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本篇主要介紹文件系統的調度算法及性能優化，關於文件系統的結構請參考上一篇【操作系統】文件系統（一）：文件的存儲介質及結構
1 文件操作的實現
1.1 創建文件和打開文件
創建文件：建立系統與文件的聯繫，實際是建立文件的FCB。
在目錄中爲新文件建立一個目錄項，根據提供的參數及需要填寫相關內容。
分配必要的存儲空間
打開文件：根據文件名在文件目錄中檢索，並將該文件的目錄項讀入內存，建立相應的數據結構並返回文件描述符/文件句柄。
創建、打開文件流程如下圖所示：
1.2 指針定位
系統爲每個進程打開的每個文件維護一個讀寫指針，即相對於文件開頭的偏移地址。
讀寫指針指向每個文件讀寫的開始位置，在每次讀寫完成後，讀寫指針按照讀寫的數據量自動後移相應數值。
1.3 讀文件
1、根據打開文件時返回的文件描述符(file descriptor)，找到相應的文件控制塊；
2、將文件的邏輯塊號轉換爲物理塊號；
3、申請緩衝區；
4、啓動磁盤I/O操作，把磁盤中的信息讀入緩衝區，再送到指定的內存區；
5、返回執行第3/4步直至讀出所需數量的數據。
2 文件系統的管理
2.1 文件系統的可靠性
可靠性：抵禦和預防各種物理性破壞和人爲性破壞的能力。
2.2 文件系統的一致性
1 問題的產生
磁盤塊–>內存–>寫回磁盤塊，若在寫回之前，系統崩潰，則文件系統出現不一致的情況。
**文件系統的不一致主要是指元數據的不一致，包括系統的卷信息、空閒的磁盤塊信息、文件目錄信息、分配給文件的塊信息。**至於說Word文件在使用過程中由於系統崩潰沒有保存導致數據丟失，這就不在文件系統的一致性討論範疇。
2 磁盤塊的一致性檢查
這裏以Unix系統爲例，OS保存了兩張表，每塊對應一個表中的計數器，初值爲0。
表一：記錄了每塊在文件中出現的次數；
表二：記錄了每塊在空閒塊表中出現的次數。
| 塊號 | 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 |
|---|---|---|---|---|---|---|---|
| 表一：使用中的塊 | 1 | 1 | 0 | 1 | 0 | 1 | 2 |
| 表二：空閒塊 | 0 | 0 | 0 | 0 | 2 | 0 | 0 |
如上表所示，正常情況應該是：同一塊號，在使用塊中爲1，在空閒塊中就應該爲0，反之在使用塊中爲0則在空閒塊中就應該爲1。但是表中塊號爲2、4、6的就是異常。下面依次就行說明。
塊號2：該塊在使用塊和空閒塊表中都不存在，丟失了，解決方案是在空閒塊表中把該塊的值標記爲1。
塊號4：磁盤在空閒塊表中出現了兩次，解決方案是將2修改爲1。
塊號6：磁盤塊在兩個文件當中都出現了，此時只能在空閒的磁盤塊中找一個空閒的磁盤塊，將兩個文件中的其中之一的內容拷貝到該塊中，另一個文件就用原來的磁盤塊。
2.3 文件系統的寫入策略
1 通寫（write-through）
內存中的修改立即寫到磁盤，性能較差，如FAT文件系統
2 延遲寫（lazy-write）
利用回寫（write back）緩存的方法實現
3 可恢復寫（transaction log）
利用事務日誌來實現文件系統的寫入，既考慮了安全性又考慮了性能，如NTFS
3 文件系統的安全性
3.1 文件保護機制
用於提供安全性、特定的操作系統機制，對擁有權限的用戶，應該讓其進行相應操作，否則應禁止。
3.2 文件的訪問控制
主動控制：訪問控制表
每個文件一個
記錄用戶ID和訪問權限
用戶可以是一組用戶
文件可以是一組文件
能力表（權限表）
每個用戶一個
記錄文件名及訪問權限
用戶可以是一組用戶
文件可以是一組文件
3.3Unix的文件訪問控制
採用二級存取控制：
第一級：對訪問者的識別
對用戶分類：文件主（owner）、文件主的同組用戶（group）、其他用戶（other）
第二級：對操作權限的識別
對操作分類：讀操作（r）、寫操作（w）、執行操作（x）、不能執行任何操作（-）
例如：rwx rwx rw-，表示對文件主可讀可寫可執行，對同組用戶可讀可寫可執行，對其他用戶可讀可寫不可執行。
chmod 731 file:將file的權限修改爲對文件主可讀可寫可執行，對同組用戶可讀可寫，對其他用戶可讀。
