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　　目录实现

　　在读文件前，必须先打开文件。打开文件时，操作系统利用路径名找到相应目录项，目 录项中提供了查找文件磁盘块所需要的信息。目录实现的基本方法有线性列表和哈希表两种。

　　1) 线性列表

　　最简单的目录实现方法是使用存储文件名和数据块指针的线性表。创建新文件时，必须 首先搜索目录表以确定没有同名的文件存在，然后在目录表后增加一个目录项。删除文件则 根据给定的文件名搜索目录表，接着释放分配给它的空间。若要重用目录项，有许多方法： 可以将目录项标记为不再使用，或者将它加到空闲目录项表上，还可以将目录表中最后一个 目录项复制到空闲位置，并降低目录表长度。釆用链表结构可以减少删除文件的时间。其优 点在于实现简单，不过由于线性表的特殊性，比较费时。

　　2) 哈希表

　　哈希表根据文件名得到一个值，并返回一个指向线性列表中元素的指针。这种方法的优 点是查找非常迅速，插入和删除也较简单，不过需要一些预备措施来避免冲突。最大的困难 是哈希表长度固定以及哈希函数对表长的依赖性。

　　目录查询是通过在磁盘上反复搜索完成，需要不断地进行I/O操作，开销较大。所以如 前面所述，为了减少I/O操作，把当前使用的文件目录复制到内存，以后要使用该文件时只 要在内存中操作，从而降低了磁盘操作次数，提高了系统速度。

　　文件实现

　　1. 文件分配方式

　　文件分配对应于文件的物理结构，是指如何为文件分配磁盘块。常用的磁盘空间分配方 法有三种：连续分配、链接分配和索引分配。有的系统(如RD0S操作系统)对三种方法都支持，但是更普遍的是一个系统只提供一种方法的支持。

　　1) 连续分配。

　　连续分配方法要求每个文件在磁盘上占有一组连续的块，如图4-12所示。 磁盘地址定义了磁盘上的一个线性排序。这种排序使作业访问磁盘时需要的寻道数和寻道时 间最小。

                  

　　文件的连续分配可以用第一块的磁盘地址和连续块的数量来定义。如果文件有n块长并 从位置b开始，那么该文件将占有块b, b+1, b+2, …, b+n-1。 一个文件的目录条目包括 开始块的地址和该文件所分配区域的长度。

　　连续分配支持顺序访问和直接访问。其优点是实现简单、存取速度快。缺点在于，文件 长度不宜动态增加，因为一个文件末尾后的盘块可能已经分配给其他文件，一旦需要增加， 就需要大量移动盘块。此外，反复增删文件后会产生外部碎片(与内存管理分配方式中的碎 片相似)，并且很难确定一个文件需要的空间大小，因而只适用于长度固定的文件。

　　2) 链接分配。

　　链接分配是釆取离散分配的方式，消除了外部碎片，故而显著地提高了 磁盘空间的利用率;又因为是根据文件的当前需求，为它分配必需的盘块，当文件动态增长 时，可以动态地再为它分配盘块，故而无需事先知道文件的大小。此外，对文件的增、删、 改也非常方便。链接分配又可以分为隐式链接和显式链接两种形式。

　　隐式连接如图4-13所示。每个文件对应一个磁盘块的链表;磁盘块分布在磁盘的任何 地方，除最后一个盘块外，每一个盘块都有指向下一个盘块的指针，这些指针对用户是透明. 的。目录包括文件第一块的指针和最后一块的指针。

　　创建新文件时，目录中增加一个新条目。每个目录项都有一个指向文件首块的指针。该 指针初始化为NULL以表示空文件，大小字段为0。写文件会通过空闲空间管理系统找到空 闲块，将该块链接到文件的尾部，以便写入。读文件则通过块到块的指针顺序读块。

　　隐式链接分配的缺点在于无法直接访问盘块，只能通过指针顺序访问文件，以及盘块指 针消耗了一定的存储空间。隐式链接分配的稳定性也是一个问题，系统在运行过程中由于软 件或者硬件错误导致链表中的指针丢失或损坏，会导致文件数据的丢失。

