第 5 章 文件系统¶
依据：《操作系统概论》（2017 年版）第 5 章、配套自考大纲及附录答案。下文编号指大纲“考核内容与考核要求”；标注“自编”的算例为学习辅助，不是真题。
复习导航：大纲要求与笔记位置¶
| 大纲条目 | 层次 | 位置 | 学完应能做到 |
|---|---|---|---|
| 1 文件概述 | 识记 | 第 1 节 | 说明文件与文件系统的含义、命名规则与逻辑结构 |
| 1 文件概述 | 识记 | 第 2 节 | 区分顺序与随机存取，说出常用属性与操作 |
| 2.1–2.3 目录、路径与目录操作 | 识记、领会 | 第 3 节 | 区分单层、多级、树形目录，会用绝对与相对路径，说出目录操作 |
| 3.1 连续和链接分配 | 简单应用 | 第 4 节 | 由逻辑块定位物理块 |
| 3.2 目录、FAT、i 结点 | 综合应用 | 第 5 节 | 按名访问并沿 FAT 链定位簇 |
| 3.2 目录、FAT、i 结点 | 综合应用 | 第 6 节 | 比较 CP/M、MS-DOS、UNIX 的目录项结构 |
| 3.2 目录、FAT、i 结点 | 综合应用 | 第 7 节 | 按地址结构算出最大文件长度 |
| 3.3 空间管理 | 简单应用 | 第 8 节 | 算簇数与末簇碎片，说明空闲链与位图 |
全章八节按“名字 → 目录 → 盘块 → 空闲空间”展开：第 1–2 节介绍文件逻辑结构、存取方式和基本操作；第 3、6 节讲目录树及 CP/M、MS-DOS、UNIX 的目录项布局；第 4、5、7 节对比连续、盘块内链接、FAT 与 i 结点模型；第 8 节讨论簇大小和空闲空间管理。
本章学习目标¶
这一章把“用户给个名字、系统找到数据”拆成三段：目录管名字，分配方式管数据块放在哪，i 结点和 FAT 把名字接上数据。
可先对照连续分配、盘块内链接、FAT 和 i 结点模型，分清各自如何定位数据块，再学习按名访问和最大文件长度计算。簇大小与位图部分则侧重空间占用的计算。
1 文件、文件系统与逻辑结构（1，识记）¶
文件是存储在外存介质上、具有名称的一组相关信息。文件系统由文件、管理文件的软件，以及目录、i 结点、空闲表等管理数据结构共同构成，负责按名存取、外存空间管理、共享与保护。
用户通过文件名访问数据。文件名允许的字符、最大长度、大小写规则及扩展名限制因系统而异，教材以 CP/M、MS-DOS 和 UNIX 作对比。
从应用程序眼里看过去，文件内容有三种逻辑结构：
| 逻辑结构 | 含义 | 示例 |
|---|---|---|
| 无结构字节序列 | 系统只把文件当成一串无格式字节流，怎么解释归应用程序自己管 | UNIX／Windows 普通文本、二进制流文件 |
| 固定长度记录序列 | 按等长记录排列，给出记录号就能直接算出偏移位置 | 定长表格、学生学籍记录文件 |
| 树形结构 | 每条记录带关键字，按关键字组织成检索树 | 大型按键检索数据库文件 |
“无结构流式文件”并非内容没有格式，而是操作系统不解释其内部结构。C 源码、JPEG 图片和可执行程序在 UNIX 中都可视为字节流，由相应软件解析。这里要区分两个维度：逻辑结构描述用户看到的数据组织，第 4 节的物理分配描述数据在磁盘簇上的存放方式。
按内容编码和用途，教材还区分 ASCII 文本文件、二进制文件和可执行文件等。可执行文件头包含代码段、数据段的装入信息；普通二进制文件通常不能直接用文本编辑器正确解读。
2 存取方式、属性和操作（1，识记）¶
顺序存取按当前读写位置依次处理数据；随机存取（直接存取）允许指定偏移位置读写。例如，定长记录每条长 \(r\) 字节、编号从 0 开始，第 \(k\) 条记录的字节偏移为 \(k \times r\)。能否随机存取取决于系统接口与底层介质，不能仅根据文件扩展名判断。
