AOS与阿里的名字发生冲突，现在改为OACS；汇编对象语言OASM（Object assembly language），又带一点点C风格，改名为OACS、即是带一点C风格的汇编对象语言系统（Object assembly language C system）。相比之下，一切都是对象unix/linux一切都是文件，会显得更广；许多核心对象，如内存对象，CPU对象、IPC没有文件i节点的对象、线程对象等。c语言功能也很强大，但我认为使用好并不容易；在此期间，我阅读了许多嵌入式操作系统和相关源代码；给我的印象是，英语单词满天飞，对像我这样的小白不友好。许多缩写E文本没有给出E文本源单词，也很难查阅翻译软件；总是有一万多个函数，没有那么多时间仔细阅读。stm32f7xx_hal_rcc.c stm32f7xx_hal_rcc_ex.h stm32f7xx_hal_rcc.h三份文件近6000行，只是复位和时钟控制RCC一个小单片机30多个功能部件之一，必须大大简化！我相信用汇编语言编写单片机程序的老手不会同意使用HAL库的；估计十几行汇编代码的东东，却啰嗦地写成千行，你能忍受吗？反正我宁愿推倒重来。很多年前，我也用汇编写了单片机程序；编译后相当复杂的项目只有4个KB你现在看：W601、w800，等等，平头哥CDK或MDK5上编译，功能不多，总是1MB、2MB代码量，上万函数。你可能会说，人们包含多线程复杂的操作系统，而汇编主要使用前后操作系统；但如果你真的开发了一台单片机，你自然会明白操作系统的核心并不多，即使是多过程、多线程和复杂的内存管理（仅1k内存或更小，到EB即使增加了虚拟内存管理，也要增加级以上的巨大动态内存管理)和文件管理。那为何linux、windows、等等，花费几十年、不断改进，却整出几千万行、上亿行的代码量？如果考虑的相关因素太多，代码量自然会大幅增加，而且没有很好地使用C语言，10多行代码只是编写成千上万行代码；万行代码；呵呵，有人会说我是个小白人，还没用过C语言编程，所以我在这里胡说八道；事实上，这与语言编程与是否面向对象无关，linux即使是面向对象编程，本质上也是面向对象编程；代码量也与你的编程思想和方法有关。编程理念是最重要的。有必要减少代码量和面向对象的编程；此外，我们需要知道如何选择。如果我们认为小白更容易理解和阅读代码，并将10多行代码添加到数千行代码中，就像HAL你认为选择应该是什么？ c语言指针的概念太难听了。我得模拟软件，进去main即便如此，函数中的反复学习和测试也会让人头晕3天。OAC语言必定是取消“指针”概念的，如何更简洁的表达才是OAC语言重心！ C语言表达方法的改进，OAC语言必须另写编译器。例如，C语言：
/* Reset PLLCFGR register 复位PLLCFGR寄存器 */ CLEAR_REG(RCC->PLLCFGR); SET_BIT(RCC->PLLCFGR, RCC_PLLCFGR_PLLM_4 | RCC_PLLCFGR_PLLN_6 | RCC_PLLCFGR_PLLN_7 |RCC_PLLCFGR_PLLQ_2 | ((uint32_t)0x20000000U));1、(uint32_t)0x20000000U表示0x20000000是无符号（U）的32位数值，(uint32_t)强制为32位无符号。uint32是 某些编译器定义的别名，以方便使用，uint32_t是C/C 标准中定义的类型。OAC语言：(u32)0x20000000即可。 2、OAC语言没有指针，类属性对象cao类似C语言的结构；RCC其操作成员的变量是结构指针PLLCFGR只能以这种形式写:RCC->PLLCFGR。在OAC将语言转化为对象(结构)，即表示为RCC.PLLCFGR；而函数CLEAR_REG(RCC->PLLCFGR)，在OAC语言只是一个简单的汇编指令：RCC.PLLCFGR = 0; 是故，OAC语言有对象的声明和定义，但没有结构和指针。OAC语言类属性对象cao本质上是C语言的结构。 3、查到：#define RCC ((RCC_TypeDef *) RCC_BASE) 就是说RCC是指向RCC_TypeDef结构指针，即将RCC_BASE强制指向基地址RCC_TypeDef结构，而 #define RCC_BASE (AHB1PERIPH_BASE 0x3800U)，或说地址 RCC_BASE = (AHB1PERIPH_BASE 0x3800U)。又 #define AHB1PERIPH_BASE (PERIPH_BASE 0x00020000U) 或外设总线AHB1地址AHB1PERIPH_BASE = (PERIPH_BASE 0x00020000U)，又 #define PERIPH_BASE 0x40000000U /*!< Base address of : AHB/ABP Peripherals AHB/ABP外设总线的基地址为0x40000000U */。 这样，RCC就是结构RCC_TypeDef的相对PERIPH_BASE偏移地址，为 0x40000000 0x00020000 0x3800 = 0x40023800 。如果将AHB/ABP外设总线被视为类属性对象cao，RCC只不过是其中一个成员对象；如果AHB/ABP外设总线视为根属性对象，AHB1总线被视为根属性对象下的子节点属性对象，RCC则是AHB1总线节点属性对象下的成员对象。 4、查结构和RCC的PLLCFGR定义相关位置
typedef struct { __IO uint32_t CR; /*!< RCC clock control register 时钟控制寄存器，相对地址偏移Address offset: 0x00 */ __IO uint32_t PLLCFGR; /*!< RCC PLL configuration register 锁相环PLL配置寄存器，Address offset: 0x04 */ __IO uint32_t CFGR; /*!< RCC clock configuration register时钟配置寄存器，Address offset: 0x08 */ __IO uint32_t CIR; /*!< RCC clock interrupt register，时钟中断寄存器，Address offset: 0x0C */ __IO uint32_t AHB1RSTR; /*!< RCC AHB1 peripheral reset register, Address offset: 0x10 */ __IO uint32_t AHB2RSTR; /*!< RCC AHB2 peripheral reset register, Address offset: 0x14 */ __IO uint32_t AHB3RSTR; /*!< RCC AHB3 peripheral reset register, Address offset: 0x18 */ uint32_t RESERVED0; /*!< Reserved, 0x1C */ __IO uint32_t APB1RSTR; /*!< RCC APB1 peripheral reset register, Address offset: 0x20 */ __IO uint32_t APB2RSTR; /*!< RCC APB2 peripheral reset register, Address offset: 0x24 */ uint32_t RESERVED1[2]; /*!< Reserved, 0x28-0x2C */ __IO uint32_t AHB1ENR; /*!< RCC AHB1 peripheral clock register, Address offset: 0x30 */ __IO uint32_t AHB2ENR; /*!< RCC AHB2 peripheral clock register, Address offset: 0x34 */ __IO uint32_t AHB3ENR; /*!< RCC AHB3 peripheral clock register, Address offset: 0x38 */ uint32_t RESERVED2; /*!< Reserved, 0x3C */ __IO uint32_t APB1ENR; /*!< RCC APB1 peripheral clock enable register, Address offset: 0x40 */ __IO uint32_t APB2ENR; /*!< RCC APB2 peripheral clock enable register, Address offset: 0x44 */ uint32_t RESERVED3[2]; /*!< Reserved, 0x48-0x4C */ __I uint32_t AHB1LPENR; /*!< RCC AHB1 peripheral clock enable in low power mode register, Address offset: 0x50 */
