磁盘是一个机械设备，外设。
磁盘的基本单位是扇区，一个扇区512字节，4KB。一片可以有n磁道，1磁道可以有m扇区。
如何找到指定位置的扇区？a.找到指定的磁头H b.找到指定的磁道(柱面)C c.找到指定的扇区S。这个叫CHS定址法。
访问磁盘数据的基本单位是扇区，即使只改一字节，也得把要改的那个位置的那个扇区512字节空间加载进内存再操作。
文件就是再磁盘中占有几个扇区的问题。
操作系统和磁盘交互的时候一般规定是4KB，4KB=8个连续的扇区，也就是一个块的大小。
文件 = 很多的块构成。
知道是第n个块，则n*8 = N，就是那个位置的块的起始位置。

管理磁盘800GB，磁盘可以分区，每个区再分组，因此需要管理磁盘文件，只需要能够管理好每个分组就行。
分组包含的信息如下：
Data blocks：里面是一个一个的4kb的数据块，只存放分组内各个文件内容。
Block Bitmap：位图结构，描述Data blocks中的空间使用情况。
inode table：文件的属性包含比如 文件大小、所有者、最近修改时间、inode号、文件使用的块号等（但是不直接包括文件名，文件名是在内核层面上有inode号标识）。是一个固定的集合体，一般是128字节，一个文件一个struct inode，而inode table存放这个分组内文件的属性的结构体，也就是说存放每一个文件的struct inode。
inode map：位图，表示第几个inode table 中的 inode struct的使用情况。
Group Descriptor Table：描述一个块组的使用情况。
Super Block：描述整个分区的使用情况、有多少块组等信息。并不是一个分区内每个分组都有，有的分组有，有的没有。
在每一个分区内分组，然后写入文件系统的管理数据，叫做格式化。

细节：
找文件都是根据inode编号进行寻找，inode编号以分区为单位进行分配。一个分区内的inode 编号不会重复，但不同分区不一定。

struct inode{ … , int inode_num, int datablocks[15] }; 在这个结构体中，inodenum存放的就是inode编号，datablocks中一个位置映射一个空间，而一般只有12个位置是直接索引的4KB使用空间，剩下的三个位置映射的4KB空间存放的是映射其他位置的空间。这样就保证了一个大文件也可以合理创建。

目录也是文件，目录的内容存放的是该目录下的文件名和inode编号的映射关系。因此同一目录下，不能有相同的文件名，因为同一文件名无法返回找到正确的inode 编号。目录的r 权限就是限制是否有查看 inode和文件名的映射关系。目录的w 权限，也是同理。

删除文件，只需要把文件的inode map 和 block map 把位图由1置0，就能直接删除。

每次找文件名和inode 的解析，需要从根目录找起，是一个逆向解析过程。因为要知道当前文件名和inode关系得去从当前目录内容寻找，而为了了解当前目录的内容，又得知道当前目录的目录 和 目录的目录inode关系，因此就是一层一层得从最上面找。但其实不是每次都得从头找，因为OS会进行缓存。

对于一个被打开的文件，会保存一个路径信息。那么对于很多个路径信息也是先描述再组织。

文件的打开包括：文件的操作表，文件的缓冲区，文件的属性集。