除文件数据外，系统还要记录文件属性，如文件名或内部标识、类型、长度、所有者、权限及有关时间戳。部分系统把属性放在目录项中，UNIX 则主要由 i 结点保存属性，目录项保留文件名和 i 结点号。
以下文件操作需要按语义区分，尤其注意右列列出的边界：
| 操作 | 主要作用 | 容易混淆的地方 |
|---|---|---|
| 创建 create | 登记新文件、建好目录项与元数据 | 刚创建时可以是 0 字节空文件，未必当场分数据块 |
| 删除 delete | 释放管理结构并按链接数回收盘块 | 清空内容（截断为 0）文件还在；删除则连名字带空间一并撤掉 |
| 打开 open | 按路径找目录项，把文件属性与盘块地址装入内存打开文件表 | 只装管理信息（属性＋地址），不是把整份文件内容读进内存 |
| 关闭 close | 释放内存打开文件表项，把缓存在内存的元数据刷回磁盘 | 只是结束本轮访问，不会删掉磁盘上的文件 |
| 读 read | 按当前读写指针把一段数据拷进用户缓冲区，推进指针 | 实际读到的字节数可能少于请求数（如撞上文件尾） |
| 写 write／追加 append | 在当前指针处改写，或强制跳到文件末尾追加 | 超出原有簇边界时会触发分配新数据簇 |
| 定位 seek | 只改写内存打开文件表里的当前读写指针 | 纯改内存整数，这一步本身不读盘也不写盘 |
| 获取／设置属性 | 读取或修改权限、时间戳等元数据 | 不碰文件正文数据 |
| 重命名 rename | 改目录项里的名字字段（或挂到新目录） | 数据块原地不动，不用把几 GB 内容搬一遍 |
open 的作用是按路径查找文件，并在内存中建立后续访问所需的管理信息，包括属性和盘块地址等。之后的 read/write 可利用这些信息定位数据块，无需每次从根目录重新查找。打开文件不等于把文件全部内容读入内存。
3 目录与路径（2.1–2.3，识记、领会）¶
文件目录把文件名与文件管理信息关联起来，使系统能够按名查找属性和数据块地址。目录本身通常也作为文件存储，内容由多条目录项组成。
目录的组织方式经历了三代演进：
| 目录结构 | 特点 | 局限／用途 |
|---|---|---|
| 单层目录 | 整块盘就一张扁平目录表，所有文件挤在一层 | 文件一多查找极慢，而且不同用户、不同用途的文件绝不能重名 |
| 两级／多级目录 | 先按用户分主目录，再往下分子目录 | 解决了多用户重名冲突，检索范围随之收窄 |
| 树形目录 | 根目录往下任意嵌套子目录与普通文件 | 靠路径名唯一锁定文件，不同目录下的文件随便重名 |
树形目录使用两类路径：绝对路径从根目录出发，UNIX 中以 / 开头；相对路径从进程的当前工作目录出发，其中 . 表示当前目录，.. 表示父目录。
自编例：当前工作目录为 /home/student/os，访问 /home/student/material/book.txt 时，可使用相对路径 ../material/book.txt，即先到父目录，再进入 material。调用 chdir 改变工作目录后，同一相对路径的指向可能变化；绝对路径不受工作目录变化影响。
目录操作包括创建、删除、读取和重命名。删除非空目录通常需先清空或递归处理。UNIX 还提供硬链接（link）与解除链接（unlink）：目录项保存“文件名＋i 结点号”，创建硬链接就是增加一条指向同一个 i 结点号的目录项，并使链接计数加 1；unlink 删除目录项并使链接计数减 1。只要仍有硬链接，文件就可通过其他名字访问；最后一个链接删除后，还需满足文件不再被打开等条件，系统才会回收数据块。
4 文件的物理分配（3.1，简单应用）¶