__IO uint32_t AHB2LPENR; /*!< RCC AHB2 peripheral clock enable in low power mode register, Address offset: 0x54 */
__IO uint32_t AHB3LPENR; /*!< RCC AHB3 peripheral clock enable in low power mode register, Address offset: 0x58 */
uint32_t RESERVED4; /*!< Reserved, 0x5C */
__IO uint32_t APB1LPENR; /*!< RCC APB1 peripheral clock enable in low power mode register, Address offset: 0x60 */
__IO uint32_t APB2LPENR; /*!< RCC APB2 peripheral clock enable in low power mode register, Address offset: 0x64 */
uint32_t RESERVED5[2]; /*!< Reserved, 0x68-0x6C */
__IO uint32_t BDCR; /*!< RCC Backup domain control register, Address offset: 0x70 */
__IO uint32_t CSR; /*!< RCC clock control & status register, Address offset: 0x74 */
uint32_t RESERVED6[2]; /*!< Reserved, 0x78-0x7C */
__IO uint32_t SSCGR; /*!< RCC spread spectrum clock generation register, Address offset: 0x80 */
__IO uint32_t PLLI2SCFGR; /*!< RCC PLLI2S configuration register, Address offset: 0x84 */
__IO uint32_t PLLSAICFGR; /*!< RCC PLLSAI configuration register, Address offset: 0x88 */
__IO uint32_t DCKCFGR1; /*!< RCC Dedicated Clocks configuration register1, Address offset: 0x8C */
__IO uint32_t DCKCFGR2; /*!< RCC Dedicated Clocks configuration register 2, Address offset: 0x90 */
} RCC_TypeDef;
/******************** Bit definition for RCC_PLLCFGR register ***************/
#define RCC_PLLCFGR_PLLM_4 0x00000010U
#define RCC_PLLCFGR_PLLN_6 0x00001000U
#define RCC_PLLCFGR_PLLN_7 0x00002000U
#define RCC_PLLCFGR_PLLQ_2 0x04000000U
#define RCC_PLLCFGR_PLLR_1 0x20000000U
#define SET_BIT(REG, BIT) ((REG) |= (BIT))
#define CLEAR_BIT(REG, BIT) ((REG) &= ~(BIT))
#define CLEAR_REG(REG) ((REG) = (0x0))可以看出SET_BIT(RCC->PLLCFGR, RCC_PLLCFGR_PLLM_4 | ...)实际上等效就是RCC->PLLCFGR = 0x24003010; 写那一长串，我感觉很难看（只是耍花腔而已），资料已经说明PLLCFGR寄存器的复位值就是0x24003010了。例子改为以下写法就简单明了，不外是对象RCC的成员寄存器赋值吧： RCC.PLLCFGR = 0; // PLLCFGR寄存器清0。 RCC.PLLCFGR = 0x24003010; // PLLCFGR寄存器恢复复位值。 5、OAC语言的类属性对象可看为u32或u64的数组，也不需要说什么对齐了。几个位段变量（1--n位、n<32 or 64），最好是可以拼接成一个u32或u64的大小，这样就不需要无效的保留位段。位或位段的操作方法（不外是汇编指令的语句吧），例如对PLLCFGR寄存器吧： RCC.PLLCFGR.bit25 = 0 or 1; // PLLCFGR寄存器的第25位置1或清0。 RCC.PLLCFGR.PLLQ = 4; // PLLCFGR寄存器的第27位--24位是定义位段PLLQ = PLLQ[3:0]，主PLL 分频系数，适用于 USB OTG FS、SDIO 和随机数发生器时钟 (Main PLL division factor for USB OTG FS, SDIO and random number generator clocks)。 对位段声明，制作一个位段变量名称，再操作就好了。也可以对某一位、声明一个位变量名称，操作赋值该变量为1或0就好了。怎么简单怎么来！对象的成员变量是多个位段组合时，比如： u32 xxx.; 需要在变量名称后加“.”，然后在.h头文件另处的声明块u32 xxx. {...};内部对各个位段变量作声明。可以用公共的bitx的x位声明一个位变量，b[x1:x2]声明一个位段变量。OAC语言的编译器会对每个变量（或者常量、方法、对象、位段、数组、等等）的名称、属性、类型、长度、等保存到相应符号表中。OAC语言的类名称一定是唯一的，但属性对象名称或对象成员名称可以相同（不同类情形下）、会在“.”前加上类名称限定词；如果认为对象名称是唯一的（如内核对象），就可以不加，如上面的RCC对象。
一、类和对象
❏尽管我不喜欢E文，但ASCI符号才128个，还可以有压缩单词的简写，这点是满优越的；OAC语言的类名称最多8个ASCI符号，已经是够用，没必要“鸡鸭肠子”样子的长度吧、好难看的，对于成员变量名字可以是加“_”分隔，略为长点没关系，比如上面的RCC_PLLCFGR_PLLN_6。文件目录名字除了有8个ASCI字符的唯一短名称，还有可以在一个系统内同名的文件或目录的可变长度名称、最大可到256个UTF-16（Unicode字符16位编码）字符。一切皆对象、皆文件，那么看作为文件的类或对象的名称、自然是统一到“文件节点名字哈希映射表FNHT（file_name_hash_table）”中去。当我们编写代码时的对象成员变量（或者常量、方法、位段、数组、等等）名称也只能是包含在头文件（.h）或方法代码文件（.oac）或线程文件（.thr）的文件内容中（键（名称）/值（相对地址、类型、属性、长度、等）、对），而这名字最大只有28个ASCI字符；既然都编程序了，简单的E文自然是要懂得的（百度翻译软件辅助）。可以用缩写，又大小写区分，不同对象下可以同名；使用最大28个ASCI字符，来命名对象成员变量已是够用；多于28字符的会被自动截断，对于短名字，尾部会存在没有用到的ASCI字符字节、这里为0xFF（对于flash，增长名字时、容易），而没有使用/0作为字符串结束。
