊號i，操作系統找到該文件對應的目錄項（FCB）..
- 從目錄項中找到起始塊號（即0號塊），將0號邏輯塊讀入內存，由此知道1號邏輯塊存放的物理塊號，於是讀入1號邏輯塊，再找到2號邏輯塊的存放位置......以此類推
因此，讀入i號邏輯塊，總共需要i+1次磁盤I/O。
結論：采用鏈式分配（隱式鏈接）方式的文件，只支持順序訪問，不支持隨機訪問，查找效率低。另外，指向下一個盤塊的指針越需要耗費少量的存儲空間。
優點：采用隱式鏈接的鏈接分配方式，很方便文件拓展。另外，所有的空閑磁盤塊都可以被利用，不會有碎片問題，外存利用率高。
顯式鏈接
把用於鏈接文件個物理塊的指針顯式地存放再一個表中。即文件分配表（FAT,File Allocation Table）
注意：一個磁盤僅設置一張FAT。開機時，將FAT讀入內存，並常駐內存。FAT的各個表項在物理上連續存儲，且每一個表項長度相同，因此“物理塊號”字段可以是隱含的。
實現文件的邏輯塊號到物理塊號的轉變：
- 用戶給出要訪問的邏輯塊號i,操作系統內找到該文件對應的目錄項（FCB）...
- 從目錄項找到起始塊號，若i>0,則查詢內存中的文件分配表FAT,往后找到i號邏輯塊對應的物理塊號。邏輯塊號轉換成物理塊號的過程不需要讀磁盤操作。
結論：采用鏈式分配（顯式鏈接）方式的文件，支持順序訪問，也支持隨機訪問（想訪問i號邏輯塊時，並不需要依次訪問之前的0~i-1號邏輯塊），由於塊號轉換的過程不需要訪問磁盤，因此相比於隱式鏈接來說，訪問速度快很多。
顯然，顯式鏈接也不會產生外部碎片，也可以很方便地對文件進行拓展。
缺點：文件分配表的需要占用一定的存儲空間。
文件分配方式-索引分配
索引分配允許文件離散地分配在各個磁盤塊中，系統會為每個文件建立一張索引表，索引表記錄了文件的各個邏輯塊對應的物理塊（索引表的功能類似內存管理中的頁表--建立邏輯頁面到物理頁之間的映射關系）。索引表存放的磁盤稱為索引塊。文件數據存放的磁盤塊稱為數據塊。
實現文件的邏輯塊號到物理塊號的轉變：
- 用戶給出要訪問的邏輯塊號i,操作系統內找到該文件對應的目錄項（FCB）...
- 從目錄項中可知索引表存放位置，將索引表從外存讀入內存，並查找索引表即可知i號邏輯塊在外存中的存放位置。
可見，索引分配方式可以支持隨機訪問。文件拓展也很容易實現（只需要給文件分配一個空閑塊，並增加一個索引表項即可）；但是索引表需要占用一定的存儲空間。
解決一個磁盤塊無法裝下文件的整張索引表：
-
鏈接方案：如果索引表太大，一個索引塊裝不下，那些可以將多個索引塊鏈接起來存放。
-
多層索引：建立多層索引（原理類似多級頁表）。使第一層索引庫指向第二層的索引庫。還可根據文件大小的要求再建立第三層、第四層索引庫。
若采用多層索引，則各層索引表大小不能超過一個磁盤塊；
若采用k層索引結構，且頂級索引表未調入內存，則訪問一個數據塊只需要k+1次讀磁盤操作。
-
混合索引：多種索引分配方式的結合。例如，一個文件的頂級索引表中，既包含直接地址索引（直接指向數據塊），又包含一級間接索引（指向單層索引表）、還包含兩級間接索引（指向兩層索引）
超級超級超級考點：
- 要會根據多層索引、混合索引的結構計算出文件的最大長度（key:各級索引表最大不能超過一個塊）；
- 要能自己分析訪問某個數據塊所需要的讀磁盤次數（key:FCB會存有指向頂級索引塊的指針，因此可以根據FCB讀入頂級索引塊。每次讀入下一級的索引塊都需要依次讀磁盤操作。另外，要注意題目條件--頂級索引塊是否已調入內存）
總結
文件存儲空間管理
安裝Windows操作系統的時候，一個必經步驟是--為磁盤分區（C:盤、D:盤、E:盤等）
