《6 文件管理.ppt》由会员分享，可在线阅读，更多相关《6 文件管理.ppt（162页珍藏版）》请在taowenge.com淘文阁网|工程机械CAD图纸|机械工程制图|CAD装配图下载|SolidWorks_CaTia_CAD_UG_PROE_设计图分享下载上搜索。
1、第6章 文件管理6.1概述6.2 文件的逻辑组织与存储方法6.3 文件的物理组织6.4 文件存储空间管理6.5 文件目录管理6.5 地址映射6.7 文件表管理6.8 与文件有关的操作6.9 文件的共享，控制，保密与转储6.10文件系统性能6.11 文件系统的一致性6.12 文件系统的完整性6.1 概述文件的分类文件管理文件按组成单位分类 1流式文件：以字符为单位，指针每次步进1个字节 2记录式文件：以记录（一段有独立意义的信息集合）为单位，指针每次步进1个记录长度按文件用途按文件用途 目录文件 普通文件按文件所有者按文件所有者 系统文件 用户文件按保存期限按保存期限 临时文件 永久文件按内容按
2、内容 程序文件 数据文件按可访问方式按可访问方式 只读文件 只写文件和可读可写文件按设备类型按设备类型 磁盘文件 磁带文件 打印文件按网络地址按网络地址 本地文件 远程文件在UNIX系统中，文件被分为3类1 目录文件：全部由目录组成2 普通文件：系统文件，用户文件，实用程序文件，库文件3 特别文件：I/O设备文件文件管理：管理和存储文件的软件机构为用户提供简便统一的使用文件的界面（不必了解文件存放的物理结构，查找方法，I/O实现细节）1 使用方便 2 安全可靠 3 便于共享6.2 文件的逻辑组织与存取方法n逻辑组织：文件中记录的安排情况。n存取方法：找到文件内容所在的逻辑地址。（用户通过对文件
3、的存取存取来完成对文件的修改，追加和搜索等操作）n逻辑组织记录号逻辑地址n逻辑组织逻辑组织：记录号逻辑地址n顺序组织 把记录（字符）按生成的先后顺序连续排列的逻辑结构。优点：适用性强，可用于所有的文件，便于记录追加。缺点：搜索性能差 流式文件 定长记录式文件 不定长记录式文件n索引组织顺序组织 流式文件顺序组织 定长记录式文件顺序组织 变长记录文件索引组织为了节省时间，建立索引表建立记录号和逻辑地址之间的对应关系用户常用的3种存取法1 顺序存取法：2 随机存取法3 按键存取法 用户常用的3种存取法1 顺序存取法：按照文件的逻辑地址顺序存取 在记录式文件中，按记录的顺序来存取，适合顺序存取 例：
4、当前读取记录，下一次读取相邻的一条记录 在无结构的字符流文件中，存取一段信息后，读写指针自动+（-）该信息长度 顺序组织的文件最适合采用顺序存取方法2 随机存取法3 按键存取法用户常用的3种存取法1 顺序存取法2 随机存取法：允许用户根据记录的编号来存取文件的任一记录。或者 根据存取命令把读写指针移到要读写处 索引组织的文件适合随机存取 顺序组织的文件也可以采用随机存取，但效率不高3 按键存取法用户常用的3种存取法1 顺序存取法2 随机存取法3 按键存取法 根据给定的关键字或记录名进行文件存取。数据库管理系统中。先搜索要存取记录的逻辑位置，再将其转换到相应的物理地址后进行存取 索引组织的文件最
5、适合该方法6.3 文件的物理组织n记录号记录逻辑地址物理地址n物理组织：文件的记录在文件空间的安排情况n设计物理组织考虑：1 文件大小，记录是否定长，访问频度，存取方法 2 外存的物理特性：物理块大小，块长是否允许调整6.3 文件的物理组织n物理块：外存和主存之间一次传输的信息单位一个物理块可包含多个逻辑记录一个逻辑记录也可以占用若干物理块6.3.1 成组与分解成组：若干个逻辑记录合并成组写入1个物理块的操作（先在缓冲区内进行，凑满一块后才将缓冲区内的信息写到外存物理块）分解：当一个物理块读进输入缓冲区，把逻辑记录从块中分离出来的操作用户工作区逻辑记录逻辑记录1逻辑记录2逻辑记录3物理记录系统