❏为何要面向对象编程？对我而言、最重要的是减少了E文单词量！不至于英文单词满天飞。一切皆对象、皆文件，那么不管什么类型的文件对象，其i节点成员通常就那十多个E文对象成员名称而已。每个类的方法组、对应同类的n个对象也只是一份，不同类的方法名称也大多数是相同的；如open();、close()、等等，加上xxx类.来区分而已。如果说有1亿个类，岂不是要1亿个函数、xxx类.open(); 是故，或许会统一为公共的open()方法，无非是init初始化、最终也就是memcopy()方法、不到10条汇编指令而已。是故，OAC语言会随时对方法数量作优化设计（由此对比，应该可以明白linux等的代码量巨大原因了）。当面向对象编程时，我们或许面对数以万计的各类对象；至于对象管理、并不一定要求极为高速，而是更多地需考虑代码的精简量和简明性；也就不得不引入双向和单向链表环概念，就会有“对象钩子、单向节点环、双向节点环”等说法。OACS通常规定一个节点环最大64K个子节点，当在链表节点环上漫游处理时，比如删除一个目录下的所有子节点（子目录）和叶子节点（文件）；假设处理一个子节点的时间1us，若64K个子节点、则需要64ms，还可以接受；若是4G个子节点、则需要1个多小时，显然会不耐烦；是故，一个目录节点下的子节点数最多64k个。也有例外情形，比如内核的一个进程打开文件对象数量就可以设置到达4G个，但其处理情形和方式是不一样的。无论是用OAC语言写编译器、或编写OACS操作系统内核、或编写应用程序，都是简单的面向对象之“节点树”描述模式。抽象说就是“道生一、一生二（动分阴（空间的类对象静态数据）阳（时空的指令流、从而变动的数据流））、二生三（阴阳和合生三才）、三生万物”，遵从“简单到复杂”的自然规律过程；简单地说就是：先编写根类节点、再编写子节点、之后编写孙节点...，从“一到二、到三、到多”而已。即先定义顶层模块类功能，进而分析要构成顶层模块类的必要子模块类；然后进一步对各个模块类进行分解、设计，直到无法进一步分解的底层功能块类。既然一切皆对象、文件，其编写过程无非是相应“文件目录体系”的节点树半自动构建过程。道生一，动分阴阳，阴阳和合成三才，三才生四象、之后有：五行，六合，七音，八卦，九宫。也可以理解三才为“阴、阳、中”，三才是无处不在的。
❏类：类可以定义为描述对象行为/属性/状态的模板/蓝图。OAC语言将“类”划分为类属性和类方法2部分，将类比拟为“目录节点”；旗下的类属性对象cao（class attribute object）比拟为“.h”头文件，类方法对象cmo（class method object）比拟为“.oac”文件。这样划分，会使得编程更为简单明了；类目录节点下、通常还有一个扩展名为.thr的线程（thread）对象文件，根目录下就是包含main()方法的主线程文件了。.h文件反映了类属性对象cao的规划模板，还包含用这模板声明和定义的具体cao对象或cao对象数组；而cao对象的初始化元组是常量，在cmo中定义、也就是说其放置在.oac文件内容中。常量和类方法（函数）都是在.oac文件中编写，指令构成方法（函数）、指令段（伪指令、宏指令、内联函数）；宏指令是汇编语言程序中的一种伪指令，是代表某功能的一段指令代码；在宏指令出现的地方，编译器总是自动的把他们替换成相应定义的指令代码块。宏指令与子程序（方法、函数）都可以用一个名字定义一段指令代码，以简化源程序的结构和设计。宏指令的参数传送简单，执行效率高；使用宏指令不会缩短目标程序，适用于子功能代码较短、传参较多的情况。子程序代码（如类的方法）在目标程序中只出现一次，调用子程序是执行同一程序段，因此，目标程序也得到相应的简化；模块化、方法类库、节省内存，可被多次调用、编程效率高；但有额外开销（压入将使用的寄存器组和返回地址，计算转向地址、传递参数，返回时还需弹出恢复等），增加了执行时间；适用于子功能代码较长，调用比较频繁的情况。
❏对象：现状的对象定义为具有状态和行为。但OAC语言定义为一切皆对象（Object）！而类（Class）的一个实例（Instance）包含一个具体的cao对象（属性数据）和一个具体的cmo对象（方法、指令码流数据），一阴（cao）一阳（cmo）、相对而言。
❏方法：从基本上说，一个方法表示一种行为，一个类可以包含多个方法。可在方法中写入逻辑、操作数据以及执行所有的动作。方法还有很多叫法，比如函数、子例程或子程序、等等，其本质就是一段指令；OAC语言一条机器指令码用半字u16表示、可以和对应的汇编指令语句相互转换（编译器功用），方法就是一个指令码数组，可以和汇编指令语句组或字符串数组相互转换。
❏标识符：OAC语言标识符（键）是用来标识变量、函数、类、模块，或任何其他用户自定义项目的名称。一个标识符以字母 A-Z 或 a-z 或下划线 _ 开始，后跟零个或多个字母、下划线和数字（0-9）。OAC语言是区分大小写的编程语言，标识符内不允许出现标点字符，比如 @、& 和 %。
❏节点树（生长发育）：节点描述文档从根节点（0层、root node）开始，以树状一层层节点展开，每个标签行是一个节点或叶子（属性）终端节点，一个文档最大有4G个节点；根节点外的每个节点都有一个父节点（parent_node ），节点可以有最多64k（下层）子节点（child_node）、第一个子节点（first_child_node）、最后一个子节点（last_child_node）；同级节点（兄弟节点sibling_node）是拥有相同父节点的节点（注意：同层不一定是同级），前一个兄弟节点（prev_sibling_node）、下一个兄弟节点（next_sibling_node）；叶子节点（简称叶子、leaf _node）是没有子节点或说节点描述块内的标签行都是叶子标签行、的节点（即末端节点、又称为终端节点），层数（layers_number，也称深度）最大256层（0层（根）---255层），通常是不到16层（文件目录体系）。
❏空间：磁盘空间，虚拟内存空间（通常每个进程有独占的2GB虚拟内存空间（堆空间），共享128TB的内核虚拟内存空间（包含内核虚拟空间、进程的线程堆栈虚拟空间）），物理内存空间，编译器空间，flash空间，等等；一个线程（内核或用户）的栈空间最大为一页4KB（还包含64B的cao线程对象在内），考虑到一些单片机的有限资源、线程对象及其栈（属于内核对象）的总大小也可以设为128B、256B、512B、1KB、2KB；局部变量通常只是CPU内部的有限寄存器u32或u64，需要局部大数据空间、如大数组等，只能是动态new或在cao对象中定义。将来64位体系、可考虑到每个进程有128TB虚拟线性内存空间。 PGD页表共512项、每项管理512GB，最大64k个用户进程的虚拟内存空间参考布局： 0--255项、 用户进程虚拟地址空间128TB，每个进程有2GB独立线性虚拟内存空间，每1项512GB包含256个用户进程。用户进程包括：code段、data数据段、BSS段、堆brk（动态对象），用户进程的线程堆栈页在内核共享区域（每进程64K*4K = 256MB，共4G*4KB = 16TB）。 编译器符号表：根类节点、类节点、子类节点、...，节点描述树排列。有三种符号表：cao对象节点描述树表（data数据段、BSS段），cmo对象节点描述树表（类方法集、对象常量集，code段后部），thr线程对象节点描述树表（线程方法集、线程常量集，code段前部（程序））。 用户进程（应用程序）文件：兼容ELF 文件格式规范。 用户进程2GB布局：虚拟地址PVMA对象区域，进程私有；虚拟地址静态或动态方法库区域，进程线程区域，进程私有。
256--511项、共享内核虚拟内存地址空间128TB参考布局：（间隔页在项内） 256--287项： 内核虚拟内存空间16TB与物理内存的直接映射（4G页），固定区域； 288--415项： 内核虚拟内存区域64TB，内核v节点打开文件表，固定区域； 416--447项： 内核虚拟内存用户进程线程栈VMA对象4G*4KB = 16TB（线程cao对象64B包含在线程堆栈页内），固定区域； 448--479项： 内核虚拟地址file_vma对象区域16TB（进程打开文件描述符对象32B、最大512G个，平均每进程8M个），固定区域，进程共享； 480--495项： 共享内核虚拟内存地址空间8TB（磁盘缓冲页空间、最大2G个页），进程共享； 496--503项： 共享内核虚拟内存地址空间4TB（磁盘双缓冲页空间、最大0.5G个），进程共享； 504--511项： 内核映射、静态动态公共方法库区域共4TB，固定区域。
