缓冲区
缓冲区本质就是一段内存
如果要现在的快递行业极大地节省了我们的时间；如果要寄快递，只需要将快递放到寄存地点，物流就会帮我们将其送达目的地
其实物流同样也存在于操作系统中；比如我们向文件中写东西，大的角度来看是从内存将内容写到磁盘中，其底层是进程将数据写到文件中，其过程是：先将数据拷贝到缓冲区，缓冲区再将数据拷贝到文件中，缓冲区的存在极大地减少了数据写到文件的时间；这也与缓冲区的结构有关
缓冲区刷新的策略
如果存在一块数据，可以一次性全部都写入到外设中；也可以多次批量写入到外设中；缓冲区会根据具体的外设，制定相应的刷新策略
立即刷新也就是无缓冲
行刷新-行缓冲对应的外设就是显示器
当缓冲区已经满时进行刷新-全缓冲
其实还存在两种刷新方式：用户强制刷新；进程退出时都会进行缓冲区刷新
缓冲区到底在哪呢？上面代码的打印结果与缓冲区有关，从结果来看，其一定不存在于内核之中；上面学习的三个标准输出流，输入流，错误流其类型是FILE*，对应的结构体FILE包含着文件描述符，并且还包括缓冲区
现在来解释上面打印结果差异的原因：打印到显示器上面时，stdout默认是行刷新，在创建子进程之前，三条库函数调用已经将数据打印到显示器上，结构体FILE中已经不存在对应的数据；重定向到文件中时，缓冲区采用的是全缓冲，库函数调用接口，虽然含有\n，但是不足以将stdout缓冲区写满，数据并没有被刷新，创建子进程时，stdout属于父进程父进程，接着就是进程退出，父进程或子进程退出时，一定要进行缓冲区刷新，也就是进行数据修改，所有发生了写时拷贝，后一个进程退出时也会打印一次；系统调用之所以没有没打印两次，是因为write中并没有FILE结构体，所有也没有所谓的缓冲区
模拟实现缓冲区
mystdio.h
1 #pragma once 2 3 #include<assert.h> 4 #include<stdlib.h> 5 #include<errno.h> 6 #include<string.h> 7 #include<unistd.h> 8 #include<sys/types.h> 9 #include<sys/stat.h> 10 #include<fcntl.h> 11 12 #define SIZE 1024 13 #define SYNC_NOW 1 14 #define SYNC_LINE 2 15 #define SYNC_FULL 4 16 17 typedef struct _FILE{ 18 int flags;//刷新方式 19 int fileno;//文件描述符 20 int cap;//总容量 21 int size;//当前大小 22 char buffer[SIZE]; 23 }FILE_; 24 25 FILE_ *fopen_(const char*path_name,const char*mode); 26 void fwrite_(const void*ptr,int num,FILE_ *fp); 27 void fclose_(FILE_*fp); 28 void fflush_(FILE_*fp);
mystdio.c
1 #include"mystdio.h" 2 3 FILE_*fopen_(const char*path_name,const char*mode) 4 { 5 int flags=0; 6 int defaultmode=0666; 7 if(strcmp(mode,"r")==0) 8 { 9 flags|=O_RDONLY; 10 } 11 else if(strcmp(mode,"w")==0) 12 { 13 flags|=(O_WRONLY|O_CREAT|O_TRUNC); 14 } 15 else if(strcmp(mode,"a")==0) 16 { 17 flags|=(O_WRONLY|O_CREAT|O_APPEND); 18 } 19 else 20 { 21 22 } 23 24 int fd=0; 25 if(flags&O_RDONLY) 26 fd=open(path_name,flags); 27 else 28 fd=open(path_name,defaultmode); 29 30 if(fd<0) 31 { 32 const char*err=strerror(errno); 33 write(2,err,strlen(err)); 34 return NULL; 35 } 36 37 FILE_*fp=(FILE_*)malloc(sizeof(FILE_)); 38 fp->flags=SYNC_LINE; 39 40 fp->fileno=fd; 41 42 fp->cap=SIZE; 43 44 memset(fp->buffer,0,SIZE); 45 46 return fp; 47 } 48 49 void fwrite_(const void*ptr,int num,FILE_*fp) 50 { 51 //写入到缓冲区 52 memcpy(fp->buffer+fp->size,ptr,num); 53 fp->size+=num; 54 55 //判断是否需要刷新 56 if(fp->flags&SYNC_NOW) 57 { 58 write(fp->fileno,fp->buffer,fp->size); 59 fp->size=0;//清空缓冲区 60 } 61 else