1. 外存的组织方式
目前常用的外存组织方式有：
连续组织方式。
链接组织方式。
索引组织方式。
1.1 连续组织方式
连续组织方式又称连续分配方式，要求为每一个文件分配一组相邻接的盘块。
例如，第一个盘块的地址为b，则第二个盘块的地址为b+1，第三个盘块的地址为b+2，…。
通常，它们都位于一条磁道上，在进行读/写时，不必移动磁头。
在采用连续组织方式时，可把逻辑文件中的记录顺序地存储到邻接的各物理盘块中，这样所形成的文件结构称为顺序文件结构，此时的物理文件称为顺序文件。
连续组织方式的主要优点有：
顺序访问容易。
顺序访问速度快。
连续组织方式的主要缺点如下：
要求为一个文件分配连续的存储空间。
必须事先知道文件的长度。
不能灵活地删除和插入记录。
对于那些动态增长的文件。
1.2 链接组织方式
如果可以将文件装到多个离散的盘块中，就可消除连续组织方式的上述缺点。
在采用链接组织方式时，可为文件分配多个不连续的盘块，再通过每个盘块上的链接指针，将同属于一个文件的多个离散的盘块链接成一个链表，由此所形成的物理文件称为链接文件。
链接组织方式的主要优点是：
消除了磁盘的外部碎片，提高了外存的利用率。
对插入、删除和修改记录都非常容易。
能适应文件的动态增长，无需事先知道文件的大小。
隐式链接：
在采用隐式链接组织方式时，在文件目录的每个目录项中，都须含有指向链接文件第一个盘块和最后一个盘块的指针。
显式链接：
这是指把用于链接文件各物理块的指针显式地存放在内存的一张链接表中。该表在整个磁盘中仅设置一张。
1.3 FAT技术
FAT12。
早期的FAT12文件系统：
FAT12是以盘块为基本分配单位的。
由于FAT是文件系统中最重要的数据结构，为了安全起见，在每个分区中都配有两张相同的文件分配表FAT1和FAT2。
在FAT的每个表项中存放下一个盘块号，它实际上是用于盘块之间的链接的指针，通过它可以将一个文件的所有的盘块链接起来，而将文件的第一个盘块号放在自己的FCB中。
以簇为单位的FAT12文件系统：
稍加分析便可看出，如果把每个盘块(扇区)的容量增大n倍，则磁盘的最大容量便可增加n倍。
但要增加盘块的容量是不方便和不灵活的。为此，引入了簇(cluster)的概念。
FAT16。
FAT12对磁盘容量限制的原因在于， FAT12表中的表项有限制，亦即最多只允许4096个。
这样，随着磁盘容量的增加，必定会引起簇的大小和簇内碎片也随之增加。
FAT32。
由于FAT16表的长度只有65 535项，随着磁盘容量的增加，簇的大小也必然会随之增加，为了减少簇内零，也就应当增加FAT表的长度，为此需要再增加FAT表的宽度，这样也就由FAT16演变为FAT32。
1.4 NTFS的文件组织方式
NTFS新特征。
NTFS(New Technology File System)是一个专门为Windows NT开发的、全新的文件系统，并适用于Windows 2000/XP及后续的Windows OS。
磁盘组织。
NTFS是以簇作为磁盘空间分配和回收的基本单位的。
一个文件占用若干个簇，一个簇只属于一个文件。
这样，在为文件分配磁盘空间时，就无须知道盘块的大小，只要根据不同的磁盘容量，选择相应大小的簇，即使NTFS具有了与磁盘物理块大小无关的独立性。
文件的组织。
在NTFS中，以卷为单位，将一个卷中的所有文件信息、目录信息以及可用的未分配空间信息，都以文件记录的方式记录在一张主控文件表MFT(Master File Table)中，该表是NTFS卷结构的中心。
从逻辑上讲，卷中的每个文件作为一条记录，在MFT表中占有一行，其中还包括MFT自己的这一行。
每行大小固定为1 KB，每行称为该行所对应文件的元数据(metadata)，也称为文件控制字。
1.5 索引组织方式
单级索引组织方式。
链接组织方式虽然解决了连续组织方式所存在的问题(即不便于随机访问)，但又出现了另外两个问题，即：
不能支持高效的直接存取，要对一个较大的文件进行存取，须在FAT中顺序地查找许多盘块号；
FAT需占用较大的内存空间，由于一个文件所占用盘块的盘块号是随机地分布在FAT中的，因而只有将整个FAT调入内存，才能保证在FAT中找到一个文件的所有盘块号。
多级索引组织方式。
在为一个大文件分配磁盘空间时，如果所分配出去的盘块的盘块号已经装满一个索引块时，OS须再为该文件分配另一个索引块，用于将以后继续为之分配的盘块号记录于其中。
依此类推，再通过链指针将各索引块按序链接起来。
增量式索引组织方式。
增量式索引组织方式的基本思想。
为了能较全面地照顾到小、中、大及特大型作业，可以采取多种组织方式来构成文件的物理结构。
如果盘块的大小为1 KB或4 KB，对于小文件(如1 KB～10 KB或4 KB～40 KB)而言，最多只会占用10个盘块，为了能提高对数量众多的小型作业的访问速度，最好能将它们的每一个盘块地址都直接放入文件控制块FCB(或索引结点)中，这样就可以直接从FCB中获得该文件的盘块地址。
UNIX System V的组织方式。
在UNIX System V的索引结点中设有13个地址项，即
i.addr(0)～i.addr(12)。
2. 文件存储空间的管理
2.1 空闲表法和空闲链表法
空闲表法。
空闲表：
空闲表法属于连续分配方式，它与内存的动态分配方式雷同，它为每个文件分配一块连续的存储空间。
即系统也为外存上的所有空闲区建立一张空闲表，每个空闲区对应于一个空闲表项，其中包括表项序号、该空闲区的第一个盘块号、该区的空闲盘块数等信息。
再将所有空闲区按其起始盘块号递增的次序排列，形成空闲盘块表
存储空间的分配与回收：
空闲盘区的分配与内存的分区(动态)分配类似，同样是采用首次适应算法和最佳适应算法等，它们对存储空间的利用率大体相当，都优于最坏适应算法。
在系统为某新创建的文件分配空闲盘块时，先顺序地检索空闲表的各表项，直至找到第一个其大小能满足要求的空闲区，再将该盘区分配给用户(进程)，同时修改空闲表。
空闲链表法。
空闲盘块链。
这是将磁盘上的所有空闲空间以盘块为单位拉成一条链，其中的每一个盘块都有指向后继盘块的指针。
空闲盘区链。
这是将磁盘上的所有空闲盘区(每个盘区可包含若干个盘块)拉成一条链。在每个盘区上除含有用于指示下一个空闲盘区的指针外，还应有能指明本盘区大小(盘块数)的信息。
2.2 位示图法
位示图：
位示图是利用二进制的一位来表示磁盘中一个盘块的使用情况。
当其值为“0”时，表示对应的盘块空闲；为“1”时，表示已分配。
有的系统把“0”作为盘块已分配的标志，把“1”作为空闲标志。
它们在本质上是相同的，都是用一位的两种状态来标志空闲和已分配两种情况。
磁盘上的所有盘块都有一个二进制位与之对应，这样，由所有盘块所对应的位构成一个集合，称为位示图。
盘块的分配：
根据位示图进行盘块分配时，可分三步进行：
顺序扫描位示图，从中找出一个或一组其值为“0”的二进制位(“0”表示空闲时)。
将所找到的一个或一组二进制位转换成与之相应的盘块号。
假定找到的其值为“0”的二进制位位于位示图的第i行、第j列，则其相应的盘块号应按下式计算：
b = n(i - 1) + j，式中，n代表每行的位数。修改位示图，令
map[i, j] = 1。
盘块的回收：
将回收盘块的盘块号转换成位示图中的行号和列号。转换公式为：
i = (b - 1)DIV n + 1;j = (b - 1)MOD n + 1修改位示图。令
map[i, j] = 0。
2.3 成组链接法
空闲盘块的组织。
空闲盘块号栈，用来存放当前可用的一组空闲盘块的盘块号(最多含100个号)，以及栈中尚有的空闲盘块(号)数N。顺便指出，N还兼作栈顶指针用。
文件区中的所有空闲盘块被分成若干个组，比如，将每100个盘块作为一组。假定盘上共有10000个盘块，每块大小为1 KB，其中第201～7999号盘块用于存放文件，即作为文件区，这样，该区的最末一组盘块号应为7901～7999；次末组为7801～7900，…，倒数第二组的盘块号为301～400；第一组为201～300。
将每一组含有的盘块总数N和该组所有的盘块号记入其前一组的第一个盘块的
S.free(0)～S.free(99)中。这样，由各组的第一个盘块可链成一条链。将第一组的盘块总数和所有的盘块号记入空闲盘块号栈中，作为当前可供分配的空闲盘块号。
最末一组只有99个盘块，其盘块号分别记入其前一组的
S.free(1)～S.free(99)中，而在S.free(0)中则存放“0”，作为空闲盘块链的结束标志。(注：最后一组的盘块数应为99，不应是100，因为这是指可供使用的空闲盘块。其编号应为(1～99)，0号中放空闲盘块链的结尾标志。)
空闲盘块的分配与回收.