物理内存空间管理、磁盘空间管理、虚拟内存空间管理、等等是大同小异，都属于空间管理类，自然是希望统一到简单的2种方法：分配和释放。这样，可以大幅度减少代码量；还应考虑到有些单片机的内存小于1KB的情形，OACS应该具有非常大的自动变化“弹性”，或说支持小于1KB的空间管理、和最大直到16ES级（4G*4G*512B = 8K EB）的空间管理。虚拟内存空间，下一步计划扩展到64位。
❏i节点（inode）：文件索引节点（index node）、也称i节点inode，通常：在内存中打开的vfs_inode文件cao对象称为v节点vnode、在磁盘空间中的称为文件i节点inode。内核有一张v节点打开文件表（位图+链表环、管理）。一个内核文件v节点 = 32B的v节点管理对象vmo （V node management object）+ 224B的文件i节点（目录、链接文件、等无文件内容的，是96B），部分内核文件v节点是只有v节点管理对象vmo、而无磁盘空间i节点；v节点的大小、通常有：32B、64B、128B、256B、512B、1KB、2KB、4KB（页）、8KB（双页）。OACS的i节点数可到256T个（64K*4G、16位i节点号所属区域，32位区域的i节点号），磁盘文件种类繁多，通常划分为4类： 无文件内容的微型文件（如目录、链接文件、设备文件、等），i_fnna = 1； 文件内容小于等于116B的小型文件，i_fnna = 2； 文件内容小于等于112B + 4KB（带磁盘缓冲页）的中型文件，i_fnna = 3； 大型文件（4KB以上、不需要带磁盘缓冲页），i_fnna > 3；。 这4类是处于不同的i节点号所属区域。前三类文件、其内容或在i节点号所处区域或磁盘缓冲页空间，通过i节点号，就可以快速定位到文件的磁盘空间位置，一次I/O就可以拉入内存。与linux不同，内核v节点、其f_sflags（描述了file文件对象状态标志），f_pos（描述了文件的偏移位置），等等、是在进程打开文件描述符对象file中，而并非在v节点打开文件表中；用户进程cao对象有file_head双向节点环表头项，可将其打开的所有打开文件描述符对象钩挂在环上，最大可达到4G个、或说一个用户进程最大可打开4G个文件，取代了linux进程打开文件描述符表。进程open打开一个文件，返回当前可用的最小打开文件描述符对象号fd（u32）。 v节点管理对象vmo的v_fcount项会记录通过该文件表项（v节点打开文件表的表项）打开文件的次数，当v_count计数归0时这个文件表项才会被删除，因此，对于指向同一文件表项的两个不同文件描述符对象file（如、同一进程中dup的两个文件描述符fd指向同一个文件表项），即使其中一个文件描述符fd关闭了，只要仍然有文件描述符指向这个文件表项，那么就依然能通过这个文件表项访问文件，直到所有指向该文件表项的文件描述符都关闭了才不能再进行访问。 文件打开表fot的file的流容器对象，文件磁盘空间或设备空间到FVO流容器对象的窗口映射，大型文件。
u8w file. { // 进程打开文件描述符对象file，32B。功能类同linux的struct file、结构类同address_space对象。
u64 f_pos; // 关联文件的偏移量、单位字节。
u32 f_next; // file对象节点钩子，下一个对象号。钩挂到相应进程file_head头，最大可达到4G个。
u32 f_prev; // file对象节点钩子，上一个对象号。
u48 f_start; // file对象的fvo流容器对象（窗口）虚拟内存地址开始页号，大型文件才需要（相当于文件窗口缓冲区）。
u48 f_onn; // 相应打开文件表的文件v节点对象号。
u32 f_sflags.; // file对象状态标志。
};性能超越linux和windows的OACS操作系统，支持最大64K个进程对象、每个进程支持最大64K个线程对象；我希望系统内核编译后不超过16KB代码量，也就是不超过3千行的实际OAC语言语句（宏指令语句、方法，包含有多条汇编指令）；这对编程思想、OAC语言、OACS操作系统规划、OCC编译器，都有很高大上的要求。
二、文件目录体系（节点树），VFS（Virtual File System）虚拟文件目录系统实现
❏OACS操作系统，是一切皆对象；对象若在磁盘空间有表现、有i节点的，才视为磁盘文件；通常90%以上的对象都是文件对象，只是少数无“磁盘文件包装”的内核对象才不看作磁盘文件。微型文件只是有i节点、而通常是无文件内容，或说其在磁盘空间中不占用文件内容空间；如目录、链接文件、等等，设备文件的“寄存器空间描述”是硬件固定分配，在内核8W的v节点管理对象vmo中描述、没有在i节点表现，也看作微型磁盘文件。微型文件的i节点大小只有128B，为32B的vmo + 96B的i节点大小。有不少文件只有很少的文件内容，若文件内容小于等于116B的，称之为小型文件；其文件内容直接包含在256B的i节点内，微型文件和小型文件都可以直接用i节点寻址。还有许多文件内容小于112B + 4KB（带磁盘缓冲页）的中型文件，也是可以直接用i节点寻址的，只是需要2次磁盘I/O（i节点1次，磁盘缓冲页1次），实际上、根据路径名称哈希表FNHT查找i节点寻址时，还需要另外2次的磁盘I/O。大型文件通常也只是需要2次磁盘I/O，i节点中有文件内容磁盘空间开始地址，file对象中有文件偏移位置（f_pos）、窗口缓冲区。
❏OACS的cao对象通常都有2个钩子，一个钩子钩挂在对象节点树上、另一个钩子钩挂到应用双向节点环上（不一定使用）；比如内核线程对象的一个钩子钩挂在主线程上、从而钩挂到内核进程文件目录体系上，另一个钩子或许钩挂在“就绪”管理对象上、也或许是钩挂在各种IPC管理对象上、也或许钩挂在“睡眠”管理对象上、等等。文件的i节点cao对象有2---3个钩子，一个钩子钩挂在文件目录树单向节点环上，一个钩子作为源i节点头环、钩挂对其进行链接的所有链接文件，另一个双向环钩子可以钩挂到其它应用上（如进程文件钩挂到相应的用户进程组）。当文件对象在系统内存中展开为v节点时，其vmo还有2个钩子，反映文件对象在内存中的映射（内存打开的文件目录体系），进程文件file_head头钩子则会钩挂其所有的打开文件描述符对象file，内核cao对象钩子、是对象号或直接物理地址。呵呵，一堆钩子、就像“挂猪肉”样子， 系统编程的代码量就会大幅度减少。
❏磁盘空间文件名字哈希映射表FNHT（file_name_hash_table）： 任一条路径是唯一的、任一条路径 + 文件名也是唯一的，同一个父目录路径下不能有相同名字的文件，这是规则；不同父目录路径下允许同名文件、同名目录，以及文件和目录同名。OACS系统：不同父目录路径下的同名文件（或目录）只允许最大1k个，对一个“名字”而言。大系统理论上支持48位的i节点数（256T个i节点、约为282万亿个i节点（或文件）），如果将文件（或目录）名字哈希映射到32位的分配器对象项（2W），那每项还需最大16位的不同文件名字映射相同哈希值节点数（实际上，因存在同名文件（或目录）的最大1k个（10位）情形、是不到16位的）。映射表FNHT在大系统时，需要4G*8B = 32GB的FLASH空间（不需要机械磁盘IO），如果只分别映射到256个24位哈希空间、而每个24位哈希空间只是16M*2W = 128MB的FLASH空间；如linux等的中系统只是32位的i节点数、只有一个24位或16位哈希空间，不同文件名字映射相同哈希值节点数只需最大8位。总之、打开一个文件等等操作，只是想2次磁盘IO、就可定位到相应i节点，而最终将文件拖入内存通常也是需要2 + 2 = 4次磁盘IO（微型和小型文件则为3次磁盘IO）。
用“空间换时间”或者“用时间换空间”这是没办法的事情，当按文件名字查找其相应i节点时，不可能在一个巨大的文件名字线性空间16PB（假设平均一个文件名字32字符64B、256T*64B = 16PB）中、一个一个比对（最大需要256T次比对，及4G次的磁盘IO、每次装入内存2MB进行对比），那会慢如蜗牛。利用硬件哈希计算：文件名字-->硬件哈希4字MD5-->二次哈希到32位线性相对地址哈希映射表FNHT，这表放在无需磁盘IO的FLASH空间中、有4G项，每项为一个8B的“分配器对象”指示、其中32位为分配器对象磁盘空间开始地址、16位为映射到相同哈希值的不同文件名字节点数、16位为状态标志。如果说需考虑：相同哈希值的不同文件名字节点数最大有64k个，每个节点允许对应有最大1k个同名项（每个同名项为8W），则需磁盘空间：4G项*64K*32K = 8EB；这显然不合理，即使未来的个人电脑磁盘空间可达到EB级； 在特例情形下、可以适当增加IO次数，用时间换空间，但我们也是希望特例情形下一次查询、可以控制在2秒时间内。
