【README】
1.本文内容总结自 B站 《操作系统-哈工大李治军老师》，内容非常棒，墙裂推荐；
2.第4层抽象：抽象整个磁盘到文件系统
【1】文件系统，抽象整个磁盘（第4层抽象）
【图解】整个磁盘抽象
1）磁盘存储的是一堆文件；一堆文件形成树状结构；
- 具体实现是：把整个磁盘的所有盘块进行抽象，组织；
- 所谓抽象就是用数据结构进行组织；
- 如一个文件对应一个inode，一个inode组织文件所有盘块，形成字符序列；
整个磁盘的文件以上述方式进行组织和抽象，形成给用户一个抽象的树状结构；
2）整个磁盘抽象为文件系统
- 文件系统就是映射， 从字符位置到盘块的映射；
- 底层结构是对上层的实现， 上层是对底层的抽象；
【2】整个磁盘的一堆文件如何映射
【2.1】目录树
1）多个文件如何组织
- 方式1） 所有文件放在一层目录下，即所有文件放在一个文件夹下 ；
- 缺点：不方便查找文件；
- 方式2） 每个用户一个目录，所有文件放在各自的用户目录下；
- 缺点：但每个用户的文件数量也很多，还是不方便查找；
2）目录树的文件组织方式
【图解】引入目录树之后，把N个文件进行K次划分，则划分后的子集的文件数量为 O(logkN) ；
划分算法可以参考分治思想：
- 第1次划分： 把N个文件平均划分为2个子集；
- 第2次划分： 把每个子集再平均划分为2个子集，共得到4个子集；
- 第K次划分： 把 K-1次划分得到的每个子集，再划分为2个子集，共得到 2^K-1 个子集；
3）引入了目录
- 如 var, my , data 等叫做目录，目录下面有子目录集合和文件集合；
- 多个目录构成目录树；
4）目录是什么？
- 实现目录成为关键性问题 ；
【2.2】目录的实现
1）目录怎么用？
- 文件路径： /my/data/a ；多个路径就构成了目录树； 其中非叶子节点 my，data是目录；
【图解】访问磁盘上的目录
- 步骤1： 根据目录（文件）路径 /my/data/a 可以找到文件a的inode，或FCB；inode存储了字符到盘块号的映射关系；
- 步骤2： 根据inode可以找到文件a对应的盘块号，（如果没有字符起始位置，则起始位置是0）；
- 步骤3：把盘块号送入请求队列，再由驱动程序取出盘块号计算出CHS，发送out指令把CHS送入磁盘控制器；
2）如何根据路径或文件名（目录名）找到文件 inode
- 或目录存储了什么信息可以根据路径找到具体的文件；
【例】根据/my/data/ a 如何找到 a文件的inode ；
my目录下面有3个文件（或目录），data下面还有a文件；
方法1）目录存放该目录下的所有子目录（文件）的inode（FCB）；
- 对于查找 /my/data/a 的inode 需要列出 my目录下的所有子目录，包括data，count，mail；然后所有子目录与data做比较并选择得到data目录的inode；再列出data目录下的所有子目录，然后以此类推。
- 方法1的问题： 查找速度比较慢；因为 读取了 count，mail的fcb但这2个目录的fcb是用不到的；造成了浪费。
方法2）目录存放该目录下的所有子目录（文件）的inode（FCB）的编号（指针）；
如下图所示。
【图解】目录的实现 （重要*）
- 当前目录存放子目录（文件）的inode（FCB）的编号（指针）。
- 磁盘抽象结构如下：
| FCB数组（指针） | 数据盘块集合 |
| [FCB0, FCB1, FCB2, FCB3, FCB4, FCB5, FCB6, FCB7, FCB8, FCB9, FCB10, ...] | <var,13><my,82> |
其中 FCB0 存储了根目录的FCB（第一个FCB就是根目录的FCB）；
FCB1存储了 var目录的FCB；
FCB2存储了 my目录的FCB， ......
