① 基于多级文件目录的文件管理系统设计的设计原理是什么有着什么样的背景知识
Flash 存储器( Flash Memory) 是一种高可靠性、高密度的固态存储器件。 其存储方式是完全非易失性的，掉电后可以保存数据；可以在线写入，并可按页连续字节写入，存取速度快，所以嵌入式系统通常使用Flash 存储器作为存储设备。 但Flash存储器也存在着两个主要缺陷:一是在重写之前必须进行擦除，因为Flash 存储器划分成很多擦除块(SectorOErase) ，对任何一位数据进行修改必须先擦除整个块(Sector) ；二是擦除块的擦除次数有限，当一个块提前达到擦除次数上限时， 将导致整个Flash 存储器无法使用。 所以，目前PC 机上很多成熟的基于磁盘的文件系统在Flash 存储器上使用都存在着不足。嵌入式系统应具有的特点: 一是高可靠性，在恶劣环境下系统仍能正常工作；二是低消耗，受成本限制系统设计必须量体裁衣，去除冗余；三是高效率，在占用较少资源情况下保证功能需求，这样就要求算法简单，效率高。 而日志文件系统(Log-St ruct ured File System) 在数据更新时无需将数据写入原存储区域，适应Flash 存储器无法进行重写这一特点。 目前，针对Flash 存储器的缺陷而设计的linux 下的J FFS 文件系统，就是采用简化的日志文件系统。 J FFS 文件系统将磨损均衡集成于清除机制之中，在带来掉电可恢复功能的同时，大大减少了块擦除的次数，提高了文件系统的存取速度和效率。 但是，J FFS 文件系统无法单独使用，或者使用于其它实时操作系统中。 对由于受成本和实时性限制而无法使用Linux 的一些嵌入式系统，也就无法使用J FFS 文件系统。基于上述分析，该嵌入式文件系统适合在开源实时操作系统(如μC/OS-II) 和无操作系统的情况下使用。嵌入式文件系统原理在日志文件系统中，一个文件被修改后不是被写入到原来的存储空间，而是被加到所有内容的后面，象日志一样被更新，这就是日志文件系统的基本原理。 由于同一个文件在文件系统中会留下不同的版本，所以系统需要设置一张表标注文件的最新与以前的版本。 在内容不断添加时为不将存储空间占满，系统设计了一种回收机制，回收无效内容占用的空间。日志文件系统在文件更新时不用将文件写回原来的地址，这对Flash 存储器这种存储介质最为适合。 文中所设计的嵌入式文件系统采用了日志文件系统的设计原理，以及J FFS 文件系统将磨损均衡集成于清除机制之中的方法。 该系统将一个可擦写块平分为多个簇，文件的读写以簇为单位进行。簇的状态有3 种:脏、干净和空。 脏表示所存内容已被置为无效；干净表示所存数据有效；空表示可以写入数据。 文件和目录在该系统中被作为节点，一个节点占用若干个簇，节点中的内容连续存储，但不能越过块边界存储。 该系统设置一个索引节点，保存整个系统的信息，其中包含保存有各簇状态的簇状态表。每一次文件更新后内容都将被添加至末尾处，索引节点也被更新，总是占用最末尾的干净簇。 回收脏簇时，将所要擦除块中的干净簇重写到空簇中，再进行块擦除。 当内容写至存储体末端，则从头部重新开始循环存储。 所设计的文件系统的操作过程见图1。ic72新闻中心嵌入式文件系统设计Flash 存储器中的存储结构Flash 存储器中的存储结构见图2。 该存储器中每个簇的第一个字作为簇的状态字，表示此簇是否为一个节点的首簇或空簇。 每个节点的首部存放此节点属性(文件/目录/索引节点) 和节点标识号。ic72新闻中心索引节点索引节点存放该文件系统的大部分信息。 包括32 位的索引节点更新号、一张簇状态表、下一个要被擦除块的块号、给下一个新建节点(文件或目录) 的节点编号、系统根目录信息表。系统每一次更新都会产生新的索引节点，索引节点更新号加1。 按照Flash 存储器的使用寿命10 年计算，需要每秒更新136 次以上，才能达到索引节点更新号的上限，所以认为拥有最大更新号的索引节点为最新的索引节点。 簇状态表中对应每一个簇有两个Bit 位，表示各个簇的状态(干净01 ，脏11 ，空00) 。 根目录信息表存放根目录下的各个目录项，每个目录项包括:属性(文件0x1/目录0x0) 、文件名或目录名、节点编号、此文件(或目录) 对应节点的起始簇地址、根目录表的大小可变。目录节点目录节点存放的内容有目录名，目录项个数，及所有目录项信息。 文件节点存放文件名，文件大小，文件属性及文件内容，内存中的目录结构见图3。ic72新闻中心内存数据结构及基本操作该文件系统载入(Mount ) 后，会在内存中建立一个系统的映象。 该映象包括:索引节点中的信息、目录及文件信息、每个可擦写块中包含的节点信息、未存盘的节点信息。 簇状态表、索引节点更新号、新节点编号、下一擦除块号等索引节点中的内容，在内存中均作为不同的变量。 内存中为每个文件和目录都建立了映象，数据结构见图4 和图5。ic72新闻中心ic72新闻中心内存中的文件节点不包含文件真正的数据，而使用指针。 文件被打开时，在内存中创建一块新存储区域存放数据，数据指针便指向此存储区，未被打开时，此指针指向空。 对于每个目录有1 个目录层数，表示此目录的深度，如根目录的目录层数为0 ，根目录的下一级目录则为1 ，依此类推。 存储地址保存文件或目录在Flash 中的地址。 文件和目录都被存在上一级目录下，所属目录指针即指向上一级目录在内存中的数据结构，根目录的所属目录指针即为空。 对于同目录下的不同节点，在内存中使用链表将其串联，同目录文件指针即联成链表。 链表的首指针保存在上一级目录中，首目录项指针即指向链表的首项。 为提高块擦写的效率，存储在同一个可擦写块中的各个节点在内存中也建立一个链表，块队列指针即用于连成此链表。 