分配器对象中的查找分为2次： a、查找映射到相同哈希值的不同文件名字节点中（最大有64k个）的对应节点，按文件名字长度和类型的轻型比较，符合后再进一步比对文件名字。一个节点对应一个双扇区，最大需要64K*1KB = 64MB的磁盘空间；一次拖入内存64MB再进行比较、自然只是一次IO，但我现在用的电脑、文件数估计也就几十万个，就算系统有1万亿个文件，这些节点数估计也在1k个之内；使用单向链表、将分配器对象划分为2MB块的单向链表，极端情形下最大32次IO；这样，需要的初始磁盘空间大小从：4G*64MB = 256PB降为4G*2MB = 8PB；如果将分配器对象拆分为256个“256分配器对象”单向链表，还可降低为4G*256KB = 1PB， 但极端情形下循着链表需最大256次IO，那将是有上百万亿个文件的情形。256分配器对象充斥在OACS系统的每个角落，为简洁代码量起着很重要的作用。在此，一个256分配器对象管理256个双扇区（相同哈希值不同文件名字节点，256KB），动态增减节点数；一次IO读入一个256分配器对象到内存，再轻型比较、文件名字比较。系统文件数量小于1万亿个时，通常就是一次磁盘IO。 b、当定位到相应的相同哈希值不同文件名字节点，下一步是找出不同路径下的同名文件项8W：文件所属父目录节点路径名字哈希值（硬件4字MD5、唯一性），48位的i节点号（其中高16位i节点区域），16位的v节点号类型，32位的v节点号，32位的父v节点号。文件名字节点双扇区32*8W，如果文件名字为256字符（8字对齐），则只有14个文件项，或许需要文件项扩充双页；有时文件名字只是不到16字符（8W），则还可以装入29个同名文件项8W；通常多个同名文件的情形并不多的，256字符的长文件名也不多见。已知文件名字及所属父目录节点路径名字时，查找其对应i节点和v节点，通常就是2步、2次磁盘IO（如果文件项在节点双扇区、只需一次磁盘IO）；实际上也不一定限制同名文件项只是1K个，但最大不超过64K个。
一个256双扇区分配器对象为256KB = 256*1KB = 256*256W = 64KW，有256个相同哈希值的不同文件名字节点，最大可扩充为256个256双扇区分配器对象；0号256双扇区分配器对象的地址由哈希映射表FNHT中相应的项所指示；或说256双扇区分配器对象的0号双扇区，才会包含有下一个扩充256双扇区分配器对象节点钩子，之后才是相应的节点名字、长度、等等，以及同名文件项8W。256分配器对象ao256（256 allocator object），双页dp（double pages）， 有2种形式的256分配器对象ao256： a、256双扇区分配器对象256KB，对应、映射到相同哈希值的最大256个不同文件名字节点（对应一个双扇区）；如果不止256个节点时，0号节点的相同哈希值不同文件名字节点的ao_next成员指向下一个扩充256双扇区分配器对象、动态增加256个节点；用横向单向链表来动态扩充节点、ao_next为0结束。非0号节点，ao_next = 0、不使用；每一个节点的双扇区（256W）分为32项，ao256对象使用了2项，文件名字字符串、以项8字对齐，最小占用一项（小于16字符），最大占用16项（256字符、16*8W = 128W）；余下的就是x个同名文件项了，最大x = 32 -2 - 1 = 29项，最小x = 14项；同名文件项：文件所属父目录节点路径名字哈希值4W（硬件4字MD5、唯一性），16位i节点区域、16位的v节点号类型，32位的i节点号，32位的v节点号，32位的父v节点号。 b、256双页分配器对象8KB：如果同名文件项有更多时，需要增加同名文件项扩充双页（256双页分配器对象8KB）；OACS系统允许一个文件名字，最大有64K个同名文件项，为纵向单向链表动态增加，ao_dpnext 下一个扩充同名文件项双页地址，为0结束，最大钩挂256个扩充同名文件项双页。每个扩充同名文件项双页共有256同名文件项，最初的2个同名文件项空间16W用于256双页分配器对象8KB的n_ao256.；是故，实际只有256 - 2 = 254个同名文件项，不够用、则纵向单向链表动态扩充。
增加或释放256分配器对象ao256，通常是拷贝原有的相应ao256对象，但“块”最终是由相应的块空间（256KB或双页8KB）管理对象进行。无论如何，都是要拖进内存才能进行相关操作，ao256对象必定有相应的v节点管理对象vmo（磁盘空间无意义）。cao对象的本质就是一个u32数组，数组的成员自然也可以是cao对象；表示成cao对象，是因其某些u32成员可以拆分为：位、位段、的组合表示；也可以写成u8w、u256w等等的整体数组结构模式表示，自然就好。cao对象或说u8w、u256w等等的整体数组结构的成员变量是多个成员位段组合时，比如：u32 xxx.; 需要在变量名称后加“.”，然后在.h头文件另处的声明块u32 xxx. {...};内部对各个位段变量作声明；可以用公共的bitx的x位声明一个位变量，b[x1:x2]声明一个位段变量。所有这些表示模式区别，都是编译器的任务。
u256w n_object.[256]; // 虚拟文件名字256双扇区对象数组，256KB/64KW。
u256w n_object. { // 虚拟文件名字256双扇区对象数组成员描述 。
cao n_ao256.; // 256分配器对象ao256，u16w。
u8w n_name[ao_ncount]; // 文件（目录）名字的字符串数组。
u8w n_snf_item.[ao_ficount]; // 同名文件项（same name file item）数组。
};
u8w n_snf_item. { // 同名文件项描述 。
u4w n_md5; // 文件所属父目录节点路径名字哈希值4W（硬件4字MD5、唯一性）。
u16 n_i_fnna; // inode号所属区域（area）。
u16 n_v_type; // 16位的v节点号类型。
u32 n_i_fnn; // 索引inode号（file inode number）。
u32 n_v_fnn; // 相应在内存打开的v节点号。
u32 n_v_pdnn; // 相应在内存打开的父v节点号。
};
cao n_ao256. { // 8W（含4W的vmo） + 8W位图 。
u32 v_next; // 相应内存空间节点钩子（0号节点），下一个扩充256双扇区分配器对象节点地址，0结束，最大钩挂256节点。
u32 v_dpnext; // 相应内存空间扩充同名文件项双页钩子，下一个双页地址，为0结束，最大钩挂256个扩充同名文件项双页。
u16 v_type; // 对象v节点类型。
u16 v_state; // 对象v节点状态。
u32 v_flags; // 对象v节点标志。
u32 ao_next; // 磁盘空间节点钩子（0号双扇区），下一个扩充256双扇区分配器对象节点号（地址），0结束，最大钩挂256节点。
u32 ao_dpnext; // 磁盘空间扩充同名文件项双页钩子，下一个双页地址，为0结束，最大钩挂256个扩充同名文件项双页。
u8 ao_ocount; // 本对象节点单向链表的实际子节点计数。非0号双扇区为0、不使用。
u8 ao_dpcount; // 扩充同名文件项双页的计数。
u8 ao_ficount; // 本对象的同名文件项计数（每项8字）。
u8 ao_ncount; // 本对象的文件名字项（8字对齐）计数（节点为：14---29，扩充同名文件项双页：1---254）。
u8 ao_namel; // 本对象节点的对应文件（目录）名字的实际长度，最大128字（256个UTF-16字符），0xff为字符串结束。
u8 ao_type; // 文件（目录）的类型。
u16 ao_tficount; // 总文件项计数（包含扩充文件项）。
u8w n_bitmap; // 256位图，对应256个双扇区或文件项。
};1、目录文件cao对象i节点。
