3.UFS文件系统

3.1.UFS文件系统的基本概念

1.采用混合索引的方式将FAT文件系统中FCB的占用空间过大的问题进行优化：因此每个目录项只需包含 “文件名、inode号”，文件的具体属性包含在 inode 中

2.INODE区：磁盘中专门划分出存放所有INODE的区域，即所有INODE有共同的起始地址

3.每个INODE（索引结点）大小固定（类似数组）

4.2和3的特性可以根据INODE编号迅速找到指定INODE

5.UFS文件系统下，所能支持的最大容量为：

①直接索引下 = 每个直接索引结点代表一个完整的数据块

②一级间接索引 = 物理块大小 / FCB大小 = 每个物理块所能容纳多的FCB数，设为x

③二级间接索引下 = x * x

索引块：该磁盘块用于存储索引表，且每张索引表需要刚好占满一个磁盘块

若每个磁盘块大小为4KB，每个索引项4B，则一张索引表包含1024个索引项

数据块：该磁盘块用于文件数据

6.位示图中，每个bit对应⼀个磁盘块，因此，若磁盘块共有 n 个， 则位示图也⾄少要有 n bit

设⼀个磁盘块大小为4KB，即 32K bit，因此这个位示图能支持的磁盘大小上限为 32K 个块

7.每个文件必须对应⼀个inode结点，而inode结点的总数是有上限的

设8KB作为inode区， 假设每个inode大小为64B，则该文件系统最多只能存储8KB/64B=128个 inode结点，即该系统最多只能支持128个文件

3.2.UFS文件系统打开文件的过程

1.每次先读入INODE，再根据INODE内容读入FCB，再根据FCB的内容读入下一级目录文件的INODE，循环（查询INODE和FCB交替进行）直到找到目标文件的FCB

2.INODE的作用是指明目标文件的实际存放地址，即INODE并非目标文件

3.OPEN系统调用找到的是目标文件的INODE，且将该INODE读入内存，并向进程返回指向该INODE的fd后，OPEN系统调用即完成；之后可以通过该INODE找到目标文件的所有物理块

1.UFS文件系统和FAT文件系统打开文件的过程本质上是一致的，都是查找目标文件的FCB

2.例：OPEN系统调用（/A/Dm）

①查找根目录（开机时已经读入内存，并且常驻内存，访问无需读磁盘）→ 目录文件A的INODE号为1

②将存放1号INODE读入内存（只有读入内存，才能对INODE的信息进行各种操作，此时发生一次读磁盘操作)

③根据INODE结点可知，目录文件A的FCB总共占用两个块，此时有两种查找策略：

1.两个块全部读入后再查找Dm文件的FCB（2个块，固定2次读磁盘）

2.每读入一个块就立即对该块查询Dm的FCB，没有才读入下一块（最少1次，最多2次读磁盘）

④设Dm的FCB存放在7号块中（此时1、2策略都需要2次读磁盘）；将目录文件A的FCB读入内存后，查询可知Dm所对应的INODE号为5，即需要读入5号INODE

⑤读入5号INODE后（需要1次读操作），即获得Dm的FCB，完成OPEN系统调用

3.在混合索引方式下，支持随机访问，即可以根据文件的逻辑块号只读入文件的某个块

4.例：读文件H的第11.5KB：OPEN（/ C / F / H）→ READ（11.5KB）

①查询根目录 → 文件目录C所对应的INODE号 → 7 → 将7号INODE读入内存

②查询7号INODE → 文件目录C所对应的FCB为9号块 → 将9号块读入内存

③查询文件目录C → 文件目录C所对应的INODE号 → 4 → 将4号INODE读入内存

④查询4号INODE → 文件目录F所对应的FCB为14号块 → 将14号块读入内存

⑤查询文件目录F → 文件H所对应的INODE号 → 10 → 将10号INODE读入内存，并向进程返回指向该INODE的FD → OPEN系统调用完成

⑥开始READ系统调用：前10个直接索引只能找到该文件的前10个块，即前10KB，10KB之后的数据就要通过间接索引得到 → 一级间接索引表存放在21号物理块中 → 读入21号块

⑦查询读入内存的21号块 → 得到12号块的物理块号为23

4.小结

1.READ/WRITE系统调用之前先要进行OPEN系统调用

2.OPEN系统调用的本质是找目标文件的FCB

3.FAT文件系统下根据文件的起始块号和FAT文件分配表逐一开始查询

4.UFS文件系统下先找到文件的INODE结点，并将该INODE读入内存，之后就可以根据其索引信息知道该文件的物理块分配情况

5.真题

（1）文件系统能支持的最大文件长度 =

①直接地址项 = 8个块

②一级间接地址 = 4KB / 4B = 1024 个块 即每个块可以存放的地址项共1K个

②二级间接地址 = 1024 * 1024

③三级间接地址 = 1024 * 1024 * 1024

（2）①一个索引结点对应一个文件，即文件数量的上限受到索引结点个数的制约

②每个文件5600B，每个簇4KB，每个文件需要2个蔟保存，即文件数量的上限受到簇数量的制约

①②取最小值

3）直接索引方式下，可以直接通过INODE结点的信息读入相应的数据块，即一次就可以读入数据；

一级间接索引方式下，INODE结点的信息保存的是存放该文件的索引信息的物理块，需要把该物理块读入后，才能知道存放数据块信息的INODE，即第一次读入的是INODE，第二次读入的才是数据 （1）目录文件的每个目录项包括文件名和文件的第一个簇号

（2）FAT表项存放的是下一个块的块号，16bit能表示2^16个磁盘块号；每个块号需要2B的表项，即FAT的最大长度为2 ^ 16 * 2B = 2 ^ 17B；

共2^16个磁盘块全部分配给1个文件，每个磁盘块4KB，即文件的最大长度为2 ^16 * 4KB

（3）通过FAT表项100得到106，通过FAT表项106得到108（FAT表项108为-1）

（4）根据根目录找到dir1的目录项，读入48簇；根据dir1的目录项找到file1的FCB，根据FCB中file1的初始块号到FAT文件分配表中查找，先找到100，然后找到106的块号，读入106