文件系统总结
操作系统访问磁盘时，不会逐个扇区读取，而是以块为单位进行访问。通常一个块包含多个扇区（例如8个扇区）。
磁盘的存储空间可以被划分为多个块，操作系统通过管理这些块来高效地存储和读取数据。
文件系统:
例如，800GB的磁盘可以划分为300GB、300GB和200GB三个块。在Windows系统中，这些块通常被表现为C盘、D盘等。
在Linux中要管理一个300GB的磁盘内存，就只需要再把300GB的内存进行再次分治为一个个块组，就转化成对一个个块组进行管理，块组里面就存放着许多数据块，这些数据块就是用来存放各种数据的，而一个块的大小就是4KB。那么只需要把一个块组管理好，那么其他快组如法炮制就能全部管理好。
上图就是Linux在管理磁盘文件的逻辑图，我们看到在一个有很多区域，这些区域分别管理着不同的类型的数据和属性，接下来就让我们来进行一一介绍。
Data Block:
Data Block区域是用来存放文件数据的。而文件数据就会被存放在一个个的数据块中，一个块的大小就为4kb。那么如果一个文件小于4KB的话也同样会单独存放在这个数据块中，并不会和别的文件共同存储。
Inode:
我们知道文件=内容+属性。那么一个文件的属性，会记录文件的 大小，时间等等。在磁盘系统中许多不同的文件，但是文件的属性都是一样的，只不过是属性里的数据不同。就比如我们是学生，我们都有学号，只是学号各不相同罢了。所以indoe结论就出来了。inode就是一个struct对象，struct_inode记录着文件的各种属性信息。但不包含文件名，这里我们留个悬念。而一个文件就对应一个inode，就像我们身份证一个，是一个唯一值。在这里还要说明。
Inode table：
当我们有了inode_struct一个结构体对象，那么就可以在inode_struct结构体对象里添加inode_struct*next,这样就能将所有的inode_struct连接起来。这样OS管理文件属性就转化成了对链表的管理，那么对文件的增删查改，就变成了对链表的增删查改。这样通过一个inode就能找到inode映射的文件。
Inode bitmap 与Bolck bitmap：
Inode bitmap 与Bolck bitmap都是位图，对于不理解的可以去了解一下数据结构的位图，这里就不在详细解释。
Inodebitmap：每个比特位都标着一个inode，如果这个bit位为0，表示此inode空闲，为1表示此inode正在被占用。
Bolckbitmap：记录着Data Block中哪一个数据块正在被使用，哪一个数据块空闲。
通过Inode bitmap 与Bolck bitmap，就能得出，在同一分区内，inode与数据块的编号都是唯一的，并且不能跨分区。为此还要说明inode和数据块是跨组编号，什么意思呢？
跨组编号意味着 inode 和数据块的编号在整个文件系统中是全局唯一的，并且它们可以位于不同的块组中。文件的inode可能存储在一个块组中，而它的数据块则可能分布在其他块组中。这样设计的目的是为了提高文件系统的性能和空间利用率，尤其在文件较大或磁盘容量较大时。
所以我们如果拿到一个文件的inode，就可用通过.。。
GDT：
GDT全程为：Group Descriptor Table 。块组描述符表，用于描述当前块组中的各种信息，如记录当前块组的inode table、Data block的起始位置与结束位置，空闲的inode和数据块数量，GDT在每个块组开头都有一份拷贝。 文件系统中有多少块组就有多少GDT。
SuperBlock：
SuperBlock又名超级块，SuperBlock记录当前整个文件系统的信息，比如文件系统的总块数、inode 数量、空闲块数、空闲 inode 数量等，以及记录文件系统中每个块组（block group）的相关信息，包括 GDT 的位置、每个块组的bolck bitmap、inode bitmap 和inode table的位置。
那可能小伙伴可能就有疑问，既然SuperBlock是记录整个文件系统的，那是否只需要在当前文件系统的开始位置去存放一个SuperBlock区域就可以了。其实SuperBlock会在当前文件系统的开始位置去存放一个，也会在块组里去存放，并不是所有块组都会存放SuperBlock，而是在其中几个块组里各存放一份SuperBlock。那么为什么要这样呢？这里我们要想，如果GDT,inode table这些区域里的数据出现了问题，其实也还好，可能只是损害了几个G的问题，但是如果SuperBlock出现问题，那么整个分区的将会崩，所以当SuperBlock出现问题，就会从其他存放SuperBlock组里进行拷贝恢复数据。