讀操作對應數字1，寫操作對應2，可執行對應數字4（7=1+2+4）
4 提高文件系統的性能
磁盤服務相對於內存讀取速度差異巨大，成爲系統性能的主要瓶頸之一。所以有必要對文件系統的性能進行優化提高。
4.1 塊高速緩存（Block Cache）
1 概念
又稱文件緩存、磁盤高速緩存、緩衝區高速緩存。是在內存中爲磁盤塊設置的一個緩衝區，保存了磁盤中某些塊的副本。
檢查所有的讀請求，看所需塊是否在塊高速緩存中
如果在，則可直接進行讀操作；否則先將數據讀入塊高速緩存，再拷貝到所需的地方
由於訪問的局部性原理，當一數據塊被讀入塊高速緩存以滿足一個I/O請求時，很可能將來還會再次訪問到這一數據塊
2 實現
是通過哈希表組織，若是塊高速緩存已滿則需要通過LRU算法進行置換，當塊中的數據二筆修改時，爲保證數據一致性，需要寫回磁盤（包括即時寫和延遲迴寫兩種方式）。
4.2 提前讀取
根據程序執行的局部性原理，每次訪問磁盤時，多讀入一些磁盤塊。這樣就節省了尋道時間等消耗。
4.3 合理分配磁盤空間
分配磁盤塊時，把有可能順序存取的塊放在一起，儘量分配在同一柱面上，從而減少磁盤臂的移動次數和距離。
4.4 磁盤調度
4.4.1 相關概念
當有多個訪盤請求等待時，採用一定的策略，對這些請求的服務順序調整安排，降低平均磁盤服務時間，達到公平、高效。
公平：一個I/O請求在有限的時間內滿足
高效：減少設備機械運動帶來的時間開銷
一次訪盤時間=尋道時間+旋轉延遲時間+傳輸時間
4.4.2 磁盤調度算法
假設有這樣一個場景，磁盤訪問序列是98,183,37,122,14,124,65,67，讀寫頭起始位置是53，研究一下各種算法的效率。
1 先來先服務
按訪問請求到達的先後次序服務。
上述場景的效率是：總移動640磁道
2 最短尋道時間優先（Shortest Seek Time First）
優先選擇距離當前磁頭最近的訪問請求進行服務，缺點是容易造成某些訪問請求長期等待得不到服務。
上述場景的效率是：總移動236磁道
3 掃描算法SCAN（電梯算法）
當設備無訪問請求時，磁頭不動；當有訪問請求時，磁頭按照一個方向移動，在移動過程中對遇到的訪問請求進行服務，然後判斷該方向上是否還有訪問請求，如果有則繼續掃描；否則改變移動方向，併爲經過的訪問請求服務。
上述場景的效率是：總移動218磁道
4 單向掃描調度算法C-SCAN
總是從0號柱面開始掃描，到達最後一個柱面後立即帶動讀寫磁頭快速返回到0號柱面，返回時不爲任何的等待訪問者服務，返回後可再次進行掃描。該算法的特點在於減少了新請求的最大延遲。
5 N-step-SCAN策略
把磁盤請求隊列分成長度爲N的子隊列，每一次用SCAN處理一個子隊列，在處理某一個隊列時，新請求添加到其他子隊列中。
6 FSCAN策略
使用兩個子隊列，掃描開始時，所有請求都在一個隊列中，而另一個隊列爲空，掃描過程中所有新到的請求都放入另一個隊列中，新請求需要等所有老請求處理完之後才能被服務。
7 旋轉調度算法
根據延遲時間來決定執行次序。有三種情況，如下表所示：
| 情況 | 解決方案 |
|---|---|
| 若干等待訪問者請求訪問同一磁頭上的不同扇區 | 讓先到達讀寫磁頭位置下的扇區進行傳送操作 |
| 若干等待訪問者請求訪問不同磁頭上的不同扇區 | 讓先到達讀寫磁頭位置下的扇區進行傳送操作 |
| 若干等待訪問者請求訪問不同磁頭上的相同扇區 | 任選一個讀寫磁頭進行傳送操作，剩下的磁頭在下一次扇區到達讀寫磁頭位置時操作 |
4.5 RAID技術
獨立磁盤冗餘陣列（Redundant Arrays of Independent Disks），目標在於提高可靠性和性能。
1 基本思想
通過把多個磁盤組織在一起，作爲一個邏輯卷提供磁盤跨越功能
通過把數據分成多個數據塊，並行寫入/讀出多個磁盤，以提高數據傳輸率（數據分條stripe）
通過鏡像或校驗操作，提供容錯能力（冗餘）
2 RAID 0-條帶化
數據分佈在陣列的所有磁盤上，有數據請求時同時對多個磁盤並行操作，無冗餘（即無差錯控制），性能最佳。如下圖所示：
3 RAID 1-鏡像
所有數據同時存在於兩塊磁盤的相同位置，可最大限度的保證數據安全性及可恢復性。如下圖所示：
4 RAID 4 交錯塊奇偶校驗
以數據塊爲單位，另外還有一塊盤專門存放奇偶校驗信息，如下圖所示：
