一、FILE結(jié)構(gòu)

1、fd

FILE是在C中封裝起來的一個結(jié)構(gòu)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，F(xiàn)ILE結(jié)構(gòu)體中，int _file存放的就是fd，其他的成員基本都是與緩沖區(qū)有關(guān)的

2、緩沖區(qū)

（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(nèi)容，我們再看下一段

理想狀態(tài)下我們應(yīng)該是打印出結(jié)果后然后進(jìn)行while一直循環(huán)，實際上是一只不會打印，這是為什么呢？是的，待在緩沖區(qū)里

首先我們要知道，緩沖區(qū)的大概位置，我們上面貼了一張F(tuán)ILE結(jié)構(gòu)體的結(jié)構(gòu)圖，我們可以很清楚地看到緩沖區(qū)是FILE的成員指針指向的一塊位置，也就是說緩沖區(qū)一定在用戶空間而不是內(nèi)核空間

（三）無換行無return的系統(tǒng)調(diào)用接口打印

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

在這個程序中我們直接調(diào)用系統(tǒng)調(diào)用接口write，所以它不會經(jīng)過C語言的緩沖區(qū)，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(qū)別就只有換行，這告訴我們，C語言緩沖區(qū)對于顯式器是行緩沖的，C語言標(biāo)準(zhǔn)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(shù)據(jù)會先被存儲在緩沖區(qū)中，直到緩沖區(qū)被填滿或者調(diào)用 fflush 函數(shù)、關(guān)閉文件（fclose）時，才會將緩沖區(qū)中的數(shù)據(jù)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(qū)
• 行緩沖 _IOLBF ：常見于標(biāo)準(zhǔn)輸入、標(biāo)準(zhǔn)輸出等終端設(shè)備相關(guān)的流，當(dāng)遇到換行符（\n）時，會自動刷新緩沖區(qū)，將緩沖區(qū)中的數(shù)據(jù)寫入對應(yīng)的設(shè)備或文件，某些情況下即使沒有換行符，緩沖區(qū)滿時也會刷新
• 無緩沖 _IONBF ：標(biāo)準(zhǔn)錯誤輸出通常默認(rèn)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(shù)據(jù)會立即寫入對應(yīng)的設(shè)備或文件，不會進(jìn)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(jìn)程退出return的時候，也會對緩沖區(qū)進(jìn)行刷新

（六）深入理解緩沖區(qū)在用戶空間

我們打印在顯示器上的內(nèi)容和打印在文件中的內(nèi)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(dāng)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(qū)

首先我們分析第一張結(jié)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(qū)中一行就會被打印到屏幕上一行，三條語句執(zhí)行完之后緩沖區(qū)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(dāng)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(qū)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(diào)用的打印全部在緩沖區(qū)中，然后write將自己打印，然后我們就碰到了fork，創(chuàng)建子進(jìn)程，父子進(jìn)程此時共享代碼段和數(shù)據(jù)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(jìn)程結(jié)束也是要清空緩沖區(qū)的，此時父或子進(jìn)程某一個先結(jié)束（由調(diào)度器決定），其中一個進(jìn)程清空緩沖區(qū)的行為會引起另一個進(jìn)程的寫實拷貝，此時我們就有兩份緩沖區(qū)，兩個進(jìn)程都結(jié)束都要清空緩沖區(qū)，自然在緩沖區(qū)中的內(nèi)容要打印兩份了（在這里要注意了，不只是子進(jìn)程修改數(shù)據(jù)會引起子進(jìn)程的寫時拷貝，父進(jìn)程對數(shù)據(jù)做修改時父進(jìn)程也要發(fā)生寫時拷貝，被寫時拷貝的數(shù)據(jù)再再發(fā)生修改就直接修改了，不發(fā)生寫實拷貝）

二、文件系統(tǒng)

文件一般存儲在硬盤當(dāng)中，我們已經(jīng)學(xué)習(xí)了動態(tài)的文件，也就是進(jìn)程打開文件訪問文件的過程，現(xiàn)在我們來學(xué)習(xí)一下靜態(tài)的文件，我們來直接學(xué)習(xí)一下固態(tài)硬盤

