考研笔记

文件控制块和索引节点

上一节说文件有一组属性，但没说这些属性放在哪里。这一节回答：为了实现”按名存取”，系统必须为每个文件保存一份描述信息，这份信息叫什么、放在哪、由谁来查。

这一节还包含本章第一个真正的工程优化：索引节点的引入，纯粹是为了减少检索目录时的读盘次数。理解这个动机，比背诵 inode 里有哪些字段重要得多。

机制

文件控制块

文件控制块（FCB）是用于存放控制文件需要的各种信息的数据结构，其有序集合称为文件目录。 换句话说，一个 FCB 就是一个目录项，若干目录项构成一个目录文件——目录本身也是文件，只不过它的内容是一张 FCB 表。

由此得到本节最重要的一条关系：

为了创建一个新文件，系统必须为它分配一个 FCB，并把这个 FCB 填进它所在目录的目录文件里。

FCB 中包含三类信息：

基本信息包括文件名、文件的物理位置、文件的逻辑结构、文件的物理结构。存取控制信息包括文件的存取权限。使用信息包括文件建立时间、上次修改时间等。

其中文件的物理位置是最关键的一项——它是从”名字”通向”数据块”的唯一桥梁。不同的物理结构下，这一项记录的内容完全不同：连续分配记的是起始块号和长度，链接分配记的是首块号，索引分配记的是索引块地址。

索引节点：为什么要把 FCB 拆开

检索目录文件时，系统实际做的只有一件事：把用户给出的文件名，与目录项中的文件名逐个比对。 在找到之前，目录项里的其余信息——物理地址、权限、时间——一个字节都用不上。

而这些用不上的信息却在实实在在地占用盘块。后果是：目录文件被撑得很大，一个盘块装不下几个目录项，检索时就要读入更多的盘块。

索引节点（inode）的思路就是把这些”检索时用不到的信息”从目录项里拿走，单独存放。 拆分之后：

  • 目录项只剩下两个字段：文件名 + 索引节点编号。
  • 其余全部属性搬进索引节点，单独占一片磁盘区域。

效果是量级上的。假设一个盘块 4KB：拆分前一个 FCB 占 64B，一个盘块只能放 64 个目录项；拆分后一个目录项只占 16B（文件名 14B + inode 号 2B），同一个盘块能放 256 个目录项，检索一个目录所需的读盘次数降到原来的四分之一。

这就是引入索引节点的全部理由：用一次额外的 inode 读取，换取目录检索时大幅减少的盘块读取。 由于检索要比对很多项、而最终只需读一个 inode，这笔交易明显划算。

磁盘索引节点与内存索引节点

磁盘索引节点是存放在磁盘上的那一份，每个文件有唯一一个，包含：文件主标识符（拥有者的用户与组）、文件类型、文件存取权限、文件物理地址、文件长度、文件连接计数（有多少个目录项指向本 inode）、文件存取时间。

内存索引节点是文件被打开后复制到内存中的那一份，在磁盘 inode 的基础上增加了只在运行期才有意义的字段：索引节点编号、状态（是否上锁、是否被修改）、访问计数、文件所属文件系统的逻辑设备号、链接指针。其中（文件所属文件系统的逻辑设备号，索引节点编号）唯一确定一个文件。

注意这里的分工：磁盘 inode 描述”这个文件是什么样”，内存 inode 额外描述”这个文件现在正被怎样使用”。访问计数为 0 时内存 inode 才可以被释放。

边界

文件名不在索引节点里

这是引入 inode 后最重要、也最容易被忽略的一条结论：

采用索引节点的系统中，文件名保存在目录项里，索引节点中没有文件名。

理由是对称的：检索时只需要文件名，所以文件名必须留在目录项；而一旦找到，其余信息都在 inode 里，inode 再存一遍文件名毫无用处。

这条设计直接使”一个文件拥有多个名字”成为可能——多个目录项可以填写同一个 inode 编号，它们的文件名各不相同，指向的却是同一个文件。这就是硬链接，而 inode 中的连接计数字段正是为它准备的。

索引节点的总数与单个文件的长度无关

疑问点：与单个文件长度无关的因素

46.【统考真题】在某文件系统索引节点（inode）中有直接地址项和间接地址项，则下列选项中，与单个文件长度无关的因素是（　）。 A. 索引节点的总数　B. 间接地址索引的级数　C. 地址项的个数　D. 文件块大小

答案 A。 这一题考的是两个不同层级的资源不要混为一谈。

单个文件能有多长，取决于一个 inode 内部的索引能力：地址项有几个（C）、间接索引有几级（B）、每个数据块有多大（D）。这三者相乘决定了这一个 inode 最多能指向多少字节，具体计算见 4.1.5。

