【Linux】缓冲区和文件系统

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缓冲区和文件系统

• 一、FILE结构
  • 1、fd
  • 2、缓冲区
    • （一）有换行有return全部打印
    • （二）无换行无return的C接口打印
    • （三）无换行无return的系统调用接口打印
    • （四）有换行无return的C接口打印
    • （五）无换行有return的C接口打印
    • （六）深入理解缓冲区在用户空间
• 二、文件系统
  • 1、固态硬盘
  • 2、逻辑地址LBA
    • （一）数据块 Data Blocks
    • （二）inode表 inode Table
      • （1）直接块指针
      • （2）一次间接块指针
      • （3）二次间接块指针
      • （4）三次间接块指针
    • （三）inode位图 inode Bitmap
    • （四）块位图 Block Bitmap
    • （五）块组描述符表 Group Descriptor Table
    • （六）超级块 Super Block

一、FILE结构

1、fd

FILE是在C中封装起来的一个结构体，那我们访问文件的时候都是通过fd访问的，自然在FILE中是封装了fd的，FILE结构体中，int _file存放的就是fd，其他的成员基本都是与缓冲区有关的

2、缓冲区

（一）有换行有return全部打印

看下面一段代码：

（二）无换行无return的C接口打印

很显然的，我们打印出了所有我们需要的内容，我们再看下一段

理想状态下我们应该是打印出结果后然后进行while一直循环，实际上是一只不会打印，这是为什么呢？是的，待在缓冲区里

首先我们要知道，缓冲区的大概位置，我们上面贴了一张FILE结构体的结构图，我们可以很清楚地看到缓冲区是FILE的成员指针指向的一块位置，也就是说缓冲区一定在用户空间而不是内核空间

（三）无换行无return的系统调用接口打印

我们在调用上面三个函数的时候，都是调用的C接口，自然都待在缓冲区里了，我们再看下一个程序

在这个程序中我们直接调用系统调用接口write，所以它不会经过C语言的缓冲区，而是直接打印

（四）有换行无return的C接口打印

我们再来看一组程序

这个程序和（二）程序的区别就只有换行，这告诉我们，C语言缓冲区对于显式器是行缓冲的，C语言标准库的文件流有三种缓冲模式，分别是全缓冲、行缓冲和无缓冲

全缓冲 _IOFBF ：通常用于对磁盘文件的操作，数据会先被存储在缓冲区中，直到缓冲区被填满或者调用 fflush 函数、关闭文件（fclose）时，才会将缓冲区中的数据写入实际的文件，在全缓冲模式下，不会因为遇到换行符而自动刷新缓冲区
行缓冲 _IOLBF ：常见于标准输入、标准输出等终端设备相关的流，当遇到换行符（\n）时，会自动刷新缓冲区，将缓冲区中的数据写入对应的设备或文件，某些情况下即使没有换行符，缓冲区满时也会刷新
无缓冲 _IONBF ：标准错误输出通常默认是无缓冲的，确保错误信息能够立即显示，在无缓冲模式下，数据会立即写入对应的设备或文件，不会进行缓冲，因此不存在行刷新的概念

（五）无换行有return的C接口打印

进程退出return的时候，也会对缓冲区进行刷新

（六）深入理解缓冲区在用户空间

我们打印在显示器上的内容和打印在文件中的内容不一致，只有write打印了一遍，其他是按照顺序打印了两遍，我们当然能看出来这是fork的锅，接下来我们就深入理解谈一谈缓冲区

首先我们分析第一张结果图，因为显示器是行缓冲的，所以我们C接口的打印放到缓冲区中一行就会被打印到屏幕上一行，三条语句执行完之后缓冲区是空的，然后write再往上写，所以整个打印出来的顺序也是按照代码中来的

然后我们分析最后一张图，第一个我们可以肯定的是，打印到文件一定不是行缓冲，那就更不是无缓冲，实际上，由于文件是在存储硬件当中的，由于我们的效率问题，对于这种存储类的缓冲条件都是全缓冲，把缓冲区塞满再写入存储硬件中比塞一点写一点效率高得多，所以前三句C接口调用的打印全部在缓冲区中，然后write将自己打印，然后我们就碰到了fork，创建子进程，父子进程此时共享代码段和数据段，因为它们都没有做修改，然后我们就碰到了return 0，前面我们提到：进程结束也是要清空缓冲区的，此时父或子进程某一个先结束（由调度器决定），其中一个进程清空缓冲区的行为会引起另一个进程的写实拷贝，此时我们就有两份缓冲区，两个进程都结束都要清空缓冲区，自然在缓冲区中的内容要打印两份了（在这里要注意了，不只是子进程修改数据会引起子进程的写时拷贝，父进程对数据做修改时父进程也要发生写时拷贝，被写时拷贝的数据再再发生修改就直接修改了，不发生写实拷贝）

二、文件系统

文件一般存储在硬盘当中，我们已经学习了动态的文件，也就是进程打开文件访问文件的过程，现在我们来学习一下静态的文件，我们来直接学习一下固态硬盘

1、固态硬盘

固态硬盘是一种基于NAND闪存的存储单元，我们常用的笔记本上的固态硬盘存储单元类型一般都是TLC的，三层单元，每个单元存储3bits，寿命较短成本较低，它通过电荷存储数据，通过高低电平区分0/1

