Loading... ## 文件的基本概念 文件，就是一组有意义的信息 / 数据集合。 ### 文件的属性 - 文件名：由创建文件的用户决定文件名，主要是为了方便用户找到文件，同一目录下不允许有重名文件。 - 标识符：一个系统内的各文件标识符唯一，对用户来说毫无可读性，因此标识符只是操作系统用于区分各个文件的一种内部名称。 - 类型：指明文件的类型。 - 位置：文件存放的路径（让用户使用）、在外存中的地址。（操作系统使用，对用户不可见） - 大小：指明文件大小。 - 创建时间、上次修改时间 - 文件所有者信息 - 保护信息：对文件进行保护的访问控制信息。 ### 总览 ![image-20241028100507511.png][1] ## 文件的逻辑结构 逻辑结构是指在用户看来，文件内部的数据应该是如何组织起来的；物理结构指的是在操作系统看来，文件的数据是如何存放在外存中的。 类似数据结构的逻辑结构和物理结构。算法的具体实现与逻辑结构、物理结构都有关；文件也一样，文件操作的具体实现与文件的逻辑结构、物理结构都有关。 按文件是否有结构分类，可以分为**无结构文件**，**有结构文件**两种。 ### 无结构文件 文件内部的数据就是一系列二进制流或字符流组成。又称“流式文件”。如：Windows 操作系统中的 `.txt` 文件。 文件内部的数据其实就是一系列字符流，没有明显的结构特性。因此也不用探讨无结构文件的“逻辑结构”问题。 ### 有结构文件 由一组相似的记录组成，又称 “**记录式文件**”。每条记录又若干个数据项组成。如：数据库表文件。一般来说，每条记录有一个数据项可作为**关键字**（作为识别不同记录的ID） 根据各条记录的长度（占用的存储空间）是否相等，又可分为**定长记录**和**可变长记录**两种。 - 定长记录：每条记录的长度都相同。各数据项都处在记录中相同的位置，具有相同的顺序和长度。 ![image-20241028102008009.png][2] 检索记录的速度快，方便用户对文件进行处理，广泛用于数据处理中。 - 可变长记录：文件中各记录的长度不一定相等，原因可能是记录中所包含的数据项数目不同，或数据项本身长度不确定。 ![image-20241028102339989.png][3] 检索记录只能顺序查找，速度慢。 ### 有结构文件的逻辑结构 根据有结构文件中的各条记录在逻辑上如何组织，可以分为三类：顺序文件，索引文件，索引顺序文件。 #### 顺序文件 文件中的记录一个接一个地顺序排列（逻辑上），**记录可以是定长的或可变长的**。各个记录在物理上**可以顺序存储或链式存储**。 ![image-20241028103635854.png][4] 顺序文件中记录的排列有两种结构： - **串结构**：各记录之间的顺序与关键字无关，通常是按存入的先后时间进行排列。 - **顺序结构**：所有记录按关键字顺序排列。 **能否实现随机存取？能否快速找到某个关键字对应的记录存放的位置？** 定长记录的顺序文件，若物理上采用顺序存储，则可实现随机存取；若能再保证记录的顺序结构，则可实现快速检索（即根据关键字快速找到对应记录）。 ![image-20241028104005550.png][5] > 注：一般来说，考试题目中所说的 “顺序文件” 指的是物理上顺序存储的顺序文件。之后的讲解中提到的顺序文件也默认如此。 可见，顺序文件的缺点是增加/删除一个记录比较困难（如果是串结构则相对简单） #### 索引文件 对于可变长记录文件，要找到第 `i` 个记录，必须先顺序第查找前 `i-1` 个记录，但是很多应用场景中又必须使用可变长记录。为了解决这个问题，可以建立一张**索引表**以加快文件检索速度。每条记录对应一个索引项。 ![image-20241028112114763.png][6] 索引表本身是定长记录的顺序文件。因此可以快速找到第 `i` 个记录对应的索引项。若将关键字作为索引号内容，且按关键字顺序排列，则还可以支持按照关键字折半查找。 > 可以用不同的数据项建立多个索引表 每当要增加/删除一个记录时，需要对索引表进行修改。由于索引文件有很快的检索速度，因此**主要用于对信息处理的及时性要求比较高的场合**。 #### 索引顺序文件 索引文件的缺点：每个记录对应一个索引表项，因此索引表可能会很大。比如：文件的每个记录平均只占8B，而每个索引表项占 32 个字节，那么索引表都要比文件内容本身大 4 倍，这样对存储空间的利用率就太低了。 索引顺序文件是索引文件和顺序文件思想的结合。索引顺序文件中，同样会为文件建立一张索引表，但不同的是：并不是每个记录对应一个索引表项，而是**一组记录对应一个索引表项**。 ![image-20241028112213748.png][7] 在数据量特别大的情况下，若想进一步提高效率，可以构建**多级索引表**。 - 要为 $N$ 个记录的文件建立 $K$ 级索引，则最优的分组是每组 $N^{1\over(K+1)}$ 个记录。 - 检索一个记录的平均查找次数是 $(N^{1\over(K+1)}/2) \times (K+1)$ 。 #### 小结 ![image-20241028112556434.png][8] ![image-20241028112620675.png][9] ## 文件目录 目录本身就是一种有结构文件，由一条条记录组成。每条记录对应一个在该放在该目录下的文件。 ### 文件控制块 目录文件中的一条记录就是一个文件控制块 (FCB) 。FCB 的有序集合称为文件目录，一个 FCB 就是一个文件目录项。 FCB 中包含了**文件的基本信息**（**文件名**、**物理地址**、逻辑结构、物理结构等），存取控制信息（是否可读/可写、禁止访问的用户名单等），使用信息（如文件的建立时间、修改时间等）。其中**最重要**，**最基本**的还是文件名、文件存放的物理地址。 > FCB实现了文件名和文件之间的映射。使用户（用户程序）可以实现 “按名存取” 。 ### 目录相关操作 - **搜索**：当用户要使用一个文件时，系统要根据文件名搜索目录，找到该文件对应的目录项。 - **创建文件**：创建一个新文件时，需要在其所属的目录中增加一个目录项。 - **删除文件**：当删除一个文件时，需要在目录中删除相应的目录项。 - **显示目录**：用户可以请求显示目录的内容，如显示该目录中的所有文件及相应属性。 - **修改目录**：某些文件属性保存在目录中，因此这些属性变化时需要修改相应的目录项（如：文件重命名） ### 目录结构 #### 单级目录结构 早期操作系统并不支持多级目录，整个系统中只建立一张目录表，每个文件占一个目录项。 ![image-20241029204409459.png][10] 单级目录实现了“按名存取”，但是**不允许文件重名**。 在创建一个文件时，需要先检查目录表中有没有重名文件，确定不重名后才能允许建立文件，并将新文件对应的目录项插入目录表中。 显然，单级目录结构不适用于多用户操作系统。 #### 两级目录结构 早期的多用户操作系统，采用两级目录结构。分为**主文件目录**（MFD，Master File Directory）和**用户文件目录**（UFD，User Flie Directory）。 ![image-20241029205751421.png][11] #### 多级目录结构 又称树形目录结构。用户（或用户进程）要访问某个文件时要用文件路径名标识文件，文件路径名是个字符串。各级目录之间用 `/` 隔开。从根目录出发的路径称为绝对路径。 ![image-20241029205930451.png][12] 很多时候，用户会连续访问同一目录内的多个文件。显然，每次都从根目录开始查找，是很低效的。因此可以设置一个 “当前目录” 。 引入 “当前目录” 和 “相对路径” 后，磁盘 I/O 的次数减少了。这就提升了访问文件的效率。 树形目录结构可以很方便地对文件进行分类，层次结构清晰，也能够更有效地进行文件的管理和保护。但是，树形结构不便于实现文件的共享。为此，提出了 “无环图目录结构” 。 #### 无环图目录结构 在树形目录结构的基础上，增加一些指向同一节点的有向边，使整个目录成为一个有向无环图。可以更方便地实现多个用户间的文件共享。 ![image-20241029210208545.png][13] - 可以用不同的文件名指向同一个文件，甚至可以指向同一个目录（共享同一目录下的所有内容）。 - 需要为每个共享结点设置一个共享计数器，用于记录此时有多少个地方在共享该结点。用户提出删除结点的请求时，只是删除该用户的 FCB 、并使共享计数器减 1 ，并不会直接删除共享结点。 - 只有共享计数器减为 0 时，才删除结点。 **注意**：共享文件不同于复制文件。在共享文件中，由于各用户指向的是同一个文件，因此**只要其中一个用户修改了文件数据**，那么**所有用户都可以看到文件数据的变化**。 ### 索引节点 在查找各级目录的过程中只需要用到 “文件名” 这个信息。只有文件名匹配时，才需要读出文件的其他信息。因此可以考虑让目录表 “瘦身” 来提升效率。 ![image-20241029210557277.png][14] 假设一个FCB是64B，磁盘块的大小为 1KB ，则每个盘块中只能存放 16 个 FCB 。 - 若一个文件目录中共有 640 个目录项，则共需要占用 640/16 = 40 个盘块。因此按照某文件名检索该目录，平均需要查询 320 个目录项，平均需要启动磁盘 20 次（每次磁盘 I/O 读入一块）。 - 若使用索引结点机制，文件名占 14B ，索引结点指针占 2B ，则每个盘块可存放 64 个目录项，那么按文件名检索目录平均只需要读入 320/64 = 5 个磁盘块。显然，这将大大提升文件检索速度。 当找到文件名对应的目录项时，才需要将索引结点调入内存，索引结点中记录了文件的各种信息，包括文件在外存中的存放位置，根据 “存放位置” 即可找到文件。 存放在外存中的索引结点称为 “**磁盘索引结点**” ，当索引结点放入内存后称为 “**内存索引结点**” 。相比之下内存索引结点中需要增加一些信息，比如：文件是否被修改、此时有几个进程正在访问该文件等。 ### 小结 ![image-20241029211009811.png][15] ## 文件的物理结构 ### 文件块和磁盘块 在内存管理中，进程的逻辑地址空间被分为一个一个页面。同样的，在外存管理中，为了方便对文件数据的管理，**文件的逻辑地址空间也被分为了一个一个的文件 “块” **。内存与磁盘之间的数据交换（即读/写操作、磁盘 I/O）都是以 “块” 为单位进行的。即每次读入一块，或每次写出一块。 于是文件的逻辑地址也可以表示为**（逻辑块号，块内地址）**的形式。 ![image-20241029010147505.png][16] > 很多操作系统中，**磁盘块的大小与内存块、页面的大小相同**。 操作系统如何管理非空闲磁盘块 (存放了文件数据的磁盘块) ？接下来介绍三种文件分配方式。 ### 连续分配 连续分配方式要求每个文件在磁盘上占有一组连续的块。 **地址转换**：用户给出要访问的逻辑块号，操作系统找到该文件对应的目录项 (FCB) ，从中取出文件的起始块号，将其与逻辑块号相加即可得到**物理块号**。块内地址保持不变，即可通过 (物理块号, 块内地址) 找到文件对应的物理地址。 > 记得检查用户提供的逻辑块号是否合法。 ![image-20241029011643850.png][17] 可以直接算出逻辑块号对应的物理块号，因此连续分配支持顺序访问和直接访问（即随机访问）。 **优缺点**： - 优点：支持顺序访问和直接访问（即随机访问）；连续分配的文件在顺序访问时速度最快。 > 结合机械硬盘结构理解访问速度最快这个特性。 - 缺点：不方便文件拓展；存储空间利用率低，会产生磁盘碎片。 ### 链接分配 链接分配采取离散分配的方式，可以为文件分配离散的磁盘块。分为隐式链接和显式链接两种。 #### 隐式链接 ![image-20241029011954813.png][18] **地址转换过程**： 用户给出要访问的逻辑块号 `i` ，操作系统找到该文件对应的目录项 (FCB) ； 从目录项中找到起始块号（即 0 号块），将 0 号逻辑块读入内存，由此知道 1 号逻辑块存放的物理块号；接着读入 1 号逻辑块，再找到 2 号逻辑块的存放位置，以此类推。 因此，读入 `i` 号逻辑块，总共需要 `i + 1` 次磁盘 I/O 。 > 结合链表理解 **结论**：采用链式分配（隐式链接）方式的文件，**只支持顺序访问**，**不支持随机访问**，查找效率低。另外，指向下一个盘块的指针也需要耗费少量的存储空间。 此外，所有的空闲磁盘块都可以被利用，**不会有碎片问题**，**外存利用率高**。 **优缺点**： - 优点：很方便文件拓展，不会有碎片问题，外存利用率高。 - 缺点：只支持顺序访问，不支持随机访问，查找效率低，指向下一个盘块的指针也需要耗费少量的存储空间。 #### 显式链接 把用于链接文件各物理块的指针显式地存放在一张表中。即文件分配表（FAT，File Allocation Table） ![image-20241029012408561.png][19] - 一个磁盘仅设置一张 FAT 。 - 开机时，将 FAT 读入内存，并常驻内存。 - FAT 的各个表项在物理上连续存储，且每一个表项长度相同，因此 “物理块号” 字段可以是隐含的。 **地址转换**： 用户给出要访问的逻辑块号 `i` ，操作系统找到该文件对应的目录项 (FCB) ； 从目录项中找到起始块号，若 `i > 0` ，则查询内存中的文件分配表 FAT ，往后找到i号逻辑块对应的物理块号。**逻辑块号转换成物理块号的过程不需要读磁盘操作**。 **结论**：采用链式分配（显式链接）方式的文件，支持顺序访问，也支持随机访问（想访问 `i` 号逻辑块时，并不需要依次访问之前的 `0 ~ i-1` 号逻辑块），由于块号转换的过程不需要访问磁盘，因此相比于隐式链接来说，访问速度快很多。 显然，显式链接也不会产生外部碎片，也可以很方便地对文件进行拓展。 **优缺点**： - 优点：很方便文件拓展，**不会有碎片问题**，外存利用率高，并且**支持随机访问**。相比于隐式链接来说，地址转换时不需要访问磁盘，因此文件的访问效率更高。 - 缺点：文件分配表的需要占用一定的存储空间。 > 若考试中未指明隐式还是显式的链接分配，默认指的是隐式链接的链接分配。 ### 索引分配 索引分配允许文件离散地分配在各个磁盘块中，系统会**为每个文件建立一张索引表**，索引表中**记录了文件的各个逻辑块对应的物理块**（索引表的功能类似于内存管理中的页表——建立逻辑页面到物理页之间的映射关系）。索引表存放的磁盘块称为**索引块**。文件数据存放的磁盘块称为**数据块**。 ![image-20241029013304575.png][20] > 在显式链接的链式分配方式中，文件分配表FAT是一个磁盘对应一张。而索引分配方式中，索引表是一个文件对应一张。 可以用固定的长度表示物理块号（如：假设磁盘总容量为1TB = $2^{40}$B，磁盘块大小为 1 KB，则共有 $2^{30}$ 个磁盘块，则可用 4B 表示磁盘块号）。因此，索引表中的 “逻辑块号” 可以是隐含的。 **地址转换**： 用户给出要访问的逻辑块号 `i` ，操作系统找到该文件对应的目录项 (FCB) ； 从目录项中可知索引表存放位置，将索引表从外存读入内存，并查找索引表即可只i号逻辑块在外存中的存放位置。 可见，**索引分配方式可以支持随机访问**。**文件拓展也很容易实现**（只需要给文件分配一个空闲块，并增加一个索引表项即可）**但是索引表需要占用一定的存储空间**。 **问题**：假设每个磁盘块 1KB ，一个索引表项 4B ，则一个磁盘块只能存放 256 个索引项。若一个文件的大小超过了 256 块，则一个磁盘块无法装下文件的整张索引表。如何解决这个问题？ #### 链接方案 如果索引表太大，一个索引块装不下，那么可以将多个索引块链接起来存放。 ![image-20241029014734391.png][21] **缺点**：若想要访问文件的最后一个逻辑块，就必须找到最后一个索引块（第256个索引块），而各个索引块之间是用指针链接起来的，因此必须先顺序地读入前面所有的索引块。这就导致磁盘 I/O 次数过多，查找效率低下。 #### 多层索引 建立多层索引（原理类似于多级页表）。使第一层索引块指向第二层的索引块。还可根据文件大小的要求再建立第三层、第四层索引块。 ![image-20241029014757456.png][22] 上面的例子中，若某文件采用两层索引，则该**文件的最大长度**可以到 $256 \times 256 \times 1 \ KB = 65536 KB = 64MB$ 。 > 若采用 $K$ 层索引结构，且顶级索引表未调入内存，则访问一个数据块需要 $K + 1$ 次读盘操作。 **缺点**：即使是小文件，访问一个数据块依然需要 $K+1$ 次读磁盘。 #### 混合索引 多种索引分配方式的结合。例如，一个文件的顶级索引表中，**既包含直接地址索引**（直接指向数据块），**又包含一级间接索引**（指向单层索引表）、**还包含两级间接索引**（指向两层索引表）。 ![image-20241029015240745.png][23] 这种结构的索引支持的最大文件长度为 65800KB 。 若顶级索引表还没读入内存，则 - 访问 0 ~ 7 号逻辑块：两次读磁盘； - 访问 8 ~ 263 ：三次读磁盘； - 访问 264 ~ 65799 ：四次读磁盘。 **优点**：对于小文件，只需较少的读磁盘次数就可以访问目标数据块。（一般计算机中小文件更多） #### 考点 1. 要会根据多层索引、混合索引的结构计算出文件的最大长度（Key：各级索引表最大不能超过一个块） 2. 要能自己分析访问某个数据块所需要的读磁盘次数（Key：FCB 中会存有指向顶级索引块的指针，因此可以根据 FCB 读入顶级索引块。每次读入下一级的索引块都需要一次读磁盘操作。另外，要注意题目条件 —— **顶级索引块是否已调入内存**） ### 总结 ![image-20241029015645611.png][24] ![image-20241029202219373.png][25] ## 文件存储空间管理 探讨如何管理空闲的磁盘块。 ### 存储空间的划分与初始化 **存储空间的划分**：将物理磁盘划分为一个个文件卷（逻辑卷、逻辑盘） ![image-20241029212701009.png][26] ### 存储空间管理 #### 空闲表法 > 适用于 “连续分配方式” ![image-20241029213132175.png][27] **如何分配磁盘块**：与内存管理中的动态分区分配很类似，为一个文件分配连续的存储空间。同样可采用首次适应、最佳适应、最坏适应等算法来决定要为文件分配哪个区间。 **如何回收磁盘块**：与内存管理中的动态分区分配很类似，当回收某个存储区时需要有四种情况： 1. 回收区的前后都没有相邻空闲区； 2. 回收区的前后都是空闲区； 3. 回收区前面是空闲区； 4. 回收区后面是空闲区。 总之，**回收时需要注意表项的合并问题**。 #### 空闲链表法 ![image-20241029213349640.png][28] > 操作系统保存着链头、链尾指针。 ##### 空闲盘块链 适用于离散分配的物理结构。为文件分配多个盘块时可能要重复多次操作。 **如何分配**：若某文件申请 K 个盘块，则从链头开始依次摘下 K 个盘块分配，并修改空闲链的链头指针。 **如何回收**：回收的盘块依次挂到链尾，并修改空闲链的链尾指针。 ##### 空闲盘区链 离散分配、连续分配都适用。为一个文件分配多个盘块时效率更高。 **如何分配**：若某文件申请 K 个盘块，则可以采用首次适应、最佳适应等算法，从链头开始检索，按照算法规则找到一个大小符合要求的空闲盘区，分配给文件。 若没有合适的连续空闲块，也可以将不同盘区的盘块同时分配给一个文件，注意分配后可能要修改相应的链指针、盘区大小等数据。 **如何回收**：若回收区和某个空闲盘区相邻，则需要将回收区合并到空闲盘区中。若回收区没有和任何空闲区相邻，将回收区作为单独的一个空闲盘区挂到链尾。 #### 位示图法 连续分配，离散分配都适用。 ![image-20241029222240095.png][29] **位示图**：每个二进制位对应一个盘块。在本例中，“0” 代表盘块空闲，“1” 代表盘块已分配。 位示图一般用连续的 “字” 来表示，如本例中一个字的字长是 16 位，字中的每一位对应一个盘块。因此可以用（字号，位号）对应一个盘块号。当然有的题目中也描述为（行号，列号）。 > 注意题目条件：盘块号、字号、位号到底是从0开始还是从1开始。 要能自己推出盘块号与（字号,位号）相互转换的公式： - `(字号,位号) = (i, j)` 的二进制位对应的盘块号 `b = ni + j` ； - `b` 号盘块对应的字号 `i = b / n`，位号 `j = b % n` 。 > 二维数组和一维数组的相互转换 **如何分配**：若文件需要 K 个块，则 1. 顺序扫描位示图，找到K个相邻或不相邻的 “0” ； 2. 根据字号、位号算出对应的盘块号，将相应盘块分配给文件； 3. 将相应位设置为 “1” 。 **如何回收**： 1. 根据回收的盘块号计算出对应的字号、位号； 2. 将相应二进制位设为 “0” 。 #### 成组链接法 空闲表法、空闲链表法不适用于大型文件系统，因为空闲表或空闲链表可能过大。