6、缓冲区采用成组与分解优点：节省传输缺点：需要软件额外操作 需要足够大的输入输出缓冲区成组的方式1 逻辑记录的长度是物理块长度的整数因子2 逻辑记录的长度不是物理块长度的整数因子物理块长度PBL,逻辑记录长度LRL逻辑记录号i相对物理块号RBN1 PBL=n LRL，物理块包含整数个逻辑记录 RBN=(i*LRL)/PBL2 PBL!=n LRL(1)承受浪费(2)调整物理长度，使之等于逻辑记录整数倍(3)允许逻辑记录跨物理块求记录Ri所在相对物理块号及块内的相对地址1 Ri逻辑地址 LA(Ri)=i*LRL2 求Ri的相对物理块号 RBN=(LA(Ri)/PBL)的整数部分3 求Ri所在物理块
7、的相对首址RBO=LA(Ri)mod PBL4 确定记录Ri在该物理块上的有效字节长度，并班别是否等于0.若等于0，表明该记录不跨快，则返回；如果不等于0，则跨快，做下一步5计算剩余在物理块的字符串首址，转2 物理块在外存的组织情况6.3.2 连续组织连续文件6.3.3 链接组织串联文件6.3.4 索引组织索引文件6.3.5 散列组织Hash文件6.3.2 连续组织连续文件n多个物理块分配到依次连续的外存空间中n连续文件：连续组织方式下的文件n优点：结构简单(逻辑块号-物理块号简单）n缺点：1 最后一块物理块平均浪费半块 2文件物理块必须预先确定，不允许动态增加n逻辑地址物理地址1 逻辑地址相
8、对物理块2 绝对物理块文件首块+相对物理块号3 求出逻辑记录在绝对物理块内的相对地址4 逻辑记录在外存的地址绝对物理块首址块内相对地址6.3.3 链接组织串联文件n把文件的若干个物理块用链表结构组织起来n这样的文件叫做串联文件n优点：不必预先限定文件的长度，增加或减少或插入物理块都很方便。n缺点：查看链表的时间开销大，特别当链表很长时 搜索效率低 适用于逻辑上连续，存取方法是顺序存取的文件，不适宜随机存取（否则为了读取某个信息块而造成磁头大幅度移动将花去很多时间）6.3.4 索引组织索引文件n为每个文件建立一个索引表，每个表明逻辑号与物理号的对应关系索引表通常作为文件存放在外存索引表通常放在主
9、存。但是n 1索引表本身经常很大，不能全部放在主存n 2每次存取文件时，往往只涉及到文件一部分，不需要全部放在主存n在访问索引文件之前，先把其索引表文件的一部分读入主存，其后对文件的绝大数访问只要1此访问外存6.3.5 散列组织Hash文件n定义一个Hash函数，它的自变量是逻辑记录中的关键字，函数值是外存地址n特点n不像索引组织要花费查找索引表的时间，当要访问某个记录，只要给出给记录的键值，直接计算它的外存地址n对于访问随机性大，又须在极短的时间内完成存取记录的场合，特别有效n需要解决的问题n1 地址冲突：解决冲突的办法为溢出处理技术n2 成组困难：相邻的逻辑记录可能在离散的物理地址外存。成
10、组困难补充：文件存储设备n顺序存取设备：磁带n直接存取设备：磁盘顺序存取设备：磁带n顺序存取设备：只有在前面的物理块被存取访问过后，才能存取后续的物理块的内容。n容量大，适合顺序存取直接存取设备：磁盘n直接存取设备：允许文件系统直接存取磁盘上的任意物理块。6.4 文件存储空间管理n块空间的管理，空闲块的分配 回收 组织n文件存储空间管理中常见的方法 1空闲块表 2空闲块链 3空闲块成组链接发6.4.1 空闲块表和空闲块链n空闲块表适用于连续组织的文件n 在建立文件时按文件尺寸申请一组连续的空闲块区n 在撤销文件时归还连续的空闲块区（注意空闲块的归拼问题）n缺点：由于空闲块区的个数是动态改变的，
