第 4 章 名词库
这一页是复习主入口。 目标是把第 4 章的名词收全，并把每个词的边界和适用范围钉死。
每条最多四行：是（定义）／不是（划掉最常见的误解）／易混（成对的对手）／范围（该结论在什么条件下才成立）。
建设进度：✅ 4.1 文件系统基础 ✅ 4.2 目录 ✅ 4.3 文件系统 （第 4 章完整）
4.1.1 文件的基本概念
文件
- 是：创建者定义的一组相关信息的集合，是操作系统提供给用户的、可以按名存取的最小逻辑单位。
- 不是：不是”磁盘上的一段字节”这么简单——文件是抽象，它把”按块号取数据”包装成”按名字取数据”。
- 易混：↔ 磁盘块。判据：文件是逻辑概念，块是物理概念。
数据项
- 是：文件系统中最低级的数据组织形式。基本数据项是描述一个对象某种属性的字符集，不可再分；组合数据项由若干基本数据项构成。
- 不是：基本数据项不是”最小的字节”，而是”最小的有意义单位”（如”姓名”整体，不是姓名的第一个字）。
- 易混：↔ 记录。判据：数据项描述一个属性，记录描述一个对象。
记录
- 是：一组相关数据项的集合，用于描述一个对象在某方面的属性。
- 不是：不是磁盘块——一条记录可能跨块，一块也可能装多条记录。
- 易混：↔ 盘块。判据：记录是用户视角的存取单位，盘块是磁盘视角的读写单位。
关键字
- 是：能唯一标识一条记录的一个或几个数据项。
- 不是：不是任意字段——不能唯一标识就不能作关键字（学号可以，姓名不行）。
- 易混：↔ 关系数据库的主键，概念完全对应。
有结构文件 / 无结构文件
- 是：有结构文件（记录式文件）由一组相似记录组成，长度以记录为单位；无结构文件（流式文件）是一串字符流，长度以字节为单位。
- 不是：“有结构”不等于”内容有格式”。CSV、JSON 在现代系统上都是无结构文件。
- 易混：判据是操作系统本身知不知道记录边界——系统能提供”读第 22 条记录”才叫有结构。
- 范围：现代通用操作系统几乎只提供无结构文件；有结构文件是操作系统与数据库尚未分家年代的产物，408 中按概念辨析考查。
文件属性
- 是：名称、标识符、类型、位置、大小、保护、时间日期、文件所有者信息。
- 不是：属性不存放在文件内容里，而是存在 FCB 或索引节点中。
- 易混：名称是唯一以人类可读形式保存的信息；标识符是系统内部使用的数字，用户不可读。
普通文件 / 目录文件 / 特殊文件
- 是：按组织形式和处理方式分类的三类。普通文件即用户数据；目录文件的内容是目录项表；特殊文件是 I/O 设备在文件系统中的映射。
- 不是：分类依据不是内容，而是”读写它时系统把内容当作什么来解释”。
- 易混：判据看读写最终落到哪里——普通文件落到数据块（系统不解释）；目录文件落到数据块（系统按目录项格式解释，且禁止用户直接写）；特殊文件根本不落到磁盘，而是落到设备驱动程序。
文件的基本操作
- 是：创建、写、读、重定位、删除、截断六个，是最小集合。
- 不是：打开与关闭不在这六个之内——它们不改变文件本身，只改变进程与文件的连接状态。
- 易混：复制不是基本操作，可由”创建 + 读 + 写”组合完成。
4.1.2 文件控制块和索引节点
文件控制块（FCB）
- 是：存放控制文件所需各种信息的数据结构，其有序集合就是文件目录；一个 FCB 就是一个目录项。
- 不是：FCB 不在文件内容里，它在目录文件里。
- 易混：三类信息——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（权限）、使用信息（时间）。
索引节点（inode）
- 是：把 FCB 中”检索目录时用不到的信息”单独抽出来存放的结构；抽出后目录项只剩 ⟨文件名, inode 号⟩。
- 不是：索引节点中没有文件名——文件名必须留在目录项里供比对。
- 易混：↔ FCB。判据：不用索引节点的系统里目录项就是 FCB；用索引节点的系统里目录项被瘦身，FCB 的其余内容进了 inode。