空閑表法
適用於“連續分配方式”
如何分配磁盤塊：與內存管理中的動態分區分配很類似，為一個文件分配連續的存儲空間。同樣可采用首次適應、最佳適應、最壞適應等算法來決定要為文件分配哪個區間。
如何回收磁盤塊：與內存管理中的動態分區分配很類似，當回收某個存儲區時需要有四種情況--①回收區的前后都沒有相鄰空閑區；②回收區的前后都是空閑區；③回收區前面是空閑區;④回收區后面是空閑區。總之，回收時需要注意表項的合並問題。
空閑鏈表法
空閑盤塊鏈
以盤塊為單位組成一條空閑鏈
操作系統保存着鏈頭、鏈尾指針。
如何分配：若某個文件申請k個盤塊，則從鏈頭開始依次摘下k個盤塊分配，並修改空閑鏈的鏈頭指針。
如何回收：回收的盤塊依次掛到鏈尾，並修改空閑鏈的鏈尾指針。
適用於離散分配的物理結構。為文件分配多個盤塊時可能要重復多次操作。
空閑盤區鏈
以盤區為單位組成一條空閑鏈
操作系統保存着鏈頭、鏈尾指針。
如何分配：若某個文件申請k個盤塊，則可以采用首次適應、最佳適應等算法，從鏈頭開始檢索，按照算法規則找到一個大小符合要求的空閑盤區，分配給文件。若沒有合適的連續空閑塊，也可以將不同盤區的盤塊同時分配給一個文件，注意分配后可能要修改相應的鏈指針、盤區大小等數據。
如何回收：若回收區和某個空閑盤區相鄰，則需要將回收區合並到空閑盤區中。若回收區沒有和任何空閑區相鄰，將回收區作為單獨的一個空閑盤區掛到鏈尾。
離散分配、連續分配都適用。為一個文件分配多個盤塊時效率更高。
位示圖法
位示圖：每個二進制對用一個盤塊。在本例中，“0”代表盤塊空閑，“1”代表盤塊已分配。位示圖一般用連續的“字”來表示，如本例中一個字的字長是16位，字中的每一位對應一個盤塊。因此可以用（字號，位號）對應一個盤塊號。當然有的題目中頁描述為（行號，列號）
重要重要重要：要能自己推出盤塊號與（字號，位號）相互轉換的公式。
注意題目條件：盤塊號、字號、位號到底是從0開始還是從1開始
如本例中盤塊號、字號、位號從0開始，若n表示字長，則
（字號，位號）=（i，j）的二進制位對應的盤塊號\(b=ni+j\)
b號盤塊對應的字號\(i=b/n\),位號\(j=b \% n\)
如何分配：若文件需要k個塊，①順序掃描位示圖，找到k個相鄰或不相鄰的“0”；②根據字號、位號算出對應的盤塊號，將相應盤塊分配給文件；③將相應位設置為“1”。
如何回收：①根據回收的盤塊號計算出對應的字號、位號；②將相應二進制位設為“0”。
成組鏈接法
空閑表法、空閑鏈表法不適用於大型文件系統，因為空閑表或空閑鏈表可能過大。UNIX系統中采用了成組鏈接法對磁盤空閑塊進行管理。
文件卷的目錄區中專門用一個磁盤塊作為“超級塊”，當系統啟動時需要將超級塊讀入內存。並且要保證內存與外存中的“超級塊”數據一致。
如何分配：
Eg:需要100個空閑塊
①檢查第一個分組的塊數是否足夠。100=100，是足夠的。
②分配第一個分組中的100個空閑塊。但是由於300號塊內存放了再下一組的信息，因此300號塊的數據需要復制到超級塊中。
如何回收：
Eg:假設每個分組最多為100個空閑塊，此時第一個分組已有100塊，還要再回收一塊。需要將超級塊中的數據復制到新回收的塊中，並修改超級塊的內容，讓新回收的塊成為第一個分組。
文件的基本操作
創建文件
進行Create系統調用時，需要提供的幾個主要參數：
- 所需的外存空間大小（如：一個盤塊，即1KB）
- 文件存放路徑（“D:/Demo”）
- 文件名(這個地方默認為“新建文本文檔.txt”
操作系統在處理Create系統調用時，主要做了兩件事：