11、导致空闲块表目个数不能预先确定，因此可能会产生表目溢出或表目浪费n空闲块链：空闲物理块组成空闲块链n适用于各种物理组织文件n分配从链头摘下一块，回收时把空闲块插入链头位置6.4.2 位示图(bit map)n反映整个文件存储空间分配情况的数据结构。0表示空闲块，1表示已分配n申请空闲块，从位示图中找出bit=0的字位，将其改为1，返回相应的块号n归还空闲块时，在位示图中把该块所对应的字位改为06.4.3 空闲块成组链接法n每100个空闲块规划1组，n将各组中的盘块号存放在其前组中的第1个空闲块中n但第1组的空闲盘块号放入系统专用的超级块中n分配算法n回收【例】目前微处理机常用的8英寸磁盘有51
12、2块，每块512字节；块号从0开始编号到511，假定0#-7#,500#-511#块用于初始引导程序（如盘片标识，目录，交换区一级卷资源表等），余下492块作为可供分配的文件存储器空间分组：假定这个文件存储空间一开始全为空白块，并对所有的这些空白块从尾倒着往前分组末端一组为49块，随后每组50块，最后一组不足50块（43块）每组的总块数及相应的块号记在前一组的第一块中，最后一组的总块数和各块登记在卷资源表中末端一组总数为49，但是仍然登记50，且在1号单元填0，标识无空白块可用，系统发出报警信号分配过程把该文件卷的资源表复制到主存指定的区域，使得以后空白块的分配和释放可在主存进行。资源表中登记
13、空白块号的区域是栈结构，记载的总数作为该空白块编号栈的栈顶指针，栈顶指针1，43142，分配42号单元中的物理块号8下次分配时，将9空白块分配出去，如此下去，直到栈底当栈顶指针为0时，系统要做特殊处理：先将登记在此标目中的块号50相对应的物理块读进主存中卷资源表的空白栈，可以把50分配出去 空白块的回收假定主存当前资源表中的空白块编号栈区的情况如下：今要回收的物理块号是156，224，48和173当回收156，224物理块时，先按指针所指单元把块号登记，然后指针指针1若再有回收任务时，系统要做特殊处理，例如，此时，回收48物理块，则首先把此栈区中的50个块号及总块数记入48块中 然后将栈区指针
14、拨为0，将“48”写入相应的表中 在总块数标目中记为1回收物理块173 n空白链表的缺点：工作效率低（因为每当在链上增加或移去空白块时需要做很多I/O操作）n成组链接法的优点：1 空白块号登记不占用额外空间，只是临时借用每组的第一个空白物理块登记下一组的空白块号，这要比建立空白文件目录节省空间2 当可分配的物理块号已在主存的卷资源表中时，绝大部分的分配和回收工作都在主存中进行，仅在空白块栈区分配完时，或者回收空白块后栈区已满50块，才需要启动磁盘通道工作3 可把在卷资源表中当时登记的总块数，当作空白块编号栈顶指针。6.5 文件目录管理文件目录：文件名与该文件在外存空间的物理地址的对应关系目录编
15、排应能准确，快速地找到所需的文件，便于文件共享和目录本身扩充6.5.1 长文件名与目录项6.5.2 树型目录组织6.5.3 目录树上的搜索与操作6.5.4 卸载文件卷6.5.5 文件属性数据管理6.5.1 长文件名与目录项一个文件包括 1文件名：由用户给定 2文件体：一系列的记录或字符流，以物理块存放在文件存储空间 3文件属性：文件个人用户组，文件类型，文件存取权限，物理地址，长度，连接计数等文件名，文件属性构成文件目录项（文件控制块FCB）在MS-DOS，Windows 3中，文件名”8+3”UNIX中，文件名长达14个字符的长度从Windows 98起，现代OS支持长文件名（255个字符）
16、6.5.2 树型目录组织n文件管理系统要管理众多文件，如何将文件有条不紊地组织起来n全部目录项组成目录文件n目录文件可能很大，要查找某个文件将耗费大量时间n如何组织？目录项1 目录项2.目录文件（一级目录）用户1用户10二级目录主目录文件目录项1目录项2目录项1目录项2树结构来组织文件目录每个目录项 文件名 索引结点号文件名14B索引结点号2B目录项文件其他属性文件名i结点号f135f278f343由目录项构成的目录文件i结点i结点i结点35号43号78号存放文件属性的结点表012 数据块数据块目录块引导块超级块磁盘inode区磁盘信息区：目录块，数据块目录文件也是文件将文件属性和目录项分开的