查到文件管理信息后，还需把文件内部的逻辑块号 \(0, 1, 2, \dots\) 映射到磁盘物理簇（物理块）。以下比较四种分配模型，可联系第 4 章连续分区、分页和多级页表的组织方式理解。
4.1 连续分配¶
连续分配让文件占用相邻的磁盘簇，目录项记录起始簇号 \(s\)和文件长度。第 \(j\) 号逻辑块（从 0 编号）对应物理簇 \(s + j\)，便于顺序和随机访问。缺点是会产生外部碎片，且创建时不易预估最终长度；若相邻簇已被占用，文件扩展可能需要整体迁移。
自编例：簇大小 \(1\ \text{KB} = 1024\ \text{B}\)，某文件起始簇号 40、长 \(2500\ \text{B}\)。共占 \(\lceil 2500 / 1024 \rceil = 3\) 个连续簇，即 40、41、42 号簇。要读文件内字节偏移 2200 处的数据：\(2200 = 2 \times 1024 + 152\)，落在第 2 号逻辑块、块内偏移 152，直接去读物理簇 \(40 + 2 = 42\) 的偏移 152 字节处即可；末簇 42 号里闲置了 \(3072 - 2500 = 572\ \text{B}\) 的内部碎片。
4.2 盘块内链接¶
盘块内链接允许文件使用离散的空闲簇。目录项记录首簇号，每个数据簇保存下一簇的指针，末簇存结束标记，文件扩展时可接入新簇。它没有外部碎片，但随机访问第 \(j\) 块时，需要从首簇读取前面 \(j\) 个数据簇以追踪指针；指针损坏会使后续链条无法访问，且每块可用数据容量不再是完整的 \(2^k\) 字节。
计算容量时应扣除块内指针：物理块长 \(B\) 字节、指针占 \(a\) 字节，则每块净数据容量为 \(B - a\)，长度为 \(L\) 的文件需要 \(\lceil L / (B - a) \rceil\) 块。这一扣减仅适用于盘块内隐式链接；FAT 将指针单独存表，不必从数据块中扣去 \(a\)，仍可容纳 \(B\) 字节。
4.3 FAT：集中保存簇间链接¶
文件分配表（FAT）将各数据簇的链接指针集中存入卷首的表中，并按物理簇号索引。在教材的 FAT 驻留内存模型中，目录项提供首簇号，查找第 \(j\) 块时，CPU 沿内存中的 FAT 链前进 \(j\) 次即可定位，无需为读取中间指针逐次访问磁盘。
| 比较 | 连续分配 | 盘块内链接 | FAT |
|---|---|---|---|
| 数据块位置 | 必须连续 | 可离散 | 可离散 |
| 下一个块的位置 | 首簇号 + 逻辑块号 |
藏在当前数据块内部 | 集中在内存 FAT 表的对应下标处 |
| 随机定位 | \(O(1)\) 直接算出 | 需从首块依次读取前序数据块 | 在内存沿链查表，无需逐次读取中间数据块 |
| 文件扩展 | 受邻接空闲簇限制 | 随时挂新簇 | 随时挂新簇 |
| 主要代价 | 外部碎片、追加难 | 随机读极慢、指针占块内空间、怕断链 | 整张 FAT 表要常驻内存占空间 |
5 FAT 与按名访问（3.2，综合应用）¶
教材例中，某文件依次使用簇 4 → 7 → 2 → 10 → 12。FAT 表对应记录为 FAT[4]=7, FAT[7]=2, FAT[2]=10, FAT[10]=12, FAT[12]=EOF（结束标记）。
按文件名查目录 → 拿到首簇号 4
逻辑块 0 → 物理簇 4
逻辑块 1 → 查 FAT[4]，得物理簇 7
逻辑块 2 → 查 FAT[7]，得物理簇 2
……一路查到表项值为 EOF 为止
下表对应教材图 5-8。注意区分：FAT 的下标是当前簇号，表项的值是下一簇号；读取下一项时，再以该值作为新的下标：
| FAT 下标 | 4 | 7 | 2 | 10 | 12 |