- 在外存中找到文件所需的空間（結合空閑鏈表法、位示圖、成組鏈接法等管理策略，找到空閑空間）
- 根據文件存放路徑的信息找到該目錄對應的目錄文件，在目錄中創建該文件對應的目錄項。目錄項包含了文件名、文件在外存中的存放位置等信息。
刪除文件
進行Delete系統調用時，需要提供的幾個主要參數：
- 文件存放路徑（“D:/Demo”）
- 文件名（“test.txt”）
操作系統在處理Delet系統調用時，主要做了幾件事：
- 根據文件存放路徑找到相應的目錄文件，從目錄中找到文件名對應的目錄項。
- 根據該目錄項記錄的文件在外存的存放位置、文件大小等信息，回收文件占用的磁盤塊。（回收磁盤塊時，根據空閑表法、空閑鏈表法、位圖法等管理策略的不同，需要做不同的處理）
- 從目錄表中刪除文件對應的目錄項。
打開文件
在很多操作系統中，在對文件進行操作之前，要求用戶先使用open系統調用“打開文件”，需要提供的幾個主要參數：
- 文件存放路徑（“D:/Demo”）
- 文件名（“test.txt”）
- 要對文件的操作類型（如：r只讀；rw讀寫等）
操作系統在處理open系統調用時，主要做了幾件事：
- 根據文件存放路徑找到相應的目錄文件，從目錄中找到文件名對應的目錄項，並檢查該用戶是否有指定的操作權限。
- 將目錄項復制到內存中“打開文件表”中。並將對應標目的編號返回給用戶。之后用戶使用打開文件表的編號來指明要操作的文件。
關閉文件
進程使用完文件后，要“關閉文件”
操作系統在處理Close系統調用時，主要做了幾件事：
- 將進程的打開文件表相應表項刪除
- 回收分配給該文件的內存空間等資源
- 系統打開文件表的打開計數器count減1，若count=0，則刪除對應表項。
讀文件
進程使用read系統調用完成讀操作。需要指明是哪個文件（在支持“打開文件”操作的系統中，只需要提供文件在打開文件表中的索引號即可），還需要指明要讀入多少數據、指明讀入的數據要放在內存中的什么位置。
操作系統在處理read系統調用時，會從讀指針的外存中，將用戶指定大小的數據讀入用戶指定的內存區域中。
寫文件
進程使用write系統調用完成寫操作。需要指明是哪個文件（在支持“打開文件”操作的系統中，只需要提供文件在打開文件表中的索引號即可），還需要指明要寫出多少數據、寫回外存的數據放在內存中的什么位置
操作系統在處理write系統調用時，會從用戶指定的外存區域中，將指定大小的數據寫回指針指向的外存。
文件共享
基於索引結點的共享方式（硬鏈接）
索引結點，是一種文件目錄瘦身策略。由於檢索文件時只需用到文件名，因此可以將除了文件名之外的其他信息放到索引結點中。這樣目錄項就只需要包含文件名、索引結點指針。
索引結點中設置一個鏈接計數變量，用於表示鏈接到本索引結點的用戶目錄項數。
若count=2，說明此時有兩個用戶目錄項鏈接到該索引結點上，或者說是有兩個用戶在共享此文件。
若某個用戶決定“刪除”該文件，則只是要把用戶目錄中與該文件對應的目錄項刪除，且索引結點的count值減1。
若count>0,說明還有別的用戶要使用該文件，暫時不能把文件數據刪除，否則會導致指針懸空。
若count=0時系統負責刪除文件。
基於符號鏈的共享方式（軟鏈接）
當User訪問“ccc”時，操作系統判斷文件“ccc”屬於Link類型文件，於是會其中記錄的路徑層層查找目錄，最終找到User1的目錄表中的“aaa”表項，於是就找到了文件1的索引結點。
即使軟鏈接指向的共享文件已被刪除，Link型文件依然存在，只是通過Link型文件中的路徑去查找共享文件會失敗（找不到對應目錄項）
