操作系统（13）-----文件管理3：https://developer.aliyun.com/article/1511186
1.文件控制块(实现文件目录的关键数据结构)
目录文件用于记录目录下存放的文件，例如，下图就是根目录（D盘）的目录文件。
目录本身就是一种有结构文件，由一条条记录组成。每条记录对应一个在该目录下的文件。
当我们双击“照片”后，操作系统会在这个目录表中找到关键字“照片”对应的目录项(也就是记录)，然后从外存中将“照片”目录的信息读入内存，于是，“照片”目录中的内容就可以显示出来了。
同样，照片对应的目录文件也是由一条条记录组成，每个记录对应其中一个文件。目录文件中的一条文件记录就是一个文件控制块(FCB)
FCB的有序集合称为“文件目录”，一个FCB就是一个文件目录项。FCB 中包含了文件的基本信息(文件名、物理地址、逻辑结构、物理结构等)，存取控制信息(是否可读/可写、禁止访问的用户名单等)，使用信息(如文件的建立时间、修改时间等)。
最重要，最基本的还是文件名、文件存放的物理地址
因为FCB 实现了文件名和文件之间的映射。使用户（用户程序）可以实现“按名存取。
可以对目录进行哪些操作？
搜索：当用户要使用一个文件时，系统要根据文件名搜索目录，找到该文件对应的目录项
创建文件：创建一个新文件时，需要在其所属的目录中增加一个目录项
删除文件：当删除一个文件时，需要在目录中删除相应的目录项
显示目录：用户可以请求显示目录的内容，如显示该目录中的所有文件及相应属性
修改目录：某些文件属性保存在目录中，因此这些属性变化时需要修改相应的目录项(如:文件重命名)
2.目录结构
（1）单级目录结构：
早期操作系统并不支持多级目录，整个系统中只建立一张目录表，每个文件占一个目录项。
单级目录实现了“按名存取”，但是不允许文件重名，所以在创建一个文件时，需要先检查目录表中有没有重名文件，确定不重名后才能允许建立文件，并将新文件对应的目录项插入目录表中。
显然，单级目录结构不适用于多用户操作系统。
（2）两级目录结构：
早期的多用户操作系统，采用两级目录结构。分为主文件目录(MFD，MasterFileDirectory)和用户文件目录(UFD，User Flie Directory)
主文件目录记录用户名及相应用户文件目录的存放位置
用户文件目录由该用户的文件FCB组成
而不同用户的文件可以重名，即允许不同用户的文件重名。文件名虽然相同，但是对应的其实是不同的文件。
两级目录结构允许不同用户的文件重名，也可以在目录上实现实现访问限制(检查此时登录的用户名是否匹配)。例如，user1想要访问user2的用户文件目录，那么操作系统就可以检查user1和user2登录的用户名是否匹配，若匹配，则可以访问。
但是两级目录结构依然缺乏灵活性，用户不能对自己的文件进行分类。
（3）多级目录结构（树形目录结构）：
每个目录下允许有更低一级的目录，也可以有普通文件，并且不同目录下的文件是可以重名的。
用户(或用户进程)要访问某个文件时要用文件路径名标识文件，文件路径名是个字符串。各级目录之间用“/”隔开。从根目录出发的路径称为绝对路径。
例如，自拍.jpg 的绝对路径是"/照片/2015-08/自拍.jpg"
系统根据绝对路径一层一层地找到下一级目录。刚开始 从外存读入根目录的目录表；找到“照片”目录的存放位置后， 从外存读入对应的目录表；再找到“2015-08”目录的存放位置，再从 外存读入对应目录表；最后才找到文件“自拍jpg”的存放位置。 整个过程需要3次读磁盘I/O操作。
很多时候，用户会连续访问同一目录内的多个文件(比如:接连査看“2015-08”目录内的多个照片文件)，显然，每次都从根目录开始查找，是很低效的。因此可以设置一个“当前目录”。
例如，此时已经打开了“照片”的目录文件，也就是说，这张目录表已调入内存，那么可以把它设置为“当前目录”。当用户想要访问某个文件时，可以使用从当前目录出发的“相对路径”
