磁盘上只有编了号的块，用户要的是有名字的文件。文件系统要回答四件事：文件的描述信息放哪（FCB / inode）、按名字怎么找到它（目录）、它的数据放在哪些块上（物理分配）、哪些块还空着（空闲空间管理）。
文件 = 数据 + 描述它的信息。描述信息集中放在文件控制块 FCB 里，有了 FCB 才能按名存取。FCB 的有序集合就是目录，一个 FCB 就是一个目录项。
考试最常问：FCB 里有文件名、物理地址、存取权限；没有文件内容。
按名查找时只比较文件名，FCB 里其他信息在找到之前用不上，却也要跟着一起读盘。于是把它们拆出去放进 inode，目录项只留 文件名 + inode 号。目录项变小，一个盘块能放更多目录项，目录占的块就少，查找时读盘次数也就少。
UNIX 的目录项只有 16 B，其余信息（类型、权限、长度、地址项、链接计数 count …）都在 inode 里。
设盘块 1 KB，目录下有 640 个文件，顺序查找平均要读一半的目录块。
精确地说，顺序查找 k 个目录块平均读 (k + 1) ÷ 2 块；选择题一般按 k ÷ 2 估算。放在磁盘上的叫磁盘索引结点，文件打开后复制到内存的叫内存索引结点，后者多了 inode 编号、状态、访问计数、逻辑设备号等字段。
逻辑结构是用户看到的组织方式，和数据在磁盘上怎么放（物理结构）是两回事。无结构文件（流式文件）就是一串字节，源程序、可执行文件都是；有结构文件由一条条记录组成，重点是下面几种。
| 类型 | 怎么组织 | 按关键字找一条记录 | 优点 | 缺点 |
|---|---|---|---|---|
| 无结构（流式） | 以字节为单位的字节流，没有记录 | 只能穷举搜索 | 简单，适合源程序、可执行文件 | 不适合按记录查询 |
| 顺序文件 · 串结构 | 记录按存入时间排列，与关键字无关 | 从头顺序找，平均 N/2 次 | 批量顺序处理效率高 | 查找慢；增删记录难 |
| 顺序文件 · 顺序结构 | 记录按关键字排序 | 可折半查找，约 log2N 次 | 查找比串结构快 | 插入删除要移动记录（常配合日志文件，定期合并） |
| 索引文件 | 每条记录一个索引项（长度 + 指针），索引表按关键字排序 | 查索引表（可折半），再直接定位记录 | 变长记录也能随机访问 | 每条记录一个索引项，索引表可能很大 |
| 索引顺序文件 | 记录分组，每组第一条记录建一个索引项 | 先查索引表，再在组内顺序找，约 √N 次 | 索引表小得多，查找仍然快 | 组内仍要顺序查找 |
| 直接 / 散列文件 | 由关键字经散列函数直接算出地址 | 无需顺序查找，最快 | 存取速度快 | 可能冲突 |
N 条记录分成 √N 组，每组 √N 条。先在索引表（√N 项）里顺序找到组，平均 √N/2 次；再在组内顺序找，平均 √N/2 次。合计约 √N 次。
每条记录长 L，第 i 条（从 0 编号）的地址 = 起始地址 + i × L，直接算出来。变长记录就算不出来了，只能从头数，这正是索引文件要解决的问题。
注意区分：这里的“随机访问”指按记录号定位，和物理结构里“能否直接找到第 i 个盘块”是两个层面的问题。
下面是同一块磁盘（编号 0–15），文件 F 有 4 个逻辑块。看每种方式 FCB 里记了什么、要找逻辑块 2 该怎么走。
FAT 为磁盘上每个盘块设一个表项，表项里存下一块的块号（−1 表示文件结束，−2 表示空闲，所以 FAT 同时也管了空闲块）。
题目若要求表项按字节对齐，20 位要取 3 B，FAT = 3 MB。看清题目的对齐要求。
| 方式 | FCB 里记什么 | 随机访问 | 外部碎片 | 文件扩展 | 访问第 i 块读盘次数 | 主要代价 |
|---|---|---|---|---|---|---|
| 连续分配 | 起始块号、长度 | 支持 | 有 | 难 | 1 | 外部碎片，要预知文件大小 |
| 隐式链接 | 首块号、末块号 | 不支持 | 无 | 易 | i + 1 | 只能顺序访问；指针占空间；可靠性差 |
| 显式链接（FAT） | 首块号 | 支持 | 无 | 易 | 1 | FAT 常驻内存，占内存 |
| 索引分配（单层） | 索引块号 | 支持 | 无 | 易 | 2 | 索引块占空间，小文件浪费 |
约定：逻辑块号 i 从 0 开始；FCB 已在内存（文件已打开）；索引分配的索引块不在内存，所以要先读 1 次索引块。若题目说索引块已调入内存，就只要 1 次。
改盘块大小、地址项长度和各级地址项个数，下面实时算出各级能管多少块、单个文件最大多长；再输入一个文件内的字节偏移，看它落在哪一级、要读几次盘、每层索引块里用第几个下标。