不同于linux，这里的目录（节点）看作是无文件内容的微型文件，被包含在相应的i节点内；目录节点最大有64K个目录项，目录项可以是子目录节点或叶子（文件）属性节点；目录inode号所属区域（area），固定为1，只需32位的目录索引i节点表示。目录节点单向环是48位，包含挂到目录下的48位子i节点，高16位是inode号所属区域（area），如果是子目录节点则为1。新建一个目录时，目录i节点head头钩子i_hnext = 自身i_fnn（初始目录节点单向环），每增加一个目录项、都是在目录i节点head头钩子插入；而删除一个目录项，则需从head头钩子循着单向链表环查找到相应目录项后、删除。目录可以被链接文件进行链接，并提供i_shead头钩子，钩挂对其进行链接的所有链接文件，方便管理，最大被链接数64K个。目录的双向环钩子可以钩挂到其它应用上，比如作为xxx组的成员。目录是无文件内容的微型文件（少了116B的i节点文件内容），其时间戳比普通文件的、少了一项文件内容时间戳3W，共少了116B + 12B = 128B。 // u16 i_fnna; // 目录inode号所属区域（area），固定为1。
cao directory_inode { // 目录i节点cao对象，只需32B + 96B = 128B = 32W。
u8w vmo.; // 内核使用，文件打开表v节点管理对象8字/8w（v node management object）。
u32 i_fnn; // 目录索引inode号（file inode number）。将本目录inode节点钩挂到所属父目录的i节点单向环上（头插入）。
u32 i_pdnn; // 所属父目录i节点号（parent directory inode number）。
u48 i_hnext; // 目录i节点head头钩子，目录节点单向环的下一个i节点号，本目录i节点单向环（挂到目录下的子i节点，头插入）。
u16 i_mode.; // 目录类型和访问权限控制。
u32 i_next; // 目录i节点钩子，下一个i节点号。自定义目录i节点双向环钩子，可以钩挂到其它应用。
u32 i_prev; // 目录i节点钩子，上一个i节点号
u16 i_fcount; // 本目录i节点单向环的实际子节点计数（目录项数）。
u16 i_nlink; // 目录被链接的计数。
u32 i_flags.; // 目录标志。
u32 i_uid; // 目录拥有者id。
u32 i_gid; // 目录用户组id。
u8 i_name[8]; // 目录短名字ASCI字符。
u8 i_type; // i节点对象所属类的类型。
u8 i_layers; // i节点对象的层数。
u48 i_nhash; // 名字32位哈希映射表FNHT项某256双扇区分配器对象256KB的某双扇区（16位相同哈希值不同文件名字节点）。
u32 i_shead; // 目录源i节点号的链接文件头（所有链接到本目录下的链接文件i节点头部，头插入）。
u9w i_timestampsd.; // 时间戳。
};
// 时间戳(Timestamps)字段结构、9*4字节。高64位表示正负秒数，它们以1970年1月1日(unix元年)表示为0，正数表示之后至今的秒数，最大表示
// 约2147.5亿年；负数表示之前的秒数，最小表示约负2147.5亿年。低32位的单位是纳秒（毫微秒（nanosecond），上一秒开始经过的ns数）。
u9w i_timestampsd.{
s64 i_atimes; // 文件的最后访问(access)时间，秒数。
u32 i_atimens; // 纳秒数。
s64 i_ctimes; // 文件inode属性的最后改变(change)时间，秒数。
u32 i_ctimens; // 纳秒数。
s64 i_crtimes; // 文件的最初创建(create)时间，秒数。
u32 i_crtimens; // 纳秒数。
};
u16 i_mode.{
u4 i_mode.[15:12]{ // f_types，文件类型File types。
F_UNKNOWN 0 // 不确定。
F_REG 1 // 普通（常规）文件（regular file）R
F_DIR 2 // 目录文件（微型文件）D（directory file）
F_DBT 3 // 数据库表文件T（data base table file）
F_LNK 4 // 链接Link（微型文件）L
F_EXECP 5 // 可执行程序executable programme文件E
F_CHR 6 // 字符设备（微型文件）C（character device file）
F_BLK 7 // 块设备（微型文件）B（block device file）
F_VDEV 8 // 虚拟设备virtual device（微型文件）V
F_SOCK 9 // Socket文件S
F_FIFO 10 // FIFO管道文件F
F_SMALL 11 // 小型文件（小于等于116B）
F_MSB 12 // 中型带缓冲区文件（medium-sized buffered file）（112B + 4KB）
F_LARGE 13 // 大型文件（不带缓冲页、大于4KB）
F_WHT 14 // 变换文件W
F_DEV 15 // 物理设备文件
};
u12 i_mode.[11:0]{
bit0 S_IXGADM // 组管理员执行权限
bit1 S_IWGADM // 组管理员写权限
bit2 S_IRGADM // 组管理员读权限
bit3 S_IXGRP // 同组用户执行权限
bit4 S_IWGRP // 同组用户写权限
bit5 S_IRGRP // 同组用户读权限
bit6 S_IXOTH // 其它用户执行权限
bit7 S_IWOTH // 其它用户写权限
bit8 S_IROTH // 其它用户读权限
bit9 S_IXAPP // 指定appoint用户执行权限。
bit10 S_IWAPP // 指定appoint用户写权限。
bit11 S_IRAPP // 指定appoint用户读权限。
// i_mode.bit9 S_ISVTX Sticky 位特殊权限，沾着位。
// i_mode.bit10 S_ISGID set-group-ID 位特殊权限。
// i_mode.bit11 S_ISUID set-user-ID 位特殊权限。
};
};
u32 i_flags.{
bit31 I_H; // 1、i节点为“.h”头文件，0、否。
bit30 I_OAC; // 1、i节点为“.oac”文件，0、否。
bit29 I_THR; // 1、i节点为.thr的线程（thread）对象文件，0、否。
bit28 I_DSBUF; // 1、i节点文件使用磁盘空间缓冲页（中型文件）Disk space buffer，0、否。
bit27 I_DG; // 1、i节点文件内容为动态增长Dynamic growth的（通常按大型文件处理），0、i节点文件内容相对固定。
bit26 I_SYS; // 1、i节点文件为系统文件，0、否。对于系统文件root也没权限，只能由机器程序执行。
bit25 I_FSR; // 1、i节点文件为文件系统根目录文件File system root file，0、否。
bit24 I_IF; // 1、i节点文件为不可变的文件Immutable file（不能修改、删除和更名），0、否。
bit23 I_AOF; // 1、i节点文件为仅追加（append-only）的文件（只能把数据追加在文件尾），0、否。
bit22 I_MICRO; // 1、i节点文件为微型文件micro file（没有文件内容），0、否。
bit21 I_OFST; // 1、i节点文件为其它文件系统类型other file system types，0、否。
bit20 I_MUTEX; // 1、i节点互斥锁定，0、否。
bit19 I_IBUF; // 1、i节点缓冲区锁定inode buffer（对应磁盘空间缓冲区在内存中的缓冲区），0、否。
bit18 I_IDM; // 1、i节点数据变动（已修改、脏标志，需磁盘I/O更新）inode data movement，0、否。
bit17 I_IBDM; // 1、i节点缓冲区页数据变动inode buffer data movement，0、否。
bit16 I_DBTP; // 1、i节点为数据表文件时的数据项需要细分rwx权限，0、否。
bit15 I_DIR; // 1、i节点为目录文件（微型文件）D（directory file），0、否。
... // 待续。