由於用軟鏈接的方式訪問共享文件時要查詢多級目錄，會有多次磁盤I/O，因此用軟鏈接訪問。
文件保護
口令保護
為文件設置一個“口令”（如：abc112233）,用戶請求訪問該文件時必須提供“口令”。
口令一般存放在文件對應的FCB或索引系結點中。用戶訪問文件前需要先輸入“口令”，操作系統會將用戶提供的口令與FCB存儲的口令進行對比，如果正確，則允許該用戶訪問文件。
優點：保存口令的空間開銷不多，驗證口令的時間開銷也很小。
缺點：正確的“口令”存放在系統內部，不夠安全。
加密保護
使用“某個”密碼對文件進行加密，在訪問文件時需要提供正確的“密碼”才能對文件進行正確的解密。
優點：保密性強，不需要在系統中存儲“密碼”
缺點：編碼/譯碼，或者說加密/解密需要花費一定時間。
訪問控制
在每個文件的FCB（或索引結點）中增加一個訪問控制列表（Access-Control List,ACL）,該表中記錄了各個用戶可以對該文件執行那些操作。
簡潔的訪問列表：以“組”為單位，標記各"組"用戶可以對文件執行那些操作。
如：分為系統管理員、文件主、文件主的伙伴、其他用戶幾個分組。
當某用戶想要訪問文件時，系統會檢查該用戶所屬的分組是否有相應的訪問權限。
文件系統層次結構
用戶接口：文件系統需要向上層的用戶提供一些簡單易用的功能接口。這層就是用於處理用戶發出的系統調用請求（Read、Write、Open、Close等系統調用）
文件目錄系統：用戶是通過文件路徑來訪問文件的，因此這一層需要根據用戶給出的文件路徑找到相應的FCB或索引結點。所有和目錄、目錄項相關的管理工作都在本層完成，如：管理活躍的文件目錄表、管理打開文件表等。
存取控制模塊：為了保證文件數據的安全，還需要驗證用戶是否有訪問權限。這一層主要完成了文件保護相關功能。
邏輯文件系統與文件信息緩沖區：用戶指明想要訪問文件記錄號，這一層需要將記錄號轉換為對應的邏輯地址。
物理文件系統：這一層需要把上一層提供的文件邏輯地址轉換為實際的物理地址。
輔助分配模塊：負責文件存儲空間的管理，即負責分配和回收存儲空間。
設備管理模塊：直接與硬件交互，負責和硬件直接相關的一些管理工作。如：分配設備、分配設備緩沖區、磁盤調度、啟動設備、釋放設備等。
用一個例子來輔助記憶文件系統的層次結構：
假設某用戶請求刪除文件”D:/工作目錄/學生信息.xlsx“的最后記錄
- 用戶需要通過操作系統提供的接口發生上述請求--用戶接口
- 由於用戶提供的是文件的存放路徑，因此需要操作系統一層一層地查找目錄，找到對應的目錄項--文件目錄系統
- 不同的用戶對文件有不通的操作權限，因此為了保證安全，需要檢查用戶是否有訪問權限--存取控制模塊（存取控制驗證層）
- 驗證了用戶的訪問權限之后，需要把用戶提供的“記錄號”轉換為對應的邏輯地址--邏輯文件系統與文件信息緩沖區
- 知道了目標記錄對應的邏輯地址后，還需要轉換成實際的物理地址--物理文件系統
- 要刪除這條記錄，必定要對磁盤設備發出請求--設備管理程序模塊
- 刪除這些記錄后，會有一些磁盤空閑，因此要將這些空閑盤塊回收--輔助分配模塊
磁盤的結構
磁盤、磁道、扇區
磁盤：磁盤的表面由一些磁性物質組成，可以用這些磁性物質來記錄二進制數據
磁道：磁盤的盤面被划分成一個個磁道。這樣的一個“圈”就是一個磁盤。
扇區：一個磁盤又被划分成一個個扇區，每個扇區一個“磁盤塊”。各個扇區存放的數據量相同（如1KB）;最內側磁道上的扇區面積最小，因此數據密度最大。
如何在磁盤中讀/寫數據
盤面、柱面
磁盤的物理地址
