作为应用程序的开发者。通过操作系统以文件的方式对硬盘读写，os的文件系统把硬盘以块划分，每个文件占据若干个块，然后通过一个文件控制块即FCB记录每个文件占据的硬盘数据块。
这个FCB在os中是inode,访问文件必须获得文件的inode，在inode中查找文件数据块索引表，根据索引中记录的硬盘地址访问硬盘，inode中记录着文件的权限所有者修改时间。文件大小，等文件属性信息，以及文件数据块硬盘地址索引，inoode是固定的结构，能够记录的硬盘地址的索引数目也是固定的，一共15个索引，前12个直接记录数据块地址，第13个索引记录一个一级索引表地址，一个索引地址对应一个索引表，每个索引表可以记录256个索引，第14个索引记录一个二级索引表的地址，第15个索引记录的是一个三级索引表的地址，这样每个inode最多一颗存储的单个文件大小是 一块的大小eg=4K*（12+256+256*256+256*256*256）=70G,可以通过扩大数据块大小，增加一个文件的大小，但是受单个硬盘容量的限制，有可能inode够用，但是硬盘空间不够用。
tip:所谓的硬链接，存储的是dentry,就是文件名和inode的对应，也就是说，dentry这个文件的内容是inode的地址。？？？好像不对，那文件的路径，在os看起来是什么，我觉得路径，也就是目录，也是个文件，进入一个路径就是读一个文件内容。硬链接的文件内容是这个文件的文件名字和inode地址，而inode里会有维护着有多少个dentry的引用，当引用为0，这个inode就变成再次可用了。
tip:文件对应文件控制块，进程对应进程控制块，每个PCB里面的数据结构，是包含有FCB的。但是多个进程打开同一个文件的情景呢？？？
tip:文件系统存放在磁盘上，磁盘划分为一个或者多个分区，每个分区中有一个独立的文件系统，磁盘的0号扇区是MBR-master boot record主引导分区，用来引导计算机，MBR的结尾是分区表，给出了每个分区的其实和结束地址，表中的一个分区被标记为活动分区。在计算机被引导时候，bios读入并且执行MBR,MBR会读取活动分区，活动分区的第一个快是boot引导块，并执行它，引导块的程序将装载该分区的os.
统一期间，每个分区都从一个引导块开始，即使它不包含一个可以启动的os,除了引导块，磁盘分区的布局是随着文件系统的不同而不同，文件系统通常包含这些项目：超级快-superblock-包含文件系统的所有参数，在计算机启动或者文件系统首次使用时候，把超级快读入内存，空闲空间管理-位图，i节点，根目录，文件和目录。
解决方案：RAID /分布式文件系统
分布式文件系统的思路是把文件分片，每片传到不同机器上，inode的索引记录的是这些分片的地址。
比如HDFS,把文件分成多个block，每个datanode存储一部分数据，这样文件就分布在整个hdfs集群中，datanode估计有几百几千台的规模，每台服务器有数块硬盘，这样整个存储集群的存储容量大概在几PB到几百PB.
namenode负责元数据管理，metadata,就是文件路径，访问权限，数据块id,存储位置，箱单关于linux的inode的角色。hdfs为了保证数据高可用，会把数据备份一共三份，分布可以在不同的机架上。
有了hdfs在配合mapreduce、spark，就可以对这个文件的数据实现并发计算。