|---|---|---|---|---|---|
| 表项值 | 7 | 2 | 10 | 12 | EOF |
自编例：设簇长 \(1\ \text{KB} = 1024\ \text{B}\)，要读上面这个文件字节偏移 3500 处的内容。先算逻辑块号：\(3500 = 3 \times 1024 + 428\)，即第 3 号逻辑块、簇内偏移 428。首簇 4 本身就是第 0 号逻辑块，往后跳 3 次链接（4 → 7 → 2 → 10）落到 10 号簇，去读 10 号簇偏移 428 的字节即成。至于最后一个簇（12 号簇）里到底哪几个字节有效，靠目录项里记的“文件总字节长度”卡边界。
若分区有 \(N\) 个数据簇、每个 FAT 表项占 \(a\) 字节，单份表的基本容量为 \(N \times a\) 字节。FAT12 的 12 指表项宽 12 比特（1.5 字节），并非 12 字节；紧凑排列的 \(N\) 项占 \(\lceil 12N / 8 \rceil\) 字节。FAT12/16/32 的位宽限制可编号的簇数，还需扣除保留簇号。单文件长度除受簇数和簇大小限制外，也受长度字段约束，例如 32 位无符号长度字段的上限为 \(4\ \text{GB} - 1\)。
6 CP/M、MS-DOS、UNIX 目录的比较（3.2，综合应用）¶
教材选用 CP/M、MS-DOS 和 UNIX，对比目录项如何关联文件名、属性与数据块地址：
| 实现 | 目录项保存什么 | 怎样找到文件数据 |
|---|---|---|
| CP/M | 文件名、属性，以及目录项中直接记录的 16 个簇号 | 读取目录项中的簇号；文件超过 16 簇时，用“范围（extent）”字段续接其他目录项 |
| MS-DOS | 32 B 定长目录项：8+3 短文件名、属性、时间、首簇号、文件长度 | 从目录项取得首簇号，再按 FAT 表项依次查找后续簇 |
| UNIX | 目录项只保存文件名＋i 结点号 | 按 i 结点号读取文件的 i 结点，再用其中的直接／间接地址定位盘块 |
三种目录项的区别在于管理信息放在哪里：CP/M 将地址放在目录项中，大文件可能需要多条目录项；MS-DOS 用全局 FAT 保存簇链，目录项记录首簇号；UNIX 将属性和盘块地址放入每个文件的 i 结点，目录项主要保存“名字 → i 结点号”。因此，多个目录项可以通过同一 i 结点号建立硬链接。
以教材路径 /usr/ast/mbox 为例，从根目录逐级查找。以下按所需目录信息尚未缓存、可以逐项读入的简化过程说明：
- 读出固定位置的根目录
/的 i 结点，拿到根目录的数据块地址。 - 读根目录数据块，找到目录项
usr对应的 i 结点号，再读出/usr的 i 结点。 - 按
/usr的 i 结点读取其目录数据块，查出ast的 i 结点号，再读出/usr/ast的 i 结点。 - 读
/usr/ast的目录数据块，查出目标文件名mbox对应的 i 结点号，读入mbox的 i 结点。 - 将
mbox的属性与盘块地址登记到内存打开文件表，后续读写直接按 i 结点里的地址项定位数据块。
相对路径的查找过程类似，但从当前工作目录的 i 结点开始。计算磁盘读取次数时，应逐项确认根目录 i 结点、各级目录块和目标 i 结点是否已在缓存中，再累加实际读取次数，不能仅按路径层数套用固定数字。
7 i 结点与最大文件长度（3.2，综合应用）¶
i 结点大小固定，能够容纳的盘块地址项有限。若全部使用直接地址，支持的文件长度较小；若全部采用多级索引，小文件访问又会增加查表次数。
教材的 UNIX 模型采用混合索引：前若干项为直接地址项，直接指向数据簇；其余分别为一次、二次、三次间接地址项。一次间接通过一层索引簇定位数据，二次和三次间接分别增加到两层、三层。这样既照顾小文件的访问效率，也能覆盖较大的文件。