在Linux中，表示当前目录，因此如果“照片”是当前目录，则"自拍.jpg"的相对路径为:“./2015-08/自拍.jpg”。从当前路径出发，只需要查询内存中的“照片”目录表，即可知道"2015-08"目录表的存放位置，从外存调入该目录，即可知道“自拍.jpg”存放的位置了，就是只需要经过一次I/O操作。
可见，引入“当前目录”和“相对路径”后，磁盘I/O的次数减少了。这就提升了访问文件的效率。
（4）无环图目录结构：
树形目录结构可以很方便地对文件进行分类，层次结构清晰，也能够更有效地进行文件的管理和保护。但是，树形结构不便于实现文件的共享。为此，提出了“无环图目录结构”。
在树形目录结构的基础上，增加一些指向同一节点的有向边，使整个目录成为一个有向无环图。可以更方便地实现多个用户间的文件共享。
可以用不同的文件名指向同一个文件，甚至可以指向同一个目录(共享同一目录下的所有内容，即共享一个目录，因为目录本身也是一个特殊的文件)。例如user1用户可以用demo文件名指向某文件，而user2也可以用Mydemo文件名指向该文件。
因为文件可能是被多个用户使用的，所以不能一个用户执行删除操作就进行删除，所以需要为每个共享结点设置一个共享计数器，用于记录此时有多少个地方在共享该结点。用户提出删除结点的请求时，只是删除该用户的FCB、并使共享计数器减1，并不会直接删除共享结点。只有共享计数器减为0时，才删除结点。
例如上图，user1想删除demo，那么只会对demo这个目录项进行删除，并且共享计数器减1，而这个文件对应的内容不会被直接删除。
注意：共享文件不同于复制文件。在共享文件中，由于各用户指向的是同一个文件，因此只要其中一个用户修改了文件数据，那么所有用户都可以看到文件数据的变化。而复制文件时，对副本进行修改，原来文件的数据不会变化。
3.索引结点（对文件控制块的优化）
文件目录是由一个个FCB的集合组成，但是在查找各级目录的过程中只需要用到“文件名”这个信息，只有文件名匹配时，才需要读出文件的其他信息。因此可以考虑让目录表“瘦身”来提升效率。
我们将除了文件名以外，其他冗余的数据放到索引结点中。每个文件都会对应唯一的索引结点，采用索引结点后，目录中只包含文件名和各个文件索引结点对应的指针的信息，由于目录项长度减小，因此每个磁盘块可以存放更多个目录项，因此检索文件时磁盘I/O的次数就少了很多，并且目录文件占用的空间也会少很多。
假设一个FCB是64B，磁盘块的大小为1KB，则每个盘块中只能存放16个FCB。若一个文件目录中共有640个目录项，则共需要占用640/16=40个盘块。因此按照某文件名检索该目录，平均需要查询320个目录项，平均需要启动磁盘20次(每次磁盘I/O读入一块)。
若使用索引结点机制，文件名占14B，索引结点指针占2B，则每个盘块可存放64个目录项，那么按文件名检索目录平均只需要读入320/64=5个磁盘块。显然，这将大大提升文件检索速度。
当找到文件名对应的目录项时，才需要将索引结点调入内存，索引结点中记录了文件的各种信息，包括文件在外存中的存放位置，根据“存放位置”即可找到文件。
存放在外存中的索引结点称为“磁盘索引结点”，当索引结点放入内存后称为“内存索引结点”相比之下内存索引结点中需要增加一些信息，比如：文件是否被修改、此时有几个进程正在访问该文件等。
九.其他需要由操作系统实现的文件管理功能
1.文件共享
操作系统为用户提供文件共享功能，可以让多个用户共享地使用同一个文件。
注：多个用户共享同一个文件，意味着系统中只有“一份”文件数据。并且只要某个用户修改了该文件的数据，其他用户也可以看到文件数据的变化。
如果是多个用户都“复制”了同一个文件，那么系统中会有“好几份”文件数据。其中一个用户修改了自己的那份文件数据，对其他用户的文件数据并没有影响。
（1）基于索引结点的共享方式(硬链接)
索引结点是一种文件目录瘦身策略。由于检索文件时只需用到文件名，因此可以将除了文件名之外的其他信息放到索引结点中。这样目录项就只需要包含文件名、索引结点指针。
索引结点中设置一个链接计数变量 count，用于表示链接到本索引结点上的用户目录项数。
若count=2，说明此时有两个用户目录项链接到该索引结点上，或者说是有两个用户在共享此文件。
