系统调用（续）
目录管理：
目录的本质其实也就是文件，只不过其中存放的内容并非通常的数据，而是存放其每个子文件的文件名与i节点号之间的对应关系，即 <i节点号，文件名>
|| mkdir() / rmdir()。创建和删除一个空目录
|| link() / unlink()。类似于给文件名起别名，一个引用（本体仍是一份）
工作原理：每个文件都有一个i节点（i-node），i节点存放了文件所有者，文件在磁盘位置等重要信息。
i节点号 是i节点在i节点表上的索引值。link所做的事就是创建一个新的目录项(在目录中创建的一个新文件)，
它有一个新的文件名，但i节点号仍是原来的那个文件的i节点号，故指向同一文件
|| mount()。该函数在前面的文件挂装中提到过，可将两个文件系统通过挂装合并成一个
|| sync()。将块缓存区的数据块写回磁盘中。若块缓存区的数据块被修改，写回磁盘时将会造成系统崩溃数据丢失，故MINUX3会定时调用sync系统调用，定时写回磁盘，刷新块缓存区的内容
内存中有一个块缓存区，专门保存最近访问过的数据块，作用是为了减少重复访问磁盘的次数。
保护：
|| chmod()。改变文件的保护模式，即改变文件11位的保护码
现在解析以下最后两位文件保护码，分别是SETGID 与 SETUID（设置组标识与设置用户标识）
当用户执行了一个标有SETUID/SETGID的文件，那么在该进程的运行期间，用户的真实UID会临时被设置为超级
用户的有效UID。一般用户只有执行了有这两个标记的程序才能临时改变UID，暂时获得超级用户的权利，超级用
户可随便修改，无视所有系统的保护规则！
|| getuid() / getgid()。进程有时需要知道自己的UID GID是什么。前者返回真实UID与有效UID，后者返回真实GID与有效GID。
时间管理：
第一章结束，解决以下学习笔记一中关于CPU状态与系统调用的猜想
函数参数依次压入栈中，并读取read函数调用
控制流进入read库函数(通常由汇编语言编写)，将将本次需要的系统调用编号传给CPU中的某个寄存器
CPU结束这一条函数调用的指令后，检查寄存器发现有情况，立刻执行TRAP指令，切换由用户态切换为内核态
处于内核态的CPU拥有了运行系统调用的权限，根据寄存器中存有的系统调用编号，查询系统调用表获悉系统调用处理程序的地址
CPU开始运行这个处理程序
处理完成后，CPU接着原指令处理下一条指令