为标识被修改的节点，利用一个未保存队列，未保存队列指针即用来建立此队列。该文件系统载入(mount ) 时，首先顺序扫描Flash 中的每个索引节点，查找出最大的索引节点更新号，此更新号对应的索引节点即为最新的索引节点。 查找到最新索引节点后，将簇状态表等信息映射到内存的数据结构中。 依据索引节点中的根目录信息，遍历所有节点，建立内存中的目录文件结构，并将节点添加到对应的擦写块队列中。 对一个文件编辑并保存的过程见图6。ic72新闻中心文件打开时，先在内存中分配一块空间作为数据区，将内容写入，并定位文件节点的数据指针指向该内存中的数据区。 如果文件内容被修改，就将文件节点添加到未存盘队列，依次写入Flash 存储器中，并修改簇状态表。 保存时将内存中数据区内容写入F 中，释放申请的内存空间，修改节点中的数据指针和簇状态表，再将文件的所有上级目录重新写入Flash ，最后将更新后的索引节点内容写入Flash。 如果文件未被修改，则只需修改数据指针即可。节点加入未存盘队列的顺序按照目录层数的大小排列，文件节点排在队列首，目录层数最大的排在其后，目录层数为1 的排在队列末尾，根目录不加入未存盘队列。嵌入式文件系统特殊处理机制均衡擦写机制为了避免任意一个可擦除块因擦写次数过多而过早报废，文件系统对Flash擦写时采用了均衡擦写机制。 考虑到系统的精简性，擦写在整片Flash 的各块中依次进行，一块擦写完后，下一个被擦写的块即为后一个块，在系统的索引节点中保存了下一个要擦除的块号。 当文件系统中的剩余空间减少到设定值时，系统会擦除此块，以回收脏簇占用的空间。 对应每个可擦写块都有一个节点队列，此块中包含的节点都加入其中。块擦除的流程见图7。ic72新闻中心首先，将未保存于队列中的节点保存，清未保存队列。 然后将块队列中的所有文件节点转移到空簇中，同时将文件路径上的各级目录加入到未存盘队列中。 对于块队列中的目录节点，则将它和其路径上的各级目录加入未存盘队列中，按照未保存队列的顺序，依次将各个目录写入Flash 中，最后写入最新的索引节点。 因为目录节点加入未存盘队列时，按照目录层数的大小排列，所以按照未保存队列的顺序写入时，可以保证当一个目录要被写入Flash 时，它的所有下级目录已被写入Flash 中。 所有下级目录在Flash 中的存储地址都已确定。当该文件系统的空间将达到存储上限时，可能会出现特殊情况，即废簇回收时，空簇的空间不足，无法将所有干净簇重写。 文件系统为此建立了应急机制，先将文件节点内容存在内存中，这时新建一个临时未保存队列，专门保存文件节点，在块擦写完成后，将剩余的文件节点写入新的空簇中，其算法与图7 所示流程大致相同。 但是，一旦在擦写时断电，会导致该块上的所有数据丢失。断电错误处理机制当系统遭遇断电重新启动后，索引节点中的信息会与系统中的状态不符，这时便需要错误处理机制。 错误一般是索引节点中标注的空簇已被写入了数据，错误处理就是将此簇标志为脏簇，并查找下一个空簇重新写入。多任务处理机制该文件系统允许同时打开多个文件，在多任务操作系统下，为了避免冲突建立了多任务处理机制。 系统允许打开的多个文件在内存中同时被编辑修改，但是对Flash 写入操作有限制。 处理方法是设立Flash 写入保护区，在此区中只允许当前正在执行的任务执行Flash 写入操作。 实现Flash 写入保护区的方法是建立一个初始值为1 的信号量，当一个节点需要Flash 写入时，首先申请信号量，完成后再释放信号量。 Flash 写入保护区见图6 、图7。在图6 中，空操作语句是用来对多个文件的保存进行同步。 例如，有文件1 和文件2 需要保存，先将文件1 的内容写入Flash 中，文件1 路径下的目录节点被添加到未保存队列中，再将文件2 的内容写入Flash 中，文件2 路径下的目录节点也被添加到未保存队列中，最后将未保存队列中的所有节点都写入Flash 中。 这样，如果同一路径下的两个文件同时存盘，可避免路径下的相同目录节点被写入两次，从而提高了效率。 不足之处在于，如果很多文件同时存盘，会导致索引节点在一段时间内都无法写入Flash 存储器，有断电丢失的危险。 但对于一般嵌入式系统来说，很少会碰到这种情况。 当进行Flash存储器擦写时，在取块队列首节点至索引节点写入完成这段时间内都不允许进行其他Flash 存储器的写入操作，这是为了保证数据的完整性，同时也提高了文件系统的稳定性。无目录文件系统的优化许多嵌入式系统设计中虽没有目录管理的要求，但是对执行效率和资源消耗的要求较高。 对于不要求有目录管理的精简文件系统，在设计时也进行了优化。 精简文件系统在Flash 中的存储格式与上述设计相同，文件系统中的所有文件信息都保存在索引节点的根目录信息表中。 精简文件系统在内存中的映象则要简单很多，只包含索引节点中的信息，包括簇状态表、下一个擦除块、下一个新节点的标号和根目录信息，而不用为每个文件都建立内存中的映象，节省大量的内存空间。 文件的编辑存盘过程简化为:打开文件、编辑、将文件写入Flash 存储器、将修改后的索引节点写入Flash 存储器。 擦写则只需通过查询根目录信息表中的各个目录项，将块中的所有文件节点写入空簇即可。在无目录管理的情况下，精简文件系统占用的内存资源可以减少，操作也可便捷，提高了效率。 对于大量只需要按名存取的简单文件管理的小型嵌入式系统而言，针对Flash 存储器的简单文件系统将占用资源少，执行效率高，有很大的应用价值。嵌入式文件系统实现及性能分析该文件系统的实现采用了分层方法，分为3 层4 个部分:应用程序接口、文件系统核心、操作系统调用接口、Flash 存储器驱动，实现结构见图8。