【操作系统】文件系统（二）：文件系统的管理及性能

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本篇主要介绍文件系统的调度算法及性能优化，关于文件系统的结构请参考上一篇【操作系统】文件系统（一）：文件的存储介质及结构

1 文件操作的实现

1.1 创建文件和打开文件

创建文件：建立系统与文件的联系，实际是建立文件的FCB。

在目录中为新文件建立一个目录项，根据提供的参数及需要填写相关内容。
分配必要的存储空间

打开文件：根据文件名在文件目录中检索，并将该文件的目录项读入内存，建立相应的数据结构并返回文件描述符/文件句柄。
创建、打开文件流程如下图所示：

1.2 指针定位

系统为每个进程打开的每个文件维护一个读写指针，即相对于文件开头的偏移地址。

读写指针指向每个文件读写的开始位置，在每次读写完成后，读写指针按照读写的数据量自动后移相应数值。

1.3 读文件

1、根据打开文件时返回的文件描述符(file descriptor)，找到相应的文件控制块；
2、将文件的逻辑块号转换为物理块号；
3、申请缓冲区；
4、启动磁盘I/O操作，把磁盘中的信息读入缓冲区，再送到指定的内存区；
5、返回执行第3/4步直至读出所需数量的数据。

2 文件系统的管理

2.1 文件系统的可靠性

可靠性：抵御和预防各种物理性破坏和人为性破坏的能力。

2.2 文件系统的一致性

1 问题的产生
磁盘块–>内存–>写回磁盘块，若在写回之前，系统崩溃，则文件系统出现不一致的情况。
**文件系统的不一致主要是指元数据的不一致，包括系统的卷信息、空闲的磁盘块信息、文件目录信息、分配给文件的块信息。**至于说Word文件在使用过程中由于系统崩溃没有保存导致数据丢失，这就不在文件系统的一致性讨论范畴。
2 磁盘块的一致性检查
这里以Unix系统为例，OS保存了两张表，每块对应一个表中的计数器，初值为0。
表一：记录了每块在文件中出现的次数；
表二：记录了每块在空闲块表中出现的次数。

块号	0	1	2	3	4	5	6
表一：使用中的块	1	1	0	1	0	1	2
表二：空闲块	0	0	0	0	2	0	0

如上表所示，正常情况应该是：同一块号，在使用块中为1，在空闲块中就应该为0，反之在使用块中为0则在空闲块中就应该为1。但是表中块号为2、4、6的就是异常。下面依次就行说明。
块号2：该块在使用块和空闲块表中都不存在，丢失了，解决方案是在空闲块表中把该块的值标记为1。
块号4：磁盘在空闲块表中出现了两次，解决方案是将2修改为1。
块号6：磁盘块在两个文件当中都出现了，此时只能在空闲的磁盘块中找一个空闲的磁盘块，将两个文件中的其中之一的内容拷贝到该块中，另一个文件就用原来的磁盘块。

2.3 文件系统的写入策略

1 通写（write-through）
内存中的修改立即写到磁盘，性能较差，如FAT文件系统
2 延迟写（lazy-write）
利用回写（write back）缓存的方法实现
3 可恢复写（transaction log）
利用事务日志来实现文件系统的写入，既考虑了安全性又考虑了性能，如NTFS

3 文件系统的安全性

3.1 文件保护机制

用于提供安全性、特定的操作系统机制，对拥有权限的用户，应该让其进行相应操作，否则应禁止。

3.2 文件的访问控制

主动控制：访问控制表

每个文件一个
记录用户ID和访问权限
用户可以是一组用户
文件可以是一组文件

能力表（权限表）

每个用户一个
记录文件名及访问权限
用户可以是一组用户
文件可以是一组文件

3.3Unix的文件访问控制

采用二级存取控制：
第一级：对访问者的识别
对用户分类：文件主（owner）、文件主的同组用户（group）、其他用户（other）
第二级：对操作权限的识别
对操作分类：读操作（r）、写操作（w）、执行操作（x）、不能执行任何操作（-）

例如：rwx rwx rw-，表示对文件主可读可写可执行，对同组用户可读可写可执行，对其他用户可读可写不可执行。
chmod 731 file:将file的权限修改为对文件主可读可写可执行，对同组用户可读可写，对其他用户可读。

