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一、FILE結構1、fd

file是在c中封裝起來的一個結構體，那我們訪問文件的時候都是通過fd訪問的，自然在file中是封裝了fd的，file結構體中，int _file存放的就是fd，其他的成員基本都是與緩沖區有關的

2、緩沖區（一）有換行有return全部打印

看下面一段代碼：

（二）無換行無return的C接口打印

很顯然的，我們打印出了所有我們需要的內容，我們再看下一段

理想狀態下我們應該是打印出結果后然后進行while一直循環，實際上是一只不會打印，這是為什么呢？是的，待在緩沖區里

首先我們要知道，緩沖區的大概位置，我們上面貼了一張FILE結構體的結構圖，我們可以很清楚地看到緩沖區是FILE的成員指針指向的一塊位置，也就是說緩沖區一定在用戶空間而不是內核空間

（三）無換行無return的系統調用接口打印

我們在調用上面三個函數的時候，都是調用的C接口，自然都待在緩沖區里了，我們再看下一個程序

在這個程序中我們直接調用系統調用接口write，所以它不會經過c語言的緩沖區，而是直接打印

（四）有換行無return的C接口打印

我們再來看一組程序

這個程序和（二）程序的區別就只有換行，這告訴我們，C語言緩沖區對于顯式器是行緩沖的，C語言標準庫的文件流有三種緩沖模式，分別是全緩沖、行緩沖和無緩沖

全緩沖 _IOFBF ：通常用于對磁盤文件的操作，數據會先被存儲在緩沖區中，直到緩沖區被填滿或者調用 fflush 函數、關閉文件（fclose）時，才會將緩沖區中的數據寫入實際的文件，在全緩沖模式下，不會因為遇到換行符而自動刷新緩沖區行緩沖 _IOLBF ：常見于標準輸入、標準輸出等終端設備相關的流，當遇到換行符（n）時，會自動刷新緩沖區，將緩沖區中的數據寫入對應的設備或文件，某些情況下即使沒有換行符，緩沖區滿時也會刷新無緩沖 _IONBF ：標準錯誤輸出通常默認是無緩沖的，確保錯誤信息能夠立即顯示，在無緩沖模式下，數據會立即寫入對應的設備或文件，不會進行緩沖，因此不存在行刷新的概念

（五）無換行有return的C接口打印

進程退出return的時候，也會對緩沖區進行刷新

（六）深入理解緩沖區在用戶空間

我們打印在顯示器上的內容和打印在文件中的內容不一致，只有write打印了一遍，其他是按照順序打印了兩遍，我們當然能看出來這是fork的鍋，接下來我們就深入理解談一談緩沖區

首先我們分析第一張結果圖，因為顯示器是行緩沖的，所以我們C接口的打印放到緩沖區中一行就會被打印到屏幕上一行，三條語句執行完之后緩沖區是空的，然后write再往上寫，所以整個打印出來的順序也是按照代碼中來的

然后我們分析最后一張圖，第一個我們可以肯定的是，打印到文件一定不是行緩沖，那就更不是無緩沖，實際上，由于文件是在存儲硬件當中的，由于我們的效率問題，對于這種存儲類的緩沖條件都是全緩沖，把緩沖區塞滿再寫入存儲硬件中比塞一點寫一點效率高得多，所以前三句C接口調用的打印全部在緩沖區中，然后write將自己打印，然后我們就碰到了fork，創建子進程，父子進程此時共享代碼段和數據段，因為它們都沒有做修改，然后我們就碰到了return 0，前面我們提到：進程結束也是要清空緩沖區的，此時父或子進程某一個先結束（由調度器決定），其中一個進程清空緩沖區的行為會引起另一個進程的寫實拷貝，此時我們就有兩份緩沖區，兩個進程都結束都要清空緩沖區，自然在緩沖區中的內容要打印兩份了（在這里要注意了，不只是子進程修改數據會引起子進程的寫時拷貝，父進程對數據做修改時父進程也要發生寫時拷貝，被寫時拷貝的數據再再發生修改就直接修改了，不發生寫實拷貝）

二、文件系統

文件一般存儲在硬盤當中，我們已經學習了動態的文件，也就是進程打開文件訪問文件的過程，現在我們來學習一下靜態的文件，我們來直接學習一下固態硬盤

1、固態硬盤

固態硬盤是一種基于NAND閃存的存儲單元，我們常用的筆記本上的固態硬盤存儲單元類型一般都是TLC的，三層單元，每個單元存儲3bits，壽命較短成本較低，它通過電荷存儲數據，通過高低電平區分0/1

NAND閃存的寫入操作只能在已擦除的塊上進行，擦除的最小單位就是塊，通常為128KB-4MB，寫入的最小單位是頁，通常為4KB，所以它讀的速度特別快，可以到微秒級，因為需要先擦除塊，寫的速度較慢，只能到毫秒級，每個塊的擦寫次數有限，超過后就會失效，一般TLC的擦鞋上限在500-1500次

