Unix文件

av_back
空闲buf队列： Buf1
Buf2
Bufn
NODEV设备buf队列：
b_back
Buf1
Buf2
Bufn
读操作


所谓读操作就是将所需的字符块从指定 的设备上读入缓冲区，并传送到用户指 定的内存区 若该字符块已被读到某个缓冲区中，则 不需对物理设备进行读操作，只是将这 个缓区的信息传到指定的内存区。

安装文件系统要用到Mount命令。 文件系统的拆卸用Umount命令。
3 UNIX文件系统的索引结构

在 UNIX 索引节点中，有一个 di_addr[40] 数组， 这个数组就是一个索引表。 在这个40个字节的数组中，只用了39个字节， 分为13组（项），每项3个字节，记录一个块号， 所以一个文件系统的数据区最多有2^24个块。 设计为40个字节是为了让索引节点的大小刚好 为 64 字节，那么，一个块就能放整数个索引节 点。

块较大时，磁盘与内存之间的传输效率 将会提高。因为每寻道一次可以读取几 个扇区，从而减少寻道时间。但块较大 时，可能造成浪费。有人做过统计，当 块大小为4K时，一个实用的系统中存储 空间浪费可达45%。后来Berkeley把文 件后面的那些零头数据集中起来用某些 磁盘块存放，以减少零头造成的浪费， 实践证明，这种方法很有效。
2.4 数据区


引导块、超级块、索引节点表都是文件 系统用于管理的数据，文件的实际数据 都存放在数据区。 还有另外的一些管理用数据也放在数据 区，如文件目录表，文件索引表中的一 次、二次、三次间接块等。


在一个文件系统中，有两个参数非常关键：索 引节点表的大小、块的大小。 索引节点表的大小决定了整个文件能创建的文 件数目，因为索引节点表的每一个表目唯一地 对应一个文件。索引节点表过小，文件系统只 能创建有限的文件，可能导致数据区大量磁盘 块的浪费；而索引节点表过大，可能造成索引 节点表本身的浪费。
1.3 设备buf队列

每类块设备都有一个设备buf队列，这也 是一个双向队列
b_back
Buf1
Buf2
b_forw
Bufn
b_back
Buf1
Buf2
Bufn
1.4 缓冲区的管理

系统设置了一个特殊的设备NODEV 在系统初启时，所有空闲缓冲区的 buf 既在空 闲buf队列，又在NODEV设备的buf队列中。
2.2 超级块
该部分对文件系统具有决定意义。该结构用C语言描述如下： struct filsys { ushort s_isize; 磁盘索引节点表所占磁盘块数 daddr_r s_fsize; 整个文件系统的磁盘块数 short s_nfree; 空闲块表中的空闲块数 daddr_t s_free[100]; 空闲块表 short s_ninode; 空闲索引节点表中的空闲索引节点数 ino_t s_inode[100]; 空闲索引节点表 char s_flock; 处理空闲块表时加锁标志 char s_ilock; 处理空闲索引节点表时加锁标志
char s_fmod; 超级块被修改标志 char s_ronly; time_t s_time; 超级块上次被修改时间 short s_dinfo[4]; daddr_t s_tfree; 空闲磁盘块总数 ino_t s_tinode; 空闲索引节点总数 char s_fname[6]; 文件系统名称 char s_fpack[6]; long s_fill[13]; long s_magic; long s_type; 文件系统类型 }; 超级块在文件系统安装后常驻内存
写操作


写是指把某个内存区的信息传到缓冲区， 然后把缓冲区的信息写到指定的物理设 备去。 但当一次写操作未写满缓冲区时(小于 512字节)，就采用延迟写，即不急于写 到设备去，而是把这个缓冲区的标志位 置上延迟写的标志，表示具体写操作延 迟到以后的某个时该进行。
缓冲区的分配

当读写某设备块时，系统会分配一个缓冲区 系统从自由buf队列队首取出一个空闲的buf。 将buf的标志位b_flag置为“忙” 将buf的b_dev和b_blkno设为对应的设备号和块号




在实际系统中，为了方便对大容量的磁盘进行 管理，通常将其分了几个逻辑部分，每一部分 可能建一个文件系统 同时，软盘、光盘、磁带等都有它们自己的文 件系统。 用户在这众多的文件系统中找某一文件可能是 比较费时的 在UNIX中，可将一个文件系统安装到另一个文 件系统的某一子目录上，这时前一个文件系统 就成了后一个文件系统的子目录，用户看到的 只有一个文件系统。
1.6 小结



