4.1-文件系统

文件的存储

文件的数据是要存储在硬盘上面的，数据在磁盘上的存放方式，就像程序在内存中存放的方式那样，有以下两种：

• 连续空间存放方式
• 非连续空间存放方式

其中，非连续空间存放方式又可以分为「链表方式」和「索引方式」

连续空间存放方式

连续空间存放方式顾名思义，文件存放在磁盘「连续的」物理空间中。这种模式下，文件的数据都是紧密相连，读写效率很高，因为一次磁盘寻道就可以读出整个文件。

使用连续存放的方式有一个前提，必须先知道一个文件的大小，这样文件系统才会根据文件的大小在磁盘上找到一块连续的空间分配给文件。

所以，文件头里需要指定「起始块的位置」和「长度」，有了这两个信息就可以很好的表示文件存放方式是一块连续的磁盘空间。

连续空间存放的方式虽然读写效率高，但是有「磁盘空间碎片」和「文件长度不易扩展」的缺陷。

非连续空间存放方式

链表方式

链表的方式存放是离散的，不用连续的，于是就可以消除磁盘碎片，可大大提高磁盘空间的利用率，同时文件的长度可以动态扩展。根据实现的方式的不同，链表可分为「隐式链表」和「显式链接」两种形式。

文件要以「隐式链表」的方式存放的话，实现的方式是文件头要包含「第一块」和「最后一块」的位置，并且每个数据块里面留出一个指针空间，用来存放下一个数据块的位置，这样一个数据块连着一个数据块，从链头开始就可以顺着指针找到所有的数据块，所以存放的方式可以是不连续的。

隐式链表的存放方式的缺点在于无法直接访问数据块，只能通过指针顺序访问文件，以及数据块指针消耗了一定的存储空间。隐式链接分配的稳定性较差，系统在运行过程中由于软件或者硬件错误导致链表中的指针丢失或损坏，会导致文件数据的丢失。

如果取出每个磁盘块的指针，把它放在内存的一个表中，就可以解决上述隐式链表的两个不足。那么，这种实现方式是「显式链接」，它指把用于链接文件各数据块的指针，显式地存放在内存的一张链接表中，该表在整个磁盘仅设置一张，每个表项中存放链接指针，指向下一个数据块号。

对于显式链接的工作方式，我们举个例子，文件 A 依次使用了磁盘块 4、7、2、10 和 12 ，文件 B 依次使用了磁盘块 6、3、11 和 14 。利用下图中的表，可以从第 4 块开始，顺着链走到最后，找到文件 A 的全部磁盘块。同样，从第 6 块开始，顺着链走到最后，也能够找出文件 B 的全部磁盘块。最后，这两个链都以一个不属于有效磁盘编号的特殊标记（如 -1 ）结束。内存中的这样一个表格称为文件分配表（File Allocation Table，FAT）。

由于查找记录的过程是在内存中进行的，因而不仅显著地提高了检索速度，而且大大减少了访问磁盘的次数。但也正是整个表都存放在内存中的关系，它的主要的缺点是不适用于大磁盘。

索引方式

链表的方式解决了连续分配的磁盘碎片和文件动态扩展的问题，但是不能有效支持直接访问（FAT除外），索引的方式可以解决这个问题。

索引的实现是为每个文件创建一个「索引数据块」，里面存放的是指向文件数据块的指针列表，说白了就像书的目录一样，要找哪个章节的内容，看目录查就可以。

另外，文件头需要包含指向「索引数据块」的指针，这样就可以通过文件头知道索引数据块的位置，再通过索引数据块里的索引信息找到对应的数据块。

创建文件时，索引块的所有指针都设为空。当首次写入第 i 块时，先从空闲空间中取得一个块，再将其地址写到索引块的第 i 个条目。

索引的方式优点在于：

• 文件的创建、增大、缩小很方便；
• 不会有碎片的问题；
• 支持顺序读写和随机读写；

由于索引数据也是存放在磁盘块的，如果文件很小，明明只需一块就可以存放的下，但还是需要额外分配一块来存放索引数据，所以缺陷之一就是存储索引带来的开销。

如果文件很大，大到一个索引数据块放不下索引信息，这时又要如何处理大文件的存放呢？我们可以通过组合的方式，来处理大文件的存。

先来看看链表 + 索引的组合，这种组合称为「链式索引块」，它的实现方式是在索引数据块留出一个存放下一个索引数据块的指针，于是当一个索引数据块的索引信息用完了，就可以通过指针的方式，找到下一个索引数据块的信息。那这种方式也会出现前面提到的链表方式的问题，万一某个指针损坏了，后面的数据也就会无法读取了。

