文件管理

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# 文件管理

## 文件

- 基本概念
- 元数据和索引结点
- 文件的操作
- 文件的保护
- 文件的逻辑结构
- 文件的物理结构

## 目录

- 基本概念
- 树形目录
- 目录的操作
- 硬链接和软链接

## 文件系统

- 全局结构
- 外存空闲空间管理方法
- 虚拟文件系统
- 文件系统挂载

1 - 文件

文件元信息

在 UNIX 和类 UNIX 操作系统中， inode（索引节点）用于存储 文件的元数据，它包含了关于该文件的大部分 元数据，但不包括 文件名 和 文件实际内容。

inode 中包含如下信息：

• 文件类型：文件是普通文件、目录还是链接文件等。
• 权限：文件的访问控制信息，如用户、组和其他用户的读、写、执行权限。
• 所有者：文件的所有者和组 ID。
• 大小：文件的大小（字节数）。
• 时间戳：文件的创建时间、最后修改时间和最后访问时间。
• 链接计数：指向该文件的硬链接数量。当计数为 0 时，文件会被删除。
• 数据块指针：文件内容所在的数据块（block）的位置信息。这包括直接指针、间接指针、二级间接指针和三级间接指针，用于指向存储文件内容的磁盘块。

进程文件管理

在进程中可能会打开若干文件，操作系统需要以某种方式对进程打开的文件信息进行记录。这就需要用到三个数据结构：文件描述符表、文件表、inode 表。

• 文件描述符表（File Descriptor Table）：每个进程都有自己的 文件描述符表，这个表对应于该进程打开的文件描述符。文件描述符是进程范围内的一个小的非负整数。
• 文件打开表（Open File Table）：操作系统维护一个 全局的 文件打开表，该表记录了所有打开文件的状态信息。每次 open 调用成功时，都会创建一个新的 文件打开表条目。
• INode 表（INode Table）：系统还维护了一个 inode 表，该表包含了文件的元数据和指向文件实际数据的指针。如果多个进程打开同一个文件，它们的 文件打开表条目 将指向 inode 表 中的同一 inode。

inode 表

inode 表（inode table）是一个固定的、专门的区域，用来存储文件系统中所有文件和目录的 inode 结构。每个 inode 占用一个表项，表中的每个 inode 编号（inode number）对应一个唯一的文件或目录。

注意 inode 表是存储所有 inode 的唯一容器：

• 每个文件/目录都有一个唯一的 inode 编号
• 文件系统通过该编号在 inode 表 中找到对应的 inode

📊 下表给出了一个简化的 inode 表示例：

inode 表中的每一行就是一个 inode。

系统打开文件表

系统打开文件表（System-wide Open File Table）是整个操作系统内核维护的一个全局结构，它记录了所有进程当前打开的文件的状态信息。

每当一个进程调用 open() 打开一个文件时，系统会：

1. 创建一项“系统打开文件表”记录（如果该文件尚未打开，或者是独立打开的）
2. 创建/更新该进程的“文件描述符表”项，让它指向这条系统表项

举个例子：

int fd = open("file.txt", O_RDWR);  // 进程 A 打开
write(fd, "Hello", 5);              // offset 从 0 到 5

这次 open 会创建一个 系统文件表 项：

• 偏移量 0 → 写入 5 字节后变成 5
• 文件模式：O_RDWR
• inode 指针：指向 file.txt 的 inode

📊 下表给出了一个 系统文件打开表 实例：

文件描述符表

文件描述符表（File Descriptor Table）是进程级别的表，它将整数类型的“文件描述符”（如 0, 1, 2, 3, …）映射到 系统打开文件表 的条目上。