若使用这种方式，删除文件需要注意一点：
若某个用户决定“删除”该文件，则只是要把用户目录中与该文件对应的目录项删除，且索引结点的count值减 1。
若count>0，说明还有别的用户要使用该文件，暂时不能把文件数据删除，否则会导致指针悬空。
当count=0时，系统负责删除文件。
（2）基于符号链的共享方式(软链接：符号链接)
如下图所示，若user3想要用软链接的方式，共享文件1，那么user3会建立一个文件，这个文件是Link 类型的文件（Link 类型的文件名可以不同），记录了文件1的存放路径“C:/User1/aaa”，层层查找目录，最终找到 User1的目录表中的“aaa”表项，于是就找到了文件1的索引结点。类似于 Windows 操作系统的“快捷方式”。
若此时user1和user2不需要使用文件1，由于此时count值变为0，那么文件1以及其对应的索引结点都会被删除。此时user3再访问link型的文件---文件2，操作系统会查找"aaa"的存放路径，尝试找到"aaa"对应文件的目录项，但是这一目录项已经被删除了，通过这一路径已经找不到文件1了。那么这一软链接也失效了。
由于软链接需要一级一级查询目录，即要查询多级目录，会有多次磁盘I/O操作，因此软链接的共享方式比硬链接慢。
2.文件保护
操作系统需要保护文件数据的安全。
（1）口令保护
为文件设置一个“口令”(如:abc112233)，用户请求访问该文件时必须提供“口令”。
口令一般存放在文件对应的 FCB 或索引结点中。用户访问文件前需要先输入“口令”，操作系统会将用户提供的口令与FCB中存储的口令进行对比，如果正确，则允许该用户访问文件。
优点：保存口令的空间开销不多，验证口令的时间开销也很小（用户想访问文件，必然要查找FCB，所以口令保存在FCB或索引结点中，验证口令的时间开销小）。
缺点：正确的“口令”存放在系统内部，不够安全。
（2）加密保护
使用某个“密码”对文件进行加密，在访问文件时需要提供正确的“密码”才能对文件进行正确的解密。
例如：一个最简单的加密算法--异或加密，假设用于加密/解密的“密码”为“01001”
系统中保存的不是文件的原始数据，而是加密后的数据，所以用户想要访问这一文件的话，必须解密才行。
通过对比可以发现，如果加密密码和解密密码一致，那么解密结果和原始数据是一致的。
假设用户用错误的密码进行解密，那么解密结果和原始数据是不一样的。
优点：保密性强，不需要在系统中存储“密码”。
缺点：编码/译码，或者说加密/解密要花费一定时间。
口令保护与加密保护的区别在于：
口令保护的口令保存在系统中，由系统验证口令是否正确。如果正确，才能允许用户访问该文件。
加密保护的密码不需要保存在系统之中，密码只有用户自己知道。用一个“密码”对文件加密，用户想要访问文件时，需要提供相同的“密码"才能正确的解密。
所以加密保护的安全性比口令保护的安全性更高，但是加密/解密的开销需要耗费一定时间。
（3）访问控制
在每个文件的FCB(或索引结点)中增加一个访问控制列表(Access-Control List,ACL)，该表中记录了各个用户可以对该文件执行哪些操作。各个系统可对文件进行的操作是不一样的。
某文件的访问控制列表如下所示，有的计算机可能会有很多个用户，因此访问控制列表可能会很大，可以用精简的访问列表解决这个问题。
精简的访问列表：以“组”为单位，标记各“组”用户可以对文件执行哪些操作，每个分组对文件的访问权限是不同的。如：分为系统管理员、文件主、文件主的伙伴、其他用户几个分组。
当某用户想要访问文件时，系统会检查该用户所属的分组是否有相应的访问权限。所以系统也需要管理分组的信息。
当“其他用户”想要读取文件，只需要把该用户放入“文件主的伙伴”这个分组即可。
对于口令保护和加密保护，只需要正确的口令或密码就可以使用户对文件进行所有类型的操作，但是对于访问控制，可以使用户对文件进行不同类型的操作：读/写/执行/删除等。实现灵活，可以实现复杂的文件保护功能。
注：如果对某个目录进行了访问权限的控制，那也要对目录下的所有文件进行相同的访问权限控制