最大文件长度可由地址结构计算。设簇（块）大小为 \(B\) 字节，每个地址项占 \(a\) 字节，一个索引块可存 \(n = B / a\) 个地址。若 i 结点有 \(d\) 个直接地址项，以及一、二、三次间接地址项各 1 个，理论上可索引的最大数据长度为：
索引簇本身也占用磁盘空间，但保存的是地址而非文件正文。因此，计算最大文件数据长度时，只计数据簇，不计中间索引簇；计算实际磁盘占用时才需计入后者。
7.1 教材综合题：4 KB 簇的 Ext2 地址模型¶
已知 15 个地址项，每项 4 B；12 个直接项，其余各为一级、二级、三级间接项，簇长 4096 B。
这一结果与教材附录一致，表示给定地址结构能够覆盖的数据量。实际 Ext2 的单文件限制还可能受到其他字段与实现条件约束。
7.2 自编：判断逻辑块属于哪一层¶
沿用上例，数据逻辑块从 0 编号：
- 0–11：直接寻址。
- 12–1035：一次间接，索引为
j−12。 - 1036 起的 1024² 块：二次间接。令
r=j−1036，先取r//1024对应的一次间接块，再取r%1024对应的数据簇。
例如 j=1040，r=4，应取二次间接索引簇的第 0 项，再取下级索引簇的第 4 项。若相关管理信息都不在缓存，且 i 结点已在内存，读这个数据块共需 3 次磁盘块读取：两层索引簇加数据簇本身。
7.3 FAT 与 i 结点：链接分配与混合索引¶
两者都允许文件的数据块离散存放，但定位方式不同。FAT 是显式链接分配：以当前簇号查表，得到下一簇号。本章 i 结点模型采用混合索引分配：由文件逻辑块号选择直接地址，或逐级查间接索引块。后者查的是索引层次，不是沿“下一块”指针逐块追链。
| 比较项 | FAT | i 结点 |
|---|---|---|
| 地址组织 | 卷内 FAT 表保存各簇的后继簇号；可有备份表 | i 结点保存直接地址和间接索引块入口 |
| 目录项存什么 | 文件名、属性、首簇号、长度 | 文件名 + i 结点号，属性随 i 结点走 |
| 最大文件长度怎么算 | 同时检查可寻址簇范围、文件长度字段及题设上限 | 一、二、三次间接各 1 项时，地址覆盖上限为 (d + n + n² + n³) × B，n = B/a；实际还受文件系统限制 |
| 随机访问代价 | 从首簇沿链查到目标逻辑块；表在内存时，中途不用逐块读数据盘块 | 按逻辑块号选择索引项；i 结点已在内存且索引未缓存时，每层间接需读 1 个索引块，最后再读数据块 |
| 空间开销 | 每簇一项，表的大小取决于卷的簇数和表项宽度 | 每个文件有 i 结点，大文件还需分配间接索引块 |
| 适合的场景 | 簇数可控、要紧凑管理的中小容量卷（教材的 MS-DOS 模型） | 文件多、单文件可能很大（教材的 UNIX 模型） |
做定位题时，先看目录项给的是首簇号还是 i 结点号。FAT 从首簇沿链找目标；混合索引先由逻辑块号判断落在哪一级。两者都不要求文件的数据块连续，也都不能仅凭逻辑块号加首块号直接得到物理块号。
再将簇长改为 B = 1 KB、地址项改为 a = 4 B，逐层计算。一个索引簇可存 n = 256 个地址；i 结点有 12 个直接项，以及一、二、三次间接项各一个：
理论合计为 12 KB + 256 KB + 64 MB + 16 GB。计算时还应检查两点：n = B/a 应按整数地址项计数，不能整除时依题设取整；若题目另给文件长度字段限制，则应取地址结构容量与字段上限的较小值。例如，约 4 GB 的字段上限会限制本例的理论容量，具体最大字节数仍需按字段定义计算。
8 簇大小和空闲空间管理（3.3，简单应用）¶