每个进程在内核中有自己的 文件描述符表。当你调用 open() 打开一个文件时，操作系统：

• 在 系统打开文件表 中新建或复用一项（记录 inode、偏移等）
• 在该进程的 文件描述符表 中添加一个条目（索引号）

📊 下表给出了一个进程的 文件描述符表 实例：

总体视角

在进程 1 中执行 fdA1 = open("fileA.txt", O_RDONLY) 和 fdAdup = dup(fdA) 系统调用，在进程 2 中执行 fdA2 = open("fileA.txt", O_RDONLY)，系统中的三种用于进程文件管理的表如下图所示：

三张表的逻辑关系可以理解为：进程描述符表（进程级） → 系统文件打开表（系统级） → inode 表（系统级）

每个进程有自己的 文件描述符表，记录 文件描述符（如 3、4 等）指向 系统打开文件表 中的某一项；系统打开文件表 是全局共享的，记录当前文件的读写偏移量、打开模式，并指向对应的 inode；inode 表 保存了所有文件的 元数据 和数据块地址，是文件的最终物理信息所在。通过这三层结构，系统实现了多个进程共享文件、独立管理偏移量和统一访问底层文件的能力。

系统调用

在 Unix 操作系统中，“一切皆文件”是一项核心设计哲学。无论是普通文件、设备文件，还是网络连接，操作系统都通过统一的机制进行管理——这套机制的核心，就是一组用于文件管理的 系统调用。

其中，open、close、read、write 和 lseek 是最基本、最常用的五个调用，很多考试题目都会以间接形式考查它们的工作原理与使用方式。

所谓“打开一个文件”，并不仅仅是打开字面上的内容，而是操作系统在后台完成了两个关键步骤：

1. 检查文件是否存在、权限是否允许访问
2. 在内核中创建一个 文件描述符，用于追踪该文件的使用状态

因此，open 实际上是一次向内核“申请访问权限”的操作，它返回 文件描述符（file descriptor），文件描述符会被存储到进程的 文件描述符表 中，并将 系统文件打开表 中的引用计数 +1。此外，如果文件是第一次被打开时，该文件的 inode 也会从外存中被加载到内存中。

相对应的，close 的作用是通知内核：该文件不再使用，可以释放相关资源。若程序未正确调用 close，文件描述符将无法释放，可能导致资源泄露，最终耗尽进程可用的 文件句柄。close 可以理解为 open 的反向操作：从 文件描述符表 中删除 文件描述符；将 系统文件打开表 中的引用计数 -1；如果引用计数为 0 时，内存中的 inode 会被释放。

文件一旦成功打开，程序即可通过 read 和 write 系统调用与其进行交互：

• read(fd, buf, count)：将 文件内容从内核空间读取到用户缓冲区
• write(fd, buf, count)：将用户缓冲区的内容写入内核缓存区

每次读写操作结束后，系统会自动更新当前的读写偏移量（文件偏移指针），下一次操作会从上次结束的地方继续。

为提高读写效率，现代操作系统在 read 和 write 调用背后引入了多种 缓存与优化策略，常见包括：

1. 延迟写

在 Unix 系统中，write 系统调用并不会立即将数据写入磁盘，而是将其暂存在内核的 页缓存（page cache）中。只有在特定时机——如缓存空间不足、文件被关闭，或系统周期性同步——才会将缓存中的数据统一刷新到磁盘（思路与 cache 中的 回写法 一致，需要使用到脏位）。

这种设计 显著减少了磁盘 I/O 操作，提高了写入效率，尤其是在对同一数据区域频繁写入的场景下，还能合并多次写操作，从而进一步降低成本。

然而，这种 “延迟写” 机制也带来了风险：如果在数据尚未刷盘前系统发生异常（如断电或崩溃），这些暂存在内存中的数据可能会丢失。为此，如果应用场景对数据持久性要求较高，可以使用 fsync(fd) 显式触发缓存刷盘，确保数据安全地写入磁盘。

2. 预读取

与写入类似，read 操作在内核层面也进行了性能优化。当系统识别到程序正在顺序读取文件时，会自动启用“预读取”机制，提前将后续的多个页加载到 页缓存 中，即使用户当前并未发出读取请求。