17、好处1 为文件的共享提供了方便n指向同一文件的多个目录项中只保存相同i结点号，而文件属性信息只存一份，节省了存储空间n 增加共享链和撤销共享链也很方便，只要在目录项中填上或注销某个共享结点号2 减少“按名查找”引起的I/O传输某个目录文件含128个目录项，一个块512B占用（12878）/51220个盘块文件名14B文件其他属性128文件名14B文件其他属性78B某个目录文件含128个目录项，一个块512B占用（12816）/5124个盘块文件名14Bi结点号2B128文件名14Bi结点号2B6.5.3 目录树上的搜索与操作绝对路径：由根、各级目录名、数据文件名链接起来的字符串 /sbin/m
18、out相对路径：由当前目录名和它的各级子目录名及数据文件名组成的路径名搜索方法主要操作 1 创建新目录 2 列目录清单 3 删除目录 4 建立共享链接1 搜索方法文件名搜索：给定路径名，从目录树上找到文件的i结点搜索方法：顺序搜索，目录名的匹配过程搜索过程1 判定给定的路径名是绝对路径还是相对路径，将其赋予目录变量2 以目录变量为依据，搜索到该目录变量的i结点号，验证存取权限3 对应的目录文件物理块读入内存，查找路径名中目录变量的下一个分量匹配的文件名4 从搜索目录变量对应的i结点开始，重复，当路径名的各分量搜索完毕，则返回该文件对应的i结点号homefei3fei1fei2fei4fei5A
19、myfile.ctestfile.cB.685.100A941fei1685fei2250fei3770home目录文件homefei3fei1fei2fei4fei5Amyfile.ctestfile.cB.270.685myfile.c302fei1目录文件homefei3fei1fei2fei4fei5Amyfile.ctestfile.cB.250.685myfile.c 302fei2目录文件homefei3fei1fei2fei4fei5Amyfile.ctestfile.cB.770.685fei4345fei3目录文件fei5565homefei3fei1fei2fei4fei
20、5Amyfile.ctestfile.cB.345.770testfile.c 302fe4目录文件homefei3fei1fei2fei4fei5Amyfile.ctestfile.cB.565.770B824fei5目录文件n例：目录查询 假设用户进程想打开文件/usr/fei1/搜索过程：1 UNIX的根目录放在磁盘的固定盘块中，根据内存活动i-node表中根目录的活动i-node,把它作为当前的工作索引节点并将其第一个物理块读入内存缓冲区。2 读入路径的第一个分量字符串usr.3 文件系统对根目录文件内容搜索，若找不到依次读入第二，第三物理块，进行比较，直到找到usr的i-node号
21、4 通过属性查明usr为一个目录文件，经核对符合访问权限，把它作为当前的工作索引节点 5 读入路径的第二个分量字符串fei1.6 文件系统读入usr目录文件的物理块并对内容进行搜索，知道找到fei1的i-node号.7 通过查明fei1为一目录文件，经核对符合访问权限，把它作为当前的工作索引节点。8 读入字符串myfile.c 9 文件系统读入fei1目录文件的物理块并对内容进行搜索，直到找到myfile的i-node号2主要操作*创建新目录创建新目录mkdir newdir 在当前目录下创建名为newdir的子目录*列目录清单列目录清单ls l列出根目录以下全部目录名及属性*删除空目录删除空
