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操作系统引导:

①CPU从一个特定主存地址开始，取指令，执行ROM中的引导程序(先进行硬件自检，再开机)
②)将磁盘的第一块–主引导记录读入内存，执行磁盘引导程序，扫描分区表
③从活动分区(又称主分区，即安装了操作系统的分区)读入分区引导记录，执行其中的程序
④从根目录下找到完整的操作系统初始化程序(即启动管理器)并执行，完成“开机”的一系列动作

磁盘初始化

磁盘初始化:
step1:进行低级格式化(物理格式化)，将盘的各个磁道划分为扇区。一个扇区通常可分为头、数据区域(如512B大小)、尾三个部分组成。管理扇区所需要的各种数据结构一般存放在头、尾两个部分，包括扇区校验码(如奇偶校验、CRC循环冗余校验码等，校验码用于校验扇区中的数据是否发生错误)
Step2:将磁盘分区，每个分区由若干柱面组成(即分为我们熟悉的C盘、D盘、E盘)
Step3:进行逻辑格式化，创建文件系统。包括创建文件系统的根目录、初始化存储空间管理所用的数据结构(如位示图、空闲分区表)

ROM：
ROM中只存放很小的“自举装入程序”
开机时计算机先运行“自举装入程序”，通过执行该程序就可找到引导块。并将完整的“自举程序”读入内存，完成初始化。

FCB和inode指针之间的关系

inode->对应的是struct结构体=>inode a[V]，连续存储

引导块：引导操作系统初始化的一系列操作
超级块：包含一些重要的文件系统管理信息，如：魔数（是用来告诉操作系统这个文件的类型的，魔数magic number是计算机(或者说是BIOS)用来判断此设备是否包含引导程序的），磁盘转速，磁道数，扇区数。
位示图：
注1:位示图中，每个bit对应一个磁盘块，因此，若磁盘块共有n个则位示图也至少要有 nbit。
注2:这里只用了一个磁盘块存储位示图一个磁盘块大小为4KB，即 32K bit，因此这个位示图能支持的磁盘大小上限为 32K 个块。如果需要支持更多磁盘块，则需要扩充位示图的大小
inode区：
注:“inode结点"就是“索引节点”。在Unix文件系统中，所有的索引结点集中存放。用于表示“文件物理结构"的“混合索引表"被包含在inode结点中，通过“混合索引表”，即可找到一个文件中每个块存储的物理位置

注1:在Unix文件系统中，每个文件必须对应一个inode结点，而inode结点的总数量是有上限的。如:该示意图中，仅用两个磁盘块，即8KB作为inode区，假设每个inode大小为64B，则该文件系统最多只能存储8KB/64B=128个inode结点，相应地，该系统最多只能支持128个文件。
注2:当一个进程通过open系统调用打开某个文件时，操作系统需要将该文件对应的inode结点读入主存。

根目录：存储在磁盘的固定位置
注1: 根目录的信息存储在磁盘的固定位置，这样可以保证开机时，能够找到根目录，再从根目录出发找到其他信息
注2: 开机时，根目录的内容通常会被加载到内存，并一直常驻内存
注3: 由于Unix文件系统采用了“索引节点”，因此每个目录项只需包会“文件名、inode号”、文件的具体属性包含在 inode 中
挂4: 每个目录文件中默认包含两个目录项，分别是“…“和"…“。”.“表示当前目录，”…“表示上一级目录。根目录比较特殊，没有所谓的“上一级目录”，因此它的目录项”."指向自身。

问题1:为什么根目录要存放在磁盘的固定位置?
回答1:因为开机的时候，需要从根目录出发，找到操作系统初始化相关的各种文件。因此，将根目录存放在固定位置，那么开机时候取这个固定位置读入根目录的数据即可