可用（柱面號，盤面號，扇區號）來定位任意一個“磁盤塊”。在“文件的物理結構”中，我們經常提到文件數據存放在外存中的幾號塊，這個塊號就可以轉換成（柱面號，盤面號，扇區號）的地址形式。
可根據該地址讀取一個“塊”：
- 根據“柱面號”移動磁臂，讓磁頭指向指定柱面；
- 激活指定盤面對應的磁頭；
- 磁盤旋轉的過程中，指定的扇區會從磁頭下面划過，這樣就完成了對指定扇區的讀/寫。
磁盤的分類
磁盤調度算法
一次磁盤讀/寫操作需要的時間
尋找時間（尋道時間）\(T_s\):在讀/寫操作前，將磁頭移動到指定磁道所花的時間。
- 啟動磁頭臂是需要時間的。假設耗時為s；
- 移動磁頭也是需要時間的。假設磁頭勻速移動，每跨越一個磁道耗時為m，總共需要跨越n條磁道。
\(尋道時間T_s=s+m*n\)
延遲時間\(T_r\)：通過旋轉磁盤，使磁頭定位到目標扇區所需要的時間。設磁盤轉速為r(單位：轉/秒，或 轉/分)，則\(平均所需的延遲時間T_r=(1/2)*(1/r)=1/(2r)\)
傳輸時間\(T_t\):從磁盤讀出或向磁盤寫入數據所經歷的時間，假設磁盤轉速為r，此次讀/寫的字節數為b，每個磁道上的字節數為N。則：\(傳輸時間T_t=(1/r)*(b/N)=b/(rN)\)
總的平均存取時間\(Ta=T_s+1/2r+b/(rN)\)
延遲時間和傳輸時間都與磁盤轉速相關，且為線性相關。而轉速使硬件的固有屬性，因此操作系統也無法優化延遲時間和傳輸時間。但是操作系統的磁盤調度算法會直接影響尋道時間。
先來先服務算法（FCFS）
根據進程請求范圍跟磁盤的先后順序進行調度。
優點：公平；如果請求訪問的磁道比較集中的花，算法性能還算過的去。
缺點：如果有大量進程競爭使用磁盤，請求訪問的磁道很分散，則FCFS在性能上很差，尋道時間長。
最短尋找時間優先（SSTF）
SSTF算法會優先處理的磁道使與當前磁頭最近的磁道。可以保證每次的尋道時間最短，但是並不能保證總的尋道時間最短（其實就是貪心算法的思想，只是選擇眼前最優，但是總體未必最優）
優點：性能較好，平均尋道時間短
缺點：可能產生“飢餓”現象。
掃描算法（SCAN）
SSTF算法會產生飢餓的原因在於：磁頭有可能在一個小區域內來回來去地移動。為了防止這個問題，可以規定，只有磁頭移動到最外側磁道的時候才能往內移動，移動到最內側磁道的時候才能往外移動。這就是掃描算法（SCAN）的思想。由於磁頭移動的方式很像電梯，因此也叫電梯算法。
優點：性能較好，平均尋道時間較短，不會產生飢餓現象。
缺點：
- 只有到達最邊上的磁道時才能改變磁頭移動方向，事實上，處理了184號磁道的訪問請求之后就不需要再往右移動刺頭了。
- SCAN算法對於各個位置磁道的響應頻率不平均（如:假設此時磁頭正在往右移動，且剛處理過90號磁道，那么下次處理90號磁道的請求就需要等磁頭移動很長一段距離；而響應了184號磁道的請求之后，很快又可以再次響應184號磁道的請求了）
LOOK調度算法
掃描算法（SCAN）中，只有到達最邊上的磁道時才能改變磁頭移動方向，事實上，處理了184號磁道的訪問請求之后就不需要再往右移動磁頭了。LOOK調度算法就是為了解決這個問題，如果在磁頭移動方向上已經沒有別的請求，就可以立即改變磁頭移動方向。（邊移動邊觀察，因此叫LOOK）
優點：比起SCAN算法來，不需要每次都移動到最外側或最內側才改變磁頭方向，使尋道時間進一步縮短。
循環掃描算法(C-SCAN)
SCAN算法對於各個位置磁道的響應頻率不平均，而C-SCAN算法就是為了解決這個問題。規定只有磁頭朝某個特定方向移動時才處理磁道訪問請求，而返回時直接快速移動至起始端而不處理任何請求。
優點：比起SCAN來，對於各個位置磁道的響應頻率很平均。