22、目录rmdir/usr/src/cmd/junk 删除/usr/src/cmd下子目录junk,要求junk为空*共享链接共享链接ln/usr/fsm/.profile myprofile在当前目录下，建立两个文件的共享连接6.5.4 装卸文件卷1 安装点2 文件卷概念3 创建文件卷4 卸载命令1 安装点安装点：目录树中的一个目录结点（空目录）/usr/moun存储介质的物理单位为一个卷 一张格式化后的软盘就是一个卷；硬盘可以逻辑分区，每个分区就是一个卷文件卷从形态上看，是一棵子目录树文件卷（文件子系统）：不但存放文件和目录，也存放文件属性，空间区域信息，以便文件系统的控制管理2 文件卷概念基
23、本文件卷：以/为根的目录树（只有1个，在系统初启时安装好，不可拆下）可安装文件卷：被安装的子目录树2 文件卷概念文件卷的结构 引导块：装有引导或初启操作系统的引导代码，只有基本卷有实际的引导代码，子卷的引导块为空 超级块：卷的大部分信息（卷号，逻辑块的大小)012 数据块数据块目录块引导块超级块磁盘inode区磁盘信息区：目录块，数据块3 创建文件卷n用户增加一个新文件卷的时机*预计到现有的文件卷快要达到它的最大容量或已达到最大容量。*希望在物理上分开一个文件卷。3 创建文件卷n在UNIX中，用命令生成文件卷newfs-b 4096 存储块长4096 -f 2048 碎片2048字节 -m 2
24、0 该卷上用户不能使用的保留空20%-i 4096 每个节点占用4096个字节 /dev/rdsk/c4d0s5 在此设备位置上创建1个文件卷 设备类型hp7963B型硬盘 c4是控制号 d0是驱动器号 s5是其中的第5区 hp7963B 设备类型是hp7963B型硬盘文件卷动态安装使用系统调用mout(“/dev/rk2”,”/usr”,0)4 卸载命令安装的逆操作6.5.5 文件属性数据管理nUNIX系统中活动i节点的管理 活动i节点：主存i节点 外存i节点：外存i节点n活动i节点：106字节（多出42字节记录文件的活动状态：是否被锁住，是否有进程等待访问等）n外存i节点：64字节n系统最
25、多有100个文件在活动n不要求100X106B连续n每106B作为独立单位编号（共100个序号）n序号要求连续（i结点号）n对文件属性的管理对i结点号分配与回收n文件属性数据管理 堆栈法 散列法6.6 地址映射复习：6.3 文件的物理组织 连续组织连续文件 链接组织串联文件 索引组织索引文件索引组织索引文件 散列组织Hash文件系统为每个文件建立了一张索引表索引表中每个表目包含一个记录的键（或逻辑记录号）及其记录数据的存储地址索引表的地址由文件目录指出UNIX/Linux操作系统的索引结构稍微不同。每个文件的索引表规定为13个索引项。由于UNIX/Linux文件系统仅提供流式文件，无记录概念，
26、因此，登记项中没有键（或逻辑记录号）。在UNIX中，由13个盘块地址组成的数组是i结点的核心。09 指向含有文件内容的数据存储块10：直接地址,指向含有文件内容的前10个数据存储块11：指向二次间接块，包含指向间接块的地址12：指向第三次间接块地址映射：文件名与文件数据块之间的对应6.7 文件表管理n在文件按系统内设置open命令的原因n文件表管理在文件系统内设置在文件系统内设置open命令的原因命令的原因状况：状况：按名查找文件的过程，需要多次内外存信息如果多次引用同一个文件，每次执行这个过程，工作效率低解决方法解决方法：用户进程在引用文件之前，先执行打开文件的操作。此操作执行按名查找i结点
27、过程，把所找到的i结点读入主存，使之称为活动活动i结点结点，并在用户进程的PCB与活动结点之间建立一条通路此后，该进程不管多少次引用该文件，都不必再执行按名查找该文件的i结点的过程，而可以从PCB出发经此通路直接获得i结点文件表管理文件表管理：管理那些已经打开的文件机构（管理PCB与活动i结点之间的通路机构）数据结构：用户打开文件表 系统打开文件表 活动i结点文件读写指针的位移值1放在活动i结点中，兼顾不到两个进程的读写2 放在用户打开文件表内，兼顾不到共享读写指针共享计数，若此值大于1，说明有多个用户进程同时读写该文件标记字段，指出是读还是写等标记信息量指向活动i结点的指针从用户打开文件表，