【例】目录的数据结构（结构体）
对于查找路径 /my/data/a表示的a目录的盘块号步骤：
- 步骤1：把所有根目录”/” 下的子目录项列表查询出来；
- 步骤2：根据目录项列表查找my目录的编号13（或下标13）；
- 步骤3：根据编号13查找FCB数组就可以找到并读入目录my的FCB13；
- 步骤4：根据目录my的FCB13的数据块中的子目录项列表， 找到目录data的FCB编号103；
- my目录结构如下：
| FCB数组（指针） | 数据盘块集合（子目录项列表） |
| [FCB0, FCB1, FCB2, FCB3, FCB4, FCB5, FCB6, FCB7, FCB8, FCB9, FCB10, ...] | <data,103> <cont,225> <mail, 77> |
- 根据编号103，到FCB数组找到并读入103号下标的FCB，即data目录的FCB103；
- 步骤5：根据目录data的FCB103的数据块中的子目录项列表， 找到目录a的FCB编号205；
- a 目录结构如下：
-
FCB数组（指针）
数据盘块集合（子目录项列表）
[FCB0, FCB1, FCB2, FCB3, FCB4, FCB5, FCB6, FCB7, FCB8, FCB9, FCB10, ...]
<a,205>
- 根据编号205，到FCB数组找到205号下标的FCB，即a目录（文件）的FCB205；即，FCB205就是路径 /my/data/a 的FCB；
补充：接下来磁盘读写步骤 ：
- FCB存储了盘块号，把盘块号送入请求队列；
- 磁盘驱动通过电梯算法从请求队列获取盘块号，并计算出CHS送入磁盘控制器；
- 磁盘控制器根据CHS操作磁盘进行读写；
3）根目录”/”信息从哪里来？
- 即 根目录下的子目录列表的FCB数组从哪里获取 ；
【注意】上图非常重要，它显示的是 整个磁盘格式化后的组成部分（非常重要*）
【图解】根目录信息存储了什么数据。
1）整个磁盘格式化以后，就会形成目录树结构，包括
- 引导块；
- 超级块；
- i节点位图（inode位图）；
- 盘块位图；
- i节点（inode数组）；第1项就是根目录inode；
- 数据区；
2）整个磁盘格式化后各个部分的内容构成：
- 引导块：操作系统引导扇区 ；
- 超级块：记录了 i节点位图，盘块位图的盘块大小；超级块起始盘块号加上i节点位图盘块大小，再加上盘块位图盘块大小就可以得到i节点的起始盘块，而i节点的第1块存储的就是根目录信息，根目录存储了 FCB数组指针，子目录项列表；
- i节点位图（Inode位图）：新建一个文件，即新建一个inode，把该文件对应的inode设置为1；相反，删除一个文件（或inode），则该inode设置为0；
- 盘块位图： 各个盘块使用情况（0-空闲，1-占用）；
补充： superblock 超级块非常重要；
- mount原理：要想使用一个磁盘或u盘，需要先把u盘 挂载 mount到系统；mount的作用就是读取磁盘或u盘的超级块到内存，解析出 i节点位图，盘块位图；
- 根据 i节点位图和盘块位图可以 计算出i节点的起始盘块号；
- 读取i节点的第1个盘块的内容，即根目录FCB的信息；根目录FCB存储了子目录项列表；
【小结】
- 以上内容介绍了一个目录树（逻辑）如何实现在磁盘（物理）上的；
【3】整个磁盘的映射
【图解】 读取 test.c文件的202~212 范围的字节流
- 步骤1：打开 test.c 文件；
- 根据超级块找到 inode节点的起始盘块号；读取inode节点部分的第1个盘块，即根目录PCB；根据根目录PCB可以找到 test.c文件的PCB（inode）；具体细节参见 （对于查找路径 /my/data/a 表示的 a 目录的盘块号步骤）；
- 步骤2：通过inode获取文件描述符 fd，把fd传入 read() 函数，找到盘块789；
- 步骤3：把盘块号789 添加到请求队列；
- 步骤4：磁盘完成上一次读写后，发出中断；磁盘驱动的中断处理程序从请求队列中获取盘块号789，并计算出CHS（柱面号，磁头号，扇区号）；
- 步骤5：把CHS作为 out命令的参数送入磁盘控制器；
- 步骤6：磁盘控制器根据CHS读入对应扇区的数据到内存缓冲区；
- 步骤7：读入完成后，发出中断，中断处理程序唤醒睡眠的用户线程；
- 步骤8：用户线程被唤醒后，把内存缓冲区的数据根据用户程序的指令送入cpu做进一步处理；
，判断x是否为素数？...)