这样一来，后续的读取请求很可能直接命中缓存，从而避免了等待磁盘 I/O 的开销。这一机制充分利用了磁盘的顺序读取特性，在处理大文件或进行流式读取时，能够显著提升整体读性能。

在某些情况下，程序需要跳过部分内容、从文件中任意位置读取或写入数据，这就涉及到了 lseek 系统调用。

lseek 允许显式地移动文件的读写位置，从而实现“随机访问”。常见用途包括：

• 跳过文件前面的若干字节
• 返回文件开头重新读取
• 移动到文件末尾以进行追加写入

lseek 为文件操作提供了更高的灵活性，使得程序不仅能顺序处理数据，也能高效地实现定位和修改。

文件的逻辑结构

文件的 逻辑结构 指的是文件内部数据的组织方式，是用户和程序员所看到和使用的数据排列形式。根据记录的排列和访问方式，逻辑结构通常分为以下两种：

顺序文件 是将记录按一定顺序依次存储的一种 文件逻辑结构，每条记录紧跟在前一条之后。在访问时，通常采用顺序读取的方式，即从文件的开头开始，依次读取每条记录，直到找到目标记录或读完整个文件。

随机文件（也称为直接文件）则不要求记录按固定顺序排列，记录可以以任意顺序存放在文件中。其显著特点是支持 随机访问，程序可以依据记录号、关键字等定位信息直接访问某条记录，而无需逐条读取。

文件的物理结构

文件的 物理结构（或称 存储结构）是指文件在物理存储介质（如磁盘、SSD）上的实际存放方式。它关注的是操作系统如何管理文件的块（block）或簇（cluster）等单位，并将逻辑上的文件映射到磁盘上的物理地址空间。

与逻辑结构面向用户和程序不同，物理结构更多反映了操作系统和文件系统层面的实现细节，决定了文件的实际读写效率、空间利用率以及文件访问策略的复杂性。

文件的物理结构和逻辑结果的 对应关系 如下图所示：

连续分配

连续分配 方案中，每个文件占用磁盘上一个 连续的块集。例如，如果一个文件需要 n 个块，并且给定一个块 b 作为起始位置，那么分配给该文件的块将是 b, b+1, b+2，……b+n-1。这意味着给定起始块地址和文件的长度，我们可以确定文件占用的块。

连续分配方案对应的目录包含如下信息：

• 文件的起始地址
• 分配块数量

下图中的文件 “file3” 从区块 19 开始，长度为 6 个区块。因此，它占用 19、20、21、22、23、24 个块。

• 优点：因为文件块的连续分配，查找的次数很少，访问速度非常快。
• 缺点：存在内部和外部 碎片化 的问题，使得内存利用效率低下。增加文件大小困难，因为它取决于特定实例中连续内存的可用性。

链式分配

在 链式分配 方案中，每个文件都是一个 不需要连续的磁盘块链表。磁盘块可以分散在磁盘上的任何地方。目录项包含指向起始和结束文件块的指针。每个块包含一个指针，指向文件所占用的下一个块。

目录项包含指向起始和结束文件块的指针。每个块包含一个指针，指向文件所占用的下一个块。

下图中的文件 “file1” 显示了块是如何随机分布的。最后一个块 (25) 包含 -1，表示空指针，不指向任何其他块。

• 优点：可以 充分利用磁盘空间，不会遭遇到碎片的问题。
• 缺点：因为文件是在磁盘上随机分配的，所以访问一个文件的过程需要经历多次磁盘的检索，这使得文件读取的 速度变慢。

文件分配表

基于链表的链接为 隐式链接，每个磁盘块的末尾包含文件的下一个盘块号。

文件分配表 FAT 也是基于链接的方式，不过文件的 链接方式是存储在一个表格当中，表格包含两列，一列是 盘块号，另一列是在该文件盘块之后的 下一个盘块号，这种方式也叫做显式链接。