                     

　　显式链接，是指把用于链接文件各物理块的指针，显式地存放在内存的一张链接表中。 该表在整个磁盘仅设置一张，每个表项中存放链接指针，即下一个盘块号。在该表中，凡是 属于某一文件的第一个盘块号，或者说是每一条链的链首指针所对应的盘块号，均作为文件 地址被填入相应文件的FCB的“物理地址”字段中。由于查找记录的过程是在内存中进行 的，因而不仅显著地提高了检索速度，而且大大减少了访问磁盘的次数。由于分配给文件的 所有盘块号都放在该表中，故称该表为文件分配表(File Allocation Table, FAT)。

　　3) 索引分配。

　　链接分配解决了连续分配的外部碎片和文件大小管理的问题。但是，链 接分配不能有效支持直接访问(FAT除外)。索引分配解决了这个问题，它把每个文件的所 有的盘块号都集中放在一起构成索引块(表)，如图4-14所示。

               

　　每个文件都有其索引块，这是一个磁盘块地址的数组。索引块的第i个条目指向文件的 第i个块。目录条目包括索引块的地址。要读第i块，通过索引块的第i个条目的指针来查 找和读入所需的块。

　　创建文件时，索引块的所有指针都设为空。当首次写入第i块时，先从空闲空间中取得 一个块，再将其地址写到索引块的第i个条目。索引分配支持直接访问，且没有外部碎片问 题。其缺点是由于索引块的分配，增加了系统存储空间的开销。索引块的大小是一个重要的 问题，每个文件必须有一个索引块，因此索引块应尽可能小，但索引块太小就无法支持大文 件。可以釆用以下机制来处理这个问题。

　　链接方案：一个索引块通常为一个磁盘块，因此，它本身能直接读写。为了处理大文件， 可以将多个索引块链接起来。

　　多层索引：多层索引使第一层索引块指向第二层的索引块，第二层索引块再指向文件块。 这种方法根据最大文件大小的要求，可以继续到第三层或第四层。例如，4096B的块，能在 索引块中存入1024个4B的指针。两层索引允许1048576个数据块，即允许最大文件为4GB。

　　混合索引：将多种索引分配方式相结合的分配方式。例如，系统既釆用直接地址，又采 用单级索引分配方式或两级索引分配方式。

　　表4-2是三种分配方式的比较。

                

　　此外，访问文件需要两次访问外存——首先要读取索引块的内容，然后再访问具体的磁 盘块，因而降低了文件的存取速度。为了解决这一问题，通常将文件的索引块读入内存的缓 冲区中，以加快文件的访问速度。

　　2. 文件存储空间管理

　　1) 文件存储器空间的划分与初始化。

　　一般来说，一个文件存储在一个文件卷中。文件 卷可以是物理盘的一部分，也可以是整个物理盘，支持超大型文件的文件卷也可以由多个物 理盘组成，如图4-15所示。

　　在一个文件卷中，文件数据信息的空间(文件区)和存放文件控制信息FCB的空间(目 录区)是分离的。由于存在很多种类的文件表示和存放格式，所以现代操作系统中一般都有 很多不同的文件管理模块，通过它们可以访问不同格式的逻辑卷中的文件。逻辑卷在提供文 件服务前，必须由对应的文件程序进行初始化，划分好目录区和文件区，建立空闲空间管理 表格及存放逻辑卷信息的超级块。

　　2) 文件存储器空间管理。

　　文件存储设备分成许多大小相同的物理块，并以块为单位交 换信息，因此，文件存储设备的管理实质上是对空闲块的组织和管理，它包括空闲块的组织、 分配与回收等问题。

                      

　　①空闲表法

　　空闲表法属于连续分配方式，它与内存的动态分配方式类似，为每个文件分配一块连续 的存储空间。系统为外存上的所有空闲区建立一张空闲盘块表，每个空闲区对应于一个空闲 表项，其中包括表项序号、该空闲区第一个盘块号、该区的空闲盘块数等信息。再将所有空闲区按其起始盘块号递增的次序排列，见表4-3。

