文件目錄

文件目錄

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文件之間的組織結構清晰易於查找。

文件控制塊

目錄文件自己就是一種有結構文件，由一條條記錄組成。每條記錄對應一個在該放在該目錄下的文件。

咱們雙擊照片後，操做系統會在這個目錄表中找到關鍵字照片對應的目錄項（也就是記錄），而後從外存中將照片目錄的信息讀入內存，因而照片目錄的內容就能夠顯示出來了

目錄文件中的一條記錄就是一個文件控制塊（FCB）.

FCB有序集合稱爲「文件目錄」，一個FCB就是一個文件目錄項。FCB中包含了文件的基本信息（文件名，物理地址，邏輯結構，物理結構等），存取控制信息（是否可讀/可寫，禁止訪問的用戶名單等，使用信息（如文件的創建時間，修改時間等）最重要，最基本的仍是文件名，文件存放的物理地址。

FCB存在最重要的做用實現文件名和文件之間的映射。使用戶（用戶程序）能夠實現‘’按名存取「

須要對目錄進行哪些操做？

搜索：當用戶使用一個文件時，系統要根據文件名搜索目錄，找改文件對應的目錄項

建立文件：建立一個新文件時=，須要在目錄中刪除相應的目錄項

刪除文件：當刪除一個文件時，須要在目錄中刪除相應的目錄項

顯示目錄：用戶能夠請求顯示目錄的內容，如顯示該目路中的全部文件及相應屬性

修改目錄：某些文件屬性保存在目錄中，所以這些屬性變化時，須要修改相應的目錄項（如：文件重命名）

單級目錄結構

早起操做系統並不支持目錄，整個系統中只創建一張目錄表，每一個文件佔一個目錄項

缺點：單級目錄實現了」按名存取「，可是不容許文件重名

在建立一個文件時，須要檢查目錄表中有沒有重名文件，肯定不重名後才能容許創建文件，並將新文件對應的目錄項插入到目錄表中。

顯然。單級目錄結構不適用於多用戶操做系統

兩級目錄結構

早期的多用戶操做系統，採用兩級目錄結構，分爲主文件目錄（MFD,Master File Directory）和用戶文件目錄（UFD，User File Directory）

主文件目錄用於記錄用戶名及相應用戶文件目錄存放的位置

用戶文件目錄由該用戶的文件FCB組成

容許不一樣用戶的文件重名。文件名雖然相同可是對應的實際上是不一樣的文件

兩級目錄結構容許實現不一樣用戶的文件重名，也能夠在目錄上實現訪問限制（檢查此時登陸的用戶名是否匹配）。可是兩級目錄結構依然缺少靈活性，用戶不能對本身的文件進行分類。

多級目錄結構：

又稱爲樹形目錄結構

不一樣目錄下的文件能夠重名

用戶（或用戶進程要訪問某個文件時要用文件路徑名標識文件，文件路徑名是個字符串。各級目錄之間用「/隔開」。從根目錄發出的路徑稱爲絕對路徑）

系統根據絕對路徑一層一層地找到下一級目錄。剛開始從外存讀入根目錄的目錄表；找到「照片」目錄的存放位置後，從外存讀入對應的目錄表；再找到「2015-08」目錄的存放位置，再從外存讀入對應目錄表；最後才找到文件‘自拍.jpg’整個過程須要3次讀磁盤I/O操做。

不少時候，用戶會從根目錄開始查找，效率比較低，所以能夠設置一個「當前目錄」，當用戶想訪問某個文件時，可使用從當前目錄出發的「相對路徑」。

在Linux中，「.」表示當前目錄，所以若是「照片」是當前目錄，則「自拍.jpg」的相對路徑爲：「./2015-08/自拍.jpg」。從當前路徑出發們只須要查詢內存中的「照片」目錄表，便可知道「2015-08」目錄表的存放位置，從外存調入該目錄，便可知道「自拍.jpg」存放的位置了。

可見，引入當前目錄，和相對路徑後，磁盤的I/O的次數減小了，這就提高了訪問文件的效率。

樹形目錄結構能夠很方便的對文件進行分類，層次結構清晰，也可以更有效的進行文件的管理和保護。可是，樹形結構不便於實現文件的共享。爲此，提出了「無環圖目錄結構」

無環圖目錄結構

在樹形目錄的結構基礎上，增長了一些指向同一節點的有向邊，使整個目錄成爲一個有向無環圖，能夠更方便地實現多個用戶間的文件共享。

能夠用不一樣的文件名指向同一個文件，甚至能夠指向用一個目錄（共享同一目錄下的全部內容）

須要爲每一個共享節點設置一個共享計數器，用戶記錄此時有多少個地方在共享該節點。用戶提出刪除節點的請求時，只是刪除該用戶的FCB，並使用計數器減1，並不會直接刪除共享節點。只有共享計數器爲0的時候才能真正刪除節點。

注意：共享文件不一樣於複製文件，在共享文件中，因爲各用戶指向的是同一個文件，所以只要其中一個用戶修改了文件數據，那麼全部用戶均可以看到文件數據的變化。

索引節點：（FCB的改進）

其實在查找各級目錄的過程當中只須要用到「文件名」這個信息，只有文件名匹配時，才須要獨處文件的其餘信息。所以能夠考慮讓目錄表」瘦身「來提升效率。

索引節點：除了文件名以外的描述信息都放到這裏來

思考有何好處？

假設一個FCB是64B，磁盤塊的大小爲1KB，則每一個盤塊中只能存放16個FCB。若一個文件目錄中共有640個目錄項，則共須要佔用640/16=40個盤塊。所以按照某個文件名檢索該目錄，平均須要查詢320個目錄項，平均須要啓動磁盤20次。（每次磁盤I/O讀入這一塊）

若使用索引節點機制，文件名佔14B，索引節點指針站2B，則每一個盤塊可放64個目錄項，那麼按文件名檢索目錄平均只須要讀入320/64=5個磁盤塊。顯然，這將大大提高文件檢索速度。

當找到文件名對應的目錄項時，才須要將索引節點調入內存，索引節點中記錄了文件的各類信息，包括文件在外存中的存放位置，根據「存放位置」便可找到文件。

存放在外存中的索引節點稱爲「磁盤索引節點」，當索引節點放入內存後稱爲內存索引節點

相比之下內存索引節點中須要增長一些信息，好比文件是否被修改，此時有幾個進程正在訪問改文件等。