文件的状态有被打开和没有被打开，之前谈到一个文件被进行读写，就要打开加载到内存中，通过对应的系统调用，fd文件描述符的管理，write和read等函数的增删查改。并且借助缓冲区对文件属性和内容的修改。
大部分文件是没有被打开的（不需要访问），都在磁盘里保存的！对于没被进程打开的文件也要进行管理。在一个偌大的磁盘中，需要找到某份内容，就要进行核心工作------快速定位！
文件的管理工作包括：1、打开的文件进行管理 2、没被打开的文件在磁盘里管理
这一个管理工作就叫文件系统。本质就是文件的存储问题。
了解磁盘的物理结构
磁盘是计算机唯一的机械设备，早些年计算机用的激素机械硬盘，这几年逐步过渡到ssd。根据冯诺依曼体系，里cpu越员，速度就会越慢。磁盘的速度是慢于内存慢于ssd。
虽然磁盘的速度效率慢，但是它的造价便宜，内存容量大。所以企业一般是使用机械硬盘。
磁盘的主要结构
包括盘片和磁头
盘片：一片有俩面
磁头：一个磁头负责一片，用来读取修改1或0
简述这一个过程：
一个磁盘会有多个盘片堆叠。一个磁头负责一个盘片。盘片沿着指定方向高速旋转，磁头沿着半径方向转动，一秒钟内盘片可能转了上万次。因此在这样的高速旋转下，盘面的每一个小单元都能被识别到。
这里需要主要磁头和盘片不是贴在一起，而是非常接近。因此一个细微的抖动或者是灰尘都会影响磁盘的数据。
写入：计算机的世界上只有0和1，0和1是一种标志，就好比N和S级。在高速旋转中，磁头通过磁化将一个比特位的空间磁化为0或1的过程就是写入。
磁盘的存储结构
这里对磁盘的盘片详细介绍。一个盘片可以等分分成多个扇形，每一个扇形就叫做扇区。
磁盘又可以做同心环，每俩个环之间包围的区域就叫做磁盘。
因此，研究盘片主要是研究扇区和磁道。一个磁道可以有多个扇区，一个扇区也可以有多个磁道。这是一个划分。
扇区就是磁盘的最小存储单元512字节，4kb.
磁头Head
磁道 Track
扇区 Sector
CHS定位法
一个磁盘有许多块盘片，盘片上有扇区和磁道。如何在一个磁盘中找到指定位置的数据？
多个磁道堆叠，就好比一个空心的圆柱cylinder 。
寻找地址的方法：
- 选择哪一面： 本质是选择磁头
- 选择哪一个磁道 ：因为确定了面，所以要确定磁道，就是确定哪一个柱面
- 选择在磁道上的哪一个扇区
这一个过程就是Head Cylinder Sector CHS定位法
存储的逻辑抽象
将磁盘的结构由圆盘抽象成线性
类似于磁带，我们将圆盘拉直后，就是线性的存储介质
这一个将磁盘的抽象线性化，得到的数组地址。就叫做LBA（逻辑块地址）。
那么我们想要对磁盘写入只需要知道LBA地址，然后通过LBA与CHS的映射关系就能在磁盘上找到那一块空间。
举例
假设：LBA地址为1234，有俩片盘片，共4面，每面可以存储1000字节，每面磁道有10个，扇区有100个1234 / 1000=1 在第一面上(从0开始计算)
234/10=23 第23个磁道上
234/100=2 第2个扇区上
因此就是得到HCS
这样，我们对磁盘的管理就转化为对扇区数组的管理
OS可以按照扇区为单位进行存取，也可以基于文件系统，按照文件块对文件系统数据存取。
总结：
对存储设备的管理，OS层面就是对数组的增删查改
文件系统
磁盘里的文件是庞大的，为了便于管理，通常会将抽象的线性LBA拆分成小部分，将每一小份管理好，借鉴经验，来管理整体。这是分治的思想。
假设磁盘有500G。可以通过分区来将一个磁盘分成几个小区。通常我们的笔记本就有一块磁盘，一块磁盘被分成C盘D盘。假设我们将500G分成五个区，每个区域就是100G，在对100G划分成组，每一份就是2G。
inode
每个区的起始位置都有一个Boot Block
Boot Block是至关重要的 记录OS用于引导用户的操作与配置，记录分区的信息等。
每个区的划分就是组，下面对组详细研究
一个组被划分成 super block(超级块) group descriptor table(组织描述符) block bitmap(块位图) inode bitmap( i结点位图) bata block(数据块)