分配结构记录各文件占用的簇，空闲空间管理则记录尚未分配的簇，供文件创建、扩展时分配，并在删除后回收。
文件系统分配外存的基本单位是簇（由一个或若干个连续扇区拼成），哪怕文件只写了 1 个字节也得占整整 1 个簇。设文件实际长 \(S\) 字节、每簇长 \(B\) 字节：
簇大小需要权衡：大簇可减少地址项，有利于顺序传输，但小文件较多时，末簇内部碎片会增加；小簇可减少这类浪费，却会增大 FAT 或索引结构，并使大文件包含更多数据块。实际访问成本还取决于这些块的分布。
教材介绍两种空闲簇管理方法：
- 空闲簇链接表：管理簇保存一组空闲簇号，并用一个槽位指向下一管理簇。教材例中，管理簇为 \(1\ \text{KB}\)，簇号为 32 位（\(4\ \text{B}\)），共有 \(1024 / 4 = 256\) 个槽位，扣除链接指针后，可记录 255 个其他空闲簇。管理簇自身也属于空闲空间，最终也可分配使用。
- 位图（位示图）：第 \(k\) 号簇用 1 位表示空闲或占用，0、1 的具体含义依题设约定。位图不保存文件名，也不记录文件的数据块次序。设全盘有 \(N\) 个簇，簇号 \(k\)、字节号和位号均从 0 开始：
位图定位前，先确认簇号从 0 还是从 1 开始，以及字节内的位序约定。
自编例：簇号和位号均从 0 开始时，第 19 号簇满足 \(19 = 2 \times 8 + 3\)，因此位于第 2 号字节的第 3 位。
再看容量。一块 \(8\ \text{GB}\) 的数据区按 \(4\ \text{KB}\) 分簇，共有 \(2^{21}\) 个簇。位图每簇占 1 位，所需空间为 \(2^{21} / 8 = 2^{18}\ \text{B} = 256\ \text{KB}\)。若每个空闲表或 FAT 表项占 \(4\ \text{B}\)，则需 \(8\ \text{MB}\)，是位图空间的 32 倍。
9 考核要求¶
本章大纲分文件概述、目录、文件存储空间管理三部分。第 1–2 节与目录结构（2.1–2.2）要求识记，目录操作（2.3）要求领会，连续与链接分配（3.1）、簇大小与空闲管理（3.3）为简单应用，3.2 目录、FAT 与 i 结点为综合应用。复习时重点追踪按名访问的路径，对照 MS-DOS 的“目录项首簇＋FAT 链”和 UNIX 的“目录项 i 结点号＋混合索引”，并练习最大文件长度与位图容量计算。
10 教材本章习题¶
题目取自教材第 5 章“思考题与练习题”（共 10 题），答案取自教材附录“部分习题参考答案”（全部收录）。
10.1 单项选择题¶
1. 关于文件系统，下列叙述正确的是【 】。
答案与解析
参考答案： D。文件系统包含文件本身、管理文件的软件集合，以及相关的数据结构（如目录、i 结点、空闲表）。A、B、C 各只覆盖其中一部分。
2. 位图可用于管理【 】。
答案与解析
参考答案： B。位图以每簇一位记录该簇是否已分配，用于磁盘空间（空闲块）管理。目录管理靠目录结构，访问与保护靠权限位等机制。
3. 从用户角度看，引入文件系统的主要目的是【 】。
答案与解析
参考答案： D。用户只需给出文件名即可访问文件，无须知道它在磁盘上的物理位置。虚拟存储由存储管理完成，保存文档只是文件的用途之一。
10.2 填空题¶
4. 常用的文件存取方式有两种：顺序存取和___。
答案与解析
参考答案： 随机存取。
5. 在使用文件之前，必须先打开文件。打开文件的目的是将文件的___和___信息装入主存，以便于在对文件的后续访问中能快速存取文件信息。
答案与解析
参考答案： 属性；地址。
6. 目录是文件系统中实现___的重要数据结构。
答案与解析
参考答案： 按名访问。
10.3 简答题¶
