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。