NAND闪存的写入操作只能在已擦除的块上进行，擦除的最小单位就是块，通常为128KB-4MB，写入的最小单位是页，通常为4KB，所以它读的速度特别快，可以到微秒级，因为需要先擦除块，写的速度较慢，只能到毫秒级，每个块的擦写次数有限，超过后就会失效，一般TLC的擦鞋上限在500-1500次

这样的性质会带来一些不太好的结果，比如我们要写的内容很小，假设为4KB，那么我们先要擦除高达4MB的块才能进行写入，所以我们通过算法，将写入分散到所有块，避免某些块因为多次擦除而失效

固态硬盘控制器中的核心逻辑叫做FTL ( Flash Translation Layer ) Flash翻译层，负责将文件系统的逻辑地址映射到物理地址，是不是有点像进程地址通过页表映射到物理地址呢

接下来我们要学习文件系统的逻辑地址LBA，因为我们很清楚FTL映射到物理地址的过程是与页表映射是相似的，而逻辑地址的组织方式与进程地址可是不同的，虽然是有相似之处的~

2、逻辑地址LBA

LBA 从 0 开始，按照连续的整数顺序依次为存储设备中的每个数据块编号，存储设备中的每个数据块都对应一个唯一的 LBA 值，比如第一个数据块的 LBA 是 0，第二个是 1，依此类推，我们对应的数据块有Super Block、Group Descriptor Table、Block Bitmap、inode Bitmap、inode Table、Data blocks六个，最理想的情况下它们的LBA按照我上面写的顺序从0到5

我们把一块固态硬盘，我们笔记本上有一些品牌比如说某L开头的品牌，在我们购买的时候是默认给你带1T固态的，一般的品牌就是512G，我们拿到笔记本之后会对电脑进行分区，C盘作为系统盘分到最多的内存，G盘作为游戏盘给到300多G，然后D盘用来学习写代码，留个200G，EF盘用来存一些其他的东西，这样一套流程下来我们就分好盘了，我们说对硬盘做管理当然也是先描述后组织，Block Group就是组织和管理磁盘空间的一种重要结构

在n个Block Group之前有一个叫做Boot Block（引导块）的区域，在计算机启动过程中起着至关重要的作用，它是计算机启动过程的起点，没有引导块中的引导代码，计算机就无法知道如何加载操作系统，也就无法正常启动

我们按照知识理解易难顺序倒着往前来说

（一）数据块 Data Blocks

用来存储数据的块，NAND FLASH 内部的数据块由多个page组成，通常大小为4KB（现在也有8KB和16KB），这个page就是我们前面提到的最小写入单位：页

（二）inode表 inode Table

inode全称为索引节点，是一种数据结构，用于存储单个文件的全部属性，一般来说每个文件都有一个inode

structinode{//inode编号//文件类型//权限//引用计数//拥有者//所属组// 直接块指针unsignedlong i_block[NUM];// 一次间接块指针unsignedlong i_ind_block;// 二次间接块指针unsignedlong i_dind_block;// 三次间接块指针unsignedlong i_tind_block;}

其中inode编号每个文件都是不同的，我们主要说说数据块指针

（1）直接块指针

直接块指针的NUM一般是12，它指向的位置是我们可以直接用来存储的位置，如果我们内容比较小（12*4KB = 48KB以内），那么直接块指针可以直接访问这些数据

（2）一次间接块指针

如果内容大于48KB，就需要一次间接块指针，一次间接块指针指向一个间接块，这个间接块存储中存储着多个指向数据块的指针，如我们的内容在（4KB/4b）*4KB = 4MB以内，通过一次间接块指针和直接块指针就可以访问这些数据

（3）二次间接块指针

二次间接块指针指向一个二次间接块，这个二次间接块存储中存储着多个指向间接块的指针，与一次间接块指针类似，这样我们存储的范围就达到了（4KB/4b）*（4KB/4b）*4KB = 4GB

（4）三次间接块指针

同上，最终我们最大的存储范围达到了 （4KB/4b）*（4KB/4b）*（4KB/4b）*4KB = 4TB

（三）inode位图 inode Bitmap

我们通过位图来和inode一一对应，位图上对应的比特位为0，那么该inode就没有被使用，可以被分配，如果为1则被占用，当从1变为0时，该inode又可以被分配了，其实这个过程就是一个删除的过程，一旦一个文件的inode无了，那么这文件是真的无了

在文件系统中，标识文件不是看它的名字，而是看它的inode，一旦inode和文件取消绑定了，那么操作系统就找不到这个文件了，再次写入其他内容的时候也就会被擦除覆盖了，换而言之，删除恒等于可以被覆盖

（四）块位图 Block Bitmap

我们通过位图来和数据块page一一对应，位图上对应的比特位为0，那么该页page就没有被使用，可以被分配，如果为1则被占用，当从1变为0时，该page又可以被分配了，如果我们要删除一块空间，只需要将它的对应的位置0，到再次被写入的时候就会消失了，当然我们的NAND闪存是定期擦除的，过一段时间它自己就被擦除了

（五）块组描述符表 Group Descriptor Table

记录了该块组的详细信息，包括块位图的位置、inode 位图的位置、inode 表的起始位置等，用于定位和管理块组内的各种数据结构

（六）超级块 Super Block

超级块是文件系统的核心，记录了文件系统的全局信息，如块大小、inode 数量、空闲块数量等，为了防止超级块损坏导致文件系统无法使用，每个块组中可能会包含超级块的副本，不过并非所有块组都有

今日分享就到这里啦~