- 范围：引入索引节点的目的只有一个——减少检索目录时的读盘次数，不是为了省磁盘空间（总空间几乎没变，只是挪了地方）。
磁盘索引节点 / 内存索引节点
- 是：磁盘 inode 常驻磁盘，含文件主标识符、类型、权限、物理地址、长度、连接计数、存取时间；内存 inode 是文件打开后的副本，额外增加索引节点编号、状态、访问计数、逻辑设备号、链接指针。
- 不是：内存 inode 不是磁盘 inode 的简单拷贝，它多出的字段只在运行期有意义。
- 易混：判据：磁盘 inode 描述”文件是什么样”，内存 inode 额外描述”文件正被怎样使用”。
连接计数
- 是：inode 中记录有多少个目录项指向本 inode 的字段。
- 不是：不是”有多少进程打开了它”（那是打开计数）。
- 易混：↔ 打开计数（在系统打开文件表中）。判据：连接计数管磁盘上的名字，打开计数管内存中的引用；两者都为 0 时数据块才真正被回收。
索引节点总数
- 是：格式化时就已确定的、整个分区能容纳的 inode 个数上限，之后不能更改。
- 不是：与单个文件的最大长度无关（高频真题）。
- 易混：判据——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”。
- 范围：存放海量小文件时 inode 会先于数据块耗尽，表现为”磁盘没满却建不了新文件”。
4.1.3 文件的操作
打开（open）
- 是：检索目录 → 检查权限 → 把索引节点复制到内存并在系统打开文件表建项 → 在进程打开文件表建项 → 返回文件描述符。
- 不是：
open不把文件内容读入内存，只读属性。一个 4GB 的文件同样能瞬间打开。 - 易混：打开的价值在于把目录检索的开销一次付清，此后读写不再碰目录。
关闭（close）
- 是：撤销进程打开文件表中该表项使 fd 失效 → 系统打开文件表的打开计数减 1 → 计数为 0 才回收该表项 → 必要时写回被修改的属性。
- 不是：关闭不是删除，文件仍完好留在磁盘上。
- 易混：一个系统表项被多个 fd 引用时，关一个 fd 只让计数减一。
系统打开文件表 / 进程打开文件表
- 是：系统表全系统一张，每个被打开的文件占一项（含文件号、外存地址、打开计数）；进程表每进程一张，每次
open调用占一项（含 fd、读写指针、系统表索引）。 - 不是：读写指针不能放在系统表或 inode 里——否则两个同时读同一文件的进程会互相干扰。
- 易混：分工判据——凡属于”这一次打开”的状态放进程表，凡属于”这个文件”的状态放系统表。
文件描述符（fd）
- 是：进程打开文件表的下标，
open的返回值。 - 不是：不是 inode 号，也不是系统表索引。
- 易混：作用域判据——fd 只在本进程内有效；inode 号在整个文件系统内唯一。
截断（truncate）
- 是：把已有文件长度截为 0，回收全部数据块，但保留目录项与全部属性。
- 不是：不是删除——删除还要抹掉目录项。
- 易混：对照”创建/删除各是两件事”——截断只做”回收空间”这一件。
4.1.4 文件的逻辑结构
逻辑结构 / 物理结构
- 是：逻辑结构回答”用户如何看待文件内容”，物理结构回答”逻辑文件如何存放到存储介质上”。
- 不是：两者互不限定——同一逻辑结构可配任何物理结构。
- 易混：↔ 顺序文件 vs 连续分配（最高频混淆）。判据：顺序文件说的是记录的逻辑排列，连续分配说的是盘块的物理排列。
- 范围：物理组织形式由”存储介质特性”决定（选择题答案）——磁带只能顺序，磁盘三种皆可。
顺序文件（串结构 / 顺序结构）
- 是：记录一个接一个顺序排列。串结构按存入时间排列，与关键字无关；顺序结构按关键字有序。
- 不是：不等于连续分配。
- 易混：判据——串结构只能顺序查找，顺序结构可折半查找。