ic72新闻中心实现平台中RTOS 为μC/OSOII 实时操作系统，CPU 使用三星S4510B作为处理器，Flash 存储器芯片为FUJ ITSU 的29LV160 TE。 针对不同的实时操作系统和Flash 存储器芯片需要实现不同的操作系统接口和Flash 存储器驱动。针对μC/ OSOII 编写操作系统调用接口，包括5个函数: ①系统调用接口初始化FS_Sys_Interface_Init ( ) ，创建互斥信号量和内存分区； ② Flash 写入关闭FS_Sys_Write_Lock ( ) ，禁止Flash 写入操作，调用μC/OS-II 中OSMutePend ( ) ； ③ Flash写入打开FS_Sys_Write_Unlock ( ) ，重新允许Flash 写入操作，调用μC/OS-II 中OSMutePost() ； ④内存空间申请FS_Sys_Mem_Alloc( ) 和内存空间添加FS_Sys_Mem_Add ( ) ， 都调用OSMemGet ( ) 来完成； ⑤内存空间释放FS_Sys_Mem_Free ( ) ，调用OSMemPut ( ) 完成，将申请的内存块全部释放。针对29LV160 TE 这款Flash 存储器芯片，定义一个FlashDef 结构体的全局变量， 用于存储Flash 器件信息，并且编写针对此款Flash 的块擦写函数FS_Device_Sector_Erase ( ) 和数据写入函数FJ FS_Device_Write ( ) 。完成这两部分的实现后，该系统就可运行调试。 测试应用程序接口(API) 。 应该提供的各部分功能，并在突然断电情况下，测试文件系统的恢复情况。无目录管理的精简文件系统的载入，可在2μs内完成，文件写入耗时主要为闪存的等待时间，系统本身只占用不到200 个字节的内存，产生的代码段大小为7 K。 完整的文件系统载入时，需要建立内存中映象，耗时根据文件数量的多少而不同，一般为10μs ，产生的代码段大小为11 K。 系统写入效率较高，在无目录管理的配置下尤其明显。 试验中系统在多次断电的情况下，系统仍能恢复至上次存盘的状态，虽会导致个别文件未更新，但不会导致文件系统崩溃。间的关系熟悉吗？的和（并）。互斥事件（互不相容事件
② Linux文件系统特点
Linux之所以能在嵌人式系统领域取得如此辉煌的成绩，与其自身的优良特性是分不开的。与其他操作系统相比，Linux具有以下一系列显著的特点。1．模块化程度高Linux的内核设计非常精巧，分成进程调度、内存管理、进程间通信、虚拟文件系统和网络接口五大部分；其独特的模块机制可根据用户的需要，实时地将某些模块插入或从内核中移走，使得Linux系统内核可以裁剪得非常小巧，很适合于嵌入式系统的需要。2．源码公开由于Linux系统的开发从一开始就与GNU项目紧密地结合起来，所以它的大多数组成部分都直接来自GNU项目。任何人、任何组织只要遵守GPL条款，就可以自由使用Linux 源代码，为用户提供了最大限度的自由度。这一点也正投嵌入式系统所好，因为嵌入式系统应用千差万别，设计者往往需要针对具体的应用对源码进行修改和优化，所以是否能获得源代码 对于嵌入式系统的开发是至关重要的。加之Linux的软件资源十分丰富，每种通用程序在Linux上几乎都可以找到，并且数量还在不断增加。这一切就使设计者在其基础之上进行二次开发变得非常容易。另外，由于Linux源代码公开，也使用户不用担心有“后闸”等安全隐患。同时，源码开放给各教育机构提供极大的方便，从而也促进了Linux的学习、推广和应用。3．广泛的硬件支持Linux能支持x86、ARM、MIPS、ALPHA和PowerPC等多种体系结构的微处理器。目前已成功地移植到数十种硬件平台，几乎能运行在所有流行的处理器上。由于世界范围内有众多开发者在为Linux的扩充贡献力量，所以Linux有着异常丰富的驱动程序资源，支持各种主流硬件设各和最新的硬件技术，甚至可在没有存储管理单元MMU 的处理器上运行，这些都进一步促进了Linux在嵌入式系统中的应用。4．安全性及可靠性好内核高效稳定。Linux内核的高效和稳定已在各个领域内得到了大量事实的验证。Linux中大量网络管理、网络服务等方面的功能，可使用户很方便地建立高效稳定的防火墙、路由器、工作站、服务器等。为提高安全性，它还提供了大量的网络管理软件、网络分析软件和网络安全软件等。5．具有优秀的开发工具开发嵌入式系统的关键是需要有一套完善的开发和调试工具。传统的嵌入式开发调试工具是在线仿真器（In Circuit Emulator，ICE），它通过取代目标板的微处理器，给目标程序提供一个完整的仿真环境，从而使开发者能非常清楚地了解到程序在目标板上的工作状态，便于监视和调试程序。在线仿真器的价格非常高，而且只适合做非常底层的调试。如果使用的是嵌人式Linux，一旦软硬件能支持正常的串口功能，即使不用在线仿真器，也可以很好地进行开发和调试工作，从而节省了一笔不小的开发费用。嵌入式Linux为开发者提供了一套完整的工具链（Tool Chain），能够很方便地实现从操作系统到应用软件各个级别的调试。6．有很好的网络支持利文件系统支持Linux从诞生之日起就与Internet密不可分，支持各种标准的Internet网络协议，并且很容易移植到嵌入式系统当中。目前，Linux几乎支持所有主流的网络硬件、网络协议和文件系统，因此它是NFS的一个很好的平台。另一方面，由于Linux有很好的文件系统支持（例如，它支持Ext2、FAT32、romfs等文件系统），是数据各份、同步和复制的良好平台，这些都为开发嵌入式系统应用打下了坚实的基础。7．与UNIX完全兼容目前，在Linux中所包含的工具和实用程序，可以完成UNIX的所有主要功能。但由于Linux不是为实时而设计的，因而这就成了Linux在实时系统中应用的最大遗憾。不过，目前有众多的自由软件爱好者正在为此进行不懈的努力，也取得了诸多成果
