1.对于前面知识的一些复习：
系统调用有哪些：系统调用有哪些函数-CSDN博客
重定向的本质：就是堆文件描述符里面下标的内容进行拷贝。
标准输入，输出，错误，典型的重定向。
标志位：O_APPEND，O_RDONLY。
一切皆文件的理解：
功能方法实现是不一样的，但是接口种类一样。
读写都是read和write
对某种设备进行读写访问的时候，看到的都是read或者write
在进程角度：操作系统看到一个file就等同于看到一个文件，操作系统骗了进程
让进程以为，所有东西都是文件缓冲区：
大部分都是语言层面的缓冲区。
显示器：行刷新
向文件：全缓冲用一次系统调用来进行多次写入。
、
2.对前面_gblic的完善usercode.c调用函数实现系统调用
2.1不带\n--->不做刷新
由于写入文件是全缓冲，当取消\n的时候，那么就不会进行刷新，只有当程序结束的时候，close(filep)，就会自动进行刷新，刷新到内核，然后在刷新到文件当中去，这样就会把缓冲区内部的全部写入到一起文件当中去。
2.2写完之后，立马刷新
2.3 fsync数据立即刷新
把数据立马刷新到外设力：fsync
把该文件表舒服所对应的内容反应到外设上。
3.Ext系列文件系统
3-1磁盘
引入
文件 = 内容+属性
被打开的文件 ->基础IO->内存
没被打开的文件->在磁盘上->把文件放在磁盘上,被我们找到？？？
文件是一种树状的目录结构，
分有多个路径(绝对和相对）最终目的：保存到磁盘上，最基本的诉求就是被我们找到。 -->文件系统的工作。
了解磁盘
磁盘分为企业级磁盘和桌面型磁盘。现在基本上就是固态磁盘。
特点：
1.机械磁盘是计算机中唯一的一个机械设备
2.磁盘属于外设
3.慢
4.容量大，价格便宜
服务器：里面都是磁盘
机柜：放服务器的
所有的机柜链接起来也就是机房。
不同的机柜执行不同的功能。
机房：
大公司，很大，很贵，大公司才具备。
磁盘工作原理
磁盘：表面很光滑。
想像：有很多的小磁铁组成
比如说：
南极是1，北极是0
磁盘用南北极表示二进制。就像网络用波形图的高低表示01用南北极表示二进制的写入，改变南北极来改变01.
磁盘组成
磁道：磁盘由一系列的同心圆组成。
扇区：把磁道分割成一小节节。一个小扇区可以储存512字节
磁盘存储的基本单位：一扇区（512字节）。
修改：改一个比特位，加载512字节，修改，再返回给该扇区。
磁盘分有多层。
3-2如何定位⼀个扇区呢？
CHS定址法:柱面 磁头 扇区，Cylind Head Sector
• 可以先定位磁头（header）
• 确定磁头要访问哪⼀个柱⾯(磁道)（cylinder）
• 定位⼀个扇区(sector)
具体：
⽂件=内容+属性都是数据，⽆⾮就是占据那⼏个扇区的问题！能定位⼀个扇区了，能不能定位多个扇 区呢？
• 扇区是从磁盘读出和写⼊信息的最⼩单位，通常⼤⼩为 512 字节。
• 磁头（head）数：每个盘⽚⼀般有上下两⾯，分别对应1个磁头，共2个磁头
• 磁道（track）数：磁道是从盘⽚外圈往内圈编号0磁道，1磁道...，靠近主轴的同⼼圆⽤于停靠磁 头，不存储数据
• 柱⾯（cylinder）数：磁道构成柱⾯，数量上等同于磁道个数
• 扇区（sector）数：每个磁道都被切分成很多扇形区域，每道的扇区数量相同
• 圆盘（platter）数：就是盘⽚的数量
• 磁盘容量=磁头数×磁道(柱⾯)数×每道扇区数×每扇区字节数
• 细节：传动臂上的磁头是共进退的(这点⽐较重要，后⾯会说明)
扇区长短不会影响容量（暂不做考略）
fdisk -l
3-3磁盘逻辑结构
1.理解过程
就像卷起来的山楂条，每一小条也就可以看做是储存的扇区。
而这样每⼀个扇区，就有了⼀个线性地址(其实就是数组下标)，这种地址叫做LBA。数组下标。
2.真实过程（逻辑抽象）
磁盘，也就是线性结构，定位一个扇区用1个数字，使用数组下标。
操作系统管理变成对数组的管理。
⼀个细节：传动臂上的磁头是共进退的
柱⾯是⼀个逻辑上的概念，其实就是每⼀⾯上，相同半径的磁道逻辑上构成柱⾯。 所以，磁盘物理上分了很多⾯，但是在我们看来，逻辑上，磁盘整体是由“柱⾯”卷起来的。
所以，磁盘的真实情况是： 磁道： 某⼀盘⾯的某⼀个磁道展开： 即：⼀维数组
柱⾯： 整个磁盘所有盘⾯的同⼀个磁道，即柱⾯展开：
• 柱⾯上的每个磁道，扇区个数是⼀样的