索引节点的总数决定的是整个文件系统最多能存在多少个文件，属于文件系统级的资源配额，和某一个文件能长到多大毫无关系。

一句话记法：inode 内部的结构管”一个文件多大”，inode 的个数管”能有多少个文件”。

索引节点会先于磁盘空间耗尽

疑问点：一个分区的索引节点总数是否存在上限

一个分区的 inode 总数有上限吗？

有，而且这个上限在格式化时就已确定，之后不能更改。

原因来自文件系统布局：inode 区在格式化时被划为一块固定大小的磁盘区域，能放多少个 inode 当时就定死了。典型比例是每若干 KB 数据空间配一个 inode。

由此产生一个反直觉但很现实的现象：

磁盘剩余空间显示还有很多，却已经无法创建新文件。

因为每个普通文件、每个目录、每个符号链接、每个设备文件都要占用一个 inode，而一个只有几十字节的小文件同样要占满一个 inode。当分区里存放的是海量小文件时，inode 会先于数据块耗尽。

这个边界值得记住的原因是：它说明”磁盘满”有两种截然不同的含义——数据块用完，或 inode 用完。

这是典型 ext/传统 inode 文件系统的模型，不是所有现代文件系统的绝对规律。

FCB、目录项与索引节点的三种称谓

考题里这三个词有时混用，需要看清语境：

  • 不采用索引节点的系统中，目录项就是 FCB，两者是同一个东西。
  • 采用索引节点的系统中，目录项被瘦身成 ⟨文件名, inode 号⟩，而 FCB 的其余内容都在 inode 里。此时说”FCB”通常指 inode。

所以看到”目录项包含哪些内容”这类题，必须先判断题干说的是哪种系统。

FAT 文件系统的目录项

疑问点：FAT32 的文件目录项不包含的内容

  1. FAT32 的文件目录项不包括（　）。 A. 文件名　B. 文件访问权限说明　C. 文件控制块的物理位置　D. 文件所在的物理位置

答案 C。

FAT 系统不使用索引节点，因此它的目录项本身就是完整的 FCB，包含文件名、属性、时间日期、起始簇号和文件大小。选项 D”文件所在的物理位置”对应的就是起始簇号，是有的；选项 A 文件名显然有；选项 B 的属性字段（只读、隐藏、系统等）也可视为存取控制信息。

只有 C 不存在——目录项自身就是 FCB，不需要再记录”FCB 的物理位置”，那等于让它记录自己在哪。

目录检索的平均访问次数

疑问点：二级目录下查找一个文件的平均访问磁盘次数

  1. 在一个文件系统中，FCB 占 64B，盘块大小为 1KB，采用二级目录。假定文件目录中有 3200 个目录项，则查找一个文件平均需要（　）次访问磁盘。 A. 50　B. 54　C. 100　D. 200

答案 C。 这类题的解法是固定三步：

① 一个盘块能装几个目录项。 个。

② 整个目录文件占几个盘块。 个盘块。

③ 顺序查找平均要读一半。 次。

关键是第三步：目录检索是顺序比对，目标可能出现在任何位置，平均要扫过一半的盘块。“平均”二字就是在提示除以 2。

题干里的”二级目录”在本题中不参与计算——它只说明了目录的组织形式，只有当题目额外给出主目录和用户目录各自的规模时，才需要把两级的检索成本分别算出再相加。

对照速查

不采用索引节点采用索引节点
目录项内容完整的 FCB仅 ⟨文件名, inode 号⟩
文件属性存放目录项中索引节点中
一个盘块能放的目录项少多（检索快得多）
能否一文件多名困难可以（硬链接）
FCB 三类信息内容
基本信息文件名、物理位置、逻辑结构、物理结构
存取控制信息存取权限
使用信息建立时间、上次修改时间
磁盘索引节点内存索引节点
描述什么文件是什么样额外描述文件正被怎样使用
独有字段—编号、状态、访问计数、逻辑设备号、链接指针
何时存在始终文件被打开期间
问的是什么看哪个量
单个文件最大长度一个 inode 的地址项个数、索引级数、块大小
最多能创建多少文件inode 总数
磁盘没满却建不了文件inode 已耗尽

考点

  • FCB 的有序集合就是文件目录；一个 FCB 就是一个目录项
  • 引入索引节点的目的是减少检索目录时的读盘次数（这是最常考的”为什么”）
  • 索引节点中没有文件名，文件名在目录项里
  • inode 总数与单个文件长度无关（真题 46 答案 A）
  • inode 总数在格式化时固定，小文件多时会先于磁盘空间耗尽
  • FAT 目录项就是 FCB，不包含”FCB 的物理位置”
  • 目录检索平均次数：一块几项 → 共几块 → 除以 2

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