格式化：
理解了文件系统的分区，那么我们也可以理解什么是格式化。我们将一个磁盘内容进行格式化，不就是将两个bitmap全部置为0，然后重新写入SuperBlock。所以格式化的本质就是写入文件系统的管理信息。
目录与文件的关系：
在讲述目录与文件至西安的关系前，我们先抛出两个问题：
1.我们知道访问一个文件需要知道文件的inode号，可是我们从来没使用过inode号
2.目录是文件吗，应该怎么看待？
先来解决问题2：
先说结论，目录就是文件，目录同样也有inode号，我们通过ls -li即可查看。
我们又回到之前保留的问题，我们说文件名不存在inode里，那么其实是存在 目录的数据中。目录存放文件名以及该文件映射的inode。
首先访问一个文件必须需要带路径，但我们在平常访问文件时，并没有带路径，是因为进程PCB里保存了我们当前路径
其实当我们访问code.c的时候OS会自动帮我们拼接补全路径/home/lwh/cat/lession21/code.c。所以文件名=路径+文件名。 OS会对拿到的路径进行路径解析，打开文件所在的路径，接着读取对应目录中的数据，获取到对应的文件名和映射的inode 进行文件查找。
那我们每次访问文件都要进行OS都要进行路径解析吗？这样效率是不是会非常慢。所以天才的计算机学家就想到了，我们将历史访问的所有路径载入内存，形成一个目录缓存。用tree命令就能形象的观察到。
就形成一个多叉树。在Linux中这颗多叉树名称为struct_dentry;
一个 dentry 对象记录了一个文件的 inode、文件名（name），以及用于高效查找和管理的算法结构（如哈希链表、LRU链表等）。当我们打开多个文件时，相应的 dentry 对象会被保存在路径缓存中（即目录项缓存）。这样，在后续访问相同路径时，不必重新进行路径解析，而是直接通过查找 dentry 缓存（如哈希表）来获得文件的相关信息。如果有新的文件或目录被访问，则会创建并缓存新的 dentry 对象。
所以当我们在fopen时候，操作系统都干了什么？
如果我们在fopen时没有指定路径，那么OS添加当前的cwd。所以当我们在fopen的时候，OS在内核当中根据当前路径找到这个文件，如果需要就要查找目录树，帮我们进行路径搜索，把所以的文件上面路径节点全部打开，找到对应的文件名与inode映射关系。
根据路径依次搜索，找到文件的inode，再根据inode找到文件对应的属性与内容。在内核当中创建struct_file对象，创建struct_inode，创建文件缓冲区。
然后把inode属性进行填充，磁盘属性加载到内存。文件内容 全部/部分 加载到文件缓冲区里。然后把struct_file对象的地址在文件描述符标中进行分配，在返回给用户文件描述符。
用户就可以通过返回的fd，找到该文件在内存中的struct_file对象，找到该文件所对应的路径，inode以及缓冲区了。
所以一个文件想要找到它的inode，先通过fd找到该文件的_struct_file，_struct_file里记录着当前_struct_file在dentry树里的节点。在通过dentry树找到文件名所对应的inode。
分区挂载
现在我们得到一个文件的inode信息，就可以特定分区内找到指定文件，也可以通过目录数据找到指定文件和inode，但是inode是不可以跨分区的。那又回到之前的问题，我们怎么知道这个inode是在哪个分区呢？
其实这个问题也很好解决，我们将一个目录与分区进行绑定，当我们进入这个目录就相当于进入这个分区，这个操作称之为分区挂载。
软连接：
当我们给a.out执行程序建立软连接后，直接运行abc就可以运行a.out里的内容，那么可能有小伙伴有疑惑，这样有什么用途呢？
当我们把a.out放到更深层次的目录时，在当前目录对a.out进行软连接后运行abc也就运行了a.out。其实这与Windows下的快捷是一样的。快捷方式会指向可执行文件，运行快捷方式其实就是运行可执行文件,并且当我们查看inode时会看到abc也有自己唯一的inode。所以软连接=快捷方式。
硬链接：
当我们硬链接后，可以看到两个文件的inode都是一样的，并且将abc移动到上级目录，删除a.out后再次运行abc会发现同样能运行。所以我们可以得出一个结论，硬链接等于源文件的一份拷贝。
当我们硬链接了时候我们就会圈起来的数字变成了2，这个数字叫做硬链接数， 表示有多少个文件名指向同一个 inode，每创建一个硬链接，硬连接数就+1.
