系統調用（續）
目錄管理：
目錄的本質其實也就是文件，只不過其中存放的內容並非通常的數據，而是存放其每個子文件的文件名與i節點號之間的對應關係，即 <i節點號，文件名>
|| mkdir() / rmdir()。創建和刪除一個空目錄
|| link() / unlink()。類似於給文件名起別名，一個引用（本體仍是一份）
工作原理：每個文件都有一個i節點（i-node），i節點存放了文件所有者，文件在磁盤位置等重要信息。
i節點號 是i節點在i節點表上的索引值。link所做的事就是創建一個新的目錄項(在目錄中創建的一個新文件)，
它有一個新的文件名，但i節點號仍是原來的那個文件的i節點號，故指向同一文件
|| mount()。該函數在前面的文件掛裝中提到過，可將兩個文件系統通過掛裝合併成一個
|| sync()。將塊緩存區的數據塊寫回磁盤中。若塊緩存區的數據塊被修改，寫回磁盤時將會造成系統崩潰數據丟失，故MINUX3會定時調用sync系統調用，定時寫回磁盤，刷新塊緩存區的內容
內存中有一個塊緩存區，專門保存最近訪問過的數據塊，作用是爲了減少重複訪問磁盤的次數。
保護：
|| chmod()。改變文件的保護模式，即改變文件11位的保護碼
現在解析以下最後兩位文件保護碼，分別是SETGID 與 SETUID（設置組標識與設置用戶標識）
當用戶執行了一個標有SETUID/SETGID的文件，那麼在該進程的運行期間，用戶的真實UID會臨時被設置爲超級
用戶的有效UID。一般用戶只有執行了有這兩個標記的程序才能臨時改變UID，暫時獲得超級用戶的權利，超級用
戶可隨便修改，無視所有系統的保護規則！
|| getuid() / getgid()。進程有時需要知道自己的UID GID是什麼。前者返回真實UID與有效UID，後者返回真實GID與有效GID。
時間管理：
第一章結束，解決以下學習筆記一中關於CPU狀態與系統調用的猜想
函數參數依次壓入棧中，並讀取read函數調用
控制流進入read庫函數(通常由彙編語言編寫)，將將本次需要的系統調用編號傳給CPU中的某個寄存器
CPU結束這一條函數調用的指令後，檢查寄存器發現有情況，立刻執行TRAP指令，切換由用戶態切換爲內核態
處於內核態的CPU擁有了運行系統調用的權限，根據寄存器中存有的系統調用編號，查詢系統調用表獲悉系統調用處理程序的地址
CPU開始運行這個處理程序
處理完成後，CPU接着原指令處理下一條指令
