单机数据持久-文件和目录type
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操作系统应该如何管理持久存储设备？都需要哪些API？实现有哪些重要方面？
随着时间的推移，有关存储虚拟化形成了两个关键的抽象。
- 第一个是文件（file）：文件就是一个线性字节数组，每个字节都可以读取或写入。每个文件都有某种低级名称，通常是某种数字，用户通常不知道这个名字。由于历史原因，文件的低级名称通常称为inode号。每个文件都有一个与其关联的inode号。
- 第二个是目录（directory）：一个目录，像一个文件一样，也有一个低级名字（即inode号），但是它的内容非常具体：它包含一个（用户可读名字，低级名字）对的列表。例如，假设存在一个低级别名称为“10”的文件，它的用户可读的名称为“foo”。“foo”所在的目录因此会有条目（“foo”，“10”），将用户可读名称映射到低级名称。目录中的每个条目都指向文件或其他目录。通过将目录放入其他目录中，用户可以构建任意的目录树（directory tree，或目录层次结构，directory hierarchy），在该目录树下存储所有文件和目录。
目录层次结构从根目录（root directory）开始（在基于UNIX 的系统中，根目录记为“/”），并使用某种分隔符（separator）来命名后续子目录（sub-directories），直到命名所需的文件或目录。例如，如果用户在根目录中创建了一个目录foo，然后在目录foo中创建了一个文件bar.txt，就可以通过它的绝对路径名（absolute pathname）来引用该文件
这个例子中，它将是/foo/bar.txt。示例中的有效目录是/，/foo，/bar，/bar/bar，/bar/foo，有效的文件是/foo/bar.txt 和/bar/foo/bar.txt。目录和文件可以具有相同的名称，只要它们位于文件系统树的不同位置（例如图中有两个名为bar.txt 的文件：/foo/bar.txt 和/bar/foo/bar.txt）。
创建文件
通过调用
open()并传入O_CREAT标志，程序可以创建一个新文件。。函数
open()接受一些不同的标志。在本例中，程序创建文件（O_CREAT），只能写入该文件，因为以（O_WRONLY）这种方式打开，并且如果该文件已经存在，则首先将其截断为零字节大小，删除所有现有内容（O_TRUNC）。open()的一个重要方面是它的返回值：文件描述符（file descriptor）。文件描述符只是一个整数，是每个进程私有的，在UNIX系统中用于访问文件。因此，一旦文件被打开，如果你有权限的话，就可以使用文件描述符来读取或写入文件。这样来看，一个文件描述符就是一种权限，即一个不透明的句柄，它可以让你执行某些操作。另一种看待文件描述符的方法，是将它作为指向文件类型对象的指针。一旦你有这样的对象，就可以调用其他“方法”来访问文件，如read()和write()。读写文件
读取一个现有的文件。如果在命令行键入，可以用cat程序，将文件的内容显示到屏幕上。
将程序echo 的输出重定向到文件foo，然后文件中就包含单词“hello”。然后我们用cat 来查看文件的内容
文件成功打开后，就可以对文件进行读写。
read()是读取文件的系统调用，它的原型如下：read()的第一个参数是文件描述符，一个进程可以同时打开多个文件，因此描述符使操作系统能够知道某个特定的读取引用了哪个文件。第二个参数指向一个用于放置read()结果的缓冲区。第三个参数是缓冲区的大小。对read()的成功调用返回它读取的字节数。系统调用
write()的原型如下：它的作用是把缓冲区buf的前nbytes个字节写入与文件描述符fildes关联的文件中，它返回实际写入的字节数。
改变文件偏移量
有时能够读取或写入文件中的特定偏移量是有用的。例如，如果你在文本文件上构建了索引并利用它来查找特定单词，最终可能会从文件中的某些随机偏移量中读取数据。为此，我们可以使用
lseek()系统调用。第一个参数是一个文件描述符。第二个参数是偏移量，它将文件偏移量定位到文件中的特定位置。第三个参数，由于历史原因而被称为whence，指定了搜索的执行方式。
对于每个进程所有打开的文件，操作系统都会跟踪一个“当前”偏移量，这将决定在文件中下一次读取或写入开始的位置。因此，打开文件的抽象包括它当前的偏移量，偏移量的更新有两种方式。第一种是当发生N个字节的读或写时，N被添加到当前偏移，因此每次读取或写入都会隐式更新偏移量。第二种是明确的lseek，它改变了上面指定的偏移量。
注意，lseek()调用只是在OS内存中更改一个变量，该变量跟踪特定进程的下一个读取或写入开始的偏移量。调用
lseek()与移动磁盘臂的磁盘的寻道（seek）操作无关，执行I/O时，根据磁头的位置，磁盘可能会也可能不会执行实际的寻道来完成请求。同步写入
大多数情况下，当程序调用
write()时，它只是告诉文件系统：在将来的某个时刻，将此数据写入持久存储。出于性能的原因，文件系统会将这些写入在内存中缓冲（buffer）一段时间。在稍后的时间点，才会将写入实际发送到存储设备。从应用程序的角度来看，写入似乎很快完成，并且只有在极少数情况下（例如，在
write()调用之后但写入磁盘之前，机器崩溃）数据会丢失。但是，有些应用程序需要的不只是这种保证。例如，在数据库管理系统（DBMS）中，经常要求能够强制写入磁盘。为了支持这些类型的应用程序，大多数文件系统都提供了一些额外的控制API。在UNIX中，提供给应用程序的接口被称为fsync。当进程针对特定文件描述符调用
fsync()时，文件系统通过强制将所有脏数据写入磁盘来响应。有趣的是，这段代码并不能保证你所期望的一切。在某些情况下，还需要