| 级别 | 地址项 | 可寻址块数 | 容量 | 逻辑块号范围 | 读盘次数 |
|---|
约定：文件已打开，inode 已在内存，各级索引块都不在内存。读盘次数 = 要读的索引块数 + 1 次数据块。若题目说 inode 不在内存（文件还没打开，要先把 inode 读进来），再 +1。
管理的对象是整个文件卷（分区）上的空闲块。前两种和内存动态分区很像，位示图和成组链接是计算题高发区。
| 方法 | 怎么记 | 分配 | 回收 | 特点 |
|---|---|---|---|---|
| 空闲表法 | 每个连续空闲区一项：第一个空闲块号、空闲块数 | 首次适应、最佳适应等，和内存动态分区一样 | 与相邻空闲区合并（四种情况） | 适合连续分配 |
| 空闲链表 · 盘块链 | 所有空闲块串成一条链，以块为单位 | 从链头摘 k 块 | 挂到链尾 | 简单；但一次分配或回收多块时要重复多次，效率低 |
| 空闲链表 · 盘区链 | 每个连续空闲区（盘区）为一个结点，结点里记区大小 | 首次适应等 | 要与相邻盘区合并 | 分配回收效率高，但更复杂 |
| 位示图 | 每块一位：0 空闲、1 已分配（以题目为准） | 扫描找 0 位 → 算出块号 → 置 1 | 由块号算出行列 → 置 0 | 位示图小，可放内存；换算公式是考点 |
| 成组链接法 | UNIX：空闲块分组，每组的信息记在上一组的某一块里，第一组的信息在超级块 | 见下 | 见下 | 空闲块表不占额外连续空间，适合大文件系统 |
点网格里任意一格，可直接把它设为当前盘块。灰底格是 1（已分配），白底是 0（空闲）。混合编号（例如盘块号从 0、行列从 1）时，先把行列各减 1 化成全从 0，再套左边的公式：b = n(i − 1) + (j − 1)。
超级块在文件系统挂载时读入内存，平时分配回收都在内存里改，只有换组时才读写一次盘。
按路径查目录要一层层读盘，很慢。open 把这件事只做一次：查到 FCB（inode）后放进内存的打开文件表，返回一个编号（文件描述符 fd）；之后 read / write 都用 fd，不再按路径查目录。
| 操作 | 系统做了什么 |
|---|---|
| create | ① 为文件分配外存空间；② 在目录中新建目录项（文件名、位置等） |
| delete | ① 按路径找到目录项；② 回收文件占用的磁盘块；③ 删除目录项。有硬链接时只是 count − 1 |
| open | ① 按路径查目录找到目录项；② 检查权限；③ 把 FCB（inode）复制进内存打开文件表；④ 返回 fd。不读文件数据 |
| close | ① 删除进程打开文件表中的表项；② 系统打开文件表的打开计数 − 1，减到 0 删除该表项（FCB 有修改就写回外存） |
| read | 给出 fd、读入内存的位置、读多少；从读写指针处开始读，读完指针后移 |
| write | 给出 fd、内存中数据的位置、写多少；从读写指针处写 |
进程级表：每个进程一张，记这个进程自己的读写指针、访问权限，以及指向系统表项的指针。两个进程读同一个文件，各读各的位置，所以指针放在这里。
系统级表：整个系统一张，每个已打开文件一项，放 FCB / inode 副本、打开计数、磁盘位置等。第二个进程再 open 同一文件时，只把计数 + 1，不再重复读 FCB。
磁盘上的布局：整个磁盘有主引导记录 MBR 和分区表；每个分区依次放 引导块、超级块、空闲空间管理信息、inode 区、根目录，然后是其余文件和目录。
每种文件系统都要实现 VFS 规定的函数。VFS 定义了四类对象：超级块对象（一个已挂载的文件系统）、索引结点对象（一个文件）、目录项对象（路径中的一项，只存在于内存）、文件对象（一个被进程打开的文件）。
| 分配方式 | 随机访问 | 外部碎片 | 访问第 i 块读盘 | 一句话原因 |
|---|---|---|---|---|
| 连续分配 | 支持 | 有 | 1 | 起始块号 + i 直接算出物理块号 |
| 隐式链接 | 不支持 | 无 | i + 1 | 下一块的地址藏在上一块里，只能一块块读过去 |
| 显式链接 FAT | 支持 | 无 | 1 | 指针链在内存里的 FAT 中走完，只读数据块 |
| 单层索引 | 支持 | 无 | 2 | 读索引块查第 i 项，再读数据块 |
| k 层索引 | 支持 | 无 | k + 1 | 每层索引块各读一次 |
| 混合索引 | 支持 | 无 | 1 / 2 / 3 / 4 | 直接 / 一级 / 二级 / 三级间接（inode 已在内存） |