1、固態(tài)硬盤

固態(tài)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(tài)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(shù)據(jù)，通過高低電平區(qū)分0/1

NAND閃存的寫入操作只能在已擦除的塊上進(jìn)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(shù)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(zhì)會帶來一些不太好的結(jié)果，比如我們要寫的內(nèi)容很小，假設(shè)為4KB，那么我們先要擦除高達(dá)4MB的塊才能進(jìn)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(tài)硬盤控制器中的核心邏輯叫做FTL ( Flash Translation Layer ) Flash翻譯層，負(fù)責(zé)將文件系統(tǒng)的邏輯地址映射到物理地址，是不是有點像進(jìn)程地址通過頁表映射到物理地址呢

接下來我們要學(xué)習(xí)文件系統(tǒng)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(jìn)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(xù)的整數(shù)順序依次為存儲設(shè)備中的每個數(shù)據(jù)塊編號，存儲設(shè)備中的每個數(shù)據(jù)塊都對應(yīng)一個唯一的 LBA 值，比如第一個數(shù)據(jù)塊的 LBA 是 0，第二個是 1，依此類推，我們對應(yīng)的數(shù)據(jù)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(tài)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(rèn)給你帶1T固態(tài)的，一般的品牌就是512G，我們拿到筆記本之后會對電腦進(jìn)行分區(qū)，C盤作為系統(tǒng)盤分到最多的內(nèi)存，G盤作為游戲盤給到300多G，然后D盤用來學(xué)習(xí)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(dāng)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(jié)構(gòu)

在n個Block Group之前有一個叫做Boot Block（引導(dǎo)塊）的區(qū)域，在計算機(jī)啟動過程中起著至關(guān)重要的作用，它是計算機(jī)啟動過程的起點，沒有引導(dǎo)塊中的引導(dǎo)代碼，計算機(jī)就無法知道如何加載操作系統(tǒng)，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(shù)據(jù)塊 Data Blocks

用來存儲數(shù)據(jù)的塊，NAND FLASH 內(nèi)部的數(shù)據(jù)塊由多個page組成，通常大小為4KB（現(xiàn)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(jié)點，是一種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，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

struct inode
{
	//inode編號
	//文件類型
	//權(quán)限
	//引用計數(shù)
	//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(shù)據(jù)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(nèi)容比較?。?code>12*4KB = 48KB以內(nèi)），那么直接塊指針可以直接訪問這些數(shù)據(jù)

（2）一次間接塊指針

如果內(nèi)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(shù)據(jù)塊的指針，如我們的內(nèi)容在（4KB/4b）*4KB = 4MB以內(nèi)，通過一次間接塊指針和直接塊指針就可以訪問這些數(shù)據(jù)

（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(dá)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(dá)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(yīng)，位圖上對應(yīng)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(dāng)從1變?yōu)?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(tǒng)中，標(biāo)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(tǒng)就找不到這個文件了，再次寫入其他內(nèi)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(shù)據(jù)塊page一一對應(yīng)，位圖上對應(yīng)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(dāng)從1變?yōu)?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(yīng)的位置0，到再次被寫入的時候就會消失了，當(dāng)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

（五）塊組描述符表 Group Descriptor Table

記錄了該塊組的詳細(xì)信息，包括塊位圖的位置、inode 位圖的位置、inode 表的起始位置等，用于定位和管理塊組內(nèi)的各種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

（六）超級塊 Super Block

超級塊是文件系統(tǒng)的核心，記錄了文件系統(tǒng)的全局信息，如塊大小、inode 數(shù)量、空閑塊數(shù)量等，為了防止超級塊損壞導(dǎo)致文件系統(tǒng)無法使用，每個塊組中可能會包含超級塊的副本，不過并非所有塊組都有

總結(jié)

以上為個人經(jīng)驗，希望能給大家一個參考，也希望大家多多支持腳本之家。

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