索引文件
- 是：为每条记录建一个索引项（记录长度与指针），索引表按关键字有序，可折半查找。
- 不是：索引项不是每组一个，而是每条记录一个，因此索引表可能很大。
- 范围：索引文件用于可变长记录文件——变长记录无法用乘法算出位置，只能查表。
索引顺序文件
- 是：记录分组，只为每组第一条记录建索引项。查找时先定位组，再组内顺序查。
- 不是：不是”索引文件 + 顺序文件”的简单叠加，关键在只索引组首。
- 易混：这是最常用的一种。
时：顺序 次 / 一级索引 1000 次 / 两级索引 150 次。
直接文件（散列文件）
- 是：由关键字经散列函数直接算出记录的物理地址。
- 不是：与 UNIX inode 的”直接地址项”毫无关系，两个”直接”同名异义。
- 范围：只适合等值查找，不支持范围查询和按序扫描，且必须处理冲突。
记录成组 / 记录分解 / 成组因子
- 是：成组是把若干条逻辑记录打包放进一个物理块；分解是读入整块后在内存中拆出某条记录；成组因子
是一块能放的记录条数。 - 不是：成组不是文件分配方式，它是逻辑记录到物理块的打包，与连续/链接/索引无关。
- 易混：第
条记录在第 块、块内第 条。 - 范围：代价是改一条记录也必须读整块、写整块——磁盘没有”只写 100 字节”这回事。
4.1.5 文件的物理结构
簇
- 是：若干连续磁盘块组成的分配单位，文件系统以簇为单位分配空间。
- 不是：簇 ≠ 磁盘块。计算题中”最大文件块数”问的常是磁盘块，而 FAT 按簇建表。
- 范围：FAT 计算题的首要错因就是块与簇混用，动笔前必须先统一单位。
连续分配
- 是：文件占一组连续的盘块；目录项记起始块号 + 长度；物理块号 = 起始块号 + 逻辑块号。
- 不是：不是”最好的方式”——它有外部碎片且文件难以增长。
- 易混：三种方式中唯一真正
定位的，顺序访问和随机访问都最快。 - 范围：“在文件中间增加一块”时它的磁盘 I/O 最多（要整体后移）；但**“末尾追加”时它反而可能最快**。
隐式链接
- 是：下一块的块号存放在每个数据块的内部；目录项只记首块号。
- 不是：不支持随机访问——访问第
块需 次磁盘 I/O。 - 易混：指针损坏会导致其后整条链全部丢失；每块要拿出几字节存指针，有效容量不再是 2 的幂。
显式链接 / 文件分配表（FAT）
- 是：把所有块的”下一块指针”集中到一张表；一个分区一张 FAT，第
项对应第 号簇，取值为下一簇号 / EOF/FREE/BAD。 - 不是：FAT12/16/32 的数字是表项位数，决定能管多大分区；不是”单文件最大 32GB”。
- 易混：↔ 索引分配。判据：FAT 按物理簇号索引、全盘一张、要追链
；索引表按逻辑块号索引、一文件一张、下标直取 。 - 范围：它”支持随机访问”的前提是 FAT 已整体读入内存——追链在内存中完成，才不花磁盘 I/O；本质上仍是追链，不是直接定位。
索引分配 / 索引块
- 是：为每个文件建一张索引表，第
项直接给出该文件第 个逻辑块的物理块号；存表的盘块叫索引块。 - 不是：不能兼管空闲块（FAT 可以），必须另设位示图或空闲链表。
- 易混：索引块装不下时的三种解法——链接方案、多层索引、混合索引。
- 范围：小文件也要为索引块付出一整块的开销，这是它的主要浪费。
混合索引
- 是：UNIX 的做法。inode 含 13 个地址项：10 个直接地址 + 一级间接 + 二级间接 + 三级间接。
- 不是：不是”inode 里列出了文件的全部数据块地址”——大文件的 inode 里存的是索引块的地址。
- 易混：可寻址块数
，最大文件 ，其中 。 - 范围：设计意图是小文件不为大文件的能力付出代价——
时，40KB 以内零间接开销，而上限可达 4TB。
访问磁盘次数（混合索引）
