文件fd
文件fd是指文件描述符，是文件的唯一标识符，不要与进程唯一标识符PID搞混。
文件 = 文件属性 + 文件内容
- 文件没有被打开时存储在磁盘当中。
- 而打开文件的本质就是进程打开文件，同时一个进程可以打开多个文件。
往往很多情况下，OS（操作系统）内部存在大量的被打开文件，此时OS就需要将其管理起来。谈到管理一个东西就不得不提先组织再描述了。
文件的管理
每一个进程都有一个PCB(进程控制块，在linux中的具体表现为task_struct这个结构体)，为了能管理好进程打开的文件，每个PCB中都存储了一张文件表的指针，这张表本质上是文件指针数组，其中存储了文件指针指向对应的文件。而其下标就是文件描述符
- 要注意的是文件描述符0，1，2分别默认对应标准输入，标准输出，以及标准错误，并且这三个文件是默认打开的。后续打开的文件将从3开始逐一分配下去。
- 原则是优先分配最小且没有被使用的下标，假设打开了三个文件，即刚好使用了5号下标，此时关闭3号文件，下次再打开文件时则分配3号下标
重定向及缓冲区
重定向
test.txt文件中开始时什么都没有，而通过重定向到test.txt文件中后再输出opportunity之后却没有输出到屏幕上，而是输出到了test.txt文件中。
所以重定向到底干了什么？
重定向本质上是：OS内部修改fd对应的内容指向（修改下标对应的指针）
上面这个例子，echo是默认输出到标准输出中的，也就是屏幕上。重定向后文件描述符1指向的文件变成了test.txt。所以导致最后输出到了test.txt文件中。
缓冲区
首先，缓冲区就是一段内存空间。缓冲区存在的意义在于给上层提供高效的IO体验，间接提高整体效率。
为什么能提高IO效率？
磁盘的数据读写效率远不如在内存中进行读写，如果频繁地去磁盘进行读写操作会导致IO效率的低下，现在的策略是，读取到缓冲区中后，然后在缓冲区中写好数据后一次性全部写入磁盘当中，减少了对磁盘的读写，效率就上来了。
读写过程
每个文件都有自己的文件缓冲区，在C语言的struct FILE中定义了他的语言级缓冲区，而在OS的struct file定义了内核级缓冲区。
首先会先从磁盘中读取数据到内核缓冲区，用户则是通过库函数（例如fprintf）将数据写入到语言级缓冲区，再一并刷新到内核级缓冲区，最后再更新至磁盘当中。
缓冲区刷新策略
- 立刻刷新（无缓存）
- 行刷新 ： 一行刷新一次，符合用户的查看情况
- 全缓冲 ： 缓冲区写满才刷新，一般用于普通文件
注：当进程退出时，系统会自动刷新缓冲区（此次刷新为强制刷新）
磁盘存储
磁盘构造与基础概念：
盘片通过高速旋转以及某个磁头来回摆动来定位一个扇区，通过这样的方法定位一块空间。
CHS定址法：
- 找到指定磁头 Header
- 找到指定磁道 Cylinder
- 找到指定扇区 Sector
（如下图，每一圈同色的是磁道，每个磁道又分为8个扇区）
那么像这样的硬件资源，操作系统又是怎么去管理的呢？
还是那句话，先描述，再组织
首先，先将其进行逻辑抽象。因为每个盘面（一个盘片有两个盘面）存储的数据量是相同的，所以把磁盘给捋直了，将一个圆形结构转换成线性结构。
因为每个扇区存储数据量也是相同的，所以再将其以扇区划分。这样一来，每个扇区都有一个下标。但是还得将下标index转化成CHS。
为了方便计算，我们假设其一个盘面有1000个扇区，10个磁道（即一个磁道100个扇区）
那么此时，若是有N个盘面，就有N*1000个扇区。
- 取得下标index后，那么这个扇区就在第 index/1000 = H 个盘面上。
- 为了确定是第几个磁道，还得取临时值temp index%1000 = temp 。此时就在第 temp/100 = C 个磁道上。
- 最后求得在第 temp%100 = S 个扇区上
- 这样一来就通过下标确定了数据存储在第 H 个盘面，第 C 个磁道，第 S 个扇区。
然后，因为OS与磁盘交互时的基本单位为4KB，而4KB恰好是8个连续扇区。所以将8个扇区整合成一个块。而文件 = 很多的块构成
第一个块的下标为0，0*8=0，这个算出来的0则是第一个块的第一个扇区的下标。同理第二个是块的第一个扇区是8，再往后是16。知道起始下标连续读8个扇区就可以知道一个块的所有扇区的下标，再转化成CHS就可以进行定位。
怎么定位的问题解决了，那么接下来登场的是磁盘级文件系统。
如果一次性管理800G内存的话想想都觉得偷偷，于是就将其分区，分成一个个200G，秉承着能管好一个分区就能管好每一个分区从而管好这800G内存。同理，每个分区又可以分成若干组，管好一组就能管好一组。像这样的策略我们称之为分治。
其中每一组中又有六大属性：
在介绍这六个属性前，得先重新了解一下文件是什么。
- 文件 = 内容 + 属性（属性本质是也是数据）
- 所以文件在磁盘存储的本质是文件的内容和文件的属性数据。
- linux文件系统特定：文件内容 和 文件属性 分开存储。
Data Blocks(数据区)
Data Blocks(数据区)作用：只存储文件内容。占小组绝大多数内存。
- 如果出现存储5KB这样的情况，就直接分配两个块，只是第二个块只用1KB而已。
- 加载时同样以块为基础单位去加载。
- 每个块都有自己的块号，可以根据块号反推在哪一个扇区。
Block Bitmap(块位图)
Block Bitmap(块位图) 作用：用位图记录Data Blocks中哪个数据块被使用，哪个没有被使用。
假设有10000个数据块，那么只需要一个块就能存储Block Bitmap(一个块4kb=4096字节=32768个bit，也就是说4KB能代表32768个数据块的状态)
inode Table(i节点表)
inode Table(i节点表)作用：存储文件属性
在Linux中文件属性是一个大小固定的集合体（每个文件都有一个这样的集合体。且大小一般为128字节，所以一个块4096字节就可以存储32个文件属性）
注：inode的集合体中不包含文件名，在内核层面每个文件都要有inode_number去标识。（inode number是按分区分配的，意思就是说同一个分区的inode number是不能重复的）
struct inode
{
int size;
int creater;
int time;
int inode_number;
//存储块号，标记那些块与当前文件有关
int datablocks[N;
//...
}
使用 ll -li 就能查看文件的inode number，最前面的一串数字就是inode number。
inode Bitmap(i节点位图)
inode Bitmap(i节点位图)作用：每一个bit代表一个inode是否空闲可用（比特位的位置代表第几个inode，0或1表示空闲/占用）
GDT
Group Descriptor Table(块组描述符)作用：描述快组属性信息。
Super Block
Super Block(超级块)：存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有：block和inode的总量，未使用的block和inode的数量，一个block和inode的大小，最近一次写入数据的时间，最近一次检验磁盘的时间等其他文件系统的相关信息。超级块被破坏可以说整个文件系统结构就破坏了。
注：超级块记录的是一个分区的信息，而不是一组。其次，并不是每个组都有超级块，但也不只是一个组有，因为每个超级块存储的数据是一致的。而前者的做法是为了节省空间，后者是为了备份，当出现损坏时还能读取另一个超级块的数据进行恢复。