};2、链接文件.lnk、文件叶子i节点cao对象。 内核为每一个新创建的文件分配一个唯一的inode（索引节点），我们可以将inode简单理解成一个指针，它永远指向本文件的具体存储位置。文件属性保存在索引节点里，在访问文件时，索引节点被复制到内存中，从而实现文件的快速访问。系统是通过索引节点、而不是文件名来定位每一个文件。快捷方式（shortcut）是一种功能上类似符号链接的文件对象，但与符号链接有本质的不同。快捷方式是普通的文件（拥有扩展名 .lnk），而非符号，因此，快捷方式可以被复制、移动、更改（某些特殊的快捷方式无法更改所有信息）或删除。快捷方式可以指向文件、文件夹或其他任何系统中合法的位置（包括控制面板、桌面等）。快捷方式如果指向可执行程序，则可以同时指定启动的命令行参数以及启动位置（对于非可执行程序的快捷方式也能指定这些信息，但无意义）。同时，可以为快捷方式单独选择图标（如果没有选择图标，则使用目标的图标），以方便用户个性化。总之，建立快捷方式就是建立了一个新链接文件。当访问链接文件时，系统就会发现他是个链接文件，它读取链接文件找到真正要访问的文件。每建立一个新链接文件，其对应的源i节点之链接引用计数都会加1，创建源i节点文件时、其引用计数 i_nlink = 1，当所有对其的链接文件都删除后，也即i_nlink = 1时、才可删除源i节点文件。可以用根权限强行删除源i节点文件，但相应的链接文件就成为无源而被遗弃（系统自动删除相应链接文件）。
cao link_inode { // 链接文件叶子i节点cao对象，需32B + 96B = 128B。
u8w vmo.; // 内核使用，文件打开表v节点管理对象8字/8w（v node management object）。
u32 i_fnn; // 链接文件索引 inode号（file inode number）。将本链接文件i节点钩挂到所属父目录的i节点单向环上（头插入）。
u32 i_pdnn; // 所属父目录i节点号（parent directory inode number）。
u32 i_hnext; // 没有使用。
u16 i_fnna; // 链接文件inode号所属区域，也是固定为1。
u16 i_mode; // 链接文件类型和访问权限控制。
u32 i_next; // 链接文件i节点钩子，下一个i节点号。自定义链接文件i节点双向环，或许是所有连接文件双向链表i节点钩子。
u32 i_prev; // 链接文件i节点钩子，上一个i节点号
u16 i_fcount; // 没有使用。
u16 i_nlink; // 没有使用。
u32 i_flags; // 链接文件标志。
u32 i_uid; // 链接文件拥有者id。
u32 i_gid; // 链接文件用户组id。
u8 i_name[8]; // 链接文件短名字ASCI字符。
u8 i_type; // i节点对象所属类的类型。
u8 i_layers; // i节点对象的层数。
u48 i_nhash; // 名字32位哈希映射表FNHT项某256双扇区分配器对象256KB的某双扇区（16位相同哈希值不同文件名字节点）。
u32 i_sfnn; // 链接文件的源i节点号。
u9w i_timestampsd.; // 时间戳。
};
u8w vmo. { // 文件打开表v节点管理对象8字/8w（v node management object），嵌入（被包含）到v节点中、为其成员。
// u32 v_fnn; 对象索引v节点号（file node number）。内核使用v节点内存地址管理，v_fnn = &v_pdnn变量的地址即是。
u32 v_pdnn; // 对象父目录v节点（parent directory node number）, 将对象v节点钩挂到所属父目录v节点单向环上（头插入）。
u32 v_hnext; // 对象v节点head头钩子，本对象v节点单向环的下一个子v节点，钩挂对象的子节点（头插入），v节点树。
u16 v_type; // 对象v节点所属类的类型。
u16 v_fcount; // 本对象v节点单向环的实际子节点计数。
u32 v_count; // 对象v节点引用计数。
u32 v_next; // 对象v节点钩子，下一个v节点。自定义对象v节点双向环，可以钩挂到其它应用。
u32 v_prev; // 对象v节点钩子，上一个v节点。
u32 v_sflags; // 对象v节点状态标志。
u32 v_fpbuf; // 对象v节点物理内存缓冲区页起始地址，类同this指针 。
};
3、虚拟文件（普通文件，非、目录、链接文件、物理设备文件、等微型文件）cao对象： 一切皆对象，具有i节点的对象才称为磁盘文件；只有文件打开表v节点管理对象vmo、8字/8w（v node management object）的，称为内核文件；oacs系统有90%以上的对象为磁盘文件，余下的、基本上都是内核文件，是故、也有一切皆文件的说法。许多内核对象，如内存对象、CPU对象、IPC对象、线程对象、等等，是没有文件i节点的、但有vmo。链表头初始时是指向自己就构成单向环或双向环了，
cao vfs_inode { // 虚拟文件叶子i节点cao对象，224B、56W、28DW，总256B = 32DW = 64W。
u8w vmo.; // 内核使用，文件打开表v节点管理对象8字/8w（v node management object）。
u32 i_fnn; // 文件索引i_node号（file node number）。将本文件i节点钩挂到所属父目录的i节点单向环上（头插入）。
u32 i_pdnn; // 所属父目录i节点号（parent directory node number）。
u32 i_hnext; // 文件i节点head头钩子，本文件i节点单向环的下一个子节点号，可作为文件内容数据表记录分配器对象钩挂。
u16 i_fnna; // 文件inode号所属区域。
u16 i_mode; // 文件类型和访问权限控制。
u32 i_next; // 文件i节点钩子，下一个i节点号，自定义文件i节点双向环，可以钩挂到其它应用。
u32 i_prev; // 文件i节点钩子，上一个i节点号
u16 i_fcount; // 文件i节点单向环的实际子节点计数。
u16 i_nlink; // 文件被链接的计数。
u32 i_flags; // 文件标志。
u32 i_uid; // 文件拥有者id。
u32 i_gid; // 文件用户组id。
u8 i_name[8]; // 文件短名字ASCI字符。
u8 i_type; // i节点对象所属类的类型。
u8 i_layers; // i节点对象的层数。
u48 i_nhash; // 名字32位哈希映射表FNHT项某256双扇区分配器对象256KB的某双扇区（16位相同哈希值不同文件名字节点）。
u32 i_shead; // 文件源i节点号的链接文件头（所有链接到本文件i节点号下的链接文件i节点头部，头插入）。
u29w i_pdata.; // 文件私有private数据区、116字节。小型文件内容：116B，中型文件内容：112B + 4KB。
u12w i_timestamps.; // 时间戳。
};
u29w i_pdata.{ // 中型文件或小型文件
u32 i_dsbuf; // 中型文件磁盘空间数据区的缓冲页号，或小型文件内容4B数据。
u28w i_data; // 文件内容数据28W（字），112B。
};
u29w i_pdata.{ // 大型文件，100B + xxx。
u64 i_dssadd; // 大型文件磁盘地址空间的扇区开始地址（或许是文件内容数据表记录根分配器对象开始地址）。
u64 i_fsize; // 大型文件总大小，单位字节B。或者是数据表记录分配器对象数，实际的记录数、等等。
u25w i_data; // 大型文件的25W（100B）数据区作为分配器对象链表等。
};
// 时间戳(Timestamps)字段结构、4*12字节。高64位表示正负秒数，它们以1970年1月1日(unix元年)表示为0，正数表示之后至今的秒数，最大表示
// 约2147.5亿年；负数表示之前的秒数，最小表示约负2147.5亿年。低32位的单位是纳秒（毫微秒（nanosecond），上一秒开始经过的ns数）。
i_timestamps.{
s64 i_atimes; // 文件的最后访问(access)时间，秒数。
