目录
一、缓冲区
1.1 缓冲区是内存的一块存储空间
1.2 缓冲区的作用
1.3 C式缓冲区
1.3.1 C语言的FILE结构体
1.3.2 C式缓冲区刷新策略
二、OS与内核缓冲区
2.1 数据从缓冲区到磁盘
2.2 fsync() 数据免缓冲直接到磁盘文件
2.3 检验用户与内核缓冲区
三、文件系统
3.1 磁盘
3.1.1 磁盘物理结构
3.1.2 磁盘存储结构
3.1.3 磁盘逻辑结构
3.1.4 磁盘分区分组管理
3.2 软硬链接
3.2.1 建立软链接与硬链接
3.2.2 目录的硬链接
3.2.3 软链接应用
一、缓冲区
1.1 缓冲区是内存的一块存储空间
缓冲区是内存中一块连续的存储空间！
1.2 缓冲区的作用
缓冲区相当于我们日常寄快递的顺丰服务，我们将我们的数据拷贝至我们的缓冲区，缓冲区将我们的数据进行IO读写！这样可以缓解CPU压力，提高进程运行效率！
1.3 C式缓冲区
1.3.1 C语言的FILE结构体
C语言的FILE结构体内成员不仅有文件描述符，还有缓冲区区域划分的变量！这个缓冲区我们称为C式缓冲区，默认式行缓冲，C式缓冲区不在内核中而是在用户级别中！
1.3.2 C式缓冲区刷新策略
1.立刻刷新（fflush）
2.行缓冲(每次换行刷新)
3.全缓冲(缓冲区内存空间存满)
二、OS与内核缓冲区
2.1 数据从缓冲区到磁盘
C式缓冲区是用户级别的缓冲区，C式接口将数据先拷贝至C式缓冲区，然后最后将C式缓冲区数据拷贝至内核缓冲区，最后从内核缓冲区写入文件中(这个阶段由OS完成)！
2.2 fsync() 数据免缓冲直接到磁盘文件
2.3 检验用户与内核缓冲区
下面代码一次用fork，一次不同：
#include<stdio.h>
#include<unistd.h>// write fork
#include<string.h>
int main()
{
//C式接口
printf("Hello Linux!\n");
fprintf(stdout,"Welcome to Linux!\n");
//系统接口
const char* buffer="Nice to meet you!\n";
write(1,buffer,strlen(buffer));
fork();
return 0;
}
fork以后，为什么C式接口函数会打印两次？
创建子进程代码解释：创建子进程前，父进程的数据从默认的显示器重定向到指定文件，C式接口函数(显示器)默认是行缓冲！但是重定向到文件，变成了全缓冲！所以数据依旧在缓冲区没有被刷新，创建子进程后，程序退出，子进程退出后刷新缓冲区，缓冲区数据被写入文件中，刷新代表着修改共享数据！于是父进程进行写时拷贝缓冲区数据，然后退出再次刷新新的缓冲区！
为什么write内容只打印一次呢？
write没有FILE*，也就没有C式缓冲区！而是直接写入内核缓冲区！
三、文件系统
3.1 磁盘
3.1.1 磁盘物理结构
盘片
一个磁盘（如一个 1T 的机械硬盘）由多个盘片叠加而成。盘片的表面涂有磁性物质，这些磁性物质用来记录二进制数据。因为正反两面都可涂上磁性物质，故一个盘片可能会有两个盘面。
磁道、扇区
每个盘片被划分为一个个磁道，每个磁道又划分为一个个扇区。其中，最内侧磁道上的扇区面积最小，因此数据密度最大。
柱面
每个盘面对应一个磁头。所有的磁头都是连在同一个磁臂上的，因此所有磁头只能“共进退”。所有盘面中相对位置相同的磁道组成柱面
3.1.2 磁盘存储结构
磁盘查找数据顺序：定位磁道(柱面)-->定位磁盘-->定位扇区 （CHS法)
查找过程中，每个面的磁头都会在每个面的磁道寻找
3.1.3 磁盘逻辑结构
卷起来磁带扯出来就是一条长带，是一种线性结构！
我们可以联想将我们圆形的磁盘磁道拉成一条磁带，这样磁道就可以抽象成是一种线性的结构！磁盘由多条磁带组成！
磁盘基本存储单位是扇区的512字节，但是依旧很小！OS内的文件系统定制的进行多个扇区的读取，这样可以一次读取1/2/KB，4KB为主的基本单位！也就是说，哪怕只要读取/修改1bit，也必须将4KB加载到内存！
内存是被划分成了4KB大小的空间--页框
磁盘的文件尤其是可执行文件--按照4KB大小划分好的块--页帧
3.1.4 磁盘分区分组管理
类比我们国家划省管理，计算机同样分区管理！这些区就是我们现在的C/D/E盘...在区中，我们还分组管理，所有组管理方式一样！
文件=内容+属性
文件inode存放文件的属性(没有文件名)，Data blocks存放文件内容！一个文件，一个inode！查找文件通过inode编号！
查看inode方法 ls -i 选项！
Block Group：ext2文件系统会根据分区的大小划分为数个Block Group。而每个Block Group都有着相同的结构组成。政府管理各区的例子
超级块（Super Block）：存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有：bolck 和 inode的总量，未使用的block和inode的数量，一个block和inode的大小，最近一次挂载的时间，最近一次写入数据的时间，最近一次检验磁盘的时间等其他文件系统的相关信息。Super Block的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了
GDT，Group Descriptor Table：块组描述符，描述块组属性信息，有兴趣的同学可以在了解一下
块位图（Block Bitmap）：Block Bitmap中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用
inode位图（inode Bitmap）：每个bit表示一个inode是否空闲可用。inode table：存放已用和未用的inode！
i节点表:存放文件属性 如 文件大小，所有者，最近修改时间等
数据区(Data blocks)：以数据块的形式存放文件内容
数据区如何存储文件内容？
数据区以一个个数据块为基本单位存储数据！不同数据块大小并不一定相同！有些特殊数据块不存数据而是存储数据块索引，即该数据块可以指向其他数据块！我们称之为多级索引！
如何找到我们需要读取/修改的文件内容？
我们的inode结构体内有一个数组，存储数据块的数据块编号！通过编号找到具体数据块！
如何通过文件名找到对应的文件内容？
我们之前是通过inode找到数据块，但是我们用的都是文件名啊，inode中没有文件名！文件名怎么找到自己的inode？我们需要两者的索引关系！那就是我们的目录！目录也是一个文件，该文件中存放着我们目录下文件名与inode的映射，这样我们就可以通过文件名拿到文件的indoe，继而找到我们数据块文件内容！所以为什么我们读文件首先一定要拥有目录的读权限，这样我们才能读取目录的数据块
3.2 软硬链接
3.2.1 建立软连接与硬链接
上面的数字意义是同一个inode有多少文件名与它有映射关系！
软链接文件是独立的文件，它的数据块内存放对应链接文件的路径，而硬链接相当于引用！所以为什么我们可以看到 log.txt 变成了有两个不同文件名称映射同一个inode！
下面我们来测试一下软硬链接的区别：
解除软链接：
3.2.2 目录的硬链接
目录文件内有该目录路径以及上机目录路径的硬链接！
一个点表示当前目录，两个点表示上级目录的硬链接！
这样我们可以在任何路径下，建立路径文件的软硬链接！但是我们用户不能给路径建立硬链接！
3.2.3 软链接应用
软链接相当于我们Windows中的快捷方式！软链接可以让我们在很深的路径下找到上级路径的文件！
