Unix文件管理

磁盘上文件存储

inode tree

1. 将文件名从文件的属性中分离，【文件名，inode号】为一项，组成了inode树
   
   1. 根目录没有名字，只有一个固定的inode，据对路径的文件查找都自动从这个inode开始
      /不是名字（null/）;
      考虑bin/是
   2. 如果文件是目录，那么它会指向下一个由【文件名，inode号】项组成的数组（作为一个目录文件）
2. 根据inode可以查找到文件属性，在属性中有一项char di_addr[40]，储存着文件在磁盘上的存储位置

文件的三级索引（结合直接索引）

char di_addr[40]
1. 每三个字节表示一个物理块号，因此分为13块，余一块是为了凑40方便对齐,

1.  0-9直接索引物理块号,
2. 10一级索引11-二级索引
3. 12-三级索引

1. 每一个物理块是1KB,
   直接索引10k大小，加上三级索引，每级索引1000/3(1KB,每个块号用3B表示)，
   计算得到最大索引为$10k*(1000/3)^3=32GB$
   即最大能够表示32GB的文件

满足其他条件下，保证了较理想的查找效率

内存中文件管理

当文件调入内存中时，会建立三级的文件管理

进程PCB->控制方式->内存索引点

内存索引点：

    存储着inode号，以便文件的写回，与二次读取

控制方式：

    f_flag
    f_inode //存贮其中的控制方式（o_WONLY,O_RDONLY etc）
    f_count //共享的进程数，当为0时，进程索引点就可以被清理了 

进程PCB:

    int u_ofile //指向不同控制方式的指针数组

1. 内存索引点可以被不同的控制方式共享（同时以不同方式打开文件）
2. 控制方式可以被不同的PCB共享（相同的方式打开同一个文件）
3. PCB通过u_ofile数组，同时拥有不同的控制方式

磁盘空闲空间管理

成组链表构成的索引表

索引表：每一百个顺序排列的纪录位为一组，第一个纪录位指向下一组所在的物理块号，块0表示null

具体过程是这样的：
（特殊的头插法）
每当一个块被设为空闲，判断一下索引表的头一组的记录的空闲块数，<100就顺序添加到头一组的尾部添加空闲的块号，如果==100，则复制索引表到刚设为空闲的块中，同时原来块的索引表的记录数置1，并在第一个纪录位时写入刚空闲的块号

1. 一个物理块有至多有一个索引表，所有索引从一个专用块上的索引表开始
2. 一个索引表有效记录100个块，同时记录下一个索引表所在的物理块，第一块既是空块又是指针