索引分配

在 索引分配 中，一个文件所占用的所有盘块号被存储在另一个盘块中，这个盘块叫做 索引块（Index Block）。

假设一个文件的大小是 4MB，一个 盘块的大小 为 4KB，盘块编号的大小 为 4B（32 位）。 在这种情况下，文件需要用 1K 个盘块存储，索引块 的内容如下图所示：

4KB 的盘块刚好可以存储下 1K 个盘块号作为索引，在读取文件时，操作系统先读取 索引块，确定存储文件的所有盘块号，再去读取所有存储有文件数据的盘块，如下图所示：

上图给出的索引是 一级索引，索引块的层级只有一层，索引块中直接存储数据块的盘块号。

在实践中还有 多级索引，其思路与 多级页表 一致。一级索引块中存储的是二级索引块的盘块号，最后一级索引块中才存储有数据块的盘块号。

混合索引

N 级索引 的一个显著缺点是：即使是只有两三个盘块的极小文件，也必须为其分配一个完整的 索引块 来保存这些数据块的盘块号。由于索引块的容量远大于实际需要，导致大量空间闲置，磁盘块的利用率极低。

为了解决这一问题，可以采用 混合索引（combined allocation） 的方式。该方式根据文件大小采用不同的存储策略：

• 小文件（仅占少数盘块）直接使用 直接块（direct blocks），把数据块的盘块号写入 inode 中的几个固定条目；
• 大文件 则借助 单级、双级 或 三级 索引块进行间接寻址，以支持更大的文件规模。

UNIX 系统正是采用了这种混合索引结构。其 inode（如下图）由以下几部分组成：

• 直接块（Direct blocks）：若文件只有几块数据，则直接在这些条目中存放相应的盘块号，无需额外的索引块。
• 一级间接索引块（Single indirect）：，指向一个仅存放数据块号的块数组；
• 二级间接索引块（Double indirect）：，先指向若干一级索引块，再由这些一级索引块指向实际的数据块号；
• 三级间接索引块（Triple indirect）：，层层递进，最终定位到数据块号。

通过这种 直接块 + 多级间接块 的混合方案，系统能够在保证大文件可用的同时，避免小文件因占用完整索引块而造成的磁盘空间浪费，从而显著提升磁盘块的利用率并减少文件碎片的产生。

2 - 目录

目录概念

目录是计算机文件系统中用于组织和存储文件和其他目录的一种 重要概念。目录也被称为文件夹，它是文件系统中的一个 关键组成部分，用于创建层次结构，方便用户管理和浏览文件。

树形目录

树形目录是一种 层次化 的文件组织结构，就像一棵倒置的树：

• 根目录（Root） 是整个目录结构的起点，通常记为 /。
• 根目录 下可以包含多个 子目录 和 文件，每个 子目录 下又可以包含更多的目录或文件，以此类推。
• 每个目录都可以看作是一个 节点，通过 路径 连接起来，形成一棵树。

举例目录结构如下（见图）：

示例路径：

• /docs/report.txt：表示在 根目录 下的 docs 子目录 中存在一个名为 report.txt 的 文件。
• /img/photos/summer.jpg：表示 文件 summer.jpg 位于 img/photos/ 目录 下。

这种结构具备以下特点：

• 层次清晰：便于用户查找和管理文件
• 路径唯一性：每个文件或目录都有 唯一的绝对路径
• 支持相对路径：可使用 . 表示当前目录，.. 表示上级目录

存储结构

在文件系统中，目录本质上就是一个 特殊类型的文件，它的“内容”是一个个 目录项（directory entry），用于记录当前目录下的 文件 和 子目录 的名字，以及它们对应的 inode 编号。