③ 手机内存卡格式化时选择哪种文件系统好分配单元大小选什么
手机内存卡格式化时一般选择默认文件系统FAT32，若单个文件超过4GB，则选择NTFS或exFAT文件系统。通常内存卡默认使用的FAT32读写系统最大单为个文件为4GB，如果需要存储高清视频等内单个超过4GB的文件，建议将其重新格式化，设容置为NTFS或exFAT文件系统。
三种格式化的方法的区别
一、FAT32格式化
FAT32格式化的优点是：能兼容大部分设备，如：车载影音设备、行车电脑、智能手机、数码相机等。
FAT32格式化的缺点是：复制单个文件不能超过4G且容易产生文件碎片。
二、NTFS格式化
NTFS格式化的优点是：文件管理方便，复制单个文件可以超过4G且不易产生文件碎片。
NTFS格式化的缺点是：大部分数码相机、行车电脑不兼容这种格式。
三、exFAT格式化
exFAT格式化的优点是：exFAT是介于NTFS和FAT32中间的新型格式，拥有两者的优点。
exFAT格式化的缺点是：早期设备无法兼容。
(3)设计内存文件系统扩展阅读：
内存卡格式化注意事项
1、手机卡的格式化可以选择在插入读卡器，在电脑上格式化，也可以在插入手机里，用手机里的程序进行格式化。对于这两种方法，一般选择后者较好，因为可以保证格式化后的文件系统可以被手机正常识别。
2、格式化之后，会占用一定的空间，可以理解为是一个个格子所占用的空间。例如1G的MP3只有800多MB。
格式化是电子产品对相配套存储介质的一种空间分配，在分配的同时起到了数据保护功能。格式化也有很多种形式，根据格式后每个空间的大小大致可以分为，低格，高格。低格后的储存卡容量相对较大，但存储速度较慢，高格后的存储空间减少的多一些，速度快同时安全性要高。
④ Linux有没有能持久化的内存文件系统
ext2文件系统应该说是Linux正宗的文件系统，早期的Linux都是用ext2。ext3文件内系容统是由ext2发展而来的。reiserfs 文件系统是一款优秀的文件系统，支持大文件，支持反删除（undelete）。
⑤ 如何构建内存中的虚拟文件系统，然后将此结构写入磁盘
如果你只想在内存中暂存文件系统树，请查看tarfile模块。创建文件和目录涉及：tarblob = io.BytesIO()tar = tarfile.TarFile(mode="w", fileobj=tarblob)dirinfo = tarfile.TarInfo("directory")dirinfo.mode = 0o755dirinfo.type = tarfile.DIRTYPEtar.addfile(dirinfo, None)filedata = io.BytesIO(b"Hello, world!\n")fileinfo = tarfile.TarInfo("directory/file")fileinfo.size = len(filedata.getbuffer())tar.addfile(fileinfo, filedata)tar.close()你可以使用以下命令创建文件系统层次结构TarFile.extractall：tarblob.seek(0) # Rewind to the beginning of the buffer.tar = tarfile.TarFile(mode="r", fileobj=tarblob)tar.extractall()
⑥ 如何实现一个文件系统
摘要：本文目的是分析在Linux系统中如何实现新的文件系统。在介绍文件系统具体实现前先介绍文件系统的概念和作用，抽象出了文件系统概念模型。熟悉文件系统的内涵后，我们再近一步讨论Linux系统中和文件系统的特殊风格和具体文件系统在Linux中组成结构，为读者勾画出Linux中文件系统工作的全景图。最后，我们再通过Linux中最简单的Romfs作实例分析实现文件系统的普遍步骤。（我们假定读者已经对Linux文件系统初步了解）什么是文件系统首先要谈的概念就是什么是文件系统，它的作用到底是什么。文件系统的概念虽然许多人都认为是再清晰不过的了，但其实我们往往在谈论中或多或少地夸大或片缩小了它的实际概念（至少我时常混淆），或者说，有时借用了其它概念，有时说的又不够全面。比如在操作系统中，文件系统这个术语往往既被用来描述磁盘中的物理布局，比如有时我们说磁盘中的“文件系统”是EXT2或说把磁盘格式化成FAT32格式的“文件系统”等——这时所说的“文件系统”是指磁盘数据的物理布局格式；另外，文件系统也被用来描述内核中的逻辑文件结构，比如有时说的“文件系统”的接口或内核支持Ext2等“文件系统”——这时所说的文件系统都是内存中的数据组织结构而并非磁盘物理布局。还有些时候说“文件系统”负责管理用户读写文件——这时所说的“文件系统”往往描述操作系统中的“文件管理系统”，也就是文件子系统。虽然上面我们列举了混用文件系统的概念的几种情形，但是却也不能说上述说法就是错误的，因为文件系统概念本身就囊括众多概念，几乎可以说在操作系统中自内存管理、系统调度到I/O系统、设备驱动等各个部分都和文件系统联系密切，有些部分和文件系统甚至未必能明确划分——所以不能只知道文件系统是系统中数据的存储结构，一定要全面认识文件系统在操作系统中的角色，才能具备自己开发新文件系统的能力。为了澄清文件系统的概念，必须先来看看文件系统在操作系统中处于何种角色，分析文件系统概念的内含外延。