這樣的性質會帶來一些不太好的結果，比如我們要寫的內容很小，假設為4KB，那么我們先要擦除高達4MB的塊才能進行寫入，所以我們通過算法，將寫入分散到所有塊，避免某些塊因為多次擦除而失效

固態硬盤控制器中的核心邏輯叫做FTL ( Flash Translation Layer ) Flash翻譯層，負責將文件系統的邏輯地址映射到物理地址，是不是有點像進程地址通過頁表映射到物理地址呢

接下來我們要學習文件系統的邏輯地址LBA，因為我們很清楚FTL映射到物理地址的過程是與頁表映射是相似的，而邏輯地址的組織方式與進程地址可是不同的，雖然是有相似之處的~

2、邏輯地址LBA

LBA 從 0 開始，按照連續的整數順序依次為存儲設備中的每個數據塊編號，存儲設備中的每個數據塊都對應一個唯一的 LBA 值，比如第一個數據塊的 LBA 是 0，第二個是 1，依此類推，我們對應的數據塊有Super Block、Group Descriptor table、Block Bitmap、inode Bitmap、inode Table、Data blocks六個，最理想的情況下它們的LBA按照我上面寫的順序從0到5

我們把一塊固態硬盤，我們筆記本上有一些品牌比如說某L開頭的品牌，在我們購買的時候是默認給你帶1T固態的，一般的品牌就是512G，我們拿到筆記本之后會對電腦進行分區，c盤作為系統盤分到最多的內存，G盤作為游戲盤給到300多G，然后D盤用來學習寫代碼，留個200G，EF盤用來存一些其他的東西，這樣一套流程下來我們就分好盤了，我們說對硬盤做管理當然也是先描述后組織，Block Group就是組織和管理磁盤空間的一種重要結構

在n個Block Group之前有一個叫做Boot Block（引導塊）的區域，在計算機啟動過程中起著至關重要的作用，它是計算機啟動過程的起點，沒有引導塊中的引導代碼，計算機就無法知道如何加載操作系統，也就無法正常啟動

我們按照知識理解易難順序倒著往前來說

（一）數據塊 Data Blocks

用來存儲數據的塊，NAND FLASH 內部的數據塊由多個page組成，通常大小為4KB（現在也有8KB和16KB），這個page就是我們前面提到的最小寫入單位：頁

（二）inode表 inode Table

inode全稱為索引節點，是一種數據結構，用于存儲單個文件的全部屬性，一般來說每個文件都有一個inode

代碼語言：JavaScript代碼運行次數：0運行復制

struct inode{//inode編號//文件類型//權限//引用計數//擁有者//所屬組    // 直接塊指針    unsigned long i_block[NUM];    // 一次間接塊指針    unsigned long i_ind_block;    // 二次間接塊指針    unsigned long i_dind_block;    // 三次間接塊指針    unsigned long i_tind_block;}

其中inode編號每個文件都是不同的，我們主要說說數據塊指針

（1）直接塊指針

直接塊指針的NUM一般是12，它指向的位置是我們可以直接用來存儲的位置，如果我們內容比較小（12*4KB = 48KB以內），那么直接塊指針可以直接訪問這些數據

（2）一次間接塊指針

如果內容大于48KB，就需要一次間接塊指針，一次間接塊指針指向一個間接塊，這個間接塊存儲中存儲著多個指向數據塊的指針，如我們的內容在（4KB/4b）*4KB = 4MB以內，通過一次間接塊指針和直接塊指針就可以訪問這些數據

（3）二次間接塊指針

二次間接塊指針指向一個二次間接塊，這個二次間接塊存儲中存儲著多個指向間接塊的指針，與一次間接塊指針類似，這樣我們存儲的范圍就達到了（4KB/4b）*（4KB/4b）*4KB = 4GB

（4）三次間接塊指針

同上，最終我們最大的存儲范圍達到了（4KB/4b）*（4KB/4b）*（4KB/4b）*4KB = 4TB

（三）inode位圖 inode Bitmap

我們通過位圖來和inode一一對應，位圖上對應的比特位為0，那么該inode就沒有被使用，可以被分配，如果為1則被占用，當從1變為0時，該inode又可以被分配了，其實這個過程就是一個刪除的過程，一旦一個文件的inode無了，那么這文件是真的無了

在文件系統中，標識文件不是看它的名字，而是看它的inode，一旦inode和文件取消綁定了，那么操作系統就找不到這個文件了，再次寫入其他內容的時候也就會被擦除覆蓋了，換而言之，刪除恒等于可以被覆蓋

（四）塊位圖 Block Bitmap

我們通過位圖來和數據塊page一一對應，位圖上對應的比特位為0，那么該頁page就沒有被使用，可以被分配，如果為1則被占用，當從1變為0時，該page又可以被分配了，如果我們要刪除一塊空間，只需要將它的對應的位置0，到再次被寫入的時候就會消失了，當然我們的NAND閃存是定期擦除的，過一段時間它自己就被擦除了