UNIX 系统中采用了成组链接法对磁盘空闲块进行管理。 文件卷的目录区中专门用一个磁盘块作为 “**超级块**” ，当**系统启动时需要将超级块读入内存**。并且要保证内存与外存中的 “超级块” 数据一致。 ![image-20241029224611228.png][30] **如何分配**： 若需要 1 个空闲块： 1. 检查第一个分组的块数是否足够。1 < 100，因此是足够的。 2. 分配第一个分组中的1个空闲块，并修改相应数据 若需要100个空闲块： 1. 检查第一个分组的块数是否足够。100 = 100，是足够的。 2. 分配第一个分组中的 100 个空闲块。但是由于300号块内存放了再下一组的信息，因此 300 号块的数据需要复制到超级块中。 **如何回收**： 假设每个分组最多为 100 个空闲块，此时第一个分组已有 99 个块，还要再回收一块。此时直接修改超级块和空闲块号即可。 假设每个分组最多为 100 个空闲块，此时第一个分组已有 100 个块，还要再回收一块。此时需要将超级块中的数据复制到新回收的块中，并修改超级块的内容，让新回收的块成为第一个分组。 ### 小结 ![image-20241029225515821.png][31] ## 文件的基本操作 ### 创建文件 进行 Create 系统调用时，需要提供的几个主要参数： 1. 所需的外存空间大小（如：一个盘块，即1KB） 2. 文件存放路径（“D:/Demo”） 3. 文件名（这个地方默认为“新建文本文档.txt”） 操作系统在处理Create系统调用时，主要做了两件事： - 在外存中找到文件所需的空间（结合上小节学习的空闲链表法、位示图、成组链接法等管理策略，找到空闲空间） - 根据文件存放路径的信息找到该目录对应的目录文件（此处就是 `D:/Demo 目录`），在目录中创建该文件对应的目录项。目录项中包含了文件名、文件在外存中的存放位置等信息。 ### 删除目录 进行 Delete 系统调用时，需要提供的几个主要参数： 1. 文件存放路径 2. 文件名 操作系统在处理Delete系统调用时，主要做了几件事： - 根据文件存放路径找到相应的目录文件，从目录中**找到文件名对应的目录项**。 - 根据该目录项记录的文件在外存的存放位置、文件大小等信息，**回收文件占用的磁盘块**。（回收磁盘块时，根据空闲表法、空闲链表法、位图法等管理策略的不同，需要做不同的处理） - 从目录表中**删除文件对应的目录项**。 ### 打开文件 在很多操作系统中，在对文件进行操作之前，要求用户先使用 open 系统调用 “打开文件” ，需要提供的几个主要参数： 1. 文件存放路径 2. 文件名 3. 要对文件的操作类型（如：`r` 只读；`rw` 读写等） 操作系统在处理open系统调用时，主要做了几件事： - 根据文件存放路径找到相应的目录文件，**从目录中找到文件名对应的的目录项**，并检查该用户是否有指定的操作权限。 - **将目录项复制到内存中的 “打开文件表” 中**。并将对应表目的编号返回给用户。之后用户**使用打开文件表的编号来指明要操作的文件**。 > 复制到打开文件表后再操作文件就不需要每次都重新查目录了，加快文件的访问速度。 ![打开文件表][32] ### 关闭文件 进程使用完文件后，要 “关闭文件” 。操作系统在处理 Close 系统调用时，主要做了几件事： 1. 将进程的打开文件表相应表项删除； 2. 回收分配给该文件的内存空间等资源； 3. 系统打开文件表的打开计数器 `count` 减 1，若 `count = 0`，则删除对应表项。 ### 读文件 进程使用 read 系统调用完成写操作。需要指明是哪个文件（在支持 “打开文件” 操作的系统中，只需要提供文件在打开文件表中的索引号即可），还需要指明要读入多少数据（如：读入1KB）、指明读入的数据要放在内存中的什么位置。 操作系统在处理 read 系统调用时，会从读指针指向的外存中，将用户指定大小的数据读入用户指定的内存区域中。 ### 写文件 进程使用write 系统调用完成写操作，需要指明是哪个文件（在支持“打开文件”操作的系统中，只需要提供文件在打开文件表中的索引号即可），还需要指明要写出多少数据（如：写出1KB）、写回外存的数据放在内存中的什么位置。 操作系统在处理 write 系统调用时，会从用户指定的内存区域中，将指定大小的数据写回写指针指向的外存。 ### 小结 ![image-20241030002156778.png][33] ## 文件共享 操作系统为用户提供文件共享功能，可以让多个用户共享地使用同一个文件。 **注意**：多个用户共享同一个文件，意味着系统中只有“一份”文件数据。并且只要某个用户修改了该文件的数据，其他用户也可以看到文件数据的变化。 如果是多个用户都“复制”了同一个文件，那么系统中会有“好几份”文件数据。其中一个用户修改了自己的那份文件数据，对其他用户的文件数据并没有影响。 ### 基于索引结点的共享方式 (硬链接) 索引结点，是一种文件目录瘦身策略。由于检索文件时只需用到文件名，因此可以将除了文件名之外的其他信息放到索引结点中。这样目录项就只需要包含文件名、索引结点指针。 ![image-20241030004049750.png][34] 索引结点中设置一个链接计数变量 `count`，用于表示链接到本索引结点上的用户目录项数。 - 若 `count = 2`，说明此时有两个用户目录项链接到该索引结点上，或者说是有两个用户在共享此文件。若某个用户决定 “删除” 该文件，则只是要把用户目录中与该文件对应的目录项删除，且索引结点的 `count` 值减 1 。 - 若 `count > 0`，说明还有别的用户要使用该文件，暂时不能把文件数据删除，否则会导致指针悬空。 - 当 `count = 0` 时系统负责删除文件。 ### 基于符号链的共享方式 (软链接) 在一个 Link 型文件中记录共享文件的存放路径。 ![image-20241030004452025.png][35] 当 User3 访问 “ccc” 时，操作系统判断文件 “ccc” 属于 Link 类型文件，于是会根据其中记录的路径层层查找目录，最终找到 User1 的目录表中的 “aaa” 表项，于是就找到了文件 1 的索引结点。 ### 小结 ![image-20241030004535228.png][36] ## 文件保护 ### 口令保护 为文件设置一个 “口令”（如：abc112233），用户请求访问该文件时必须提供 “口令”。 口令一般存放在文件对应的 FCB 或索引结点中。用户访问文件前需要先输入“口令”，操作系统会将用户提供的口令与 FCB 中存储的口令进行对比，如果正确，则允许该用户访问文件。 - **优点**：保存口令的空间开销不多，验证口令的时间开销也很小。 - **缺点**：正确的“口令”存放在系统内部，不够安全。 ### 加密保护 使用某个**密码**对文件进行加密，在访问文件时需要提供正确的密码才能对文件进行正确的解密。 - **优点**：保密性强，不需要在系统中存储密码。 - **缺点**：编码/译码，或者说加密/解密要花费一定时间。 ### 访问控制 在每个文件的 FCB（或索引结点）中增加一个访问控制列表（Access-Control List, ACL），该表中记录了各个用户可以对该文件执行哪些操作。 ![image-20241030004950015.png][37] 有的计算机可能会有很多个用户，因此访问控制列表可能会很大，可以用精简的访问列表解决这个问题。 **精简的访问列表**：以 “组” 为单位，标记各 “组” 用户可以对文件执行哪些操作。当某用户想要访问文件时，系统会检查该用户所属的分组是否有相应的访问权限。 ### 小结 ![image-20241030005200514.png][38] ## 文件系统的层次结构 ![image-20241030005310562.png][39] 假设某用户请求删除文件 `D:/工作目录/学生信息.xlsx` 的最后100条记录。 1. 用户需要通过操作系统提供的接口发出上述请求——**用户接口** 2. 由于用户提供的是文件的存放路径，因此需要操作系统一层一层地查找目录，找到对应的目录项——**文件目录系统** 3. 不同的用户对文件有不同的操作权限，因此为了保证安全，需要检查用户是否有访问权限——**存取控制模块**（存取控制验证层） 4. 验证了用户的访问权限之后，需要把用户提供的“记录号”转变为对应的逻辑地址——**逻辑文件系统与文件信息缓冲区** 5. 知道了目标记录对应的逻辑地址后，还需要转换成实际的物理地址——**物理文件系统** 6. 要删除这条记录，必定要对磁盘设备发出请求——**设备管理程序模块** 7. 删除这些记录后，会有一些盘块空闲，因此要将这些空闲盘块回收——**辅助分配模块** ## 文件系统的布局 ### 文件系统在外存中的结构 1. 物理格式化。即低级格式化——划分扇区，检测坏扇区，并用备用扇区替换坏扇区。 坏扇区对操作系统是透明的，由磁盘的主控来完成。 2. 磁盘分区。将磁盘分为不同的区。 ![image-20241030014350725.png][40] 3. 逻辑格式化。磁盘分区（分卷Volume）后，对各分区进行逻辑格式化，完成文件系统初始化。 ![image-20241030014425838.png][41] ### 文件系统在内存中的结构 ![image-20241030014513166.png][42] > 近期访问过的目录文件会缓存在内存中，不用每次都从磁盘读入，这样可以加快目录检索速度。 ### open 系统调用打开文件的背后过程 ![image-20241030014556816.png][43] ## 虚拟文件系统 ### 普通的文件系统 ![image-20241030015150263.png][44] 计算机内部可能存在许多不同的文件系统。 ### 虚拟文件系统 ![image-20241030015214596.png][45] **特点**： 1. 向上层用户进程提供统一标准的系统调用接口，屏蔽底层具体文件系统的实现差异。 2. VFS 要求下层的文件系统必须实现某些规定的函数功能，如：`open/read/write`。一个新的文件系统想要在某操作系统上被使用，就必须满足该操作系统VFS的要求。 **存在的问题**：不同的文件系统，表示文件数据结构各不相同。打开文件后，其在内存中的表示就不同。可通过下面的 `vnode` 来解决。 3. 每打开一个文件，VFS 就在主存中新建一个 `vnode`，用统一的数据结构表示文件，无论该文件存储在哪个文件系统。 > `vnode` 只存在于主存中，而 `inode` 既会被调入主存，也会在外存中存储。 ![image-20241030015932370.png][46] 打开文件后，创建 `vnode`，并将文件信息复制到 `vnode` 中，`vnode` 的功能指针指向具体文件系统的函数功能。 ### 文件系统挂载 文件系统挂载（mounting），即文件系统安装/装载。 文件系统挂载要做的事： 1. 在 VFS 中注册新挂载的文件系统。**内存中的挂载表（mount table）**包含每个文件系统的相关信息，包括文件系统类型、容量大小等。 2. 新挂载的文件系统，要向 VFS **提供一个函数地址列表**。 3. 将新文件系统加到挂载点（mount point），也就是将新文件系统挂载在某个父目录下。 ## 磁盘的结构 > 文件管理的题目经常和磁盘一起综合考察，因此磁盘的部分笔记放在这里。 磁盘的表面由一些磁性物质组成，可以用磁盘的盘面被划分成一个个磁道。 这些磁性物质来记录二进制数据。 ![image-20241030020757348.png][47] ### 磁盘中读写数据 需要把磁头移动到想要读/写的扇区所在的磁道。通过旋转磁盘，让目标扇区从磁头下面划过，完成对扇区的读/写操作。 ### 盘面和柱面 ![image-20241030021038185.png][48] ### 磁盘的物理地址 可用**（柱面号，盘面号，扇区号）**来定位任意一个磁盘块。在 “文件的物理结构” 小节中，我们经常提到文件数据存放在外存中的几号块，这个块号就可以转换成（柱面号，盘面号，扇区号）的地址形式。 可根据该地址读取一个块： 1. 根据 “柱面号” 移动磁臂，让磁头指向指定柱面； 2. 激活指定盘面对应的磁头； 3. 磁盘旋转的过程中，指定的扇区会从磁头下面划过，这样就完成了对指定扇区的读/写。 ### 磁盘的分类 - 磁头可以移动的称为**活动头磁盘**。磁臂可以来回伸缩来带动磁头定位磁道。 - 磁头不可移动的称为**固定头磁盘**。这种磁盘中每个磁道有一个磁头。 - 盘片可以更换的称为**可换盘磁盘**。 - 盘片不可更换的称为**固定盘磁盘**。 ### 小结 ![image-20241030021420462.png][49] ## 磁盘的调度算法 ### 一次磁盘操作需要的时间 **寻找时间**（寻道时间）$T_S$：在读/写数据前，将磁头移动到指 定磁道所花的时间。 - 启动磁头臂是需要时间的。假设耗时为 $s$ ； - 移动磁头也是需要时间的。假设磁头匀速移动，每跨越一个磁道耗时为 $m$ ，总共需要跨越 $n$ 条磁道。 此时有**寻道时间** $T_S = s + m \times n$ 。 > 现在的硬盘移动一个磁道大约需要 0.2ms，磁臂启动时间约为 2ms **延迟时间** $T_R$：通过旋转磁盘，使磁头定位到目标扇区所需要的时间。 设磁盘转速为 $r$（单位：转 / 秒，或转 / 分），则平均所需的延迟时间 $T_R=\frac12 \times \frac1r =\frac{1}{2r}$ 。其中 $1\over r$ 就是转一圈需要的时间。找到目标扇区平均需要转半圈，因此再乘以 $1\over 2$ 。 **传输时间** $T_t$：从磁盘读出或向磁盘写入数据所经历的时间。 假设磁盘转速为 $r$，此次读 / 写的字节数为 $b$ ，每个磁道上的字节数为 $N$ 。则：传输时间 $T_t= \frac1r \cdot \frac{b}{N} = \frac{b}{rN}$ 。 > 延迟时间和传输时间都与磁盘转速相关，且为线性相关。而转速是硬件的固有属性，因此操作系统也无法优化延迟时间和传输时间。 **总的平均存取时间** $T_a = T_S + \frac{1}{2r} + \frac{b}{rN}$ 。 ### 先来先服务算法（ FCFS） 根据进程请求访问磁盘的先后顺序进行调度。 假设磁头的初始位置是 100 号磁道，有多个进程先后陆续地请求访问 55、58、39、18、90、160、 150、38、184 号磁道。按照 FCFS 的规则，按照请求到达的顺序，磁头需要依次移动到55、58、39、18、90、160、150、38、184 号磁道： ![image-20241030205344750.png][50] 磁头总共移动了 $45+3+19+21+72+70+10+112+146 = 498$ 个磁道；响应一个请求平均需要移动 $498/9 = 55.3$ 个磁道（平均寻找长度）。 - **优点**：公平；如果请求访问的磁道比较集中的话，算法性能还算过的去 - **缺点**：如果有大量进程竞争使用磁盘，请求访问的磁道很分散，则 FCFS 在性能上很差，寻道时间长。 ### 最短寻找时间优先（SSTF） 假设磁头的初始位置是 100 号磁道，有多个进程先后陆续地请求访问 55、58、39、18、90、160、 150、38、184 号磁道： ![image-20241030204929875.png][51] 磁头总共移动了 $(100-18) + (184-18) = 248$ 个磁道；响应一个请求平均需要移动 $248/9 = 27.5$ 个磁道（平均寻找长度）。 - **优点**：性能较好，平均寻道时间短。 - **缺点**：可能产生 “饥饿” 现象。 ### 扫描算法（SCAN） SSTF 算法会产生饥饿的原因在于：磁头有可能在一个小区域内来回来去地移动。为了防止这个问题，可以规定，**只有磁头移动到最外侧磁道的时候才能往内移动**，移动到最内侧磁道的时候才能往外移动。这就是扫描算法（SCAN）的思想。由于磁头移动的方式很像电梯，因此**也叫电梯算法**。 假设某磁盘的磁道为 0~200 号，磁头的初始位置是 100 号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续地请求访问 55、58、39、18、90、160、150、38、184 号磁道： ![image-20241030205727799.png][52] 磁头总共移动了 $(200-100) + (200-18) = 282$ 个磁道；响应一个请求平均需要移动 $282/9 = 31.3$ 个磁道（平均寻找长度）。 - 优点：性能较好，平均寻道时间较短，不会产生饥饿现象。 - 缺点： 1. 只有到达最边上的磁道时才能改变磁头移动方向。 事实上，处理了184号磁道的访问请求之后就不需要再往右移动磁头了。 2. SCAN算法对于各个位置磁道的响应频率不平均。 如：假设此时磁头正在往右移动，且刚处理过 90 号磁道，那么下次处理 90 号磁道的请求就需要等磁头移动很长一段距离；而响应了184号磁道的请求之后，很快又可以再次响应 184 号磁道的请求了 ### LOOK 调度算法 扫描算法（SCAN）中，只有到达最边上的磁道时才能改变磁头移动方向。事实上，处理了 184 号磁道的访问请求之后就不需要再往右移动磁头了。LOOK 调度算法就是为了解决这个问题，**如果在磁头移动方向上已经没有别的请求**，**就可以立即改变磁头移动方向**。（边移动边观察，因此叫LOOK） 假设某磁盘的磁道为 0 ~ 200 号，磁头的初始位置是 100 号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续地请求访问 55、58、39、18、90、160、150、38、184 号磁道： ![image-20241030210108219.png][53] 磁头总共移动了 $(184-100) + (184-18) = 250$ 个磁道；响应一个请求平均需要移动 2$50/9 = 27.5$ 个磁道（平均寻找长度）。 **优点**：比起 SCAN 算法来，不需要每次都移动到最外侧或最内侧才改变磁头方向，使寻道时间进一步缩短。 ### 循环扫描算法（C-SCAN） SCAN 算法对于各个位置磁道的响应频率不平均，而 C-SCAN 算法就是为了解决这个问题。规定只有磁头朝某个特定方向移动时才处理磁道访问请求，而**返回时直接快速移动至起始端而不处理任何请求**。 假设某磁盘的磁道为 0 ~ 200 号，磁头的初始位置是 100 号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续地请求访问 55、58、39、18、90、160、150、38、184 号磁道： ![image-20241030213430400.png][54] 磁头总共移动了 $(200-100) + (200-0) + (90-0)= 390$ 个磁道；响应一个请求平均需要移动 $390/9 = 43.3$ 个磁道（平均寻找长度）。 - 优点：比起SCAN 来，对于各个位置磁道的响应频率很平均。 - 缺点：**只有到达最边上的磁道时才能改变磁头移动方向**。事实上，处理了184号磁道的访问请求之后就不需要再往右移动磁头了；并且，磁头返回时其实只需要返回到18号磁道即可，**不需要返回到最边缘的磁道**。另外，比起 SCAN 算法来，**平均寻道时间更长**。 ### C-LOOK 调度算法 C-SCAN 算法的主要缺点是只有到达最边上的磁道时才能改变磁头移动方向，并且磁头返回时不一定 需要返回到最边缘的磁道上。C-LOOK 算法就是为了解决这个问题。如果磁头移动的方向上已经没有磁道访问请求了，就可以立即让磁头返回，并且磁头只需要返回到有磁道访问请求的位置即可。 假设某磁盘的磁道为 0 ~ 200 号，磁头的初始位置是 100 号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续地请求访问 55、58、39、18、90、160、150、38、184 号磁道： ![image-20241030213751460.png][55] 磁头总共移动了 $(184-100) + (184-18) + (90-18)= 322$ 个磁道；响应一个请求平均需要移动 $322/9 = 35.8$ 个磁道（平均寻找长度）。 **优点**：比起 C-SCAN 算法来，不需要每次都移动到最外侧或最内侧才改变磁头方向，使寻道时间进一步缩短。 ### 小结 ![image-20241030213947022.png][56] ## 减少磁盘延迟时间的方法 磁头读入一个扇区数据后需要一小段时间处理，如果逻辑上相邻的扇区在物理上也相邻，则读入几个连续的逻辑扇区，可能需要很长的 “延迟时间” 。 ### 磁盘地址结构的设计 前面提到过磁盘的物理地址是（柱面号，盘面号，扇区号），为什么不能是（盘面号，柱面号，扇区号）呢？ 假设某磁盘有8个柱面/磁道（假设最内侧柱面/磁道号为0 ），4 个盘面，8 个扇区。则可用 3 个二进制位表示柱面，2 个二进制位表示盘面，3 个二进制位表示扇区。 - 若物理地址结构是**（盘面号，柱面号，扇区号）**，且需要连续读取物理地址（00, 000, 000）~（00, 001, 111）的扇区： （00, 000, 000）~（00, 000, 111）区域磁盘转两圈可读完； 之后再读取物理地址相邻的区域，即（00, 001, 000）~（00, 001, 111 ），**需要启动磁头臂**，将磁头移动到下一个磁道。 - 若物理地址结构是**（柱面号，盘面号，扇区号）**，且需要连续读取物理地址（000, 00, 000）~（000, 01, 111）的扇区： （000, 00, 000）~（000, 00, 111 ）由盘面 0 的磁头读入数据； 之后再读取物理地址相邻的区域，即（000, 01, 000）~（000, 01, 111）。由于柱面号/磁道号相同，只是盘面号不同，因此**不需要移动磁头臂**。只需要激活相邻盘面的磁头即可。 因此，读取地址连续的磁盘块时，采用（柱面号，盘面号，扇区号）的地址结构可以减少磁头移动消耗的时间。 ### 交替编号 若采用交替编号的策略，即让逻辑上相邻的扇区在物理上有一定的间隔，可以使读取连续的逻辑扇区所需要的延迟时间更小。 ![image-20241030214442923.png][57] ### 错位命名 若相邻的盘面相对位置相同处扇区编号相同，读取完磁盘块（000, 00, 111）之后，需要短暂的时间处理，而盘面又在不停地转动。因此当（000, 01, 000）第一次划过 1 号盘面的磁头下方时，并不能读取数据，只能再等该扇区再次划过磁头。 此时可以将相邻盘位的扇区命名错开，这样读取完磁盘块（000, 00, 111）之后，还有一段时间处理。当（000, 01, 000）第一次划过1号盘面的磁头下方时，就可以直接读取数据。从而减少了延迟时间。 ### 小结 ![image-20241030221427104.png][58] ## 磁盘的管理 ### 磁盘初始化 1. 进行**低级格式化**（物理格式化），将磁盘的各个磁道划分为扇区。一个扇区通常可分为头、数据区域（如 512B 大小）、尾三个部分组成。管理扇区所需要的各种数据结构一般存放在头、尾两个部分，包括扇区校验码（如奇偶校验、CRC循环冗余校验码等，校验码用于校验扇区中的数据是否发生错误）。 2. 将**磁盘分区**，每个分区由若干柱面组成（即分为我们熟悉的C盘、D盘、E盘）。 3. 进行**逻辑格式化**，创建文件系统。包括创建文件系统的根目录、初始化存储空间管理所用的数据结构（如位示图、空闲分区表）。 ### 引导块 计算机开机时需要进行一系列初始化的工作，这些初始化工作是通过执行**初始化程序（自举程序）**完成的。 初始化程序可以放在ROM（只读存储器）中。但由于 ROM 中的数据在出厂时就写入了，并且以后不能再修改，因此更常见的做法是 ROM 中只存放很小的 “**自举装入程序**” ，完整的自举程序放在磁盘的启动块（即引导块/启动分区）上，启动块位于磁盘的固定位置。开机时计算机先运行 “自举装入程序” ，通过执行该程序就可找到引导块，并将完整的 “自举程序” 读入内存，完成初始化。 ### 坏块的管理 坏了、无法正常使用的扇区就是 “坏块” 。这属于硬件故障，操作系统是无法修复的。应该将坏块标记出来，以免错误地使用到它。 对于简单的磁盘，可以在**逻辑格式化时**（建立文件系统时）对整个磁盘进行坏块检查，标明哪些扇区是坏扇区，比如：在 FAT 表上标明。（**在这种方式中，坏块对操作系统不透明**） 对于复杂的磁盘，磁盘控制器（磁盘设备内部的一个硬件部件）会维护一个坏块链表。在磁盘出厂前进行低级格式化（物理格式化）时就将坏块链进行初始化。 磁盘会保留一些 “备用扇区” ，用于替换坏块，这种方案称为**扇区备用**。且这种处理方式中，**坏块对操作系统透明**。 ### 小结 ![image-20241030222212761.png][59] ## 固态硬盘 ![image-20241030232336544.png][60] ### 固态硬盘的结构 ![image-20241030232622197.png][61] - 固态硬盘的页对应机械硬盘的扇区； - 固态硬盘的块对应机械硬盘的磁道。 [1]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/411521905.png [2]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/534653947.png [3]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/2603969191.png [4]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/2912773792.png [5]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/2129296955.png [6]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/2470238060.png [7]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/3772038956.png [8]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/1096693984.png [9]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/496679.png [10]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/2533269865.png [11]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/392864111.png [12]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/4151360469.png [13]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/3186638062.png [14]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/105763312.png [15]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/2334483594.png [16]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/203787723.png [17]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/1462185021.png [18]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/597084142.png [19]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/311296150.png [20]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/705559553.png [21]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/240981876.png [22]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/3520861773.png [23]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/3324598034.png [24]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/4051254020.png [25]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/3657667344.png [26]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/3269833666.png [27]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/1733197014.png [28]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/2482594508.png [29]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/1434357157.png [30]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/751806024.png [31]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/959943435.png [32]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/4216318712.png [33]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/1402727204.png [34]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/2313197678.png [35]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/1636090364.png [36]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/4176536094.png [37]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/2532369908.png [38]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/1342625546.png [39]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/1503052223.png [40]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/2510200052.png [41]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/4036241623.png [42]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/2141135457.png [43]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/742290901.png [44]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/2352971607.png [45]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/794327392.png [46]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/3728287460.png [47]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/1183907928.png [48]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/547596480.png [49]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/978915602.png [50]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/3172316664.png [51]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/1856468621.png [52]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/1664380405.png [53]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/326160761.png [54]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/2772508829.png [55]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/144194649.png [56]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/3641145783.png [57]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/3859520177.png [58]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/4283821151.png [59]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/2994064839.png [60]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/3003941890.png [61]: https://blog.domineto.top/usr/uploads/2024/10/1903986418.png 最后修改：2024 年 12 月 14 日 © 允许规范转载 赞 如果觉得我的文章对你有用，请随意赞赏