所以我们先抛开Linux文件系统的实例，而来看看操作系统中文件系统的普遍体系结构，从而增强对文件系统的理论认识。下面以软件组成的结构图[1]的方式描述文件系统所涉及的内容。 我们针对各层做以简要分析：首先我们来分析最低层——设备驱动层，该层负责与外设——磁盘等——通讯。基于磁盘的文件系统都需要和存储设备打交道，而系统操作外设离不开驱动程序。所以内核对文件的最后操作行为就是调用设备驱动程序完成从主存（内存）到辅存（磁盘）的数据传输。文件系统相关的多数设备都属于块设备，常见的块设备驱动程序有磁盘驱动，光驱驱动等，之所以称它们为块设备，一个原因是它们读写数据都是成块进行的，但是更重要的原因是它们管理的数据能够被随机访问——不需要向字符设备那样必须顺序访问。设备驱动层的上一层是物理I/O层，该层主要作为计算机外部环境和系统的接口，负责系统和磁盘交换数据块。它要知道据块在磁盘中存储位置，也要知道文件数据块在内存缓冲中的位置，另外它不需要了解数据或文件的具体结构。可以看到这层最主要的工作是标识别磁盘扇区和内存缓冲块[2]之间的映射关系。再上层是基础I/O监督层，该层主要负责选择文件 I/O需要的设备，调度磁盘请求等工作，另外分配I/O缓冲和磁盘空间也在该层完成。由于块设备需要随机访问数据，而且对速度响应要求较高，所以操作系统不能向对字符设备那样简单、直接地发送读写请求，而必须对读写请求重新优化排序，以能节省磁盘寻址时间，另外也必须对请求提交采取异步调度（尤其写操作）的方式进行。总而言之，内核对必须管理块设备请求，而这项工作正是由该层负责的。倒数第二层是逻辑I/O层，该层允许用户和应用程序访问记录。它提供了通用的记录（record）I/O操作，同时还维护基本文件数据。由于为了方便用户操作和管理文件内容，文件内容往往被组织成记录形式，所以操作系统为操作文件记录提供了一个通用逻辑操作层。和用户最靠近的是访问方法层，该层提供了一个从用户空间到文件系统的标准接口，不同的访问方法反映了不同的文件结构，也反映了不同的访问数据和处理数据方法。这一层我们可以简单地理解为文件系统给用户提供的访问接口——不同的文件格式（如顺序存储格式、索引存储格式、索引顺序存储格式和哈希存储格式等）对应不同的文件访问方法。该层要负责将用户对文件结构的操作转化为对记录的操作。对比上面的层次图我们再来分析一下数据流的处理过程，加深对文件系统的理解。假如用户或应用程序操作文件（创建/删除），首先需要通过文件系统给用户空间提供的访问方法层进入文件系统，接着由使用逻辑I/O层对记录进行给定操作，然后记录将被转化为文件块，等待和磁盘交互。这里有两点需要考虑——第一，磁盘管理（包括再磁盘空闲区分配文件和组织空闲区）；第二，调度块I/O请求——这些由基础I/O监督层的工作。再下来文件块被物理I/O层传递给磁盘驱动程序，最后磁盘驱动程序真正把数据写入具体的扇区。至此文件操作完毕。当然上面介绍的层次结构是理想情况下的理论抽象，实际文件系统并非一定要按照上面的层次或结构组织，它们往往简化或合并了某些层的功能（比如Linux文件系统因为所有文件都被看作字节流，所以不存在记录，也就没有必要实现逻辑I/O层，进而也不需要在记录相关的处理）。但是大体上都需要经过类似处理。如果从处理对象上和系统独立性上划分，文件系统体系结构可以被分为两大部分：——文件管理部分和操作系统I/O部分。文件管理系统负责操作内存中文件对象，并按文件的逻辑格式将对文件对象的操作转化成对文件块的操作；而操作系统I/O部分负责内存中的块与物理磁盘中的数据交换。数据表现形式再文件操作过程中也经历了几种变化：在用户访问文件系统看到的是字节序列，而在字节序列被写入磁盘时看到的是内存中文件块（在缓冲中），在最后将数据写入磁盘扇区时看到的是磁盘数据块[3]。本文所说的实现文件系统主要针对最开始讲到第二种情况——内核中的逻辑文件结构（但其它相关的文件管理系统和文件系统磁盘存储格式也必须了解），我们用数据处理流图来分析一下逻辑文件系统主要功能和在操作系统中所处的地位。 其中文件系统接口与物理布局管理是逻辑文件系统要负责的主要功能。文件系统接口为用户提供对文件系统的操作，比如open、close、read、write和访问控制等，同时也负责处理文件的逻辑结构。物理存储布局管理，如同虚拟内存地址转化为物理内存地址时，必须处理段页结构一样，逻辑文件结构必须转化到物理磁盘中，所以也要处理物理分区和扇区的实际存储位置，分配磁盘空间和内存中的缓冲也要在这里被处理。所以说要实现文件系统就必须提供上面提到的两种功能，缺一不可。在了解了文件系统的功能后，我们针对Linux操作系统分析具体文件系统如何工作，进而掌握实现一个文件系统需要的步骤。Linux 文件系统组成结构Linux 文件系统的结构除了我们上面所提到的概念结构外，最主要有两个特点，一个是文件系统抽象出了一个通用文件表示层——虚拟文件系统或称做VFS。另外一个重要特点是它的文件系统支持动态安装（或说挂载、登陆等），大多数文件系统都可以作为根文件系统的叶子接点被挂在到根文件目录树下的子目录上。另外Linux系统在文件读写的I/O操作上也采取了一些先进技术和策略。我们先从虚拟文件系统入手分析linux文件系统的特性，然后介绍有关文件系统的安装、注册和读写等概念。虚拟文件系统虚拟文件系统为用户空间程序提供了文件系统接口。系统中所有文件系统不但依赖VFS共存，而且也依靠VFS系统协同工作。通过虚拟文件系统我们可以利用标准的UNIX文件系统调用对不同介质上的不同文件系统进行读写操作[4]。虚拟文件系统的目的是为了屏蔽各种各样不同文件系统的相异操作形式，使得异构的文件系统可以在统一的形式下，以标准化的方法访问、操作。