缺點：只有到達最邊上的磁道才能改變磁頭移動方向，事實上，處理了184號磁道的訪問請求之后就不需要再往右移動磁頭了；並且，磁頭返回時其實只需要返回到18號磁道即可，不需要返回到最邊緣的磁道。另外，比起SCAN算法來，平均尋道時間更長。
C-LOOK算法
C-SCAN算法的主要缺點時只有到達最邊上的磁道時才能改變磁頭移動方向，並且磁頭返回時不一定需要返回最邊緣的磁道上。C-LOOK算法就是為了解決這個問題。如果磁頭移動的方向上已經沒有磁道訪問請求了，就可以立即讓磁頭返回，並且磁頭只需要返回到有磁道訪問請求的位置即可。
優點：比起C-SCAN算法來，不需要每次都移動到最外側或最內側才改變磁頭方向，使尋道時間進一步縮短。
減少延遲時間的方法
交替編號
采用交替編號的策略，即讓邏輯上相鄰的扇區在物理上有一定的間隔，可以使讀取連續的邏輯扇區所需要的延遲時間更小。
具體做法：讓編號相鄰的扇區在物理上不相鄰
原理：讀取完一個扇區需要一段時間處理才可以繼續讀入下一個扇區。
磁盤地址結構的設計
假設某磁盤有8個柱面/磁道（假設最內側柱面/磁道號為0），4個盤面，8個扇區。則可用三個二進制位表示柱面，2個二進制位表示盤面，3個二進制位表示扇區。
若物理地址結構是（盤面號，柱面號，扇區號），且需要連續讀取物理地址（00，000，000）~（00，001，111）的扇區：
（00，000，000）~（00，000，111）轉兩圈可讀完。
之后再讀取物理地址相鄰的區域，即（00，001，000）~（00，001，111），需要啟動磁頭臂，將磁頭移動到下一個磁道。
若物理地址結構是（柱面號，盤面號，扇區號），且需要連續讀取物理地址（00，000，000）~（00，001，111）的扇區：
（00，000，000）~（00，000，111）由盤面0的磁頭讀入數據
之后再讀取物理地址相鄰的區域，即（00，001，000）~（00，001，111），由於柱面號/磁道號相同，只是盤面號不同，因此不需要移動磁頭臂。只需要激活相鄰盤面的磁頭即可。
讀取地址連續的磁盤塊時，采用（柱面號，盤面號，扇區號）的地址結構可以減少磁頭移動消耗的時間。
錯位命名
具體做法：讓相鄰盤面的扇區編號“錯位”
原理：與“交替編號”的原理相同。“錯位命名法可降低延遲時間”
磁盤的管理
磁盤初始化
磁盤初始化：
- Step1:進行低級格式（物理格式化），將磁盤的各個磁道划分為扇區。一個扇區通常可分為頭、數據區域（如512B大小）、尾三個部分組成。管理扇區所需要的各種數據結構一般存放在頭、尾兩個部分，包括扇區校驗碼（如奇偶校驗、CRC循環冗余校驗碼等，校驗碼用於校驗扇區的數據是否發生錯誤）
- Stop2:將磁盤分區，每個分區由若干個柱面組成（即分為我們熟悉的C盤、D盤、E盤）
- Step3:進行邏輯格式化，創建文件系統。包括創建文件系統的根目錄、初始化存儲空間管理所用的數據結構（如：位示圖、空閑分區表）
引導塊
計算機開始時需要進行一系列初始化的工作，這些初始化工作是通過執行初始化程序（自舉程序）完成的。
壞塊的管理
壞了、無法正常使用的是遷怒就是“壞塊”。這屬於硬件故障，操作系統是無法修復的。應該將壞塊標記出來，以免錯誤地使用到它。
對於簡單的磁盤，可以在邏輯格式化時（建立文件系統時）對整個磁盤進行壞塊檢查，標明哪些扇區是壞扇區，比如：在FAT表上標明。（在這種方式中，壞塊對操作系統不透明）
對於復雜的磁盤，磁盤控制器（磁盤設備內部的一個硬件部位）會維護一個壞塊鏈表。
會保留一些“備用扇區”，用於替換壞塊。這種方案稱扇區備用。且這種處理方式中，壞塊對操作系統透明。