u32 i_atimens; // 纳秒数。
s64 i_ctimes; // 文件inode属性的最后改变(change)时间，秒数。
u32 i_ctimens; // 纳秒数。
s64 i_crtimes; // 文件的最初创建(create)时间，秒数。
u32 i_crtimens; // 纳秒数。
s64 i_mtimes; // 文件内容的最后修改(modify)时间，秒数。
u32 i_mtimens; // 纳秒数。
};4、 数据库表文件T（data base table file）对象dbtf： 具有i节点的cao对象才能称为磁盘文件。dbtf通常是大型动态文件，通过数据表记录分配器对象可以动态增减文件的记录、可以1D、2D、3D、、、等动态扩展，前面的磁盘空间文件名字哈希映射表FNHT就是一个2D的256分配器对象ao256使用例子；我们还可以使用64K分配器对象ao64k，3D扩张就会有256T个记录，设每个记录平均占空间64KB，就会有16EB的巨型dbtf文件。数据库DB（data base）是一个目录，可以包含各种杂牌DB子目录，OACS_DB可链接64k个dbtf文件，扩张是没问题，问题是用户磁盘空间是否“够力”而已。我们应用的大多数文件都是dbtf：i节点表文件，各种空间文件，记事本文件text，word文件，网页文件，电子表格文件，资源管理器，编译空间的.h、.oac、.thr文件，等等。大型数据表文件通常是用64K分配器对象ao64k居多，为了更大的动态“弹性”、则是使用256分配器对象ao256居多。世界上大多数软件公司在玩的、通常就是DB节点树，各种应用程序的设计也是围绕dbtf。我一个“初级发烧音响业余玩家”，可没那么多精力去玩花样、只想“简化再简化、最好是一天就可以出结果”；设想2种分配器对象搞定80%的工作量以及规划总体框架，本打算闭关半年攻关、而这就耗费3个月时间了；还得经常通宵，感觉有点力不从心，最近还是决心晚上11点后抽1小时学唱歌，否则唱歌水平又得回到“解放前”；想想七月份，就可以出来“吃喝玩乐”了、还是坚持吧。错误是难免的，以后慢慢修改。
5、编译空间cso（compiling spatial objects）对象：
❏我们不管“先有鸡还是先有蛋”的问题，OACS系统包含了编译空间规则及相应的occ编译器，就如同linux包含gcc编译器一样；不过，“第一次的OACS系统编译”一定是在第三方平台进行。OAC语言本来就是面向对象汇编语言为主，occ编译器自然会比gcc要简单得多，但也是得重新构造和设计，我是选择windows平台来进行。编译器维护一个符号表，符号表中的每项记录一个符号相关信息；例如符号名字，符号类型，数据类型（据此可计算出占用内存大小），偏移起始地址等信息。当使用某个标识符a时，编译器就在符号表中找名为a的符号；找到了就知道其类型，地址等信息，没找到就会报“未定义的符号a”。符号表自然就是一个数据库表文件dbtf，符号表中的一个记录就是“键值对”项（item），键值对通常写法为 name : value（键与值以冒号分割），变量名作为键KEY，然后语义信息作为值。键值对类似于：PHP 中的关联数组，Python 中的字典，C 语言中的哈希表，Java 中的哈希映射，Ruby 和 Perl 中的哈希表。OAC语言的键值对32B/8W（项）：最大28个ASCI字符（E文大小写，对于不到28字符的短名字，尾部会存在没有用到的ASCI字符字节、这里为0xFF（对于flash，增长名字时、容易），而没使用/0作为字符串结束。）：u8项的类型（数值（Number）类型、或位段类型、或字符串（String）、或函数（Function）、或子节点类型（cao对象、集合对象object）、或数组类型（Array）、或未使用值来声明的变量 undefined、或空（Null）、或可变动态类型var、或唯一值（Symbol）、等等）、u8项的属性、u16项的长度（位段长度、或数组长度），等效为1字u32的键属性说明值。变量（或常量、方法、位段（0--31位）、等，可把变量看做存储数据的容器、大小写敏感）项的符号名字（Symbol Name），编译器在进程所在虚拟内存空间的起始地址开始，每次从头比对查准项名称时，自然会得到项的相应虚拟内存地址，从而用地址替代变量（或常量）标识符。通常标识符只用于链接或调试信息，所有实际运行时要用的信息都已经被转换为某种寻址方式了，内存地址的内容或是用户给出的初始化值、或是初始化为0、等等，还得看是全局变量或局部变量等情形。CPU 访问内存时需要的是地址（Address）或说指针（Pointer），而不是变量名和函数名！变量名和函数名只是地址的一种助记符，当源文件被编译和链接成可执行程序后，它们都会被替换成地址。编译和链接过程的一项重要任务就是找到这些名称所对应的地址。变量名和函数名为我们提供了方便，让我们在编写代码过程中可以使用易于阅读和理解的英文字符串，不用直接面对二进制地址。虽然变量名、函数名、字符串名和数组名在本质上是一样的，它们都是地址的助记符，但在编写代码的过程中，我们认为变量名表示的是数据本身，而函数名、对象名、字符串名和数组名表示的是代码块或数据块的首地址。
❏无论是用OAC语言写编译器、或编写OACS操作系统内核、或编写应用程序、或编写物理（或协议）设备节点树，都是简单的面向对象之数据库DB“节点树”描述模式。抽象说就是“道生一、一生二（动分阴（空间的类对象静态数据）阳（时空的指令流、从而变动的数据流））、二生三（阴阳和合生三才）、三生万物”，遵从“简单到复杂”的自然规律过程；简单地说就是：先编写根类节点、再编写子节点、之后编写孙节点...，从“一到二、到三、到多”、或说从“点到面、到体、到多”而已。即先定义顶层模块类功能，进而分析要构成顶层模块类的必要子模块类；然后进一步对各个模块类进行分解、设计，直到无法进一步分解的底层功能块类，不外是数据库DB节点树编写过程。
❏编译器符号表：根类，类节点，子类节点、...，排列，节点树描述符表。编译空间cso对象对应的简单说就是类文件目录、或说DB目录，终是一个cso目录节点树。OAC语言将“类”划分为类属性和类方法2部分，将类比拟为“cso目录节点”；旗下的类属性对象cao（class attribute object）比拟为“.h”头文件（cao符号表，全局变量、静态变量、堆空间，可以在设计时赋值），类方法对象cmo（class method object）比拟为“.oac”文件（cmo符号表，局部变量，全局类属性常量（u64对齐的cao对象初始化数组常量），方法u16代码数组（一个个方法数组、u64对齐），代码空间）。这样划分，会使得编程更为简单明了；cso类目录节点下、通常还有一个扩展名为.thr的线程（thread）对象文件（线程符号表，方法数组、常量数组，类似.oac，动态变量、堆空间，栈空间），cso根目录下就是包含main()方法的主线程文件了。.h文件反映了类属性对象cao的规划模板，还包含用这模板声明和定义的具体cao对象或cao对象数组；而cao对象的初始化元组是常量，在cmo中定义、也就是说其放置在.oac文件内容中。常量和类方法（函数）都是在.oac文件中编写，指令构成方法（函数）、指令段（伪指令、宏指令、内联函数）；宏指令是汇编语言程序中的一种伪指令，是代表某功能的一段指令代码；在宏指令出现的地方，编译器总是自动的把他们替换成相应定义的指令代码块。宏指令与子程序（方法、函数）都可以用一个名字定义一段指令代码，以简化源程序的结构和设计。宏指令的参数传送简单，执行效率高；使用宏指令不会缩短目标程序，适用于子功能代码较短、传参较多的情况。子程序代码（如类的方法）在目标程序中只出现一次，调用子程序是执行同一程序段，因此，目标程序也得到相应的简化；模块化、方法类库、节省内存，可被多次调用、编程效率高；但有额外开销（压入将使用的寄存器组和返回地址，计算转向地址、传递参数，返回时还需弹出恢复等），增加了执行时间；适用于子功能代码较长，调用比较频繁的情况。cmo对象的项多为数组（u64对齐）：cao对象的初始化常量元数组，方法的指令数组（oac汇编指令一条为半字，汇编语句和宏指令则要编译成多条汇编指令，而指令码会对应到oac_asm公共汇编语言数据表文件）。方法的语句代码块或元数组，对应的只是cmo对象符号表中一个数组变量项：方法名字，1字u32的数组变量说明值（数组变量属性、长度、等）；而方法的语句代码块（包含注释）或元数组则被编译自动生成到.lst汇编列表文件，.thr的线程（thread）对象