实现虚拟文件系统利用的主要思想是引入一个通用文件模型——该模型抽象出了文件系统的所有基本操作(该通用模型源于Unix风格的文件系统)，比如读、写操作等。同时实际文件系统如果希望利用虚拟文件系统，既被虚拟文件系统支持，也必须将自身的诸如，“打开文件”、“读写文件”等操作行为以及“什么是文件”，“什么是目录”等概念“修饰”成虚拟文件系统所要求的（定义的）形式，这样才能够被虚拟文件系统支持和使用。我们可以借用面向对象的一些思想来理解虚拟文件系统，虚拟文件系统好比一个抽象类或接口，它定义（但不实现）了文件系统最常见的操作行为。而具体文件系统好比是具体类，它们是特定文件系统的实例。具体文件系统和虚拟文件系统的关系类似具体类继承抽象类或实现接口。而在用户看到或操作的都是抽象类或接口，但实际行为却发生在具体文件系统实例上。至于如何将对虚拟文件系统的操作转化到对具体文件系统的实例，就要通过注册具体文件系统到系统，然后再安装具体文件系统才能实现转化，这点可以想象成面向对象中的多态概念。我们个实举例来说明具体文件系统如何通过虚拟文件系统协同工作。例如：假设一个用户输入以下shell命令：$ cp /hda/test1 /removable/test2其中 /removable是MS-DOS磁盘的一个安装点，而 /hda 是一个标准的第二扩展文件系统（ Ext2）的目录。cp命令不用了解test1或test2的具体文件系统，它所看到和操作的对象是VFS。cp首先要从ext3文件系统读出test1文件，然后写入MS-DOS文件系统中的test2。VFS会将找到ext3文件系统实例的读方法，对test1文件进行读取操作；然后找到MS-DOS（在Linux中称VFAT）文件系统实例的写方法，对test2文件进行写入操作。可以看到 VFS是读写操作的统一界面，只要具体文件系统符合VFS所要求的接口，那么就可以毫无障碍地透明通讯了。 Unix风格的文件系统虚拟文件系统的通用模型源于Unix风格的文件系统，所谓Unix风格是指Unix传统上文件系统传统上使用了四种和文件系统相关的抽象概念：文件(file)、目录项(dentry)、索引节点(inode)和安装点(mount point)。文件——在Unix中的文件都被看做是一有序字节串，它们都有一个方便用户或系统识别的名称。另外典型的文件操作有读、写、创建和删除等。目录项——不要和目录概念搞混淆，在Linux中目录被看作文件。而目录项是文件路径中的一部分。一个文件路径的例子是“/home/wolfman/foo”——根目录是/，目录home,wolfman和文件foo都是目录项。索引节点——Unix系统将文件的相关信息（如访问控制权限、大小、拥有者、创建时间等等信息），有时被称作文件的元数据（也就是说，数据的数据）被存储在一个单独的数据结构中，该结构被称为索引节点(inode)。安装点——在Unix中，文件系统被安装在一个特定的安装点上，所有的已安装文件系统都作为根文件系统树中的叶子出现在系统中。上述概念是Unix文件系统的逻辑数据结构，但相应的Unix文件系统（Ext2等）磁盘布局也实现了部分上述概念，比如文件信息（文件数据元）存储在磁盘块中的索引节点上。当文件被载如内存时，内核需要使用磁盘块中的索引点来装配内存中的索引接点。类似行为还有超级块信息等。对于非Unix风格文件系统，如FAT或NTFS，要想能被VFS支持，它们的文件系统代码必须提供这些概念的虚拟形式。比如，即使一个文件系统不支持索引节点，它也必须在内存中装配起索引节点结构体——如同本身固有一样。或者，如果一个文件系统将目录看作是一种特殊对象，那么要想使用VFS，必须将目录重新表示为文件形式。通常，这种转换需要在使用现场引入一些特殊处理，使得非Unix文件系统能够兼容Unix文件系统的使用规则和满足VFS的需求。通过这些处理，非Unix文件系统便可以和VFS一同工作了，是性能上多少会受一些影响[5]。这点很重要，我们实现自己文件系统时必须提供（模拟）Unix风格文件系统的抽象概念。Linux文件系统中使用的对象Linux文件系统的对象就是指一些数据结构体，之所以称它们是对象，是因为这些数据结构体不但包含了相关属性而且还包含了操作自身结构的函数指针，这种将数据和方法进行封装的思想和面向对象中对象概念一致，所以这里我们就称它们是对象。Linux文件系统使用大量对象，我们简要分析以下VFS相关的对象，和除此还有和进程相关的一些其它对象。VFS相关对象这里我们不展开讨论每个对象，仅仅是为了内容完整性，做作简要说明。VFS中包含有四个主要的对象类型，它们分别是：超级块对象，它代表特定的已安装文件系统。索引节点对象，它代表特定文件。目录项对象，它代表特定的目录项。文件对象，它代表和进程打开的文件。每个主要对象中都包含一个操作对象，这些操作对象描述了内核针对主要对象可以使用的方法。最主要的几种操作对象如下：super_operations对象，其中包括内核针对特定文件系统所能调用的方法，比如read_inode()和sync_fs()方法等。inode_operations对象，其中包括内核针对特定文件所能调用的方法，比如create()和link()方法等。dentry_operations对象，其中包括内核针对特定目录所能调用的方法，比如d_compare()和d_delete()方法等。file对象，其中包括，进程针对已打开文件所能调用的方法，比如read()和write()方法等。除了上述的四个主要对象外,VFS还包含了许多对象，比如每个注册文件系统都是由file_system_type对象表示——描述了文件系统及其能力（如比如ext3或XFS）；另外每一个安装点也都利用vfsmount对象表示——包含了关于安装点的信息，如位置和安装标志等。