- 是：直接 1 次、一级间接 2 次、二级间接 3 次、三级间接 4 次。规律是每多一级间接多读一个索引块。
- 范围：以上数字均假定 inode 已在内存。inode 不在内存时每项再加 1。
4.1.6 文件保护
访问类型
- 是：读、写、执行、添加、删除、列表清单六种。
- 易混：“添加”与”写”分开（只许追加不许改写）；“列表清单”与”读”分开（知道文件存在但读不到内容）。
口令保护
- 是：为文件设口令，口令存放在该文件的 FCB 或索引节点中，由操作系统比对。
- 不是：它的不安全不在于口令太短，而在于口令以系统可读的形式保存在系统内部。
- 易混：↔ 加密保护。判据：密码存不存在系统里。
- 范围：优点是时间与空间开销都很小，防的只是”其他普通用户”，它假定操作系统可信。
加密保护
- 是：用密码对文件本身加密，写时编码、读时译码；密码不存储在系统中。
- 不是：不是”给文件加口令”的另一种说法。
- 范围：保密性强、连管理员也拿不到明文，代价是每次读写都要编码译码，耗时。
访问控制表（ACL）
- 是：在每个文件的 FCB 或索引节点中增加一张表，记录各用户可对该文件执行哪些操作；是访问矩阵按列切分的结果。
- 不是：实际系统不会逐用户列举——那样表比文件还大。
- 易混：↔ 访问权限表 / 能力表（按行切分，每用户一张）。判据：ACL 回答”谁能动这个文件”，能力表回答”这个用户能动哪些文件”。
- 范围：现实系统绝大多数选 ACL，因为权限检查发生时文件总是已知的。
精简的访问列表
- 是：把用户分成 Owner / Group / Other 三类，每类三位（rwx），共九位表达完整权限。
- 不是：不是简化版 ACL 的”退化”，而是保护与共享这对矛盾的工程平衡点。
- 易混：粒度再粗则无法共享，再细则表不可用。
目录的 r / w / x
- 是：目录的
r= 能ls列出文件名；w= 能在其中创建 / 删除 / 重命名文件；x= 能穿过它进入下级路径。 - 不是：与作用在普通文件上的含义毫无关系。
- 范围：能否删除一个文件取决于其父目录的
w，与该文件自身权限无关——因为删除改的是目录文件的内容。创建文件需要父目录的w+x；沿路径访问需要途经每一级目录的x。
4.2.1 目录的基本概念
文件目录 / 目录文件
- 是：文件目录是若干 FCB 的有序集合（内容）；目录文件是存放该集合的那个文件（载体）。
- 不是：目录不是特殊的系统数据结构——它就是一个普通文件，有自己的 inode、数据块和权限。
- 易混：两词只差语序，判据：目录是内容，目录文件是纸。
目录管理的四个要求
- 是：① 实现按名存取（最基本功能）② 提高检索速度 ③ 文件共享 ④ 允许文件重名。
- 易混：四条各自催生一节——②→4.2.4 目录实现，③→4.2.5 文件共享，④→4.2.3 目录结构。
- 范围：“按名存取”是最基本功能，不是”提高检索速度”。
4.2.2 目录的操作
五种目录操作
- 是：搜索、创建文件、删除文件、显示目录、修改目录。
- 不是：“删除”作为目录操作只是抹掉目录项，与”回收数据块”是两件事。
- 易混：搜索是最频繁的目录操作，是 4.2.4 要优化的对象。
- 范围：更名只改目录项的名字字段，文件本体一个字节不动，因此与文件大小无关。
4.2.3 目录结构
单级目录
- 是：全系统一张目录表，每个文件占一项。
- 不是：不允许文件重名——这是它的致命伤。
- 范围：只能用于单用户环境。
两级目录（MFD / UFD）
- 是：主文件目录 MFD 记录用户名及其 UFD 位置；用户文件目录 UFD 由该用户文件的 FCB 组成。
- 不是：它没有解决共享问题，也不能对文件再分类。
- 易混：它解决的是”允许文件重名”这一条要求。
- 范围：计算题中只给一个目录项总数时，按当前要查的那个目录文件算；只有分别给出 MFD/UFD 规模时才两级相加。
树形目录（多级目录）