当系统要为用户分配文件所需的盘块时，须调用盘块分配过程来完成。
该过程首先检查空闲盘块号栈是否上锁，如未上锁，便从栈顶取出一空闲盘块号，将与之对应的盘块分配给用户，然后将栈顶指针下移一格。
若该盘块号已是栈底，即S.free(0)，这是当前栈中最后一个可分配的盘块号。
3. 提高磁盘I/O速度的途径
功能：
改进文件的目录结构以及检索目录的方法来减少对目录的查找时间；
选取好的文件存储结构，以提高对文件的访问速度；
提高磁盘的I/O速度，能将文件中的数据快速地从磁盘传送到内存中，或者相反。
3.1 磁盘高速缓存(Disk Cache)
在设计磁盘高速缓存时需要考虑的问题有：
如何将磁盘高速缓存中的数据传送给请求进程；
采用什么样的置换策略；
已修改的盘块数据在何时被写回磁盘。
数据交付(Data Delivery)方式：
如果I/O请求所需要的数据能从磁盘高速缓存中获取，此时就需要将磁盘高速缓存中的数据传送给请求进程。
所谓的数据交付就是指将磁盘高速缓存中的数据传送给请求者进程。
系统可以采取两种方式将数据交付给请求进程：
数据交付。
指针交付。
置换算法：
现在不少系统在设计其高速缓存的置换算法时，除了考虑到最近最久未使用这一原则外，还考虑了以下几点：
访问频率。
可预见性。
数据的一致性。
周期性地写回磁盘：
还有一种情况值得注意，那就是根据LRU算法，那些经常要被访问的盘块数据可能会一直保留在高速缓存中，长期不会被写回磁盘。
3.2 提高磁盘I/O速度的其它方法
能有效地提高磁盘I/O速度的方法还有许多，如提前读、延迟写、优化物理块的分布、虚拟盘等。
虚拟盘：
由于访问内存的速度远高于访问磁盘的速度，于是有人试图利用内存空间去仿真磁盘，形成所谓虚拟盘，又称为RAM盘。
该盘的设备驱动程序也可以接受所有标准的磁盘操作，但这些操作的执行不是在磁盘上而是在内存中。这对用户都是透明的。
3.3 廉价磁盘冗余阵列(RAID)
并行交叉存取。
这是把在大、中型机中，用于提高访问内存速度的并行交叉存取技术应用到磁盘存储系统中，以提高对磁盘的I/O速度。
在该系统中，有多台磁盘驱动器，系统将每一盘块中的数据分为若干个子盘块数据，再把每一个子盘块的数据分别存储到各个不同磁盘中的相同位置上。
以后当要将一个盘块的数据传送到内存时，采取并行传输方式，将各个盘块中的子盘块数据同时向内存中传输，从而使传输时间大大减少。
RAID的分级。
RAID在刚被推出时，是分成6级的，后来又增加了RAID 6级和RAID 7级。
RAID的优点。
可靠性高，除了RAID 0级外，其余各级都采用了容错技术。当阵列中某一磁盘损坏时，并不会造成数据的丢失。此时可根据其它未损坏磁盘中的信息来恢复已损坏的盘中的信息。其可靠性比单台磁盘机高出一个数量级。
磁盘I/O速度高，由于采取了并行交叉存取方式，可使磁盘I/O速度提高N-1倍。
性能/价格比高，RAID的体积与具有相同容量和速度的大型磁盘系统相比，只是后者的1/3，价格也只是后者的1/3，且可靠性高。换言之，它仅以牺牲1/N的容量为代价，换取了高可靠性。
4. 提高磁盘可靠性的技术
4.1 第一级容错技术SFT-Ⅰ
第一级容错技术(SFT-Ⅰ)是最基本的一种磁盘容错技术，主要用于防止因磁盘表面缺陷所造成的数据丢失。
它包含双份目录、双份文件分配表及写后读校验等措施。
双份目录和双份文件分配表。
在磁盘上存放的文件目录和文件分配表FAT，是文件管理所用的重要数据结构。
为了防止这些表格被破坏，可在不同的磁盘上或在磁盘的不同区域中分别建立(双份)目录表和FAT。
其中一份为主目录及主FAT，另一份为备份目录及备份FAT。
一旦由于磁盘表面缺陷而造成主文件目录或主FAT的损坏时，系统便自动启用备份文件目录及备份FAT，从而可以保证磁盘上的数据仍是可访问的。
热修复重定向和写后读校验。
由于磁盘价格昂贵，在磁盘表面有少量缺陷的情况下，则可采取某种补救措施后继续使用。
一般主要采取以下两个补救措施：
热修复重定向。
写后读校验方式。
4.2 第二级容错技术SFT-Ⅱ
磁盘镜像(Disk Mirroring)：
为了避免磁盘驱动器发生故障而丢失数据，便增设了磁盘镜像功能。
为实现该功能，须在同一磁盘控制器下，再增设一个完全相同的磁盘驱动器。
磁盘双工(Disk Duplexing)：
如果控制这两台磁盘驱动器的磁盘控制器发生故障，或主机到磁盘控制器之间的通道发生故障，磁盘镜像功能便起不到数据保护的作用。
因此，在第二级容错技术中，又增加了磁盘双工功能，即将两台磁盘驱动器分别接到两个磁盘控制器上，同样使这两台磁盘机镜像成对。
4.3 基于集群技术的容错功能
双机热备份模式。
在这种模式的系统中，备有两台服务器，两者的处理能力通常是完全相同的，一台作为主服务器，另一台作为备份服务器。
双机互为备份模式。
在双机互为备份模式中，平时，两台服务器均为在线服务器，它们各自完成自己的任务。
例如，一台作为数据库服务器，另一台作为电子邮件服务器。
为了实现两者互为备份的功能，在两台服务器之间，应通过某种专线将其连接起来。
如果希望两台服务器之间能相距较远，最好利用FDDI单模光纤来连接两台服务器。
在此情况下，最好再通过路由器将两台服务器互连起来，作为备份通信线路。
公用磁盘模式。
为了减少信息复制的开销，可以将多台计算机连接到一台公共的磁盘系统上去。
该公共磁盘被划分为若干个卷。每台计算机使用一个卷。
如果某台计算机发生故障，此时系统将重新进行配置，根据某种调度策略来选择另一台替代机器，后者对发生故障的机器的卷拥有所有权，从而可接替故障计算机所承担的任务。
这种模式的优点是消除了信息的复制时间，因而减少了网络和服务器的开销。
4.4 后备系统
磁带机。
它是最早作为计算机系统的外存储器。
但由于它只适合存储顺序文件，故现在主要把它作为后备设备。
磁盘机的主要优点是容量大，一般可达数GB至数十GB，且价格便宜，故在许多大、中型系统中都配置了磁带机。
其缺点是只能顺序存取且速度也较慢，为数百KB到数MB，为了将一个大容量磁盘上的数据拷贝到磁带上，需要花费很多时间。
硬盘。
移动磁盘。
固定硬盘驱动器。
光盘驱动器。
光盘驱动器是现在最流行的多媒体设备，可将它们分为如下两类：
只读光盘驱动器CD-ROM和DVD-ROM。
可读写光盘驱动器。
5. 数据一致性控制
在实际应用中，经常会在多个文件中都含有同一个数据。
所谓数据一致性问题是指，保存在多个文件中的同一数据，在任何情况下都必需能保证相同。
5.1 事务
事务的定义。
事务是用于访问和修改各种数据项的一个程序单位。
事务也可以被看做是一系列相关读和写操作。
事务记录(Transaction Record)。
为了实现上述的原子修改，通常须借助于称为事务记录的数据结构来实现。
这些数据结构被放在一个非常可靠的存储器(又称稳定存储器)中，用来记录在事务运行时数据项修改的全部信息，故又称为运行记录(Log)。
恢复算法。
由于一组被事务Ti修改的数据以及它们被修改前和修改后的值都能在事务记录表中找到，因此，利用事务记录表系统能处理任何故障而不致使故障造成非易失性存储器中信息的丢失。
恢复算法可利用以下两个过程：
undo〈Ti〉。该过程把所有被事务Ti修改过的数据恢复为修改前的值。redo〈Ti〉。该过程能把所有被事务Ti修改过的数据设置为新值。
新的恢复算法。
在引入检查点后，可以大大减少恢复处理的开销。
因为在发生故障后，并不需要对事务记录表中的所有事务记录进行处理，而只需对最后一个检查点之后的事务记录进行处理。
因此，恢复例程首先查找事务记录表，确定在最近检查点以前开始执行的最后的事务Ti。
在找到这样的事务后，再返回去搜索事务记录表，便可找到第一个检查点记录，恢复例程便从该检查点开始返回搜索各个事务的记录，并利用redo和undo过程对它们进行处理。
5.2 并发控制(Concurrent Control)
利用互斥锁实现“顺序性”。
实现顺序性的一种最简单的方法，是设置一种用于实现互斥的锁，简称为互斥锁(Exclusive Lock)。
在利用互斥锁实现顺序性时，应为每一个共享对象设置一把互斥锁。当某一事务Ti要去访问某对象时，应先获得该对象的互斥锁。
若成功，便用该锁将该对象锁住，于是事务T便可对该对象执行读或写操作；而其它事务由于未能获得该锁，因而不能访问该对象。
如果Ti需要对一批对象进行访问，则为了保证事务操作的原子性，Ti应先获得这一批对象的互斥锁，以将这些对象全部锁住。
利用互斥锁和共享锁实现顺序性。
利用互斥锁实现顺序性的方法简单易行。目前有不少系统都是采用这种方法来保证事务操作的顺序性，但这却存在着效率不高的问题。
因为一个共享文件虽然只允许一个事务去写，但却允许多个事务同时去读；而在利用互斥锁来锁住文件后，则只允许一个事务去读。
为了提高运行效率而又引入了另一种形式的锁——共享锁(Shared Lock)。
共享锁与互斥锁的区别在于：互斥锁仅允许一个事务对相应对象执行读或写操作，而共享锁则允许多个事务对相应对象执行读操作，但不允许其中任何一个事务对对象执行写操作。
5.3 重复数据的数据一致性问题
重复文件的一致性：
以UNIX类型的文件系统为例来说明如何保证重复文件的一致性问题。
对于通常的UNIX文件目录，其每个目录项中含有一个ASCII码的文件名和一个索引结点号，后者指向一个索引结点。
当有重复文件时，一个目录项可由一个文件名和若干个索引结点号组成，每个索引结点号都是指向各自的索引结点。
链接数一致性检查：
在UNIX类型的文件目录中，其每个目录项内都含有一个索引结点号，用于指向该文件的索引结点。
对于一个共享文件，其索引结点号会在目录中出现多次。
6. 补充
目前常用的外存有哪几种组织方式?