28、系统打开文件表到i结点的通路由open过程建立6.8 与文件有关的操作n文件管理系统有 创建文件 打开文件 读文件 写文件 关闭文件 删除文件读文件int read(fd,buf,count)int fd 文件描述字 char*buf;读入的字符存放在主存的buf缓冲区内 unsigned count读入的字节个数读文件操作的实现过程n文件管理中主要数据结构之间相关关系总结：文件系统调用的实现磁盘主存(内核空间)主存(用户空间)f_flagf_countf_inode系统打开文件表系统打开文件表i_numberi_counti_address40主存活动主存活动Inode表表012file的指
29、针fp用户打开文件表用户打开文件表文件描述符文件描述符fd1 创建文件fd=create(filenamep,mode)filenamep:文件路径名mode:文件所具有的存取权限fd:创建成功后，系统返回的文件描述符 create兼具有文件“打开”功能fd=create(“/home/home1/newfile”,0755)1为新文件newfile分配磁盘inode和活动inode2 把inode号，文件分量名newfile组成新的目录项，记录到目录路径/home/home1的目录文件中3 在新文件所对应的活动inode中置初值（i_mode=0775,连接计数i_link=1)4 为新文件
30、分配用户打开文件项和系统打开文件表项，置系统打开文件表项的初值(f_flage=写，读写位移f_offset=0.);5 把用户打开文件表项，系统打开表项,newfile所对应的活动inode用指针连接起来6 把文件描述符fd返回给调用者删除文件unlink(filenamep)filenamep:要删除文件路径名的字符串指针任务：把指定文件从其所在的目录文件中去除。如果没有连接的用户（i_link=1),还要把这个文件所占用的存储空间释放。n打开文件fd=open(filenamep,mode)filenamep:文件路径名字符串指针mode=0读，1写，2读写1 检索目录，把磁盘inode
31、复制到活动inode表2 把参数mode所给出的打开方式与活动inode中在创建文件时所记录的文件访问权限相比较，如果非法，则此次打开操作失败。3 当打开合法时，为文件分配用户打开文件表项，系统打开文件表项，并为系统打开文件表项设置初值，通过指针建立表项和活动inode之间的联系4 把文件描述符返回给调用者。（如果已经有其他用户打开同一文件，则不再复制inode的工作，仅把活动inode中计数器i_count加1）n关闭文件close(fd)1 根据fd找到用户打开文件表项，再找到系统打开文件表项；释放用户打开文件表项。2 把对应的系统打开文件表项的f_count减1，如果其值不为0，说明进程
32、中还有进程正在共享，不用释放此表项，直接返回；否则释放此表项，并找到与之连接的活动inode3 把活动inode中i_count减1，若其值不为0，说明其他进程正在使用此文件，直接返回；否则，把此活动inode的内容复制回文件卷上的相应磁盘inode，释放活动inode(f_count:不同进程通过同一系统打开文件表项共享一个文件，进程之间可用相同的位移指针f_offset共享文件 i_count:不同进程通过不同系统打开文件表项共享一个文件,进程之间可用不同的位移指针f_offset共享文件）n读文件nr=read(fd,buf,count)fd:文件描述符buf:读出信息所送入的用户数据区