读操作对应数字1，写操作对应2，可执行对应数字4（7=1+2+4）

4 提高文件系统的性能

磁盘服务相对于内存读取速度差异巨大，成为系统性能的主要瓶颈之一。所以有必要对文件系统的性能进行优化提高。

4.1 块高速缓存（Block Cache）

1 概念
又称文件缓存、磁盘高速缓存、缓冲区高速缓存。是在内存中为磁盘块设置的一个缓冲区，保存了磁盘中某些块的副本。

检查所有的读请求，看所需块是否在块高速缓存中
如果在，则可直接进行读操作；否则先将数据读入块高速缓存，再拷贝到所需的地方
由于访问的局部性原理，当一数据块被读入块高速缓存以满足一个I/O请求时，很可能将来还会再次访问到这一数据块

2 实现
是通过哈希表组织，若是块高速缓存已满则需要通过LRU算法进行置换，当块中的数据二笔修改时，为保证数据一致性，需要写回磁盘（包括即时写和延迟回写两种方式）。

4.2 提前读取

根据程序执行的局部性原理，每次访问磁盘时，多读入一些磁盘块。这样就节省了寻道时间等消耗。

4.3 合理分配磁盘空间

分配磁盘块时，把有可能顺序存取的块放在一起，尽量分配在同一柱面上，从而减少磁盘臂的移动次数和距离。

4.4 磁盘调度

4.4.1 相关概念

当有多个访盘请求等待时，采用一定的策略，对这些请求的服务顺序调整安排，降低平均磁盘服务时间，达到公平、高效。

公平：一个I/O请求在有限的时间内满足
高效：减少设备机械运动带来的时间开销

一次访盘时间=寻道时间+旋转延迟时间+传输时间

4.4.2 磁盘调度算法

假设有这样一个场景，磁盘访问序列是98,183,37,122,14,124,65,67，读写头起始位置是53，研究一下各种算法的效率。
1 先来先服务
按访问请求到达的先后次序服务。
上述场景的效率是：总移动640磁道
2 最短寻道时间优先（Shortest Seek Time First）
优先选择距离当前磁头最近的访问请求进行服务，缺点是容易造成某些访问请求长期等待得不到服务。
上述场景的效率是：总移动236磁道
3 扫描算法SCAN（电梯算法）
当设备无访问请求时，磁头不动；当有访问请求时，磁头按照一个方向移动，在移动过程中对遇到的访问请求进行服务，然后判断该方向上是否还有访问请求，如果有则继续扫描；否则改变移动方向，并为经过的访问请求服务。
上述场景的效率是：总移动218磁道
4 单向扫描调度算法C-SCAN
总是从0号柱面开始扫描，到达最后一个柱面后立即带动读写磁头快速返回到0号柱面，返回时不为任何的等待访问者服务，返回后可再次进行扫描。该算法的特点在于减少了新请求的最大延迟。
5 N-step-SCAN策略
把磁盘请求队列分成长度为N的子队列，每一次用SCAN处理一个子队列，在处理某一个队列时，新请求添加到其他子队列中。
6 FSCAN策略
使用两个子队列，扫描开始时，所有请求都在一个队列中，而另一个队列为空，扫描过程中所有新到的请求都放入另一个队列中，新请求需要等所有老请求处理完之后才能被服务。
7 旋转调度算法
根据延迟时间来决定执行次序。有三种情况，如下表所示：

情况	解决方案
若干等待访问者请求访问同一磁头上的不同扇区	让先到达读写磁头位置下的扇区进行传送操作
若干等待访问者请求访问不同磁头上的不同扇区	让先到达读写磁头位置下的扇区进行传送操作
若干等待访问者请求访问不同磁头上的相同扇区	任选一个读写磁头进行传送操作，剩下的磁头在下一次扇区到达读写磁头位置时操作

4.5 RAID技术

独立磁盘冗余阵列（Redundant Arrays of Independent Disks），目标在于提高可靠性和性能。
1 基本思想
通过把多个磁盘组织在一起，作为一个逻辑卷提供磁盘跨越功能
通过把数据分成多个数据块，并行写入/读出多个磁盘，以提高数据传输率（数据分条stripe）
通过镜像或校验操作，提供容错能力（冗余）
2 RAID 0-条带化
数据分布在阵列的所有磁盘上，有数据请求时同时对多个磁盘并行操作，无冗余（即无差错控制），性能最佳。如下图所示：

3 RAID 1-镜像
所有数据同时存在于两块磁盘的相同位置，可最大限度的保证数据安全性及可恢复性。如下图所示：

4 RAID 4 交错块奇偶校验
以数据块为单位，另外还有一块盘专门存放奇偶校验信息，如下图所示：