目前常用的外存组织方式主要有三种：连续组织方式、链接组织方式和索引组织方式。以下是每种方式的详细介绍：
一、连续组织方式
定义：
连续组织方式（Contiguous Allocation）又称连续分配方式，要求为每一个文件分配一组相邻的盘块。
优点：
顺序访问容易：由于数据块是连续存放的，读取文件时只需从起始位置顺序读取，非常高效。
磁盘头只需一次定位就能顺序读取整个文件，减少了磁盘寻道时间。
管理简单：连续的存储位置使得文件的管理变得非常简单，可以通过文件的起始位置和长度轻松确定文件在磁盘上的位置。
缺点：
要求为文件分配连续的空间，必须事先知道文件的长度，不能灵活地删除、插入记录，动态增长的文件难分配空间。
外部碎片：随着文件的创建和删除，磁盘空间会变得零散，产生外部碎片。这种碎片化会导致新文件无法找到足够连续的空间，即使磁盘上可能有足够的总空闲空间。
二、链接组织方式
定义：
链接组织方式（Linked Allocation）通过链表结构来管理文件，文件的每个数据块（block）包含一个指向下一个数据块的指针。
优点：
消除磁盘的外部碎片，提高内存的利用率。
对插入、删除和修改记录都非常容易。
可以适应文件的动态增长，无需事先知道文件的大小。
缺点：
读取文件时需要遍历链表，从文件的第一个数据块开始逐个读取，直到找到目标数据块，增加了存取时间，尤其是对于大型文件，读取性能可能显著下降。
每个数据块需要额外的空间来存储指向下一个数据块的指针，增加了存储开销和复杂度，降低了存储效率。
三、索引组织方式
定义：
索引组织方式（Indexed Allocation）是在文件系统中通过索引块来管理文件的存储和访问，每个文件都有一个独立的索引块，索引块中存储了该文件所有数据块的地址。
优点：
快速随机访问：通过索引块，可以直接访问文件的任意数据块，而无需依赖于数据块的连续性，大大提高了文件的读写速度，特别是随机访问速度。
灵活性好：文件可以动态增长，只需在索引块中添加新的数据块地址即可，无需重新分配或移动已有数据块，极大地提高了存储管理的灵活性。
缺点：
每个文件需要一个索引块，这增加了存储开销。特别是对于小文件来说，索引块的开销可能显得不够经济。
需要额外的管理机制来维护索引块和数据块之间的关系，增加了文件系统的实现复杂性。
四、适用场景
连续组织方式：
特别适用于文件大小固定且不经常变动的情况，如静态内容的存储（操作系统的核心文件、只读数据文件等）。
也适用于对存取速度要求较高的应用场景，如数据库的索引文件、实时视频流等。
链接组织方式：
适用于日志文件，日志文件通常会不断增长，并且需要频繁写入新的日志记录。
也适用于需要频繁创建、修改和删除的临时文件，使用链接组织方式可以避免碎片化，提高磁盘空间利用效率。
索引组织方式：
特别适用于需要频繁随机存取的大文件，如数据库文件的存储。
综上所述，不同的外存组织方式各有优缺点和适用场景。在实际应用中，应根据具体需求选择合适的组织方式以提高存储系统的性能和效率。
由连续组织方式所形成的顺序文件的主要优缺点是什么? 它主要应用于何种场合?
由连续组织方式所形成的顺序文件的主要优缺点以及应用场合如下：
主要优点
简单易用：
顺序文件的组织方式相对简单，技术机制易于实现和维护。
读取速度快：
由于文件数据在物理存储上是连续的，读取文件时磁盘头只需一次定位，然后顺序读取即可，这大大降低了磁盘的工作量，从而提高了读取速度。
顺序访问效率高：
顺序文件的物理记录顺序与逻辑记录顺序一致，这使得顺序访问变得非常容易且高效。
主要缺点
文件不能动态增长：
顺序文件要求预先分配足够的连续存储空间。如果文件需要动态增长，而预留的存储空间不足，那么需要重新分配空间，这可能会导致性能下降和数据迁移的复杂性。
不利于文件的插入和删除：
在顺序文件中插入或删除记录需要移动大量的数据块，以保持文件的连续性。这会导致操作效率低下，特别是在文件较大时。
易造成磁盘空间的“外零头”：
随着文件的创建、删除和增长，磁盘空间可能会变得零散，产生外部碎片。这些碎片会降低磁盘空间的利用率，并可能导致新文件无法找到足够的连续空间进行存储。
应用场合
顺序文件主要适用于以下场合：
批处理应用：
在批处理应用中，通常需要处理大量的记录，并且这些记录通常是按照某种顺序进行排列的。顺序文件可以很好地满足这种需求，因为它们的物理记录顺序与逻辑记录顺序一致，从而提高了处理效率。
对诸记录进行批量存取时：
当需要批量读取或写入大量记录时，顺序文件通常是最佳选择。因为它们可以通过顺序访问方式高效地读取或写入数据，而无需进行复杂的索引或查找操作。
存储定长记录的文件：
顺序文件特别适用于存储定长记录的文件。由于记录长度固定，因此可以很容易地通过计算偏移量来定位记录的位置，从而提高了访问速度。
综上所述，顺序文件具有简单易用、读取速度快和顺序访问效率高等优点，但存在文件不能动态增长、不利于文件的插入和删除以及易造成磁盘空间碎片等缺点。它们主要适用于批处理应用、批量存取记录以及存储定长记录的文件等场合。
在链接式文件中常用哪种链接方式? 为什么?
在链接式文件中，常用的链接方式主要有隐式链接和显式链接两种。以下是关于这两种链接方式的详细解释以及为何它们会被常用的原因：
一、隐式链接
定义：
隐式链接是在文件目录的每个目录项中，都含有指向链接文件第一个盘块和最后一个盘块的指针。
工作原理：
当需要访问文件时，系统首先通过目录项找到文件的第一个盘块。
然后，通过第一个盘块中的指针找到下一个盘块，依此类推，直到找到文件的最后一个盘块或所需的数据。
优点：
无需额外的存储空间来存储链接信息，因为链接信息直接包含在目录项中。
缺点：
访问效率相对较低，因为需要逐个盘块地查找和访问。
当文件需要动态增长时，管理起来相对复杂，可能需要移动数据块以保持连续性。
二、显式链接
定义：
显式链接则把用于链接文件各物理块的指针，显式地存放在内存的一张链接表中。
工作原理：
系统在内存中维护一张链接表，表中记录了每个文件的所有盘块及其指针。
当需要访问文件时，系统首先通过目录项找到链接表。
然后，通过链接表找到文件的第一个盘块，并依次通过盘块中的指针找到后续盘块，直到找到所需的数据。
优点：
访问效率较高，因为链接表在内存中，可以快速访问。
易于管理文件的动态增长和删除操作，因为链接表可以动态更新。
减少了磁盘I/O操作，因为可以在内存中一次性获取文件的所有盘块信息。
缺点：
需要额外的存储空间来存储链接表。
当文件非常大时，链接表可能会占用较多的内存空间。
为何常用显式链接
检索速度高：由于链接表在内存中，可以快速查找和访问文件的盘块，从而提高了检索速度。
管理方便：显式链接方式使得文件的动态增长和删除操作变得容易管理，因为链接表可以动态更新以反映文件的最新状态。
减少磁盘I/O：通过一次性获取文件的所有盘块信息，可以减少磁盘I/O操作的次数，从而提高系统性能。
综上所述，虽然隐式链接和显式链接都有其各自的优缺点，但在实际应用中，显式链接因其检索速度快、管理方便以及减少磁盘I/O操作等优点而更为常用。
在文件分配表中为什么要引入“簇”的概念? 以“簇”为基本的分配单位有什么好处?
