本文完成磁盘管理4层抽象中的最后一层抽象：目录与文件系统。达成的效果是整个磁盘抽象为我们日常所熟悉的目录树，这个树应当能够适配不同的操作系统（是一个独立子系统），通过 目录树/文件系统 对文件的组织，我们可以方便的访问我们需要的文件。
参考资料：
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课程：哈工大操作系统（本部分对应 L31 && L32）
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课本：《操作系统原理、实现与实践》- 李治军、刘宏伟
由于新学期课程开始启动，加入了学校的操作系统实践，所以后续本系列的实验更新也会变慢。不过幸运的是，能够在线下课程之前，更新完这系列的哈工大操作系统理论课程。
1. 第4层抽象描述：文件系统
经过了前3层的抽象，对磁盘的使用已经变成了对于文件的访问，而这已经很接*人们*时使用操作系统的图像了。但是这还不是最后我们眼中的系统模样，因为我们的系统中 有一个类似于文件树的多级文件结构（Ubuntu 下可用 tree 命令查看）。
而第4层抽象，就是建立文件树。
在第3层抽象中，一个文件对应一个盘块集合，通过抽象将磁盘的盘块变为用户眼中的字符流。
- 用户眼里文件的样子 —— 字符流；
- 磁盘上的文件的样子 —— 扇区集合；
- 磁盘文件抽象: 建立了以单个文件中字符流到盘块集合的映射关系。
实际生活中，我们不会只使用一个文件，我们见到的电脑中有数以万计的文件，而第四层抽象，就是从多个文件向一个文件系统的抽象，文件的物理存储位置是磁盘，这层抽象意味着对整个磁盘的抽象、组织。最终形成 我们所熟悉的文件树结构。
当然，我们会好奇这种抽象到底是如何实现的。
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磁盘中存放文件系统的映射关系，操作系统用相关数据结构维护这些映射关系；
！这些映射关系也就是这层抽象的核心。！
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当用户用文件树/文件系统访问文件、管理文件时，先使用这些映射关系定位到文件及文件操作，然后接入前3层抽象，向下读写磁盘。
可见，当磁盘组织为上述形式，理论上也就可以实现在不同操作系统下的适配。（即磁盘拆卸，放到不同系统的电脑上，可以继续使用）。
2. 目录：多个文件的组织结构
既然我们要使用多个文件，那么计算机如何安排多个文件呢？
- 最刚开始，所有文件都放在同一层面，这时查找目标文件就会十分麻烦。如下图所示。
- 紧接着优化一下，每个用户的文件分开，但还是不能避免上述难以查找的情况。
虽然这种优化很初级，但是基于这种分治的理念，就可以想到引入中间结构（文件夹），来管理不同层次的文件，也就是 目录树。每个目录下的文件大大减少，这样就便于查找。如下图所示：
上述引入了一个中间结构，用户常称之为文件夹，实际上也可称为 目录，表示一个文件及集合，用目录形成整个树状结构。这就是我们想要的多个文件的组织结构。
接下来的问题就是，目录这个上层抽象概念，如何对应盘块、磁盘；或是说，如何用盘块来实现目录。
3. 目录的实现思路和原理
3.1 目录的使用
有这样一个基本事实，用户对目录的使用，实际上都应当对应一些代码的执行。要弄清楚目录的实现原理，不妨看看目录在使用过程中都发生了什么。
用户想要打开 a 文件时，向下层 发出的信号 是 open 某个路径名，如 open("/my/data/a")，接着操作系统应当在目录树结构中定位 a 文件。
更准确地说，定位文件 a 意味着 要拿到文件 a 的 FCB / inode。
这里这个 “更准确的”，可以参见上一篇笔记最后的总结中的梳理。
也就是说，上层用户传下 路径名，操作系统拿到 文件的 inode，这就接上了前3层抽象，inode->盘块 -> 电梯队列 -> 解算CHS -> 磁盘控制器读写磁盘。这时，用户眼中的目录树就形成了。
那么问题就在于，如何根据路径名，得到 FCB？
3.2 目录下寻找文件
如何在父文件夹下找到子文件（夹）呢？一个很直观的想法就是，在夫文件 my（可以把文件夹/目录 也视为 一个文件）中存放子文件 data、cont、mail 的 FCB。
而如果 父文件存放所有子文件的 FCB，操作系统在拿到路径名匹配子文件时，需要把父文件中的子文件信息全部读到内存中，说到这里大家可能都明白了，实际上我们只需要在父文件下匹配下一级目录的文件名，却需要读入所有记录着子文件全部信息的 FCB 来进行匹配。
磁盘读写很慢（相较于CPU来说），而且需要读入这么多的 FCB，FCB 中有大量的无效信息，所以这样文件系统的查找比较慢，效率比较低。
更简洁的方法就是，在父文件中 存放 子文件 FCB 的地址（也就是指针）。当然，地址/指针 是一个内存概念，在磁盘中应当是：父文件中存放子文件 FCB 的某种编号，根据这个编号可以计算子文件 FCB 的位置。
具体如何实现这个编号的操作呢？
- 父文件/目录 中存放 <文件名：索引值> ；如 <var,13>，意思是，var 文件的 FCB 放在 第 13 号 位置。
- 让 FCB 在磁盘中来连续存放；也就是单独划一块连续磁盘区域存放各个文件的 FCB 。
- 这样 父文件的存储内容就少了很多，搜索时解析也更方便。
当我们找到 my 文件的 FCB，这也是一个目录，根据 FCB 找到 my 文件夹 的数据块，其中存放 my 目录下子文件的 FCB 编号，依次递推，就能找到最末端我们需要的文件。
整个流程：
- 根目录的 FCB 放在 FCB 数组的首位（一个固定的位置），这个固定的位置，或是说数组的基址，由下图中蓝色区域在磁盘初始化时记载在蓝色区域固定的位置。
- 根据父目录 的 数据块中的 索引项，可以找到子文件的 FCB 编号，据此访问 FCB数组中的 FCB，根据 FCB 找到文件的数据块；
- 同样的第二步过程，再向下搜索、匹配、解析。
3.3 文件系统自举
根据上面的流程梳理，很明显还有一个环节需要设计，那就是这个最开始根目录如何找到的问题，找到根目录后中间到末尾都可以递推得到。这就是自举。（自己能够很好的运作）
所以我们需要在别的地方设置根目录的位置。
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将整个磁盘格式化为下图样子；
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根目录 的 FCB 放在 FCB 数组的第一项（下图中的 i 节点区 的第一项）
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盘块位图 区域 用于表示 盘块的空闲状态，并且表征 盘块大小。
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inode 节点位图，用于表示 inode/FCB 区域的空闲状态，用于新建、删除文件时的状态判断。这里可以表征 操作系统支持的最多文件个数。
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超级块，记录 自身大小、盘块位图区和 i 节点位图区 的大小 等信息；同时 根据 这三个区域的大小（以及超级块的起始位置），就可以推算 i节点区 的开始位置，即根目录的 FCB 位置。
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拿到根目录，整个文件系统接下来递推，就实现了自举。
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操作系统在使用磁盘时，需要将磁盘 mount 到系统上，mount 本质就是在读取 超级块，拿到位图信息和根目录。
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引导块，存放磁盘启动和初始化信息。
这里位图的翻译不太直观，英文是 bitmap=bit map 用比特表示的映射。
3.4 总结
到这里四层抽象都介绍完毕了。这里来梳理一下整个磁盘抽象过程。