- 是：允许目录中再包含目录，整个命名空间成为一棵树。
- 不是：不是 B+ 树——树形来自”目录可嵌套”这一语义，与查找效率无关。
- 易混：↔ B+ 树 / HTree。判据：树形目录是命名空间的形状，B+ 树是单个目录内部的索引结构。
- 范围：“不便于共享”的根本原因是树要求每个节点只有一个父节点，而共享必然需要两个父节点。
当前目录 / 绝对路径 / 相对路径
- 是：绝对路径从根目录出发，相对路径从当前目录出发。
- 不是：两者最终都要逐级检索，差别只在于从哪里开始。
- 范围：当前目录存在的唯一理由是减少检索层级，从而减少磁盘访问次数。
无环图目录
- 是：树形目录 + 若干指向同一节点的有向边，整体为有向无环图；靠共享计数器管理删除。
- 不是：不是”允许任意成环”——必须无环。
- 范围：删除时计数减一，减到 0 才真正删除文件本体；否则会造成其他用户的指针悬空。
通用图目录
- 是：允许目录之间形成环，共享能力最强。
- 不是：408 不要求掌握其实现细节。
- 范围：两个风险——遍历可能死循环；环上对象的引用计数永不为 0，简单引用计数失效，必须引入垃圾回收。
4.2.4 目录实现
线性列表
- 是：用存放文件名与指针的线性表表示目录；创建文件前必须先扫描全表查重名。
- 不是：删除不一定要移动——三种做法：标记为不再使用 / 把最后一项复制过来 / 链成空闲链表。
- 范围：查找需线性扫描，平均比对一半；改用有序表可折半，但插入删除要维护有序性。
哈希表（目录实现）
- 是：以文件名为关键字散列到目录项位置，查找迅速。
- 不是：不能无限扩展。
- 范围：两个缺点——必须处理冲突；表长固定且哈希函数依赖表长，扩容需重建整表并重新散列。
路径查找
- 是：从根（或当前）目录开始，每一级都要”读该目录的 inode → 读其数据块 → 比对文件名 → 取下一级 inode 号”。
- 不是：不是一次性拿到目标——路径每深一级多一轮磁盘访问。
- 易混：检索目录的开销（看目录组织）与取数据块的开销（看文件物理结构）是两笔独立的账。
目录项（rec_len）
- 是：Linux 目录项含
inode、rec_len、name_len、file_type、name。 - 易混：文件名变长，故目录项是变长记录，必须靠
rec_len定界——即 4.1.4 中”变长记录靠长度字段切分”的实例。 - 范围：工具显示出来的目录列表是渲染结果（
/、@、-->都是工具加的），不是磁盘上的格式。
目录项缓存
- 是：把最近使用的目录项与 inode 缓存在内存（dentry cache / inode cache），命中时整级查找零磁盘 I/O。
- 易混：与 TLB、Cache 同理，都建立在局部性原理之上。
4.2.5 文件共享
文件共享
- 是：多个用户共同使用同一个文件，系统中只保留该文件的一份副本。
- 不是：各存一份不叫共享，叫复制——一方修改后另一方看到旧数据。
硬链接（基于索引节点的共享）
- 是：多个目录项填写同一个 inode 号；inode 中的链接计数
count记录有几个目录项指向自己。 - 不是：不区分”原件”和”链接”——两个目录项完全平等，系统里没有”原文件”这个概念。
- 易混：↔ 符号链接。判据：硬链接靠 inode 号，符号链接靠路径名——所有能力差别都由此推出。
- 范围：不能跨文件系统（inode 号仅本文件系统内唯一）；一般不允许指向目录（会成环）；
count为 0 才真正删除；文件主删除自己的目录项后仍需为存储付费，直到count归零。
符号链接（软链接）
- 是：新建一个类型为 LINK 的独立文件，内容是被共享文件的路径名；访问时取出路径重新解析。
- 不是：不是”目录项的另一种写法”——它有自己的 inode 和数据块，是一个货真价实的文件。
- 范围：可跨文件系统、可指向目录；代价是目标删除后悬空，且每次访问要多读一个文件并重新解析整条路径。