在文件分配表中引入“簇”的概念主要是为了适应磁盘容量不断增大的需求，并以更高效的方式管理磁盘空间。以“簇”为基本的分配单位带来了以下好处：
引入“簇”的原因
随着磁盘容量的增大，如果仍然以单个扇区或更小的单位来分配磁盘空间，那么文件分配表（FAT）将会变得非常庞大，这不仅会占用大量的存储空间，还会增加访问FAT的存取开销，降低文件系统的效率。因此，引入“簇”的概念，将多个连续的扇区组合成一个簇，作为磁盘空间分配的最小单位，可以有效地减少FAT表中的项数，从而降低存储空间的占用和存取开销。
以“簇”为基本的分配单位的好处
减少FAT表的大小：
在相同的磁盘容量下，FAT表的项数与簇的大小成反比。因此，使用较大的簇可以减少FAT表中的项数，使FAT表占用更少的存储空间。
提高文件系统的效率：
减少FAT表的大小意味着可以更快地加载和访问FAT表，从而提高文件系统的整体效率。此外，由于簇内扇区的连续性，可以减少磁盘寻道次数，进一步提高数据访问速度。
适应磁盘容量的增大：
随着磁盘容量的不断增大，使用簇作为基本的分配单位可以更加灵活地管理磁盘空间。通过调整簇的大小，可以适应不同大小的磁盘和文件需求，从而提高磁盘空间的利用率。
简化磁盘管理：
使用簇作为分配单位可以简化磁盘管理操作，如文件的创建、删除和扩展等。因为簇是磁盘空间分配的最小单位，所以这些操作可以以簇为单位进行，从而降低了管理的复杂性。
注意事项
虽然以簇为基本的分配单位带来了诸多好处，但也需要注意一些潜在的问题。例如，较大的簇可能会导致簇内零头的产生，即文件可能无法完全填满一个簇，从而造成磁盘空间的浪费。此外，对于小文件来说，使用较大的簇可能会浪费更多的磁盘空间。因此，在实际应用中需要根据磁盘容量、文件大小和访问模式等因素来选择合适的簇大小。
综上所述，引入“簇”的概念并以簇为基本的分配单位可以有效地减少FAT表的大小、提高文件系统的效率、适应磁盘容量的增大以及简化磁盘管理操作。这些好处使得簇成为现代文件系统中广泛采用的磁盘空间分配单位。
简要说明为什么要从FAT12发展为FAT16? 又进一步要发展为FAT32?
从FAT12发展为FAT16，再进一步发展为FAT32，主要是由于磁盘容量的增加以及文件系统对更高效管理磁盘空间的需求。以下是具体的解释：
从FAT12发展为FAT16的原因
表项限制：
FAT12表中的表项有限制，最多只允许4096个。这意味着，随着磁盘容量的增加，每个表项所代表的磁盘空间会增大，导致簇的大小和簇内碎片也随之增加。
管理效率：
为了增加FAT表中的表项数，需要增加FAT表的位数（宽度）。将FAT表项位数增至16位，可以大幅增加表项数，从而能够更精细地管理磁盘空间，减少簇的大小和簇内碎片。
从FAT16发展为FAT32的原因
表项数量限制：
尽管FAT16相比FAT12有了更大的表项数（65535个），但随着磁盘容量的进一步增加，FAT16的表项数量也逐渐变得不够用。这同样会导致簇的大小和簇内碎片的增加。
提高管理效率：
为了减少簇内碎片，需要增加FAT表的长度。而增加FAT表的长度又需要增加FAT表的宽度。因此，从FAT16演变为FAT32，即增加FAT表的位数至32位，可以大幅增加表项数，从而更高效地管理更大的磁盘空间。
支持更大的磁盘容量：
FAT32不仅提高了管理效率，还直接支持更大的磁盘容量。这使得FAT32能够适用于更大容量的硬盘和存储设备。
综上所述，从FAT12到FAT16再到FAT32的发展，是文件系统为了适应磁盘容量增加以及更高效管理磁盘空间的需求而进行的自然演进。每一步发展都解决了前一代文件系统在磁盘容量和管理效率上的局限性，为用户提供了更可靠、更高效的文件存储和访问体验。
试解释逻辑簇号和虚拟簇号这两个名词，NTFS是如何将它们映射到文件的物理地址上的?
逻辑簇号（Logical Cluster Number，LCN）和虚拟簇号（Virtual Cluster Number，VCN，也有资料称为Virtual Cluster Number, VLN）是NTFS文件系统中用于定位和管理文件数据的两个重要概念。以下是对这两个名词的解释以及NTFS如何将它们映射到文件的物理地址上的详细说明：
一、逻辑簇号和虚拟簇号的定义
逻辑簇号（LCN）：
逻辑簇号是对整个卷（Volume）中的所有簇（Cluster）从头到尾进行编号的序号。
簇是NTFS文件系统中磁盘空间分配的基本单位，通常包含多个连续的扇区（Sector）。
使用逻辑簇号可以唯一地标识卷中的每一个簇。
虚拟簇号（VCN）：
虚拟簇号是对特定文件的簇从头到尾进行编号的序号。
它不要求物理上是连续的，即同一个文件的虚拟簇号在物理磁盘上可能分布在不同的位置。
使用虚拟簇号可以方便地引用文件中的数据，而无需关心数据在物理磁盘上的具体分布。
二、NTFS的映射机制
NTFS文件系统通过一种高效的映射机制，将逻辑簇号和虚拟簇号映射到文件的物理地址上，具体过程如下：
卷因子与物理字节偏移量的计算：
NTFS在进行地址映射时，会首先确定卷因子（即每个簇包含的扇区数）。
然后，通过卷因子与逻辑簇号的乘积，可以算出卷上的物理字节偏移量。
这个物理字节偏移量就是文件数据在物理磁盘上的具体位置。
VCN到LCN的映射：
为了方便文件中数据的引用，NTFS还会使用虚拟簇号（VCN）。
以文件为单位，将属于某个文件的簇按顺序进行编号，形成虚拟簇号。
NTFS会维护一个映射表（通常存储在文件系统的元数据文件中），记录每个文件的虚拟簇号与逻辑簇号之间的对应关系。
当需要访问文件中的数据时，NTFS会根据虚拟簇号查找映射表，找到对应的逻辑簇号。
然后，再通过逻辑簇号计算出物理字节偏移量，最终定位到数据在物理磁盘上的位置。
MFT的作用：
在NTFS文件系统中，有一个非常重要的元数据文件叫做主文件表（Master File Table，MFT）。
MFT记录了卷中所有文件的所有属性，包括文件名、文件大小、文件位置等信息。
其中，也包含了VCN到LCN的映射信息。
当NTFS访问某个文件时，会首先读取MFT中的相关信息，然后根据VCN找到对应的LCN，最终定位到数据的位置。
综上所述，逻辑簇号和虚拟簇号是NTFS文件系统中用于定位和管理文件数据的两个重要概念。通过高效的映射机制，NTFS能够将它们映射到文件的物理地址上，从而实现数据的快速访问和管理。
NTFS文件系统中的文件所采用的是什么样的物理结构?