下图给出了目录的核心简化结构🧩：

目录文件内容（一个个目录项）：
┌────────────────────────────┐
│ 文件名：.       → inode 100 │ ← 当前目录
│ 文件名：..      → inode  99 │ ← 父目录
│ 文件名：a.txt   → inode 123 │
│ 文件名：docs/   → inode 200 │
│ 文件名：img.jpg → inode 150 │
└────────────────────────────┘

每个 目录项 包括：

• 文件名（如 “a.txt”）
• 对应的 inode 编号（如 123），通过 inode 号查询 inode表 可以获取文件的元信息。

这些信息保存在磁盘上的 目录文件 中，文件系统通过这些记录来解析 路径。

操作

树形目录不仅提供了结构化的存储方式，用户还可以通过命令行对 目录 和 文件 进行多种操作：

• 📁 目录操作
• 📄 文件操作
• 📍 路径导航命令

mkdir dir_name        # 创建新 **目录**
mv old_dir new_dir    # 移动或重命名 **目录**
rm -r dir_name        # 递归删除 **目录** 及其内容
ls -l dir_name        # 列出 **目录** 内容（详细信息）

touch filename        # 创建一个空 **文件**
rm filename           # 删除 **文件**
mv old new            # 重命名或移动 **文件**
cp src dest           # 复制 **文件**
cat filename          # 显示 **文件** 内容

cd /path/to/dir       # 进入指定 **目录**（绝对路径）
cd ..                 # 返回上级 **目录**
cd                    # 回到当前用户的主 **目录**
pwd                   # 显示当前 **路径**

文件链接

在 Linux 文件系统中，一个文件的 “名字” 其实只是 目录项 中的一个 链接（link）。文件的实际内容和元信息是保存在 inode 中的，而 文件名 只是“指向这个 inode 的引用”。基于这一设计，系统允许我们为同一个文件创建多个“名字”，这些名字就是所谓的 文件链接。

文件链接 分为两种：硬链接 和 软链接，它们实现方式不同，行为也有所差异。

硬链接

硬链接（hard link）的本质，是在文件系统的目录存储结构中，为同一个 索引节点（inode）创建多个目录项。这些目录项分别对应不同的 文件名，但它们都指向同一个 inode，从而共享同一份 文件数据。

在 Linux 中你可以使用命令 ln A D 创建 A 的硬链接 D，它的含义是：在当前目录下创建一个名为 D 的 新目录项，该目录项与 A 指向同一个 inode ，从而实现两个文件名共享同一份文件内容。

$ echo "hello" > A
$ ln A B
$ ls -li A D
123456 -rw-r--r-- 2 user group 6 Jul 2  A
123456 -rw-r--r-- 2 user group 6 Jul 2  D

执行上述创建硬链接的命令后，系统中的目录会变为如下结构（简化）：

因此，硬链接实现了 多个文件名访问同一个文件内容 的效果：

• 所有硬链接文件 共享同一个 inode 号，指向同一个数据块，不会创建数据副本；
• 删除某一个硬链接，只是移除了对应的 目录项，并减少 inode 的 链接计数，不会影响其他链接；
• 只有当所有指向该 inode 的 目录项 都被删除时，该 inode 所占的数据块才会真正被释放；
• 出于文件系统一致性考虑，硬链接 不能用于目录，以防目录结构形成环；
• 硬链接 仅限于同一个文件系统内部，不能跨越挂载点或磁盘分区。

软链接

软链接（也叫做 符号链接，symbolic link）的本质，是在文件系统中 创建一个特殊类型的文件，其内容是 指向目标文件路径的字符串。软链接自身拥有独立的 inode 和数据块，但并不直接指向目标文件的 inode，而是通过路径进行间接访问。

在 Linux 中你可以使用命令 ln -s A L 创建 A 的软链接 L，它的含义是：在当前目录下创建一个名为 L 的链接文件，其内容是 "A"，即指向 文件 A 的路径。

$ echo "hello" > A
$ ln -s A L
$ ls -li A L
123456 -rw-r--r-- 1 user group 6 Jul 2  A
234567 lrwxrwxrwx 1 user group 1 Jul 2  L -> A