7. 举例说明文件系统是如何实现文件的“按名存取”的？
答案与解析
参考答案： 系统沿路径逐级检索目录，取得目标文件的目录项。若文件采用 FAT，则由目录项中的首簇号沿 FAT 链追出全部数据簇；若采用 i 结点，则由目录项中的 i 结点号读出 i 结点里的直接与间接地址，再定位数据块。整个过程对用户只暴露文件名。
8. 文件系统如何管理空闲磁盘空间？
答案与解析
参考答案： 常用空闲簇链与位图两种方式。前者保存空闲簇号及其链接关系，后者以每簇一位表示占用状态。分配时删除相应的空闲记录或把状态位置为已占用，回收时执行相反操作。
9. 什么是 i 结点？在 i 结点中使用间接地址项有什么好处？
答案与解析
参考答案： i 结点集中保存文件的属性和数据块地址。直接地址便于小文件快速访问；间接地址在 i 结点大小有限的前提下支持大文件，由一级、二级、三级间接项逐层扩展可索引的地址范围。
10.4 综合应用¶
10. Ext2 文件系统的一个 i 结点包括 15 个地址项，每个地址项存 32 位地址（4 个字节），其中 12 个存直接地址，一个存一次间接地址，一个存二次间接地址，一个存三次间接地址。当簇大小为 4 KB 时，Ext2 能管理的文件的最大长度是多少？
答案与解析
参考答案： 每个簇可存放的簇号个数为 4096 B ÷ 4 B ＝ 1024 个。
| 地址类型 | 可寻址空间 |
|---|---|
| 12 个直接地址 | 12 × 4 KB ＝ 48 KB |
| 一次间接 | 1024 × 4 KB ＝ 4 MB |
| 二次间接 | 1024 × 1024 × 4 KB ＝ 4 GB |
| 三次间接 | 1024³ × 4 KB ＝ 4 TB |
最大长度 ＝ 48 KB ＋ 4 MB ＋ 4 GB ＋ 4 TB。注意教材所称“4 KB 的簇”，在 Ext2 中即 4 KB 的块。
11 闭卷复习与跨章联系（补充）¶
一、闭卷自答（合上书逐题口述）
- 文件与文件系统各指什么，命名规则、逻辑结构、存取方式与常用操作有哪些？
- 单层、多级、树形目录各解决什么问题，绝对路径与相对路径怎么用？
- 连续、盘块内链接、FAT 三种分配，各怎么由逻辑块号定位物理簇？
- FAT 的下标和表项值各表示什么？CP/M、MS-DOS、UNIX 的目录项各存什么？
- i 结点的直接项与三级间接怎么算最大文件长度？
- 簇大小怎么影响碎片与开销，空闲簇链与位图怎么算？
二、本章易错
- FAT 的下标是当前簇、表项值是下一簇，两者不能互换（第 5 节）。
- 一个索引块能容纳的地址项数按完整表项计算：本章算例中 \(n=B/a\) 恰好为整数；不能整除时，若无其他约定则向下取整。若另给文件长度字段限制，还需与地址结构上限比较，取较小值（第 7.3 节）。
- 位图不存文件名，也不直接表示每个文件的完整块链（第 8 节）。
三、本章骨架
| 层次 | 管什么 | 所在节 |
|---|---|---|
| 目录 | 名字到文件，含路径与目录项 | 第 3、6 节 |
| 分配 | 逻辑块到物理簇：连续、链接、FAT、i 结点 | 第 4–7 节 |
| 空间 | 簇大小、末簇碎片、空闲链、位图 | 第 8 节 |
四、跨章指路
- 内存分页将进程的虚拟页映射到物理页框（见第 4 章）；FAT 与 i 结点则将文件的逻辑位置映射到磁盘簇。两者都允许底层存储位置不连续，但映射对象和管理结构不同。
- 一次文件读写的真实耗时要落到磁盘寻道、旋转与系统缓冲池上（见第 6 章）；多个进程并发读写同一文件时的互斥协调，则要用到信号量与读者—写者模型（见第 2 章）。
- 见《计算机组成原理》第 5 章：那边讨论虚拟地址到主存物理地址的硬件转换，这边讨论文件逻辑块号到磁盘物理簇的软件映射。