NTFS（New Technology File System）文件系统中的文件采用了一种复杂的物理结构，旨在支持高度的灵活性和性能。以下是NTFS文件系统中文件物理结构的详细说明：
一、主文件表（MFT）
定义与重要性：MFT是NTFS文件系统中最重要的组成部分之一，它是一个特殊的系统文件，用于记录磁盘上所有文件和目录的元数据信息。
结构与内容：MFT本身也是一个文件，包含了文件和目录的各种属性，如文件名、创建时间、修改时间、大小等。每个文件和目录都在MFT中有一个记录（条目），且每个记录都有一个唯一的标识符，称为文件记录号（File Record Number，FRN），用于查找和索引文件。
二、数据运行列表（Data Run Lists）
定义：NTFS中的大多数文件都有关联的数据运行列表，用于指示数据在磁盘上的存储位置。
内容与功能：数据运行列表包含了多个数据运行（Data Run），每个数据运行描述了一段数据在磁盘上的位置、大小和属性。这种方式允许文件的数据分散存储在磁盘上的不同位置，提高了碎片整理的效率。
三、簇（Cluster）
定义：NTFS使用簇作为最小的分配单位。簇是磁盘上的一组连续的扇区，通常大小为4KB或更大（具体大小取决于文件系统的格式化设置和磁盘类型）。
分配方式：文件被分配到整个簇，即使一个小文件也会占用整个簇的空间，这可能会导致一些磁盘空间的浪费。但这种方式简化了文件系统的管理，并提高了数据访问的效率。
四、索引和B树结构
定义：NTFS使用索引和B树结构来快速检索文件和目录。
类型与功能：这些索引包括MFT索引、文件名索引、安全描述符索引等，它们提高了文件系统的性能和可靠性。通过索引，NTFS可以快速定位文件和数据，减少查找时间。
五、安全描述符（Security Descriptors）
定义：每个文件和目录都有一个安全描述符，其中包含了访问控制列表（ACL）和权限信息。
功能：这些信息定义了谁可以访问文件以及以什么方式访问。安全描述符增强了文件系统的安全性，确保只有授权的用户才能访问和修改文件。
综上所述，NTFS文件系统中的文件物理结构包括主文件表（MFT）、数据运行列表（Data Run Lists）、簇（Cluster）、索引和B树结构以及安全描述符（Security Descriptors）等组成部分。这些组成部分共同协作，使得NTFS文件系统能够高效地管理磁盘空间、快速检索文件和目录，并提供强大的安全性保障。
什么是索引文件? 为什么要引入多级索引?
什么是索引文件？
索引文件是数据库中的一种数据结构，它包含关键字和对应数据位置的信息，使得数据库系统能够快速定位和获取目标数据。索引文件除了文件本身（称为数据区）之外，还包含一张指示逻辑记录和物理记录之间一一对应关系的表，即索引表。包括文件数据区和索引表两大部分的文件就称为索引文件。
为什么要引入多级索引？
引入多级索引的主要目的是减少索引文件的大小和查询开销，从而提高数据库系统的性能。以下是对这一点的详细解释：
减少索引文件大小：
当数据库中的数据量很大时，单一的索引文件可能会变得非常庞大，导致索引的维护和查询操作变得缓慢。
多级索引将大型索引划分为多个较小的子索引，每个子索引只负责一部分数据的索引，从而减少了单个索引文件的大小。
提高查询效率：
多级索引的层次结构使得查询时只需搜索较小的索引文件，降低了查询的成本。
在多级索引中，通常使用树状结构（如B树或B+树）来组织索引项，这些结构支持高效的查找和范围查询操作。
优化存储和访问：
多级索引还可以优化存储和访问模式，通过减少I/O操作次数来提高性能。
在某些情况下，多级索引还可以实现数据的预取和缓存，进一步提高数据访问速度。
支持大型数据库：
随着数据库规模的增大，单一索引的局限性越来越明显。多级索引的引入使得数据库系统能够更好地处理大规模数据，提高系统的可扩展性和灵活性。
综上所述，索引文件是数据库中用于提高数据检索效率的重要数据结构，而多级索引则是一种优化技术，通过减少索引文件的大小和查询开销来提高数据库系统的性能。在实际应用中，多级索引被广泛应用于各种数据库系统中，以支持高效的数据检索和操作。
试说明增量式索引组织方式。
增量式索引组织方式是一种灵活且高效的索引更新策略，它结合了直接寻址和间接寻址（单级或多级索引）的优点，特别适用于需要频繁更新索引的场景。以下是对增量式索引组织方式的详细说明：
一、基本概念
增量式索引组织方式是指在原有索引的基础上，仅对新增或修改的数据部分进行索引更新，而不是重新构建整个索引。这种方式可以显著减少索引更新的时间和资源消耗，提高系统的响应速度和性能。
二、工作原理
主索引与增量索引：
在增量式索引组织方式中，通常会维护一个主索引和一个或多个增量索引。
主索引包含系统中大部分稳定的数据，而增量索引则记录新增或修改的数据。
索引更新：
当有新数据添加到系统中时，首先将其添加到增量索引中。
随着时间的推移，当增量索引中的数据量达到一定规模或满足某些条件时，可以将其与主索引合并，以形成一个新的、更全面的主索引。
在合并过程中，可以删除旧的增量索引，并创建新的增量索引以继续记录后续的新增数据。
查询处理：
在查询时，系统会根据查询条件首先搜索主索引。
如果主索引中不包含所需的数据，则继续搜索增量索引。
通过这种方式，可以确保查询结果的完整性和准确性。
三、优点与适用场景
优点：
减少了索引更新的时间和资源消耗。
提高了系统的响应速度和性能。
适用于需要频繁更新索引的场景，如在线交易系统、实时数据分析等。
适用场景：
增量式索引组织方式特别适用于那些数据量庞大且需要频繁更新的系统。
在这些系统中，重新构建整个索引可能会消耗大量的时间和资源，而增量式索引则能够提供更高效、更灵活的索引更新策略。
四、实现方式
增量式索引的实现方式可以因系统而异，但通常包括以下几个步骤：
确定增量索引的触发条件：如数据新增量、修改频率等。
创建和维护增量索引：根据触发条件，创建新的增量索引并维护其更新。
合并增量索引与主索引：当增量索引达到一定规模或满足合并条件时，将其与主索引合并。
优化索引性能：定期对索引进行优化操作，如重建索引、压缩索引等，以提高查询性能。
综上所述，增量式索引组织方式是一种高效、灵活的索引更新策略，特别适用于需要频繁更新索引的场景。通过合理设计和实现增量式索引，可以显著提高系统的响应速度和性能，为用户提供更好的使用体验。
对空闲磁盘空间的管理常采用哪几种分配方式? 在UNIX系统中是采用何种分配方式?
对空闲磁盘空间的管理常采用以下几种分配方式：
空闲表法：
这种方法属于连续分配方式，与内存管理中的动态分区分配方式相似。
系统为空闲磁盘空间建立一张空闲表，表的每个表项记录一组连续空闲盘块的起始地址和盘块数量。
分配磁盘空间时，根据请求的大小从空闲表中查找合适的空闲盘块组，并修改空闲表。
空闲链表法：
该方法将所有空闲盘区链接成一条空闲链。
链表的每个节点包含指向下一个空闲盘区的指针和该空闲盘区的大小信息。
分配磁盘空间时，从链表的头节点开始查找合适的空闲盘区，并修改链表指针。
位示图法：
利用二进制的一位来表示磁盘中每一个盘块的使用情况。
磁盘上的所有盘块都有一个二进制位与之对应，从而由所有盘块所对应的位构成一个集合，即位示图。
分配磁盘空间时，通过扫描位示图找到连续的空闲位，并标记为已分配。
成组链接法：
该方法结合了空闲表法和空闲链表法的优点。
将空闲盘块分成若干组，每组包含一定数量的空闲盘块。
每组的第一个空闲盘块中记录有下一组空闲盘块的地址和本组内空闲盘块的数量。
分配磁盘空间时，从第一组开始查找，如果找到足够的空闲盘块，则进行分配并更新记录；如果第一组空闲盘块不足，则继续查找下一组。
在UNIX系统中，采用的是成组链接法来管理空闲磁盘空间。UNIX系统将空闲块分成若干组，每组包含一定数量的空闲块（如每100个空闲块为一组）。每组的第一个空闲块中登记了下一组空闲块的物理盘块号和空闲块总数。分配空闲块时，从前往后分配；释放空闲块时，从后往前分配，以保持组的连续性。这种分配方式既避免了空闲表法可能带来的大量碎片问题，又比空闲链表法更加节省空间。
可从哪几方面来提高对文件的访问速度?