• 这不就是⼆维数组吗
整盘：
所有，寻址⼀个扇区：先找到哪⼀个柱⾯(Cylinder),在确定柱⾯内哪⼀个磁道(其实就是磁头位置， Head)，在确定扇区（Sector），所以就有了CHS。 我们之前学过C/C++的数组，在我们看来，其实全部都是⼀维数组。
每个扇区都有一个下标，这个叫做LBA
LBA地址转成CHS地址，CHS如何转换成为LBA地址。
4.引入文件系统
4-1引入块设备
为什么要引入块？
字符设备不支持随机读取
硬盘是典型的块设备。
依次读取一个扇区效率太低了。
OS访问磁盘不易扇区为单位而是以块为单位->块是文件取的最小的单位。！
一个块对应8个扇区，一个扇区512字节，一个块就对应4096字节。
怎么计算块
• 磁盘就是⼀个三维数组，我们把它看待成为⼀个"⼀维数组"，数组下标就是LBA，每个元素都是扇 区
• 每个扇区都有LBA，那么8个扇区⼀个块，每⼀个块的地址我们也能算出来。
• 知道LBA：块号=LBA/8
• 知道块号：LAB=块号*8+n.（n是块内第⼏个扇区)
块*8+【0~7】 = 任意扇区的LBA
文件系统，使用磁盘块，事宜4KB为单位，对文件的管理转化成对块的管理。
引入分区概念
柱⾯是分区的最⼩单位，我们可以利⽤参考柱⾯号码的⽅式来进⾏分区，其本质就是设置每个区的起 始柱⾯和结束柱⾯号码。此时我们可以将硬盘上的柱⾯（分区）进⾏平铺，将其想象成⼀个⼤的平 ⾯，如下图所⽰
比如说：
把对800GB的管理，转化成对300GB管理，这就叫分区。
再把300GB分成30GB,管理后，后序直接拷贝管理
引入inode概念：属性结构体
属性结构体：
属性都是innode节后提，大小是固定的。128字节。
文件系统的载体是分区 ？什么意思
Linux下内容和属性是分开存储的。
每个文件有大小，字段，类型，
一个文件属性就是一个struct inode对象。
所有文件的属性大小都是一样的----128字节
“文件名不会保存在inode中，文件名是string对象，，大小不一，会导致inode大小发生变化”。
4-2块组的内部组成（Block group）
Data Block
数据区：存放⽂件内容，也就是⼀个⼀个的Block。根据不同的⽂件类型有以下⼏种情况：
• 对于普通⽂件，⽂件的数据存储在数据块中。
• 对于⽬录，该⽬录下的所有⽂件名和⽬录名存储在所在⽬录的数据块中，除了⽂件名外，ls-l命令 看到的其它信息保存在该⽂件的inode中。
• Block号按照分区划分，不可跨分区
inode Table
• 存放⽂件属性如⽂件⼤⼩，所有者，最近修改时间等
• 当前分组所有Inode属性的集合
• inode编号以分区为单位，整体划分，不可跨分区
inode和数据块，都是跨组编号的。
inode和数据块，不能跨分区。
结论：在同一份分区内部，inode编号，和块号都是唯一的。
数据区：Data Block
数据区：存放⽂件内容，也就是⼀个⼀个的Block。根据不同的⽂件类型有以下⼏种情况：
• 对于普通⽂件，⽂件的数据存储在数据块中。
• 对于⽬录，该⽬录下的所有⽂件名和⽬录名存储在所在⽬录的数据块中，除了⽂件名外，ls-l命令 看到的其它信息保存在该⽂件的inode中。
块位图（Block Bitmap）
*记录着Data Block中那个数据块已经被占用，那个数据没有被占用。
置为1，申请被占用，置为0，释放空间。
inode位图（inode Bitmap）
每个bit表示一个inode是否空闲可用
GDT（group descriptoe table）
块组描述符表，
Super Block:超级块
4-3格式化：把Block Group里面的信息，写入到文件系统
操作系统需要管理信息加载到内存里,在内存里面操作完，再写入内存里面。
比如说：有10个super block那就把他们都加载到内存里面，进行执行。10个super block对应10个分区，链接起来链表，转化成对链表的管理删除文件管理文件：两个bitmap,加载到内存里，进行操作
磁盘当中，管理信息加载到内存里面，在内存里面操作完，再写回内存里面。
4-4如何找文件？
拿到一个文件的inode，就可以找到该文件的所有信息
属性信息->数据块信息。
一个inode只能在对应分区有效。
访问一个文件就需要知道它的inode.