链接计数 vs 打开计数
- 是：链接计数在 inode 中，记录磁盘上有几个目录项指向它，是持久状态；打开计数在系统打开文件表中，记录有几个进程打开了它，是运行期状态。
- 范围：类 UNIX 中数据块被真正回收的条件是两者都为 0——这解释了”删除正在使用的文件，空间不立刻释放”。
4.3.1 文件系统结构
四层结构
- 是：自底向上为 I/O 控制层 → 基本文件系统（物理 I/O 层）→ 文件组织模块 → 逻辑文件系统。
- 不是：“基本文件系统”不是核心层——它是唯一完全不理解”文件”概念的一层，只认物理块号。
- 易混：判据——逻辑文件系统管”名字与属性”，文件组织模块管”地址与空间”。
逻辑文件系统
- 是：管理元数据（文件系统的所有结构数据，不含文件内容）：目录管理、FCB/inode 管理、文件保护、基本操作的逻辑处理、打开文件表管理。
- 不是：不负责”第
个逻辑块在哪个物理块”——那是文件组织模块的事。 - 范围：这是本节最常考的一条分界。
文件组织模块
- 是：知道文件及其逻辑块与物理块，负责逻辑块号 → 物理块号的翻译；还管理空闲空间。
- 不是：空闲空间管理不归逻辑文件系统——它本质是在回答”下一个可用物理块是哪个”，属地址与空间范畴。
- 范围：“空闲空间管理归文件组织模块”是高频易错点。
元数据
- 是：文件系统中除文件实际内容之外的所有结构数据（目录、FCB、权限、时间、块地址等）。
- 易混：↔ 文件内容。判据：能被逻辑文件系统管的都是元数据。
4.3.2 文件系统布局
主引导记录（MBR）
- 是：磁盘的第 0 号扇区，用来引导计算机；末尾包含分区表，其中一个分区被标记为活动分区。
- 不是：MBR ≠ 引导块。MBR 整盘只有一个，管”有哪些分区”。
- 易混：启动链条是 BIOS → MBR → 活动分区的引导块 → 操作系统。
引导块
- 是：每个分区的第一个块，其中是一段程序，负责装载本分区的操作系统。
- 不是：不等于超级块——引导块里是代码，超级块里是数据。
- 范围：每个分区都从引导块开始，即使它并不含可启动的操作系统（为统一起见）。
超级块
- 是：记录文件系统的所有关键参数：类型、块大小、总块数与空闲块数、inode 总数与空闲数、根目录位置、空闲空间管理结构的位置。
- 不是：不描述任何单个文件——单个文件的属性和地址全在 inode 里。
- 易混：↔ VFS 超级块对象。判据：前者是落在盘上的字节，后者是内核中的内存对象。
- 范围：启动或文件系统首次使用时被读入内存；损坏会导致整个文件系统无法挂载，故实际系统常存多个副本。
磁盘布局顺序
- 是：引导块 → 超级块 → 空闲空间管理区 → inode 区 → 根目录 → 数据区。
- 易混：顺序由启动依赖链决定，不必死记——每一步只依赖前一步已获得的信息。
- 范围：只有根目录被单独定位（它是路径解析的起点），其余目录的数据块都在数据区。
内存中的结构
- 是：安装表、目录结构缓存、系统打开文件表、进程打开文件表，以及读写用的缓冲区。
- 易混：它们都是为避免反复读盘而存在的。
4.3.3 文件存储空间管理
文件卷 / 目录区 / 文件区
- 是：文件卷（逻辑卷）可以是整块磁盘或一个分区；目录区存 FCB、inode 及空间管理信息，文件区存文件数据。
- 范围：对文件区的管理以”提高存储空间利用率”为主要目标；对换区则以”提高换入换出速度”为目标。前者离散分配求省，后者连续分配求快。
空闲表法
- 是：为所有空闲区建表，每项记第一个空闲盘块号 + 空闲盘块数。
- 易混：与动态分区分配同套算法（首次适应等），回收同样要合并相邻空闲区。
- 范围：适用于连续分配方式。
空闲链表法（空闲盘块链 / 空闲盘区链）
- 是：把空闲盘区拉成链表。空闲盘块链以盘块为单位；空闲盘区链以连续盘区为单位，每个盘区还要记本区盘块数。