i结点表
用来存储文件的属性，如大小，所有组，权限，修改时间等
inode表应该是一个定长的结构体
struct inode{
大小,权限,所属组，ACM,inode编号等
引用计数
block[n]
}
每个inode结构体的大小是128字节，一般而言一个文件就有一个inode编号，一个组有多少个inode编号是可以计算的 一个组的大小是4KB 4KB=4096字节 就有inode=4096/128=32个
数据段
：存放文件内容
ionde结构体会记录编号
通过数据块的映射关系就能快速找到需要的内容
其中
0-12为 1 级映射
13为间接映射
14为3 级映射
一级映射：1-》2 2-》3
间接映射 13-》20
三级映射 向四面八方(发散)寻找
inode位图/块位图
来标识每一个bit的inode(数据块)是否空闲可用
用法同位图 0表示空闲/1表示存在
超级块(super block)
用来记录文件系统本身的基本信息。包括inode和数据块的总量，未使用的inode和block数目，挂载信息，最后一次检擦磁盘的时间。
文件=内容+属性 都是数据 并且内容和属性是分开存储的
要把多个文件的数据写入组中，就要先把管理组的信息写入。
一个磁盘被格式化后，就是重新写入管理者信息。要想使用分区，就要先进行挂载。
如果超级块被破坏，那么就不能正常使用磁盘。但是OS会对超级块拷贝几份到不同的组起始位置，以备意外的修改。
细节问题
文件的内容和属性是分开的，inode标识符是文件的唯一标志，文件名和inode是映射关系，Linux识别文件只认inode
描述文件的创建
根据文件名 映射到空闲的inode_bitmap 把0修改为1，找到对应inode表的结点，写入相应的属性。为其分配数据块，向数据块写入信息。再block_bitmap对应位置的0修改为1，建立inode 和 datablock的映射关系，最后返回inode
创建文件，一定是再某个路径底下！
通过inode编号->找到所处目录->根据文件的inode找到目录的data block->将文件名和inode编号映射关系写入目录数据块中。
文件的删除
在文件目录中找到 inode，再找到对应的block，在数据块里通过映射关系找到要删除文件的inode编号
再根据inode的编号找到block group(组) ，在俩个(inode和block)位图中，都将1修改为0。
最后在目录的数据块映射除，把文件名和inode映射关系解除。完成删除工作。
软硬链接
在当前路径底下，有test.txt文件和dir目录
软链接
类似于window的快捷方式
通过指令 ln -s test.txt test.soft 将前的文件链接到后
通过ls -il查看inode 得到源文件和软连接的文件的inode不同，不是同一份文件！
因此软链接是创建独立文件，有独立的inode
软链接的内容是指向目标文件的路径
如果删除了源文件，链接文件存在。但是不能存在或者执行
目录是无法进行软链接的
硬链接
创建文件myfile.txt 通过硬链接指令 ln myfile.txt myfile.hard
通过ls -il指令 对比源文件myfile和硬链接文件myfile.hard得到这俩个文件是同一个inode编号，因此它们不是独立文件，是同一份文件。
还可以观察到 文件权限后的标识符是软硬链接数目
软链接不改变链接数目
硬链接改变链接数目
删除硬链接文件后，源文件的软硬链接数目减一
删除源文件后，硬链接的文件链接数目会减一
这里就涉及到了引用计数
硬链接的本质就是在目录下建立的文件名和inode的映射关系
被硬链接一次映射关系就会多1 ，引用计数会增加。
当文件名和inode的映射关系全部解除 ，计数从1减到0时。文件才会被删除。找到inode编号，修改inode位图和block位图
目录的链接数：
一个目录被创建出来，就有俩个链接数，链接文件为本身目录和当前目录下的 .
如果在目录下建立新目录，上一层目录的链接数也会增加
目录硬链接会出现路径错误
软硬链接就在为了不切换路径，而能够打开的快捷方式