其它VFS对象系统上的每一进程都有自己的打开文件，根文件系统，当前工作目录，安装点等等。另外还有几个数据结构体将VFS层和文件的进程紧密联系，它们分别是：file_struct 和fs_structfile_struct结构体由进程描述符中的files项指向。所有包含进程的信息和它的文件描述符都包含在其中。第二个和进程相关的结构体是fs_struct。该结构由进程描述符的fs项指向。它包含文件系统和进程相关的信息。每种结构体的详细信息不在这里说明了。缓存对象除了上述一些结构外，为了缩短文件操作响应时间，提高系统性能，Linux系统采用了许多缓存对象，例如目录缓存、页面缓存和缓冲缓存（已经归入了页面缓存），这里我们对缓存做简单介绍。页高速缓存（cache）是 Linux内核实现的一种主要磁盘缓存。其目的是减少磁盘的I/O操作，具体的讲是通过把磁盘中的数据缓存到物理内存中去，把对磁盘的I/O操作变为对物理内存的I/O操作。页高速缓存是由RAM中的物理页组成的，缓存中每一页都对应着磁盘中的多个块。每当内核开始执行一个页I/O操作时（通常是对普通文件中页大小的块进行磁盘操作），首先会检查需要的数据是否在高速缓存中，如果在，那么内核就直接使用高速缓存中的数据，从而避免了访问磁盘。但我们知道文件系统只能以每次访问数个块的形式进行操作。内核执行所有磁盘操作都必须根据块进行，一个块包含一个或多个磁盘扇区。为此，内核提供了一个专门结构来管理缓冲buffer_head。缓冲头[6]的目的是描述磁盘扇区和物理缓冲之间的映射关系和做I/O操作的容器。但是缓冲结构并非独立存在，而是被包含在页高速缓存中，而且一个页高速缓存可以包含多个缓冲。我们将在文件后面的文件读写部分看到数据如何被从磁盘扇区读入页高速缓存中的缓冲中的。文件系统的注册和安装使用文件系统前必须对文件系统进行注册和安装，下面分别对这两种行为做简要介绍。文件系统的注册VFS要想能将自己定义的接口映射到实际文件系统的专用方法上，必须能够让内核识别实际的文件系统，实际文件系统通过将代表自身属性的文件类型对象(file_system_type)注册(通过register_filesystem()函数)到内核，也就是挂到内核中的文件系统类型链表上，来达到使文件系统能被内核识别的目的。反过来内核也正是通过这条链表来跟踪系统所支持的各种文件系统的。我们简要分析一下注册步骤：struct file_system_type {const char *name; /*文件系统的名字*/int fs_flags; /*文件系统类型标志*//*下面的函数用来从磁盘中读取超级块*/struct super_block * (*read_super) (struct file_system_type *, int,const char *, void *);struct file_system_type * next; /*链表中下一个文件系统类型*/struct list_head fs_supers; /*超级块对象链表*/};其中最重要的一项是read_super()函数，它用来从磁盘上读取超级块，并且当文件系统被装载时，在内存中组装超级块对象。要实现一个文件系统首先需要实现的结构体便是file_system_type结构体。注册文件系统只能保证文件系统能被系统识别，但此刻文件系统尚不能使用，因为它还没有被安装到特定的安装点上。所以在使用文件系统前必须将文件系统安装到安装点上。文件系统被实际安装时，将在安装点创建一个vfsmount结构体。该结构体用代表文件系统的实例——换句话说，代表一个安装点。vfsmount结构被定义在<linux/mount.h>中，下面是具体结构―――――――――――――――――――――――――――――――――――――――struct vfsmount{struct list_head mnt_hash; /*哈希表*/struct vfsmount *mnt_parent; /*父文件系统*/struct dentry *mnt_mountpoint; /*安装点的目录项对象*/struct dentry *mnt_root; /*该文件系统的根目录项对象*/struct super_block *mnt_sb; /*该文件系统的超级块*/struct list_head mnt_mounts; /*子文件系统链表*/struct list_head mnt_child; /*和父文件系统相关的子文件系统*/atomic_t mnt_count; /*使用计数*/int mnt_flags; /*安装标志*/char *mnt_devname; /*设备文件名字*/struct list_head mnt_list; /*描述符链表*/};――――――――――――――――――――――――――――――――――――――文件系统如果仅仅注册，那么还不能被用户使用。要想使用它还必须将文件系统安装到特定的安装点后才能工作。下面我们接着介绍文件系统的安装[7]过程。安装过程用户在用户空间调用mount()命令——指定安装点、安装的设备、安装类型等——安装指定文件系统到指定目录。mount()系统调用在内核中的实现函数为sys_mount(),该函数调用的主要例程是do_mount()，它会取得安装点的目录项对象，然后调用do_add_mount()例程。do_add_mount()函数主要做的是首先使用do_kern_mount()函数创建一个安装点，再使用graft_tree（）将安装点作为叶子与根目录树挂接起来。