- 范围：盘块链分配/回收单块最简单，但分配多块要重复很多次；盘区链分配连续空间效率高，但分配回收较复杂。
位示图
- 是：一位对应一个盘块（0 空闲、1 已分配，也有系统反定义，以题目为准）。
- 不是：不适合超大磁盘——位图本身会很大。
- 易混：最大优点是易于找到连续的空闲块（连续的 0 一眼可见），这是链表法做不到的。
- 范围：换算前必须先确认三个编号起点：块号、行号、列号各自从 0 还是从 1。
通用做法：块号 → 序数
（从 1 编号则 块号，从 0 编号则 块号 ）→ 字号 、位号 。
成组链接法
- 是：UNIX 采用。空闲块每 100 个一组；超级块中的空闲盘块号栈存放当前第一组的块号与个数
；其余各组的块号记录在上一组的某个成员块中。 - 不是：不需要把全部空闲块信息装入内存——这是它区别于前三种方法的关键。
- 易混：两个临界动作——分配至
时，先把该块内容读入栈，再分配这个块本身；回收至栈满时，把栈中 100 个块号写入新回收块，令 。 - 范围：适用于大型文件系统；精妙之处是把”下一组的清单”藏在空闲块自己身上，不占额外空间。
可管理空闲块的结构
- 是：位图、空闲磁盘块链、FAT 都可以（真题 2019）。
- 不是：索引节点不行——inode 是文件级结构，只知道”我这个文件用了哪些块”。
- 易混：判据——能回答”整个磁盘哪些块空着”的才算。
文件系统一致性 / fsck / 日志文件系统
- 是：不一致源于”分配一个块要同时改位示图和 inode”，两次写盘之间断电即出问题。fsck 重启后全盘扫描重建引用统计并修正；日志文件系统先把事务意图写入日志区，崩溃后只查日志。
- 不是：日志记录的不只是数据，主要是元数据的修改意图。
- 范围：408 中属疑难点，掌握”为什么会不一致”与”两类手段的区别”即可。
4.3.4 虚拟文件系统
虚拟文件系统（VFS）
- 是：内核中的一个软件层，三个要求——① 向上提供统一标准的系统调用接口；② 要求下层文件系统实现规定的函数功能；③ 每打开一个文件就在主存中新建一个 vnode。
- 不是：VFS 不是一种文件系统——它不定义磁盘格式，磁盘上没有属于它的任何字节。
- 易混：判据——能被格式化到磁盘上的才是具体文件系统。
- 范围：它是横向分派器，不是四层结构的第五层；位置在系统调用接口与各具体文件系统之间。
vnode
- 是：VFS 在主存中为每个被打开文件建立的统一表示，由 inode 的信息复制而来，并增加了指向具体文件系统函数的功能指针。
- 不是：inode 中没有功能指针（磁盘上存函数地址无意义）。
- 易混：↔ inode。判据：inode 在外存、格式各异；vnode 在主存、格式统一。
VFS 四类对象
- 是：超级块对象（一个已挂载的文件系统）、索引节点对象/vnode（一个文件本体）、目录项对象（路径中的一个名字）、文件对象（一次打开）。
- 易混：后两者的分工与两级打开文件表完全对应——目录项属于”这个名字”，文件对象属于”这一次打开”。
4.3.5 文件系统挂载
安装点（挂载点）
- 是：文件系统被安装的位置，必须是当前目录树中一个已存在的目录；挂载后经由它访问到的是被挂载文件系统的根目录。
- 不是：不能挂到普通文件上——挂载后要用它继续解析路径。
挂载的三件事
- 是：① 在 VFS 中注册，写入内存的安装表（类型、容量等）；② 新文件系统向 VFS 提供函数地址列表；③ 加到安装点。
- 易混：第 ② 步正是 VFS 第二个要求的落实——不提供这组函数就无法接入。
挂载点遮蔽
- 是：挂载后，安装点目录原有的内容通过该路径不再可见。
- 不是：数据并未被删除，卸载后原样出现。
- 范围：挂载改变的是”这条路径通向哪里”，不改变磁盘上的任何数据。
挂载 vs 格式化