先打开当前所在的路径，
要读取文件里面相应的内容，首先就先需要在data block 里面找到inode和文件名的对应关系，然后，再根据对应关系找到我们需要的inode,再根据inode可以得到文件信息的特性，实现对文件的查找。
但是由于我们访问任何文件都必须带有路径！！！
找任何文件，从根目录开始，进行路径解析（文件名->inode->在根据inode实现对文件查找。），找到相应的文件！！
默认路径，绝对路径，相对路径。
ls 进程提供当前路径，code.c你提供的，两者一拼，绝对路径就有了。系统自动从根目录依次解析，最后找到对应的inode，实现找到文件。
4-5路径解析：
问题：
打开当前⼯作⽬录⽂件，查看当前⼯作⽬录⽂件的内容?当前⼯作⽬录不也是⽂件吗？
答案1：所以也要打开：当前⼯作⽬录的上级⽬录，额....，上级⽬录不也是⽬录吗？？不还是上⾯的问 题吗？
我们访问 当前⼯作⽬录不也是只知道当前⼯作⽬录的⽂件名吗？
答案2：所以类似"递归"，需要把路径中所有的⽬录全部解析，出⼝是"/"根⽬录。
要访问它，不也得知道当前⼯作⽬录的inode 吗？
最终答案3：⽽实际上，任何⽂件，都有路径，访问⽬标⽂件，⽐如:
/home/whb/code/test/test/test.c
都要从根⽬录开始，依次打开每⼀个⽬录，根据⽬录名，依次访问每个⽬录下指定的⽬录，直到访问 到test.c。这个过程叫做Linux路径解析。
所以说向上找到根目录就可以了。
4-6路径缓存：struct dentry
磁盘上没有目录：
那tree是哪里的？为什么Linux会具有tree命令？
访问任何文件，都要从根目录下进行路径解析吗？
出现效率低下问题。从根⽬录开始，依次打开每⼀个⽬录，根据⽬录名，依次访问每个⽬录下指定的⽬录，直到访问 到test.c。这个过程叫做Linux路径解析
100次访问，100次解析吗？
|
解决：操作系统，在进行路径解析的时候，会把历史访问的所有目录（路径）形成一颗多叉树，进行保存--->Linux系统的树状目录结构。
路径记录在内存当中,dentry!!
访问的code.c的时候，叶子结点一定是空目录或者是文件。
code.c也挂在路径缓存上了。
例子：
第一次卡了一会 ，才出来
第二次，由于第一次，则已经创建了该文件的struct dentry结构体，那么再一次查找的时候，由于已经记录，所以一下就可以跑出来。
第二次秒出
4-7 怎么确定inode是哪一个分区的？
磁盘
vda1:第一个分区
把/dev/zero output放到./disk.img里面去,bs 大小等于1M,count = 5//？？？什么意思
#制作一个大文件
要访问一个分区，就要把分区和一个特定的目录进行挂在一起，
通过进去不同的目录->进入不同的分区
ls /dev/zero of(output) =mkfs.ext：需要的文件系统
df -h???:查看文件系统信息，
mount on：把分区挂在到哪个目录上。sudo mount -t ext4 ./disk.img ./dir 把磁盘挂载到./dir上面
sudo unmont ./dir、解除挂载。
分区挂载后才可以使用。
该路径的前缀
不同的分区，挂载路径不一样
根据路径前缀，路径来区分不同的分区。
所有的分区和路径有关。挂载：把一个分区挂载到一个目录下，可以根据该目录区分在那个分区，反过来也就是可以根据目录->路径前缀和来判断当前文件处于在哪一个分区。
5.软硬链接
5-1硬链接
硬链接本质不是一个独立的文件，它没有独立的inode。
本质是一组新的文件民和目标inode number的映射关系功能：其实在linux中可以让多个⽂件名对应 于同⼀个inode。
[root@localhost linux]# touch abc
[root@localhost linux]# ln abc def
[root@localhost linux]# ls -li abc def
263466 abc
263466 def
用途：对文件进行备份。
• abc和def的链接状态完全相同，他们被称为指向⽂件的硬链接。内核记录了这个连接数，inode 263466的硬连接数为2。
• 我们在删除⽂件时⼲了两件事情：1.在⽬录中将对应的记录删除，2.将硬连接数-1，如果为0，则 将对应的磁盘释放。
5-2软连接
软链接是通过名字引⽤另外⼀个⽂件，但实际上，新的⽂件和 被引⽤的⽂件的inode不同，应⽤常⻅上可以想象成⼀个快捷⽅式。
[root@localhost linux]# ln -s abc.s abc
[root@localhost linux]# ls -li
263563 -rw-r--r--. 2 root root 0 9⽉ 15 17:45 abc
261678 lrwxrwxrwx. 1 root root 3 9⽉ 15 17:53 abc.s -> abc
263563 -rw-r--r--. 2 root root 0 9⽉ 15 17:45 def
软连接：是一个独立的文件，应为他有独立的inode.
文件内容+文件属性 软连接能干啥？
相当于windows下的快捷方式，保存目标文件的路径。