33、首地址count:要求传送的字节数nr:系统调用执行后实际读入字节数n=read(fd,bufp,1500)1 根据f_flag中所记录的信息，检查读操作的合法性。2 按活动inode中i_addr指出的文件物理块存放地址，从文件当前的位移量f_offset处开始，读出所要求的字节数到块设备缓冲区。3 再送到bufp所指向的用户数据区。n写文件nw=write(fd,buf,count)n文件的随机存取为了支持文件的随机存取，提供系统调用lseek,允许用户在读写文件之前，事先改变f_offset的指向。lseek(fd,offset,wherece)fd:文件描述符wherece=0:f_o
34、ffset=offset =1:f_offset=f_offset+offset文件共享n【09考研】设文件F1的当前引用计数值为1，先建立F1的符号连接（软连接）文件F2,再建立F1的硬连接文件F3,然后删除F1.此时，F2和F3的引用计数值分别是A 0,1B 1,1C 1,2D 2,1(答案B)6.9 文件的共享，控制，保密与转储n文件共享：多个进程使用同一文件6.9.1 文件共享n互斥共享：某个被共享的文件是临界资源，某一时刻只允许某一进程使用它，不会有2个以上进程同时访问它。n同时性共享：多个进程同时访问一个文件。实现文件共享的方法有：1 公共目录：在目录树下设置公共目录，被共享的文件
35、登记在这些目录中。每个用户都能访问公共目录中的文件 2 链接：给文件定义”别名“，以实现按”别名“访问文件的目的。3 授权：系统给某用户授以某个组号gid，该用户就享受gid组的成员所拥有的权限6.9.2 文件控制n文件主为使自己的文件有控制地供别的用户共享，为文件设置控制信息。每当有用户访问时，文件管理机构负责核查访问权限，从而使文件受到保护常用的3种控制方法1 存取控制矩阵2 存取控制表3 分权至目录 1存取控制矩阵 二维矩阵，一维列出用户 一维列出文件 权限：可读，可写，可执行，可添加，可修改，可删除优点：可把权限规定很细缺点：矩阵占据很大空间2 存取控制表把用户分组为每个文件建立一个存
36、取控制表，表中记录各组拥有的权限例：文件主：读，写，执行 同组：读，不可写，可执行 其他：读，不可写，不可执行3 分权至目录把权限指定给目录如果用户不能访问该目录，则也不能访问该目录下的任何子目录或文件6.9.3 文件保密n口令和加密 口令口令 当打开文件时，系统核对用户给出的文件口令，只有口令相符才允许访问加密加密文件主对文件内容进行加密处理，即使文件口令被窃，盗窃者也不能破译其内容6.9.4 文件转储目的：文件系统一旦受到破坏，整个系统将瘫痪。备份是最常用，恢复受损文件的措施主要方法：1 全量转储2 增量转储3 全映像转储4 全磁盘转储5 全数据分区转储1 全量转储定期将系统内全部文件和目
37、录拷贝到备份介质上的操作花费时间长，占用的存储量多2 增量转储部分转储方案仅拷贝那些自上次转储以来已被修改过的文件和目录转储文件较少，节省时间但实现过程复杂3 全映像转储允许拷贝文件系统中的全部数据，采用一个字节一个字节把文件系统全部内容拷贝到备份介质上速度快恢复操作慢且必须与原分区大小相等的硬盘分区4 全磁盘转储拷贝整个磁盘的内容5 全数据分区转储允许拷贝1个数据分区，该分区包含特定的对象，数据库数据，恢复时只能回存1个数据区6.10 文件系统性能1 UNIX文件系统管理员的几种管理方法：性能管理方法2 OS/2提高性能采用的主要技术：性能提高技术6.10.1 性能管理方法1 磁盘空间的空占比统计空闲的磁盘空间与已分配的磁盘空间的比值2 监控暴涨文件3 清除不活动的文件4 控制目录大小5 空间定额调整：时间资源的限制6.10.2 性能提高技术1 文件目录安排在磁道中心2 二叉树索引结构3 文件数据记录的优化分布4 预先读和延迟写5 容错技术6 修复技术6.11 文件系统的一致性解决文件一致性问题的主要方法：进行文件一致性检查系统初启时系统运行期间6.12 文件系统的完整性文件系统的完整性是数据库管理系统数据完整性的基础