　　空闲盘区的分配与内存的动态分配类似，同样是釆 用首次适应算法、循环首次适应算法等。例如，在系统 为某新创建的文件分配空闲盘块时，先顺序地检索空闲 盘块表的各表项，直至找到第一个其大小能满足要求的 空闲区，再将该盘区分配给用户，同时修改空闲盘块表。 系统在对用户所释放的存储空间进行回收时，也釆取类似于内存回收的方法，即要考虑回收区是否与空闲表中插入点的前区和后区相邻接，对 相邻接者应予以合并。

                                  

　　②空闲链表法

　　将所有空闲盘区拉成一条空闲链，根据构成链所用的基本元素不同，可把链表分成两种 形式：空闲盘块链和空闲盘区链。

　　空闲盘块链是将磁盘上的所有空闲空间，以盘块为单位拉成一条链。当用户因创建文件 而请求分配存储空间时，系统从链首开始，依次摘下适当的数目的空闲盘块分配给用户。当 用户因删除文件而释放存储空间时，系统将回收的盘块依次插入空闲盘块链的末尾。这种方 法的优点是分配和回收一个盘块的过程非常简单，但在为一个文件分配盘块时，可能要重复 多次操作。

　　空闲盘区链是将磁盘上的所有空闲盘区(每个盘区可包含若干个盘块)拉成一条链。在 每个盘区上除含有用于指示下一个空闲盘区的指针外，还应有能指明本盘区大小(盘块数) 的信息。分配盘区的方法与内存的动态分区分配类似，通常釆用首次适应算法。在回收盘区 时，同样也要将回收区与相邻接的空闲盘区相合并。

　　③位示图法

　　位示图是利用二进制的一位来表示磁盘中一个盘块的使用情况，磁盘上所有的盘块都有 一个二进制位与之对应。当其值为“0”时，表示对应的盘块空闲;当其值为“1”时，表示 对应的盘块已分配。位示图法示意如图4-16所示。

　　盘块的分配：

　　顺序扫描位示图，从中找出一个或一组其值为“0”的二进制位。

　　将所找到的一个或一组二进制位，转换成与之对应的盘块号。假定找到的其值为“0” 的二进制位，位于位示图的第i行、第j列，则其相应的盘块号应按下式计算(n代表每行 的位数)：

　　b = n (i-1) + j

　　修改位示图，令map[i, j] = 1。

　　盘块的回收：

　　将回收盘块的盘块号转换成位示图中的行号和列号。

　　转换公式为

　　i=(b-1)DIVn+l

　　j=(b-l)MOD n+1

　　修改位示图，令map[i, j] = 0。

　　④成组链接法

　　空闲表法和空闲链表法都不适合用于大型文件系统，因为这会使空闲表或空闲链表太 大。在UNIX系统中釆用的是成组链接法，这种方法结合了空闲表和空闲链表两种方法，克 月艮了表太大的缺点。其大致的思想是:把顺序的n个空闲扇区地址保存在第一个空闲扇区内， 其后一个空闲扇区内则保存另一顺序空闲扇区的地址，如此继续，直至所有空闲扇区均予以 链接。系统只需要保存一个指向第一个空闲扇区的指针。假设磁盘最初全为空闲扇区;其成 组链接如图4-17所示。通过这种方式可以迅速找到大批空闲块地址。

                

　　表示文件存储器空闲空间的“位向量”表或第一个成组链块以及卷中的目录区、文件区 划分信息都需要存放在辅存储器中，一般放在卷头位置，在UNIX系统中称为“超级块”。 在对卷中文件进行操作前，“超级块”需要预先读入系统空间的主存，并且经常保持主存“超 级块”与辅存卷中“超级块”的一致性。

　　注意：本书如无特别提示，所使用的位示图法，行和列都是从1开始编号。特别注意， 如果题目中指明从0开始编号，则上述的计算方法要进行相应调整。