整个安装过程中最核心的函数就是do_kern_mount()了，为了创建一个新安装点（vfsmount）,该函数需要做一下几件事情：l 1 检查安装设备的权利，只有root权限才有能力执行该操作。l 2 Get_fs_type()在文件链表中取得相应文件系统类型（注册时被填加到练表中）。l 3 Alloc_vfsmnt()调用slab分配器为vfsmount结构体分配存储空间，并把它的地址存放在mnt局部变量中。l 4 初始化mnt->mnt_devname域l 5 分配新的超级块并初始化它。do_kern_mount( )检查file_system_type描述符中的标志以决定如何进行如下操作：根据文件系统的标志位，选择相应的方法读取超级块(比如对Ext2,romfs这类文件系统调用get_sb_dev()；对于这种没有实际设备的虚拟文件系统如 ramfs调用get_sb_nodev())——读取超级块最终要使用文件系统类型中的read_super方法。安装过程做的最主要工作是创建安装点对象，挂接给定文件系统到根文件系统的指定接点下，然后初始化超级快对象，从而获得文件系统基本信息和相关操作方法(比如读取系统中某个inode的方法)。总而言之，注册过程是告之内核给定文件系统存在于系统内；而安装是请求内核对给定文件系统进行支持，使文件系统真正可用。转载
⑦ 64g内存卡怎么改文件系统
一般的话用电脑改。右键，选择格式化，然后弹出格式化的界面，在界面上有个格式选择，可以选择想要的格式。
⑧ 请教一下,虚拟内存的设置和文件系统的相关问题
设置为2000M比较好，系统运行会快些，太大了也没用.FAT32转NTFS的方法：为了更直观更高效的转换你可以使用Paragon Partition Manager这个软件来讲行转换 它的下载地址：http://www.skycn.com/soft/15339.html?url=HA-ParagonPM70-LDR.zip NTFS和FAT32之间是可以正常交互的 在这我也纠正一下人们常说的NTFS"格式"或FAT32”格式” 并不能说是硬盘的格式 它只是一个文件系统只是一种数据结构 我的电脑C盘用的就是FAT32这是为了在特殊情况下使用DOS，而我的其它盘用的都是NTFS NTFS文件系统能比FAT32支持更大的单个文件大小上限 同时能在量减少碎片的产生 并且还自带了加密和压缩等功能 安全性也更高 只要你在转化过程中不死机不断电就OK了
⑨ 怎么更改内存卡的文件系统啊急…….
改变内存卡的文件系统很简单的，把内存卡插入电脑中[右击][格式化]把文件系统转换成FAT32，这样放在什么样的手机都能读出来，试一试吧！一般的手机的文件系统都是FAT系统[有的手机的内存卡是不能乱用的，有可能读不出来，会出现格式化内存卡]
⑩ Linux内存文件系统tmpfs(/dev/shm)详细介绍
一、/dev/shm理论默认的Linux发行版中的内核配置都会开启tmpfs，映射到了/dev/下的shm目录。可以通过df命令查看结果./dev/shm/是linux下一个非常有用的目录，因为这个目录不在硬盘上，而是在内存里。因此在linux下，就不需要大费周折去建ramdisk，直接使用/dev/shm/就可达到很好的优化效果。默认系统就会加载/dev/shm，它就是所谓的tmpfs，有人说跟ramdisk(虚拟磁盘)，但不一样。象虚拟磁盘一样，tmpfs可以使用您的RAM，但它也可以使用您的交换分区来存储。而且传统的虚拟磁盘是个块设备，并需要一个mkfs之类的命令才能真正地使用它，tmpfs是一个文件系统，而不是块设备;您只是安装它，它就可以使用了。tmpfs有以下优势：1。动态文件系统的大小，/dev/shm/需要注意的一个是容量问题，在linux下，它默认最大为内存的一半大小，使用df-h命令可以看到。但它并不会真正的占用这块内存，如果/dev/shm/下没有任何文件，它占用的内存实际上就是0字节;如果它最大为1G，里头放有100M文件，那剩余的900M仍然可为其它应用程序所使用，但它所占用的100M内存，是绝不会被系统回收重新划分的2。tmpfs的另一个主要的好处是它闪电般的速度。因为典型的tmpfs文件系统会完全驻留在RAM中，读写几乎可以是瞬间的。3。tmpfs数据在重新启动之后不会保留，因为虚拟内存本质上就是易失的。所以有必要做一些脚本做诸如加载，绑定的操作。二、修改/dev/shm大小默认的最大一半内存大小在某些场合可能不够用，并且默认的inode数量很低一般都要调高些，这时可以用mount命令来管理它。#mount-osize=1500M-onr_inodes=1000000-onoatime,nodiratime-oremount/dev/shm在2G的机器上，将最大容量调到1.5G，并且inode数量调到1000000，这意味着大致可存入最多一百万个小文件。如果需要永久修改/dev/shm的值，需要修改/etc/fstab代码如下:tmpfs/dev/shmtmpfsdefaults,size=1.5G00mount-oremount/dev/shm三、/dev/shm应用首先在/dev/shm建个tmp文件夹，然后与实际/tmp绑定代码如下:#mkdir/dev/shm/tmp#chmod1777/dev/shm/tmp#mount–bind/dev/shm/tmp/tmp(–bind)在使用mount–bindolderdirnewerdir命令来挂载一个目录到另一个目录后，newerdir的权限和所有者等所有信息会发生变化。挂载后的目录继承了被挂载目录的所有属性，除了名称。
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