为了使刚释放的缓冲区尽可能长地保留原来的 使用信息，每次释放缓冲区时总是将其buf 插 入到自由buf队列的队尾。 分配缓冲区时，总是从自由buf队列队首抽出 一个空闲的buf。 当有再次使用某缓冲区的需要时，就立即将该 缓冲区对应的buf从自由buf队列中抽出，使完 后释放该缓冲区，又将其buf插入到自由buf队 尾。这就保证了所有自由缓冲区中，被重分配 的是最久未使用的，精确地实现了LRU 算法。


ADDR[1l] ，即第 12 个表目登记的是二次 间接索引表的块号，二次间接索引表存 放一次间接索引块的块号。 ADDR[12]，即第13个表目登记的是三次 间接索引表的块号，三次间接索引表中 存放二次间接索引表的块号。
例1

有一文件大小为16K，设一个物理块的 大小为1K,为了计算方便，设索引块中 的一个表项占2个字节，试画出文件索 引结构图。
Buf主要包括以下信息
b_addr：缓冲区内存地址 b_dev ： 缓冲区对应的设备信息：高字节表示 设备类号，低字节表示同类设备的编号 b_blkno：缓冲区对应的物理块号 b_forw, b_back和av_forw,av_back：链指针， 用于连接两个双向队列。 b_flags：标志信息，反映缓冲区的使用情况。
情况分析
用户读写一个磁盘块时，系统试图分配一 个缓冲区，这时可能出现以下五种情况。 （1） 该块已在缓冲区中，且缓冲区标志 为空闲。 原因：该块以前曾访问过。 处理办法：从自由队列上取下该缓冲区并 置“忙”标志。
（2） 该块已在缓冲区中，缓冲区标志为 忙。 原因：该块正在被其它进程使用。 处理办法：请求该块的进程进入睡眠，待 缓冲区用完后再被唤醒。
这样做的好处是：


(1) 在自由 buf 队列中的缓冲区，只要未作 重新分配使用，其内容不会改变。因此 若再次使用这个缓冲区的信息，只是简 单地从自由 buf 队列中抽出相应的 buf ， 仍按原状使用缓冲区中的信息，从而减 少了对设备的物理 I/O 操作，提高了 I/O 操作的速度。
(2)若将一个缓冲区移作它用时，则只需从 自由buf队列和原设备buf队列中抽出， 插入到设备buf队列。这就实现了对缓冲 区的共享。
2.5目录结构
每一目录项占16字节，其C描述如下： struct direct { ino_t d_ino; 该目录项对应的索引节点号 char d_name[14]; 该目录项对应的文件的名称 };

在UNIX中，所有目录包括根目录都是象普通文件一样 在数据区存放。
2.6 文件系统的安装和拆卸
2 UNIX文件系统的总体结构

UNIX 系统把物理设备划分为长 512
字节的盘块。每一块给一编号，从0 到N-1，共N块。如下图
引导块
超级块
索引节点表
数据区 …..

其中引导块和超级块都为1个扇区。
2.1 引导块

位于文件系统的第一个扇区，包含 OS的引导程序，但并不是每一个文 件系统都需要引导块。
索引表
ADDR[0] ADDR[1]
文件第 1 块 . . . 文件第 10 块
文件第 11 块 . . . 文件第 16 块
。。。
。。。
ADDR[9] ADDR[10] ADDR[11] ADDR[12]
索引节点的C描述
struct dinode { ushort di_mode; short di_nlink; ushort di_uid; ushort di_gid; off_t di_size; char di_addr[40]; time_t di_atime; time_t di_mtime; time_t di_ctime; }; 文件类型及访问权限标志 文件链接数 文件拥有者用户标识 文件拥有者的组标识 文件大小 文件索引表 文件最近一次访问时间 文件最近一次访问时间 文件创建时间
av_back
空闲buf队列：
Buf1
NODEV设备buf队列：
Buf2
b_back
Bufn
Buf1
Buf2Bufn来自因为buf同时存在于某个设备buf队列中（若 不是在一台具体设备的buf队列中，则必然是 在特殊设备NODEV的buf队列中），这时要从 原设备的buf队列中取出这个buf，将其插入 申请该缓冲区的设备buf队列中。 所以，当一个缓冲区刚被分配用于读、写某 块设备时，它的b_flag标志位被置为"忙"，它 一定位于对应的设备buf队列中，而不在自由 buf队列中。
UNIX文件子系统

UNIX缓冲池管理 UNIX文件系统的总体结构 UNIX文件系统的索引结构 UNIX文件的访问过程 管道文件的实现
1 UNIX缓冲池管理
1.1 缓冲控制块buf 在 UNIX 缓冲池中包含若干大小相等的缓冲区， 每个缓冲区的大小均等于磁盘块的大小。


系统为每个缓冲区设置一个缓冲控制块 buf ， 用来登记相应缓冲区的使用和管理等方面的信 息。 系统通过对 buf 的管理来达到管理缓冲区的目 的。