提高文件访问速度可以从多个方面入手，以下是一些有效的方法：
一、硬件升级与优化
使用SSD硬盘：
SSD（固态硬盘）相比传统HDD（机械硬盘）具有更高的读写速度，可以显著提升文件访问速度。
SSD采用闪存技术，无需机械运动，因此读写速度更快，延迟更低。
增加内存容量：
内存容量越大，系统能够缓存的文件和数据就越多，从而减少对磁盘的访问次数，提高文件访问速度。
二、文件系统优化
选择高效的文件系统：
如NTFS（Windows系统）或ext4（Linux系统）等，这些文件系统具有更好的性能和稳定性。
NTFS文件系统支持更大的文件和更大的存储容量，同时提供了更好的安全性和稳定性。
分区和格式化硬盘：
将硬盘分为多个分区，并进行格式化，可以提高文件系统的效率。
合理的分区可以优化磁盘空间的使用，减少碎片的产生。
定期清理垃圾文件：
垃圾文件会占用硬盘空间，降低文件系统的性能。
定期清理垃圾文件可以释放空间，提高文件访问速度。
三、系统配置与优化
禁用不必要的程序和服务：
在计算机启动时，有许多不必要的程序和服务自动启动，这些程序会占用系统资源并降低文件访问速度。
禁用这些不必要的程序和服务可以提高文件访问速度。
优化磁盘缓存设置：
磁盘缓存可以帮助提高文件访问速度，但如果缓存设置不当，可能会降低性能。
根据系统需求优化磁盘缓存设置，如增加缓存大小或调整缓存策略。
更新驱动程序：
磁盘驱动程序未更新可能导致性能下降或与系统不兼容。
确保驱动程序保持最新状态可以避免这种问题，提高文件访问速度。
四、文件管理与优化
整理文件夹：
将文件整理到相关的文件夹中可以帮助快速查找文件，从而提高文件访问速度。
合理的文件夹结构可以简化文件查找过程，减少查找时间。
使用文件压缩技术：
使用文件压缩技术可以减小文件大小，从而减少磁盘读写时间，提高文件访问速度。
但需要注意的是，压缩和解压缩过程也会消耗一定的时间和资源，因此需要根据实际情况选择是否使用压缩技术。
定期碎片整理：
对于传统HDD硬盘，定期进行碎片整理可以重新排列文件，提高读取效率。
但对于SSD硬盘，由于读取机制不同，无需进行碎片整理。
综上所述，提高文件访问速度需要从硬件升级与优化、文件系统优化、系统配置与优化以及文件管理与优化等多个方面入手。通过综合应用这些方法，可以显著提升文件访问速度，提高系统性能。
何谓磁盘高速缓存? 在设计磁盘高速缓存时需要考虑哪些问题?
磁盘高速缓存的定义
磁盘高速缓存是指在内存中为磁盘盘块设置的一个缓冲区，这个缓冲区中保存了某些盘块的副本。当系统需要访问磁盘上的数据时，会首先检查磁盘高速缓存中是否已存在所需数据的副本。如果数据已存在于高速缓存中，则可以直接从高速缓存中读取数据，而无需访问磁盘，这样可以显著提高数据访问速度。如果数据不在高速缓存中，则需要从磁盘上读取数据，并将其存入高速缓存中，以便后续访问。
设计磁盘高速缓存时需要考虑的问题
在设计磁盘高速缓存时，需要考虑以下几个关键问题：
数据交付方式：
数据交付：直接将高速缓存中的数据传送到请求者进程的内存工作区中。
指针交付：只将指向高速缓存中某区域的指针交付给请求者进程。这种方式由于所传送的数据量少，因此可以节省数据从磁盘高速缓存存储空间到进程的内存工作区的时间。
置换策略：
当磁盘高速缓存已满，而需要存入新的盘块数据时，需要采用一定的置换策略来决定哪些数据可以被替换掉。常用的置换算法有最近最久未使用算法（LRU）、最近未使用算法（NRU）及最少使用算法（LFU）等。
写回磁盘的策略：
已修改的盘块数据需要在何时被写回磁盘是一个需要仔细考虑的问题。可以采用提前写回（在数据被修改后立即写回磁盘）或延迟写回（在数据被修改后，等待一段时间或积累到一定数量的修改后再写回磁盘）的策略。延迟写回可以减少对磁盘的写操作次数，但需要在系统崩溃或断电等异常情况发生时，确保数据的一致性和完整性。
缓存大小：
磁盘高速缓存的大小会直接影响其性能。过大的缓存可能会浪费内存资源，而过小的缓存则可能无法有效地减少磁盘访问次数。因此，在设计时需要权衡缓存大小和性能之间的关系。
一致性控制：
在多事务环境中，需要确保数据的一致性。当多个事务同时访问和修改磁盘上的数据时，需要采取一定的同步和锁机制来避免数据冲突和不一致的问题。
访问频率和可预见性：
哪些数据可能在较长时间内不会再被访问，有哪些数据可能很快就再被访问，这些在一定程度上是可以预知的。在设计磁盘高速缓存时，可以考虑这些可预见性来优化缓存的使用效率。
综上所述，设计磁盘高速缓存时需要考虑多个因素，包括数据交付方式、置换策略、写回磁盘的策略、缓存大小、一致性控制以及访问频率和可预见性等。通过综合考虑这些因素，可以设计出高效、可靠的磁盘高速缓存系统，从而提高数据访问速度和系统性能。
可以采取哪几种方式将磁盘高速缓存中的数据传送给请求者进程?
系统可以采取以下两种方式将磁盘高速缓存中的数据传送给请求者进程：
数据交付：
直接将高速缓存中的数据传送到请求者进程的内存工作区中。这种方式实现了数据的直接传递，但可能涉及较多的数据传输量。
指针交付：
只将指向高速缓存中某区域的指针交付给请求者进程。这种方式由于仅传递指针而非实际数据，因此显著减少了数据传输量，从而节省了数据从磁盘高速缓存存储空间到进程的内存工作区的时间。同时，这也允许其他进程共享读/写高速缓存数据。
综上所述，数据交付和指针交付是两种主要的将磁盘高速缓存中的数据传送给请求者进程的方式。在实际应用中，可以根据具体需求和系统环境选择合适的方式。
何谓提前读和延迟写?
提前读（Read-Ahead）
提前读是一种优化磁盘I/O性能的技术，它基于预测未来可能需要访问的数据块，并提前将这些数据块从磁盘读取到内存中的磁盘高速缓存里。这种技术通常用于顺序访问模式明显的场景，如读取大型文件或数据库顺序扫描。通过提前读取后续的数据块，可以减少磁盘访问的延迟，因为当实际需要这些数据时，它们已经位于高速缓存中，从而加快了数据访问速度。
延迟写（Write-Behind 或 Lazy Write）
延迟写，也称为写后策略或惰性写，是一种优化磁盘写操作的技术。在这种策略下，当进程尝试写入数据时，系统并不立即将数据写回磁盘，而是将其暂时保存在内存中的磁盘高速缓存里，并标记为已修改。只有当满足某些条件（如高速缓存满了、系统空闲、或者达到一定的时间间隔）时，系统才会将这些已修改的数据块批量写回磁盘。通过这种方式，可以减少对磁盘的写操作次数，因为多个小的写操作可能会被合并成一个大的写操作，从而提高了磁盘写操作的效率。
然而，延迟写也带来了一定的风险，因为如果系统崩溃或断电，那些还在高速缓存中但尚未写回磁盘的数据可能会丢失。因此，实现延迟写时需要考虑数据的一致性和持久性问题，通常通过采用日志结构文件系统（Log-Structured File System, LFS）或写时复制（Copy-On-Write, COW）等技术来确保数据的安全性。
总的来说，提前读和延迟写都是提高磁盘I/O性能的有效策略，但它们也各自具有一定的适用场景和潜在风险。在实际应用中，需要根据具体的需求和系统环境来选择合适的策略。
试说明廉价磁盘冗余阵列RAID的主要优点。
廉价磁盘冗余阵列（RAID，Redundant Arrays of Inexpensive Disks）的主要优点体现在性能提升、数据可靠性增强以及容量扩展等方面。以下是RAID技术的主要优点详细说明：
性能提升：
并行访问：RAID通过并行使用多个磁盘来显著提高数据的访问速度。由于数据被分散存储在多个磁盘上，因此可以同时从多个磁盘读取或写入数据，从而加快了I/O操作。
负载均衡：在RAID系统中，数据访问请求可以被分散到多个磁盘上，从而实现负载均衡，避免了单个磁盘成为性能瓶颈。
数据可靠性增强：
冗余技术：RAID通过采用镜像（如RAID 1）或奇偶校验（如RAID 5）等冗余技术，提高了数据的可靠性。即使部分磁盘出现故障，也能通过冗余信息恢复数据，保证了系统的持续运行和数据完整性。
容错能力：RAID系统具有容错能力，可以在磁盘故障时自动重构数据，无需人工干预。这降低了数据丢失的风险，提高了系统的可用性。
容量扩展：
大容量存储：RAID通过将多个磁盘组合成一个逻辑磁盘，提供了大容量存储空间。这满足了大型数据集存储的需求，降低了存储成本。
灵活配置：RAID系统可以根据需求灵活配置磁盘数量和容量，以适应不同的存储需求。例如，可以通过增加磁盘数量来扩展存储容量，或者通过改变RAID级别来调整性能和可靠性。
其他优点：
易于管理：RAID系统通常提供了统一的管理界面和工具，简化了磁盘管理任务。管理员可以方便地监控磁盘状态、性能以及进行故障排查和修复。
高可用性：RAID系统通过提供冗余和容错能力，提高了系统的可用性。即使部分磁盘出现故障，也能保证系统的正常运行和数据访问。
综上所述，RAID技术通过并行访问、冗余技术、容量扩展以及易于管理等特点，显著提升了存储系统的性能、可靠性和可扩展性。这些优点使得RAID技术在各种存储场景中得到了广泛应用，如服务器存储、数据备份和恢复、视频监控等。
在第一级系统容错技术中，包括哪些容错措施? 什么是写后读校验?