问题思考:
cd命令是在做什么？
首先，shell 脚本接收到 cd 命令后，会通过系统调用 `chdir()` 传递给操作系统，路径字符串作为 `chdir()` 的参数。操作系统会根据这个路径进行解析，使用 `dentry` 树查找相应的目录项。如果路径存在并且可访问，内核会通过该路径找到对应的 `inode` 号，然后更新进程的当前工作目录（cwd），cwd 会指向目标目录的 `inode`，而不是目录名本身。如果路径不存在或无法访问，操作系统会报错
当我们thouch一个文件的时候，系统在做什么？
路径解析：首先，操作系统会检查用户输入的路径是否有效，逐级解析路径中的每个目录。对于每一级目录，操作系统会检查它是否存在，如果某个目录不存在，则返回错误。如果路径正确，操作系统会继续向下查找。
检查文件是否存在：接着，操作系统会检查文件名是否已经存在。如果文件已存在，touch 命令会修改文件 的访问时间（Access Time，A）和修改时间（Modification Time，M），但不会更改文件内容。如果文件不存在，则继续执行以下步骤。
分配 inode：操作系统会为新文件分配一个 inode，以下是具体步骤。inode 是文件的元数据结构，其中包含文件的权限、所有者、时间戳、文件大小等信息。操作系统首先检查当前块组的 inode bitmap，查看是否有空闲的 inode。如果有空闲 inode，操作系统会从该块组分配一个 inode 号。
更新 inode table：一旦 inode 被分配，操作系统会初始化 inode 节点，并将其插入到 inode table 中。此时 inode 中的元数据会被更新，包括文件的权限、所有者、时间戳等信息，但文件内容的数据块尚未分配。
更新目录信息：最后，操作系统会在文件所在的目录中创建一个目录项，将文件名和相应的 inode 号进行关联。
创建 struct_file：在文件第一次被打开时，操作系统会为该文件创建一个 struct_file 结构，用于管理文件的读写操作和其他文件描述符的相关信息。
当用户调用 fopen 打开文件时，操作系统执行以下步骤：
路径解析：如果 fopen 没有指定文件的绝对路径，操作系统会使用当前进程的工作目录（CWD）与指定的相对路径拼接成完整路径，并开始解析路径。
查找 struct_dentry：操作系统通过 dentry（目录项）缓存结构，查找路径中的每个目录。如果目录项不存在，则从磁盘读取目录数据，并将其载入到 dentry 树中。
映射关系与 inode 查找：在解析路径时，操作系统会根据 dentry 节点查找文件名与 inode 号的映射关系。找到对应的 inode 后，操作系统能够通过 inode 获取文件的属性和文件内容的存储位置（数据块）。
创建 struct_file 和文件描述符：操作系统为打开的文件创建 struct_file 结构（该结构与文件描述符相关联），并将文件的元数据（如权限、所有者等）填充到 inode 中。然后，操作系统根据文件的访问模式创建或更新文件描述符，并将 struct_file 对象关联到一个新的文件描述符。
加载文件内容：操作系统通过页缓存将文件内容从磁盘加载到内存中，可能部分或全部加载到内核缓存中。而用户级缓冲区（如标准 I/O 库的缓冲区）则在后续文件操作时进行管理。
返回文件描述符：操作系统通过文件描述符将 struct_file 与用户程序关联，最终返回一个文件描述符，供应用程序后续的文件操作使用。
通过这个文件描述符，用户可以访问文件的元数据、内容和内存中的相关结构（如 struct_file、inode 和缓冲区）。