执行上述创建软链接的命令后，系统中的 目录结构 会变为如下形式（简化）：

因此，软链接实现了 路径级别的引用关系，其行为特性如下：

• 软链接是一个 独立的文件，拥有自己的 inode 和数据块，数据块中存储的是目标路径（如 "A"）；
• 删除原文件后，软链接不会失效为独立文件，但会变成 悬挂链接（dangling link），无法再访问目标内容；
• 软链接 可以跨文件系统使用，也可以链接 目录，灵活性更高；
• 访问软链接时，系统会先读取其 路径内容，再根据该路径查找目标文件；
• 文件属性 显示中，软链接使用 l 类型标识，显示类似 L -> A 的引用关系。

3 - 文件系统

功能

文件系统（File System）作为操作系统与存储设备之间的桥梁，负责数据的存储、访问、管理和保护。简单来说，文件系统主要包含以下功能：

1. 数据存储与组织
   • 文件系统以 文件 和 目录 的形式组织数据，将存储设备的物理空间划分为 逻辑单元（如文件、文件夹），便于用户和应用程序访问与管理数据。
2. 空间管理
   • 通过 空闲块管理（分配、回收、组织），文件系统高效利用存储空间，减少碎片，支持文件的创建、扩展和删除。常见方法包括 连续分配、链接分配 和 索引分配。
3. 数据访问与操作
   • 提供标准接口（如 读、写、打开、关闭）支持对文件的访问和操作，确保数据的高效检索和修改，同时支持 随机访问 和 顺序访问。
4. 数据保护和安全
   • 权限管理
   • 数据完整性校验

全局结构

如上图所示，磁盘从逻辑上分为如下部分：

1. 引导区（Master Boot Sector，MBR）：引导区位于磁盘的起始位置，通常是磁盘的第一个 扇区。它包含 引导加载程序（boot loader），用于引导操作系统。引导加载程序负责启动计算机并加载操作系统内核。
2. 分区表（Partition Table）：分区表通常存储在磁盘的第一个扇区之后，用于记录磁盘上的 分区信息。分区表指示了磁盘上每个分区的起始位置、大小和文件系统类型。不同操作系统使用不同的分区表格式，如 MBR（Master Boot Record）和 GPT（GUID Partition Table）。
3. 分区（Partition）：分区中存储有 文件系统，文件系统中包含 元数据 和 数据区 这两个部分。
   • 元数据：
     • 超级块（Superblock）：包含文件系统的关键信息，在计算机启动时，超级块会被载入内存。超级块中包含的典型信息包括分区的块的数量、块的大小、空闲空间的管理方式等。
     • 空闲块信息：管理磁盘中空闲块的存储数据，具体方法见下文空闲空间管理方法
     • inodes：管理文件的元数据
   • 数据区：文件系统的 数据区 存储了实际的文件数据。这是存储文件内容的地方。文件系统会将文件数据分为一个或多个 块 或 簇，并将这些块分布在磁盘上的不同位置。文件系统的 数据区 通常占据了磁盘上的大部分空间。

下图是一个 文件系统 在 分区（Partition）上的存储示例，文件系统的 元数据 由 superblock、inode 位图区（inode bmap）、数据块位图区（data bmap）、inode 存储区（inode region）这四个部分构成。

外存空闲管理

文件存储设备（如硬盘、SSD）将存储空间划分为多个大小相同的 物理块（通常为 512字节、4KB 或更大），以块为单位进行数据的读写和交换。因此，文件系统的外存管理实质上是对这些 物理块（特别是 空闲块）的组织、分配与回收的管理。以下详细说明空闲块管理的关键问题和方法：

空闲表法

再该方法中，系统需要维护一张 空闲块表，用以记录磁盘上尚未分配的连续空闲块的所在位置和大小。表格的每一行描述一个空闲区段。