缓冲区

缓冲区执行概念

C语言缓冲区存在于FILE结构体中

用户缓冲区刷新到OS缓冲区的策略

发生重定向

redir未重定向。

redir重定向。

磁盘的存储原理

细讲:

Inode table

Date block

Inode bitmap

Block bitmap

Group Descriptor Table

super Block

在目录下运行cat程序

软硬链接

软硬链接画图理解

编辑

缓冲区

缓冲区执行概念

在系统文件写入时，在用户层与系统层，都存在着缓冲区，而系统层对文件写入是加载到系统缓冲区，然后在写入到磁盘文件中，然而用户层则是通过写入数据先放到用户缓存中，然后再通过系统调用接口，将用户缓冲区数据加载到系统缓冲区（通过fd甄别）

C语言缓冲区存在于FILE结构体中

所以我们在printf、fprintf、fputs等等都是写入到用户缓冲区中

用户缓冲区刷新到OS缓冲区的策略

用户->OS刷新策略

1、立刻刷新:使用fflush(FILE*)

2、行刷新（行缓冲\n）：显示器打印

3、缓存区满了，才刷新（全缓冲）：向磁盘文件写入数据；(函数结束一次性打印：fclose->fflush+close()抽象的认为);

发生重定向

当原本打印在显示器的字符串打印到文件中会发生

显示器->文件

行缓冲->全缓冲

int main()
{
   //close(1);
   const char*mgs1="==标准输入==\n"; 
   write(1,mgs1,strlen(mgs1)); 
 
 
   const char*mgs2="==标准错误==\n";                                  
   write(2,mgs2,strlen(mgs2));
 
   printf("hello world\n");                                            18       
   fprintf(stdout,"wdsj\n");
   close(1);                                                          
   return 0;
}

运行代码

让我们重定向写入log.txt

我们的printf于fprintf的写入失效了，既没有在显示器中也没有再文件中，什么情况呢？

由于重定向到文件中原本打印策略是行缓冲，然后改变为了全缓冲打印文件中。

我们printf与fpantf打印的数据不在打印再显示器中，而是加载到用户缓冲区中

然后我们提前关闭了文件log.txt（bash的重定向将stdout改变为向log.txt写入）

导致了fd=1中的文件缓冲无法加载到OS文件缓冲区中再进程结束刷新用户缓冲区的时候就，进程就无法刷新用户缓冲区的数据到文件内核缓冲区了，然后再写入文件。

注意，一个FILE指针一个缓冲区，缓冲区不共用。

但是为什么write写入到文件中了呢？不是文件fd关闭了吗？因为wirte是系统函数，他可以直接写入到文件内核缓冲区，不用经过用户缓冲区，所以当我们提前关闭fd=1不影响再内核缓冲区的数据。

在进程结束的时候（main的return 或者exit()），刷新用户缓冲区与OS缓冲区，fd关闭了影响到用户缓冲区刷新数据到内核缓冲区，但是不影响内核数据刷新到磁盘中。

redir未重定向。

打印到显示器上，显示器使用的是行缓冲原理，在遇见\n就会立刻从用户缓冲区刷新到文件缓冲区中，数据打印在显示器上。所以关闭fd:1，该进程不受影响。

而如果提前关闭fd：1

无法通过fd：1下标对应的地址访问对应的显示器struct file文件结构体。

但是不影响fd：2访问显示器文件结构体！！

redir重定向。

写入到系统缓冲区的字符串会，会立刻写到磁盘中，不管是否由刷新直接写入

这是我实验出来的，如果由错误请大佬留下你的宝贵意见。

全缓冲：C语言函数：printf，fprintf的流的数据被保存在用户缓冲区中，无论有没有'\n'都将停留在用户缓冲区中，等待主动刷新或者程序正常结束刷新缓冲区到文件缓冲区中。

但是write系统接口，不需要加载到用户缓冲区，直接加载到相应文件缓冲区中，当前写入结束直接写入到磁盘中。

运行代码

最后关闭fd：1不影响系统接口write，说明在关闭前系统接口就将数据写入到file中，而C语言接口未写入到任何地方，验证了C语言有缓冲区，在重定向后“\n”将无法主动刷新数据到文件缓冲区，而在我们关闭了进程fd:1的文件描述符，进程在结束以后将无法根据fd：1刷新数据到对应的文件中。

磁盘的存储原理

我们将磁盘想象成一个超级大的数组

将数组的每个区域划分，放大3区查看详细内容

boot block : 该区域的初始阶段，表示着加入3区的开始，直到下一个boot block的出现,这段空间都为3区域的的内容。我们管理好3区域就可以类似复制的类型,管理好其他区域.

对3区域继续划分,划分n个block groud区,放大视角观察block groud 0;

super block:包含所有block块信息,同区域的块信息相同(block ground 0~n,super block相同);

Group Descriptor Table:保存着当前块群的使用情况信息

block bitmap : 保存当前群块的使用与未使用的Date block 位置,使用二进制标识,0标识未使用,1标识已使用。

Inode bitmap :保存当前未被使用与已被使用的Inode table信息位置,与block bitmap 相同,也是二进制标识使用与未使用。

Inode table : 里面保存的是一个一个结构体一样的数据.它存储的是该文件的属性信息如:文件权限,文件大小,文件日期,还保存对应的Date block 的地址信息。

Date block:里面保存的是一个一个结构体一样的数据.它存储的是该文件的内容如:C源文件写的代码,图片的信息等待

细讲:

Inode table

也类似一个大大的数组(也可能是链表,不影响概念理解)存放结构体数据,像一个桌面,放着多个盒子(结构体数据),里面存储着文件的属性(每个盒子有着自己唯一的Inode编号,这里的唯一范围包括整个磁盘的Inode table数据)

Date block

也类似一个大大的数组(也可能是链表,不影响概念理解)存放结构体数据,也像一个桌面,放着多个盒子(结构体数据),里面存储着文件的内容,根据Inode保存的date block地址找到的对应的数据盒子,可能在Inode盒子结构体中存在数组成员存储多个Date block 数据,也可能结构体有个指针指向这头Date block其他的Date block链式存储方式链接,我们不深究.

Inode bitmap

类似于花名册，查看Inode Table的已使用空间与未使用空间的分布情况。利用二进制的0和1

0表示该位置未使用，1表示已使用。

Block bitmap

也是和Inode bitmap一样花名册。

Group Descriptor Table

保存信息位当前Group区块Date block与Inode Table使用情况以及其他数据。

super Block

来存储基本的文件系统类别数据。保存整个当前boot block中所有Block group 的使用情况。每个Block group都有一份，虽然冗余但是如果其他Block group出错，可以根据同区域的其他block找到该区域相关情况。

inode:类似于每个文件都有一个inode编号，类似人的身份证

在磁盘中每个文件都有唯一的Inode。这是改变不了的。

在目录下运行cat程序

首先我们知道，我们所有创建的文件或目录文件都是在一个目录下创建的。目录存储的数据其实就是该目录中文件与其Inode对应关系。

好了脑子里存着这个概念

这段代码运行的逻辑是什么呢？（cat文件的运行我们不聊）首先在根据当前目录（.）的Inode值-->目录的Inode结构体->目录的Date group->在Date group下找到proc.cc文件名对应的Inode-->然后根据proc.cc的Inode值找到对应的Inode结构体-->根据Inode结构体找到Date group中存放的数据-->通过cat打印在显示屏文件中。