在第一级系统容错技术（SFT-I）中，主要包括以下容错措施：
双份目录：为了防止文件目录被破坏，可以在不同的磁盘上或在磁盘的不同区域中分别建立双份目录表，其中一份作为备份目录。
双份文件分配表（FAT）：类似于双份目录，文件分配表也有备份，以防止其被破坏或丢失。
写后读校验：这是一种特定的容错措施，用于确保数据写入磁盘的正确性。
写后读校验（Read-after-Write Verify）的具体过程如下：
每次从内存缓冲区向磁盘写入一个数据块后，系统会立即从磁盘上读出该数据块，并将其送至另一缓冲区中。然后，将该缓冲区的内容与内存缓冲区中在写后仍保留的数据进行比较。若两者一致，则认为写入成功，继续写下一个数据块；若不一致，则重写该数据块。若重写后两者仍不一致，则认为该盘块有缺陷，此时系统会将应写入该盘块的数据写入到热修复重定向区中，以确保数据的完整性和系统的正常运行。
综上所述，第一级系统容错技术通过采用双份目录、双份文件分配表以及写后读校验等容错措施，有效提高了磁盘存储系统的可靠性和数据安全性。
在第二级系统容错技术中，包括哪些容错措施? 请简要说明之。
在第二级系统容错技术（SFT-II）中，主要包括以下容错措施：
一、磁盘镜像（Disk Mirroring）
磁盘镜像是一种通过增设完全相同的备份磁盘来确保数据安全的技术。在同一磁盘控制器下，增设一个与主磁盘完全相同的磁盘驱动器作为备份。当数据写入主磁盘时，系统会通过写后读校验的方式将数据同时写入备份磁盘，确保两者具有完全相同的位像图。这样，即使主磁盘发生故障，系统也可以立即切换到备份磁盘，继续正常工作，从而提高了数据的可靠性和系统的可用性。
二、磁盘双工（Disk Duplexing）
磁盘双工是将两台磁盘驱动器分别接到两个磁盘控制器上，使这两台磁盘机镜像成对。这种技术不仅可以在磁盘驱动器发生故障时提供数据保护，还可以在磁盘控制器发生故障时起到数据保护的作用。由于每一个磁盘都有自己的独立通道，因此可以同时（并行）地将数据写入磁盘。在读入数据时，可采用分离搜索技术，从响应快的通道上取得数据，从而加快了对数据的读取速度。
三、热修复重定向和写后读校验
热修复重定向：
系统将一定的磁盘容量作为热修复重定向区，用于存放当发现盘块有缺陷时的待写数据。
对写入该区的所有数据进行登记，方便将来对数据进行访问。
写后读校验：
如前所述，写后读校验是为了保证所有写入磁盘的数据都能写入到完好的盘块中。
在每次从内存缓冲区向磁盘中写入一个数据块后，应立即从磁盘上读出该数据块并送至另一缓冲区中。
再将该缓冲区中内容与原内存缓冲区中在写后仍保留的数据进行比较。
若两者一致，便认为此次写入成功；否则，则重写。
若重写后两者仍不一致，则认为该盘块有缺陷，此时便将应写入该盘块的数据写入热修复重定向区中，并将该损坏盘块的地址记录在坏盘块表中。
综上所述，第二级系统容错技术通过磁盘镜像、磁盘双工以及热修复重定向和写后读校验等容错措施，进一步提高了磁盘存储系统的可靠性和数据安全性。这些技术为关键数据的存储和保护提供了有力的支持。
具有容错功能的集群系统的主要工作模式有哪几种? 请简要说明之。
具有容错功能的集群系统的主要工作模式主要包括以下三种：
一、双机热备份模式
定义：
在这种模式的系统中，备有两台服务器，两者的处理能力通常是完全相同的。
一台作为主服务器，负责处理所有业务请求；另一台作为备份服务器，平时不处理业务请求，但时刻监视着主服务器的运行。
优点：
提高了系统的可用性，因为当主服务器出现故障时，备份服务器可以立即接替其工作。
易于实现，且主、备份服务器完全独立，可支持远程热备份。
缺点：
从服务器（备份服务器）处于被动等待状态，整个系统的使用效率只有50%左右。
二、双机互为备份模式
定义：
在这种模式中，平时两台服务器均为在线服务器，它们各自完成自己的任务。
当其中一台服务器发生故障时，系统可以指定另一台服务器来接替其工作。
优点：
两台服务器都可用于处理任务，因此系统效率较高。
此模式已扩展到多台服务器，系统中所有的机器都可用于处理任务，提高了系统的整体性能和可用性。
应用场景：
适用于需要高可用性和负载均衡的场景。
三、公用磁盘模式
定义：
为了减少信息复制的开销，可以将多台计算机连接到一台公共的磁盘系统上去。
该公共磁盘被划分为若干个卷，每台计算机使用一个卷。
优点：
消除了信息的复制时间，从而减少了网络和服务器的开销。
当某台计算机发生故障时，系统可以重新配置，选择另一台替代机器来接替故障计算机的任务。
应用场景：
适用于需要共享存储和减少数据复制开销的场景。
综上所述，具有容错功能的集群系统通过不同的工作模式，实现了高可用性和负载均衡等目标。在实际应用中，可以根据具体需求和系统环境选择合适的工作模式。
为什么要在系统中配置后备系统? 目前常用做后备系统的设备有哪几种?
在系统中配置后备系统的原因及其常用设备如下：
配置后备系统的原因
数据存储需求：磁盘系统的容量可能不足以存储系统在运行过程中的所有数据。因此，需要将暂时不需要但仍然有用的数据存放在后备系统中，以释放磁盘空间并确保重要数据的保存。
数据安全性考虑：为了防止系统发生故障、病毒感染或其他意外情况导致数据丢失或损坏，需要将重要的数据存放在后备系统中。这样，即使主系统出现问题，也能从后备系统中恢复数据，确保数据的完整性和可用性。
常用后备系统设备
磁带机：
磁带是一种传统的存储介质，具有存储容量大、成本低廉等优点。
磁带机通常用于长期备份和归档数据，因为它们可以存储大量的数据，并且易于保存和携带。
磁盘机：
磁盘机（如硬盘）是另一种常用的后备系统设备。
它们具有读写速度快、可靠性高等优点，适用于需要频繁访问和修改的数据。
磁盘机通常用于短期备份和恢复，因为它们可以快速地读取和写入数据。
光盘机：
光盘机使用光盘作为存储介质，具有存储容量适中、易于携带和保存等优点。
它们通常用于需要长期保存但不需要频繁访问的数据，如文档、图片等。
综上所述，配置后备系统是为了确保数据的安全性和可用性。在选择后备系统设备时，需要根据具体的数据存储需求、安全性要求以及预算等因素进行综合考虑。
何谓事务? 如何保证事务的原子性?
何谓事务
事务（Transaction）是一个不可分割的工作单元，它由一系列对系统中数据进行访问与更新的操作所组成。这些操作要么全部成功执行，要么全部不执行，它们作为一个整体一起向系统提交，要么全部提交成功，要么全部撤销失败。事务是数据库管理系统（DBMS）中的核心概念，用于确保数据的一致性和完整性。
如何保证事务的原子性
事务的原子性（Atomicity）是指事务是一个不可分割的工作单元，它必须作为一个整体被执行。具体来说，原子性要求事务在执行过程中，如果发生任何错误或异常，事务中的所有操作都必须被撤销，使系统恢复到事务开始执行前的状态，就像这个事务从未执行过一样。
为了保证事务的原子性，数据库管理系统通常采用以下几种方法：
使用事务控制语句：
数据库管理系统提供了一系列事务控制语句，如BEGIN TRANSACTION（或START TRANSACTION）、COMMIT和ROLLBACK。BEGIN TRANSACTION语句用于开启一个事务，COMMIT语句用于提交事务，将所有操作永久保存到数据库中；ROLLBACK语句用于回滚事务，撤销所有已执行的操作。
使用日志：
数据库管理系统通常使用两种日志来保证事务的原子性：回滚日志（Undo Log）和重做日志（Redo Log）。
回滚日志：记录了事务在执行过程中对数据的修改操作，以及这些修改操作之前的状态。当事务需要回滚时，可以通过回滚日志将修改操作恢复到事务开始之前的状态。
重做日志：记录了事务对数据的修改操作。当数据库系统崩溃或重启时，可以通过重做日志重做之前的修改操作，确保事务的持久性（Durability）。虽然重做日志主要用于持久性保证，但在某些情况下也可以辅助实现原子性（例如，在崩溃恢复过程中撤销未完成的事务）。
使用锁机制：
数据库管理系统通过锁机制来确保事务在并发执行时的正确性和一致性。锁可以防止其他事务在事务执行期间对相同的数据项进行修改，从而确保事务的原子性。例如，当一个事务正在修改某个数据项时，它会获得该数据项的排他锁（X锁），阻止其他事务对该数据项进行访问或修改。
事务隔离级别：
数据库管理系统提供了多种事务隔离级别，如读未提交（Read Uncommitted）、读已提交（Read Committed）、可重复读（Repeatable Read）和串行化（Serializable）。通过设置合适的事务隔离级别，可以防止脏读、不可重复读和幻读等并发访问导致的问题，从而确保事务的一致性（Consistency）和原子性。需要注意的是，虽然事务隔离级别主要关注一致性保证，但它们也间接影响了原子性的实现（例如，通过避免并发修改来确保事务的完整性）。
综上所述，通过结合使用事务控制语句、日志机制、锁机制和事务隔离级别等方法，数据库管理系统可以有效地保证事务的原子性。
引入检查点的目的是什么? 引入检查点后又如何进行恢复处理?