fsync()包含foo文件的目录。添加此步骤不仅可以确保文件本身位于磁盘上，而且可以确保文件（如果新创建）也是目录的一部分。文件重命名
常用的Linux命令mv，就使用了系统调用
rename(char old, char new)，它只需要两个参数：文件的原来名称和新名称。rename()调用提供了一个保证：它通常是一个原子（atomic）调用。如果系统在重命名期间崩溃，文件将被命名为旧名称或新名称，不会出现奇怪的中间状态。因此，对于支持某些需要对文件状态进行原子更新的应用程序，rename()非常重要。获取文件信息
除了文件访问之外，我们还希望文件系统能够保存关于它正在存储的每个文件的信息，通常将这些数据称为文件元数（metadata）。要查看特定文件的元数据，可以使用
stat()或fstat()系统调用。每个文件系统通常将这种类型的信息保存在一个名为inode的stat结构体中。stat结构体的详细信息如下所示：
你可以看到有关于每个文件的大量信息，包括其大小、低级名称（即inode号）、一些所有权信息以及有关何时文件被访问或修改的一些信息等等。
可以使用命令行工具stat：
删除文件
如果用过UNIX，你知道只需运行程序rm就可以删除一个文件。但是，rm使用什么系统调用来删除文件？
答案是unlink，
unlink()只需要待删除文件的名称，并在成功时返回零。创建目录
除了文件外，还可以使用一组与目录相关的系统调用来创建、读取和删除目录。请注意，你永远不能直接写入目录。因为目录的格式被视为文件系统元数据，所以只能间接更新目录，例如通过在其中创建文件、目录或其他对象类型。通过这种方式，文件系统可以确保目录的内容始终符合预期。
要创建目录，可以用系统调用
mkdir()。新创建的目录被认为是“空的”，空目录有两个条目：一个引用自身的条目，一个引用其父目录的条目。前者称为“.”目录，后者称为“..”目录。读取目录
既然我们创建了目录，也可能希望读取目录。下面是一个打印目录内容的示例程序。该程序使用了
opendir()、readdir()和closedir()这3个调用来完成工作。我们只需使用一个简单的循环就可以一次读取一个目录条目，并打印目录中每个文件的名称和inode编号。由于目录只有少量的信息（基本上，只是将名称映射到inode号，以及少量其他细节），程序可能需要在每个文件上调用stat()以获取每个文件的更多信息，例如长度或其他详细信息。
删除目录
你可以通过调用
rmdir()来删除目录。然而，与删除文件不同，删除目录更加危险，因为你可以使用单个命令删除大量数据。因此，rmdir()要求该目录在被删除之前是空的（只有“.”和“..”条目）。如果你试图删除一个非空目录，那么对rmdir()的调用就会失败。硬链接
我们来谈论一种在文件系统树中创建条目的新方法，即
link()系统调用。link()系统调用有两个参数：一个旧路径名和一个新路径名。当你将一个新的文件名“链接”到一个旧的文件名时，实际上创建了另一种引用同一个文件的方法。命令行程序ln用于执行此操作，如下面的例子所示：link只是在要创建链接的目录中创建了另一个名称，并将其指向原有文件的相同inode号（即低级别名称）。现在就有了两个可读的名称（file和file2），都指向同一个文件。通过打印每个文件的inode号，我们可以在目录中看到这一点：
创建一个文件时，实际上做了两件事。首先，要构建一个结构（inode），它将跟踪几乎所有关于文件的信息，包括其大小、文件块在磁盘上的位置等等。其次，将人类可读的名称链接到该文件，并将该链接放入目录中。
回到删除文件所提到的
unlink()调用。当文件系统取消链接文件时，它检查inode号中的引用计数（reference count）。该引用计数（有时称为链接计数，link count）允许文件系统跟踪有多少不同的文件名已链接到这个inode。调用unlink()时，会删除人类可读的名称与给定inode号之间的“链接”，并减少引用计数。只有当引用计数达到零时，文件系统才会释放inode和相关数据块，从而真正“删除”该文件。符号链接
还有一种非常有用的链接类型，称为符号链接（symbolic link），有时称为软链接（soft link）。事实表明，硬链接有点局限：你不能创建目录的硬链接（因为担心会在目录树中创建一个环）。你不能硬链接到其他磁盘分区中的文件（因为inode号在特定文件系统中是唯一的，而不是跨文件系统），等等。因此，人们创建了一种称为符号链接的新型链接。
要创建这样的链接，可以使用相同的程序ln，但需要使用-s标志。
除了表面相似之外，符号链接实际上与硬链接完全不同。第一个区别是符号链接本身实际上是一个不同类型的文件。运行ls，可以看到常规文件最左列中的第一个字符是“-”，目录是“d”，软链接是“l”。还可以看到符号链接的大小，以及链接指向的内容。
file2是4个字节，原因在于形成符号链接的方式，即将链接指向文件的路径名作为链接文件的数据。
最后，由于创建符号链接的方式，有可能造成所谓的悬空引用（dangling reference）。删除名为file的原始文件会导致符号链接指向不再存在的路径名。
创建并挂载文件系统
如何从许多底层文件系统组建完整的目录树。这项任务的实现是先制作文件系统，然后挂载它们，使其内容可以访问。
为了创建一个文件系统，大多数文件系统提供了一个工具，通常名为mkfs。思路如下：作为输入，为该工具提供一个设备（例如磁盘分区，例如/dev/sda1），一种文件系统类型（例如ext3），它就在该磁盘分区上写入一个空文件系统，从根目录开始。
但是，一旦创建了这样的文件系统，就需要在统一的文件系统树中进行访问。这个任务是通过
mount()程序实现的。mount的作用很简单：以现有目录作为目标挂载点（mount point），本质上是将新的文件系统粘贴到目录树的这个点上。