파일시스템과 입출력 관리 | SW 전공

1. 파일과 디렉터리

파일은 이름을 가진 관련 데이터의 집합이다. 운영체제는 파일 이름, 유형, 크기, 위치, 소유자, 권한, 생성·수정 시각 같은 속성을 관리한다.

대표 연산은 생성, 열기, 읽기, 쓰기, 위치 이동, 닫기, 삭제이다. 디렉터리는 파일 이름과 파일의 관리 정보 또는 식별자를 연결한다.

연속된 블록에 저장한다. 순차·직접 접근이 빠르지만 파일 크기 증가가 어렵고 외부 단편화가 생길 수 있다.

각 블록이 다음 블록을 가리킨다. 외부 단편화가 적고 확장이 쉽지만 직접 접근이 느리고 링크 손상에 취약하다.

색인 블록이 파일의 데이터 블록 주소를 모아 저장한다. 직접 접근이 가능하지만 작은 파일에도 색인 공간이 필요하다. UNIX 계열 inode는 파일 메타데이터와 데이터 블록 위치를 관리한다.

디스크 접근시간은 대체로 다음 요소로 구성된다.

주요 스케줄링은 FCFS, SSTF, SCAN, C-SCAN, LOOK, C-LOOK이다. SSTF는 평균 이동을 줄일 수 있지만 먼 요청이 기아 상태가 될 수 있다. LOOK은 실제 요청이 있는 마지막 위치에서 방향을 바꾼다.

Linux 권한은 읽기 r=4, 쓰기 w=2, 실행 x=1의 합으로 표현할 수 있다. 예를 들어 755는 소유자 rwx, 그룹·기타 사용자 r-x이다.

프로세스의 파일 디스크립터는 작은 정수이며 커널의 열린 파일 엔트리를 가리킨다.

CODE코드 영역 안에서 좌우로 이동할 수 있습니다.

프로세스 FD 테이블        시스템 열린 파일 테이블         inode
fd 3 ────────────────→ [현재 오프셋, 상태 플래그] ─────→ [권한, 크기, 블록 주소]
fd 4 ────────────────┘

dup()나 fork()로 같은 열린 파일 엔트리를 공유하면 파일 오프셋도 공유할 수 있다. 반대로 같은 경로를 별도로 open()하면 보통 별도 열린 파일 엔트리와 오프셋을 가진다.

블록 크기 4KiB, 블록 주소 4바이트, inode에 직접 포인터 12개와 단일·이중·삼중 간접 포인터가 하나씩 있다고 하자. 간접 블록 하나에는 4096/4=1024개 주소가 들어간다.

CODE코드 영역 안에서 좌우로 이동할 수 있습니다.

직접 영역      : 12 × 4KiB
단일 간접 영역 : 1024 × 4KiB
이중 간접 영역 : 1024² × 4KiB
삼중 간접 영역 : 1024³ × 4KiB

작은 파일은 직접 포인터로 빠르게 접근하고, 큰 파일도 다단계 간접 포인터로 확장한다. “inode에 파일 데이터 전체가 저장된다”는 설명은 잘못이다.

파일 데이터는 링크 수가 0이 되고 열린 참조도 없을 때 실제로 회수된다. 열린 파일을 삭제해도 해당 프로세스가 계속 접근할 수 있는 이유다.

현재 헤드가 50, 요청 큐가 82, 43, 140, 24라 하자.

SSTF가 이 예에서는 이동량을 줄이지만 새 근거리 요청이 계속 들어오면 먼 요청이 기아에 빠질 수 있다. SCAN 계열은 이동 방향과 디스크 끝까지 가는지, 마지막 요청에서 반전하는지 조건을 명확히 확인한다.

메타데이터 갱신 도중 전원이 꺼지면 디렉터리·inode·빈 공간 정보가 서로 모순될 수 있다. 저널링은 변경 의도를 로그에 먼저 기록하고 커밋된 작업을 재생해 복구 시간을 줄인다. 데이터까지 모두 저널링하는지, 메타데이터만 저널링하는지는 모드에 따라 다르다.

fsync()는 응용프로그램의 쓰기가 안정 저장장치에 반영되도록 요청하는 인터페이스이지만 하드웨어 캐시·파일시스템 구현에 따른 세부 보장은 문서 확인이 필요하다.

파일시스템과 RAID는 같은 계층이 아니다. RAID는 여러 디스크에 데이터를 배치해 성능·가용성을 조절한다.

RAID는 백업을 대체하지 않는다. 잘못된 삭제·논리 손상도 그대로 복제될 수 있다.

연속 할당은 블록 위치 계산이 쉬워 순차·직접 접근 모두 유리하다. 연결 할당은 다음 포인터를 따라가므로 임의의 k번째 블록 접근이 느리다. 색인 할당은 색인 구조를 통해 직접 접근할 수 있지만 색인 블록 자체의 접근 비용과 공간을 고려해야 한다.