引入检查点的目的
引入检查点的目的是使对事务记录表中事务记录的清理工作经常化，同时帮助数据库系统快速定位哪些事务已经完成，哪些事务需要处理。通过定期建立检查点，系统能够在发生故障时减少日志文件的搜索时间，从而提高数据库恢复的效率。
引入检查点后的恢复处理
当系统发生故障时，恢复过程通常会从最后一个检查点开始。以下是引入检查点后的恢复处理步骤：
找到最后一个检查点记录：
从重新开始文件中找到最后一个检查点记录在日志文件中的地址。
由该地址在日志文件中找到最后一个检查点记录。
确定活跃事务：
由检查点记录得到建立检查点时所有正在执行的事务清单（ACTIVE-LIST）。
建立两个事务队列：需要执行UNDO操作的事务集合（UNDO-LIST）和需要执行REDO操作的事务集合（REDO-LIST）。
把ACTIVE-LIST暂时放入UNDO-LIST队列，REDO队列暂时为空。
扫描日志文件：
从检查点开始正向扫描日志文件。
如有新开始的事务Ti，把Ti暂时放入UNDO-LIST队列。
如有提交的事务Tj，把Tj从UNDO-LIST队列移到REDO-LIST队列。
直到日志文件结束。
执行UNDO和REDO操作：
对UNDO-LIST中的每个事务执行UNDO操作，撤销其已执行的更改。
对REDO-LIST中的每个事务执行REDO操作，确保所有更改被正确写入数据库。
通过以上步骤，系统可以恢复到故障发生前的状态，同时保证数据的一致性和完整性。检查点技术是数据库恢复中一项重要的优化手段，通过定期建立检查点，系统能够显著减少故障恢复时的搜索时间和重复操作，提升了系统的恢复效率。
为何引入共享锁? 如何用互斥锁或共享锁来实现事务的顺序性?
为何引入共享锁
引入共享锁的目的是为了提高运行效率。在并发环境中，多个事务可能需要同时访问同一个资源（如数据库记录或文件）。如果采用互斥锁（也称为排他锁），则当一个事务持有锁时，其他事务必须等待，即使它们只是需要读取资源而不需要修改。这会导致资源利用率低下，因为读取操作通常不会改变资源状态，因此可以并发进行。
共享锁允许多个事务同时读取同一个资源，但禁止任何事务修改该资源。当事务需要修改资源时，它必须获得互斥锁。这样，只有在没有其他事务持有共享锁或互斥锁时，事务才能获得互斥锁并进行修改操作。这种机制既保证了数据的一致性，又提高了系统的并发性能。
如何用互斥锁或共享锁来实现事务的顺序性
实现事务顺序性的一种方法是使用锁机制来控制对共享资源的访问。以下是使用互斥锁和共享锁来实现事务顺序性的基本步骤：
设置锁：
为每个共享对象（如数据库记录、文件等）设置一个互斥锁和一个共享锁。
事务读取操作：
当事务需要读取某个对象时，它首先尝试获得该对象的共享锁。
如果成功获得共享锁，则事务可以读取对象并继续执行。
如果对象已被互斥锁锁住，则事务必须等待直到互斥锁被释放。
事务写入操作：
当事务需要写入某个对象时，它必须首先获得该对象的互斥锁。
如果成功获得互斥锁，则事务可以写入对象并继续执行。
如果对象已被共享锁或互斥锁锁住，则事务必须等待直到所有锁都被释放。
锁释放：
当事务完成读取或写入操作后，它必须释放所持有的锁。
释放锁后，其他事务可以尝试获得该锁并继续执行。
通过以上步骤，互斥锁和共享锁共同确保了事务的顺序性：
共享锁允许多个事务并发读取同一个对象，提高了系统的并发性能。
互斥锁确保了在任何时刻只有一个事务可以写入对象，保证了数据的一致性和完整性。
这种锁机制是数据库管理系统中常用的并发控制手段之一，它能够在保证数据一致性的同时提高系统的并发处理能力。
当系统中有重复文件时，如何保证它们的一致性?
当系统中有重复文件时，保证它们的一致性是一个重要的问题。以下是一些常用的方法来确保重复文件的一致性：
一、对所有重复文件进行同样的修改
当需要更新或修改文件内容时，确保对所有重复的文件都执行相同的修改操作。这样可以保证所有版本的文件都包含最新的、一致的信息。
二、使用新修改的文件替换所有重复文件
在某些情况下，可能需要用一个新的、已修改的文件来替换所有重复的文件。这通常涉及以下步骤：
准备新文件：创建或获取一个包含最新内容的新文件。
备份原始文件（可选）：在执行替换操作之前，备份所有重复的文件以防止数据丢失。
替换文件：将新文件复制到所有需要替换的重复文件的位置。
验证一致性：检查替换后的文件以确保它们包含相同的内容，并且与预期一致。
三、采用版本控制系统
使用版本控制系统（如Git）可以更有效地管理文件版本和一致性。通过版本控制系统，可以跟踪文件的更改历史、合并冲突以及回滚到以前的版本。当系统中存在重复文件时，版本控制系统可以确保所有副本都同步更新到最新版本。
四、定期检查和清理重复文件
定期检查和清理系统中的重复文件是保持文件一致性的重要步骤。可以使用手动方法或第三方工具来查找和删除重复的文件。在清理过程中，要特别小心不要误删重要文件或破坏系统结构。
五、实施数据一致性检查机制
为了确保数据的一致性，可以实施数据一致性检查机制。这些机制可以定期检查系统中的文件和数据，以确保它们符合预期的格式和值。如果发现不一致的情况，可以触发警报或自动修复操作。
综上所述，保证系统中重复文件的一致性需要采取多种措施。这些措施包括对所有重复文件进行同样的修改、使用新修改的文件替换所有重复文件、采用版本控制系统、定期检查和清理重复文件以及实施数据一致性检查机制等。通过这些方法，可以有效地确保系统中的重复文件保持一致性和准确性。
如何检查盘块号的一致性? 检查时可能出现哪几种情况?
检查盘块号的一致性是确保文件系统完整性和数据可靠性的重要步骤。以下是检查盘块号一致性的方法以及检查时可能出现的情况：
检查盘块号一致性的方法
为了保证盘块号的一致性，通常会将计数器表中的所有表项初始化为0，然后使用两组计数器来进行检查：
空闲盘块号计数器：组成第一组计数器，对从空闲盘块表中读出的盘块号进行计数。
数据盘块号计数器：组成第二组计数器，对从文件分配表中读出的已分配给文件使用的盘块号进行计数。
通过比较这两组计数器的对应数据，可以判断盘块号是否一致。如果两组计数中的对应数据互补，则数据一致；反之，则发生错误。
检查时可能出现的情况
在检查盘块号一致性的过程中，可能会出现以下几种情况：
两组计数器中盘块K的计数值均为0：
这种情况表明在空闲盘块表中存在盘块号K，但在文件分配表中并未使用。因此，应在空闲盘块表中增加该盘块号，以确保其被正确记录和管理。
空闲盘块号计数器中盘块K的计数值为2：
这种情况表明在空闲盘块表中，盘块号K被重复记录了两次。这可能是由于系统错误或人为操作失误导致的。因此，应删除一个空闲盘块号K，以消除重复记录。
空闲盘块号计数器中盘块号K的计数值为0，而数据盘块号计数器中盘块号K的计数值大于1：
这种情况表明在文件分配表中，盘块号K被分配给了多个文件或多次使用，但在空闲盘块表中并未记录。这通常意味着存在数据丢失或文件系统损坏的风险。因此，必须立即报告系统并采取相应的修复措施，以确保数据的完整性和安全性。
综上所述，检查盘块号一致性是确保文件系统完整性和数据可靠性的关键步骤。在检查过程中，应仔细分析各种可能出现的情况，并采取相应的措施来解决问题。