索引表和inode 的关系：索引表是inode的一部分，红色框出来的部分是inode

思考1:如何确定目录文件A需要占多少个块?
回答1:(目录项的数量*每个目录项的大小)/块大小

文件打开过程角度1

思考2:如果从根目录开始查找，要将文件“/A/Dm”读入内存，描述背后发生了什么?
回答2:根目录文件常驻内存，首先查内存中的根目录，找到目录项A–根据目录项A可知，文件A对应 1号inode结点，因此要将1号inode结点从磁盘读入内存–根据刚读入的1号inode结点，可知文件A的索引信息，也就是知道了文件A的每一个块存储在什么位置，接下来可读入目录文件A的第一块(6号物理块)–尝试查找目录项Dm，如果没找到，那么还需要读入目录文件A的第二块(7号物理块)–找到目录项Dm之后，根据目录项记录的inode号，将Dm的inode结点从磁盘读入内存（前面属于open系统调用的内容）|–根据Dm的inode结点，读入Dm的第一块(m号物理块)、第二块(k号物理块)

每个进程一个用户打开文件表（PCB中，通过PCB，操作系统可以访问和管理进程的打开文件表。），用于记录该进程已经打开的文件。表中每一项都对应一个已打开的文件，并通过一个文件描述符（fd）来标识。文件描述符是一个整数，用于在用户进程的打开文件表中唯一标识一个已打开的文件。当进程通过系统调用（如open）打开文件时，系统会为该文件分配一个文件描述符，并返回给进程。

系统打开文件表独一份，用于记录所有已打开的文件。表中每一项都包含了文件的各种信息，如文件的inode节点指针（指向内存中已读入的inode信息）、打开该文件的进程数等。

文件的打开过程角度2

当一个进程通过open系统调用打开文件时，系统会首先查找文件的inode节点（如果尚未在内存中，则先从磁盘读取，以块为单位进行检索），并将其信息存储在系统级的打开文件表中。
然后，在用户进程的打开文件表中创建一个新的表项，指向系统级打开文件表中的相应项，并分配一个文件描述符。
最后，将文件描述符返回给进程，以便后续的文件读写操作。

TIPS:
如果多个进程同时打开同一个文件，每个进程都会在自己的打开文件表中创建一个表象，但这些表象都指向系统级打开文件表中的同一个项。
系统级打开文件表中的“打开该文件的进程数”字段会相应增加，以记录有多少个进程正在使用该文件。

内存映射的文件访问

解决读写文件效率低下的中心思想是：把磁盘访问变成内存访问。实现这种访问转变的手段就是内存映射的文件访问

内存映射的文件访问原理：把需要访问的文件映射到一个进程的虚拟地址内，这样访问该虚拟地址就相当于访问文件。

内存映射的文件访问目的：是为了文件的共享，即可以将同一个文件映射到两个或多个进程的虚拟地址空间。

文件的访问类型：顺序访问和随机访问

• 文件的实现要解决如下问题：

  • 给文件分配磁盘空间

  • 记录这些磁盘空间的位置

  • 将文件内容存放在这些空间

    非连续存放方式通过链表方式实现，在每个数据块里面留出一个指针的空间，用来存放下一个数据块所在的地址。
    把所有指针从单个数据块抽取出来，全部放在一起，形成一张表。称为文件分配表（File Allocation Table）

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FAT数据结构是静态链表
问题1:FAT表中，每个表项的大小对文件系统有什么影响?
回答1:①对文件系统支持的最大磁盘块数有影响，如:每个FAT表项16bit，则最多只能表示2^16个块号;②)对FAT表的总大小有影响，每个表项的大小*表项的数量=FAT表的大小

问题2:简述操作系统是如何使用FAT表的?
回答2:开机时，就会把整个FAT表读入内存，系统运行过程中，该表会一直常驻内存，也就是说，查FAT表不需要读磁盘，内存里本来就有这个表。系统运行过程中，如果要访问某个文件，则首先要找到这个文件对应的目录项，从目录项中找到文件的起始块号，再根据起始块号查FAT表，从而确认文件的后序那些块存放在哪里。