- 是：格式化在磁盘上建立文件系统结构（分区域、初始化空闲管理），是破坏性的、写磁盘的；挂载只在内存中建立映射关系，可反复挂载卸载。
- 易混：一句话——格式化造出文件系统，挂载让它可被访问。
高频”范围限定”清单
下表集中列出最容易被抽掉限定条件的结论。看到题干把限定词去掉，就是陷阱。
| 结论 | 成立的范围 |
|---|---|
| 有结构文件 | 判据是操作系统知不知道记录边界，不是内容有没有格式 |
| 引入索引节点 | 目的是减少检索目录的读盘次数，不是省磁盘空间 |
| 索引节点中有文件名 | 不成立——文件名在目录项里 |
| inode 总数 | 只管文件个数上限，与单个文件长度无关 |
open 读入文件 | 只读属性，不读内容 |
| 读写指针 | 必须在进程打开文件表；打开计数必须在系统打开文件表 |
| 顺序文件 = 连续分配 | 不成立——一个是逻辑结构，一个是物理结构 |
| 物理组织形式的决定因素 | 存储介质特性（磁带只能顺序） |
| 索引文件 | 用于可变长记录——变长记录算不出位置 |
| 记录成组 | 改一条记录必须读整块、写整块 |
| 显式链接支持随机访问 | 仅在 FAT 已读入内存时；且仍是追链 |
| FAT 能管空闲块 | 仅 FAT；索引分配不行 |
| ”增加一块 I/O 最多” | 仅”中间插入”时是连续分配；末尾追加结论相反 |
| 混合索引访问次数 1/2/3/4 | 仅在 inode 已在内存时 |
| 口令保护不安全 | 因为口令对系统不保密，非因口令太短 |
| 加密保护 | 密码不存储在系统中，这是与口令保护的唯一判据 |
| 删除文件 | 看父目录的 w，与文件自身权限无关 |
| —— 以下为 4.2 —— | |
| 按名存取 | 是目录管理最基本的功能，不是”提高检索速度” |
| 两级目录解决了什么 | 只解决”允许文件重名”；共享与分类仍未解决 |
| 树形目录不便共享 | 因为树要求每个节点只有一个父节点 |
| 树形目录 = B+ 树 | 不成立——命名空间形状 vs 单目录内部索引 |
| 无环图目录 | 必须无环；删除靠共享计数器，为 0 才真删 |
| 通用图目录的风险 | 遍历死循环 + 环上引用计数永不为 0 |
| 哈希表实现目录 | 缺点是冲突与表长固定难扩容 |
| 目录检索开销 | 与文件物理结构无关，是两笔独立的账 |
| 工具显示的目录 | 是渲染结果，/、@、--> 都是工具加的 |
| 硬链接不能跨文件系统 | 因为 inode 号只在本文件系统内唯一 |
| 硬链接不能指向目录 | 因为会成环 |
| 硬链接有”原件” | 不成立——两个目录项完全平等 |
| 文件主删名字后 | 仍需为存储付费，直到 count 归零 |
| 数据块何时回收 | 链接计数与打开计数都为 0 |
| —— 以下为 4.3 —— | |
| 基本文件系统 | 唯一不理解”文件”概念的一层，只认物理块号 |
| 逻辑块号→物理块号 | 归文件组织模块，不归逻辑文件系统 |
| 空闲空间管理 | 归文件组织模块（高频易错） |
| 引导块 vs 超级块 | 引导块里是代码，超级块里是数据 |
| 每个分区都有引导块 | 成立，即使它不含可启动的操作系统 |
| 超级块 | 不描述任何单个文件；损坏则整个文件系统不可挂载 |
| 根目录区 | 只有根目录被单独定位，其余目录数据块都在数据区 |
| 文件区管理目标 | 提高存储空间利用率；对换区才是”提高换入换出速度” |
| 空闲表法 | 适用于连续分配 |
| 位示图的优点 | 易于找到连续的空闲块 |
| 位示图换算 | 先确认块号、行号、列号三个编号起点 |
| 成组链接法 | 适用于大型文件系统；唯一不需全部装入内存的方法 |
| 成组链接
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