还有另外一种组合方式是索引 + 索引的方式，这种组合称为「多级索引块」，实现方式是通过一个索引块来存放多个索引数据块，一层套一层索引

空闲空间管理

空闲表法

空闲表法就是为所有空闲空间建立一张表，表内容包括空闲区的第一个块号和该空闲区的块个数，注意，这个方式是连续分配的

当请求分配磁盘空间时，系统依次扫描空闲表里的内容，直到找到一个合适的空闲区域为止。当用户撤销一个文件时，系统回收文件空间。这时，也需顺序扫描空闲表，寻找一个空闲表条目并将释放空间的第一个物理块号及它占用的块数填到这个条目中。

这种方法仅当有少量的空闲区时才有较好的效果。因为，如果存储空间中有着大量的小的空闲区，则空闲表变得很大，这样查询效率会很低。另外，这种分配技术适用于建立连续文件

空闲链表法

我们也可以使用「链表」的方式来管理空闲空间，每一个空闲块里有一个指针指向下一个空闲块，这样也能很方便的找到空闲块并管理起来

当创建文件需要一块或几块时，就从链头上依次取下一块或几块。反之，当回收空间时，把这些空闲块依次接到链头上。

这种技术只要在主存中保存一个指针，令它指向第一个空闲块。其特点是简单，但不能随机访问，工作效率低，因为每当在链上增加或移动空闲块时需要做很多 I/O 操作，同时数据块的指针消耗了一定的存储空间。

空闲表法和空闲链表法都不适合用于大型文件系统，因为这会使空闲表或空闲链表太大

位图法

位图是利用二进制的一位来表示磁盘中一个盘块的使用情况，磁盘上所有的盘块都有一个二进制位与之对应。

当值为 0 时，表示对应的盘块空闲，值为 1 时，表示对应的盘块已分配。它形式如下：

1111110011111110001110110111111100111 ...

在 Linux 文件系统就采用了位图的方式来管理空闲空间，不仅用于数据空闲块的管理，还用于 inode 空闲块的管理，因为 inode 也是存储在磁盘的，自然也要有对其管理

软连接和硬链接

有时候我们希望给某个文件取个别名，那么在 Linux 中可以通过硬链接（Hard Link） 和软链接（Symbolic Link） 的方式来实现，它们都是比较特殊的文件，但是实现方式也是不相同的。

硬链接是多个目录项中的『索引节点』指向一个文件，也就是指向同一个 inode，但是 inode 是不可能跨越文件系统的，每个文件系统都有各自的 inode 数据结构和列表，所以硬链接是不可用于跨文件系统的。由于多个目录项都是指向一个 inode，那么只有删除文件的所有硬链接以及源文件时，系统才会彻底删除该文件

软链接相当于重新创建一个文件，这个文件有独立的 inode，但是这个文件的内容是另外一个文件的路径，所以访问软链接的时候，实际上相当于访问到了另外一个文件，所以软链接是可以跨文件系统的，甚至目标文件被删除了，链接文件还是在的，只不过指向的文件找不到了而已。

文件IO

缓冲与非缓冲IO

文件操作的标准库是可以实现数据的缓存，那么根据『是否利用标准库缓冲』，可以把文件 I/O 分为缓冲 I/O 和非缓冲 I/O：

• 缓冲 I/O，利用的是标准库的缓存实现文件的加速访问，而标准库再通过系统调用访问文件。
• 非缓冲 I/O，直接通过系统调用访问文件，不经过标准库缓存。

这里所说的「缓冲」特指标准库内部实现的缓冲。

比方说，很多程序遇到换行时才真正输出，而换行前的内容，其实就是被标准库暂时缓存了起来，这样做的目的是，减少系统调用的次数，毕竟系统调用是有 CPU 上下文切换的开销的

直接与非直接IO

我们都知道磁盘 I/O 是非常慢的，所以 Linux 内核为了减少磁盘 I/O 次数，在系统调用后，会把用户数据拷贝到内核中缓存起来，这个内核缓存空间也就是「页缓存」，只有当缓存满足某些条件的时候，才发起磁盘 I/O 的请求。

那么，根据『是否利用操作系统的缓存』，可以把文件 I/O 分为直接 I/O 与非直接 I/O：

• 直接 I/O，不会发生内核缓存和用户程序之间数据复制，而是直接经过文件系统访问磁盘。
• 非直接 I/O，读操作时，数据从内核缓存中拷贝给用户程序，写操作时，数据从用户程序拷贝给内核缓存，再由内核决定什么时候写入数据到磁盘。

如果你在使用文件操作类的系统调用函数时，指定了 O_DIRECT 标志，则表示使用直接 I/O。如果没有设置过，默认使用的是非直接 I/O。

如果用了非直接 I/O 进行写数据操作，内核什么情况下才会把缓存数据写入到磁盘？

以下几种场景会触发内核缓存的数据写入磁盘：

1. 在调用 write 的最后，当发现内核缓存的数据太多的时候，内核会把数据写到磁盘上；
2. 用户主动调用 sync，内核缓存会刷到磁盘上；
3. 当内存十分紧张，无法再分配页面时，也会把内核缓存的数据刷到磁盘上；
4. 内核缓存的数据的缓存时间超过某个时间时，也会把数据刷到磁盘上

阻塞与非阻塞IO VS 同步与异步IO

阻塞 I/O，当用户程序执行 `read` ，线程会被阻塞，一直等到内核数据准备好，并把数据从内核缓冲区拷贝到应用程序的缓冲区中，当拷贝过程完成，`read` 才会返回。 >阻塞等待的是「内核数据准备好」和「数据从内核态拷贝到用户态」这两个过程  非阻塞 I/O，非阻塞的 `read` 请求在数据未准备好的情况下立即返回，可以继续往下执行，此时应用程序不断轮询内核，直到数据准备好，内核将数据拷贝到应用程序缓冲区，`read` 调用才可以获取到结果  >这里最后一次 read 调用，获取数据的过程，是一个同步的过程，是需要等待的过程。这里的同步指的是内核态的数据拷贝到用户程序的缓存区这个过程 举个例子，访问管道或 `socket` 时，如果设置了 `O_NONBLOCK` 标志，那么就表示使用的是非阻塞 I/O 的方式访问，而不做任何设置的话，默认是阻塞 I/O 如果数据一直没有准备好，程序就得一直做无用的轮询，为了改变这种一直无用轮询的方式，可以使用IO多路复用 IO多路复用大大改善了应用进程对 CPU 的利用率，在没有被通知的情况下，应用进程可以使用 CPU 做其他的事情 下图是使用 `select` I/O 多路复用过程。注意，`read` 获取数据的过程（数据从内核态拷贝到用户态的过程），也是一个同步的过程，需要等待  实际上，无论是阻塞 I/O、非阻塞 I/O，还是基于非阻塞 I/O 的多路复用都是同步调用。因为它们在 read 调用时，内核将数据从内核空间拷贝到应用程序空间，过程都是需要等待的，也就是说这个过程是同步的，如果内核实现的拷贝效率不高，read 调用就会在这个同步过程中等待比较长的时间。

而真正的异步 I/O 是「内核数据准备好」和「数据从内核态拷贝到用户态」这两个过程都不用等待。

当我们发起 aio_read 之后，就立即返回，内核自动将数据从内核空间拷贝到应用程序空间，这个拷贝过程同样是异步的，内核自动完成的，和前面的同步操作不一样，应用程序并不需要主动发起拷贝动作。过程如下图：

下面这张图，总结了以上几种 I/O 模型：

在前面我们知道了，I/O 是分为两个过程的：

1. 数据准备的过程
2. 数据从内核空间拷贝到用户进程缓冲区的过程

阻塞 I/O 会阻塞在「过程 1」和「过程 2」，而非阻塞 I/O 和基于非阻塞 I/O 的多路复用只会阻塞在「过程 2」，所以这三个都可以认为是同步 I/O。

异步 I/O 则不同，「过程 1 」和「过程 2 」都不会阻塞。