if(fp->flags&SYNC_FULL) 62 { 63 if(fp->size==fp->cap) 64 { 65 write(fp->fileno,fp->buffer,fp->size); 66 fp->size=0; 67 } 68 } 69 else if(fp->flags&SYNC_LINE) 70 { 71 if(fp->buffer[fp->size-1]=='\n') 72 { 73 write(fp->fileno,fp->buffer,fp->size); 74 fp->size=0; 75 } 76 } 77 else 78 { 79 80 } 81 } 82 83 84 void fflush_(FILE_*fp) 85 { 86 if(fp->size>0) 87 write(fp->fileno,fp->buffer,fp->size); 88 89 fsync(fp->fileno);//强制要求刷新 90 fp->size=0; 91 } 92 93 void fclose_(FILE_*fp) 94 { 95 fflush_(fp); 96 close(fp->fileno); 97 }
总结
当我们向文件中写入时，肯定不是直接将内容写入到文件中，其中还包含着许多步骤；首先将内容拷贝到库所提供的缓冲区中fwrite()，也就是FILE中的缓冲区，紧接着文件结构体struct_file通过调用其函数指针将内容拷贝到内核缓冲区write()；最后由操作系统决定按照什么样的刷新策略将内容写到文件中
理解文件系统
如果一个文件没有被打开呢？磁盘中存在着许多没有被打开的文件，这些文件又该如何进行管理呢？
文件系统就是为了管理这些没有被打开的文件，在学习文件系统之前，先来了解磁盘的结构
磁盘
物理结构
磁盘是计算机中唯一的一个机械结构，同时也是外设
结构包括盘面和磁头，盘面的两面都有磁头；盘面通过马达控制旋转，磁头也通过马达控制左右摇摆，两者之间是没有任何接触的
存储结构
磁盘被划分为多个同心圆，每个同心圆称作磁道也称作柱面，同时每个磁道又被分为多个圆弧，每个圆弧称作扇区，数据就存储在每个扇区中，并且每个扇区存储的大小都是512 byte
在盘面上进行寻址时，磁头来回摆动确定在哪个磁道上，紧接着盘面旋转再确定在哪个扇区上，这种方法称为 CHS定位法
逻辑结构
磁盘物理结构上是圆盘形状，可以将其想象成线性结构，就像磁带一样，卷起来是圆形的，扯出来就是线性结构的
把磁盘从逻辑上看作是一个数组sector arr[n+1]，每个元素是一个扇区，对磁盘的管理，转化为对数组进行管理；转化为逻辑结构之后，再进行寻址就变得简单很多，只需要知道这个扇区的下标就能定位到该扇区，在操作系统中，称这种地址为LBA地址
优点：
方便管理
避免代码和硬件强耦合
进一步理解磁盘读写数据
虽然磁盘每次访问的基本单位都是512byte，但相对来说还是太小，如果文件的大小是4字节或8字节，那么要访问磁盘8次或者16次，效率太低；所以操作系统每次访问时，会进行多个扇区的读写，以4字节作为基本单位
文件系统
文件系统为了对磁盘，进行管理，先进行分区，就相当于将每个同心圆分隔出来；再进行分组，每个同心圆中有不同的区域，每个区域所存储的内容也不同
文件=内容+属性
Linux的文件属性和文件内容是分批存储的；inode是用来存储文件的几乎所有属性，出来文件名，每个文件对应一个inode，大小固定，inode为了进行彼此区分，都有自己的ID；data block存储着文件内容，随着应用类型的大小在变化
Super Block：保存的是整个文件系统的信息，并不是所有块组中都有，主要是为了备份
Group Descriptor Table：对应分组的宏观属性信息
Block Bitmap：数据块对应的位图，位图中的比特位位置和当前data block对应的数据块位置是一一对应的
inode Bitmap：inode对应的位图结构；位图中比特位位置和当前文件对应的inode的位置是一一对应的
inode table：保存了分组内部所有的inode（已经使用或未被使用的），如果先要添加一个文件，首先要到该组中找到一个未被使用的inode进行文件属性的存储
data blocks：保存分组内部所有文件的数据块
当我们查找某个文件时，统一使用的是：inode编号，先到inode Bitmap中查看该文件是否存在，如果存在，可以读取文件的属性；如果要读取文件的内容又该如何呢？
inode的数据结构中存储着自身的编号，大小，还有数组，当读取文件内容时，可通过该数组到data Blocks中找到对应的扇区，便可对文件内容进行读写操作
文件删除操作就较为简单，只需要修改Block Bitmap和inode Bitmap即可
所有的文件都放在目录中，目录也是文件，也有自己的属性和内容，在Linux的操作中，对文件或目录从来没有使用过inode，而且文件名也不存储在inode中，所以目录中的数据块存储的是什么呢？？？
其实目录中的数据块存储的是当前目录下的文件名于inode的映射关系，这也就是解释了为什么在目录中新增文件必须有写入权限，因为新增文件时，需要在目录中写入文件名与inode的映射关系
软硬链接
观察上面所创建的软硬链接，可以发现：软链接具有独立的 inode可以作为独立文件，而硬链接却是和文件共用一个 inode，既然如此，那么创建硬链接有何用处呢？？？
首先创建硬链接，根本没有创建新文件，所使用的还是原本文件的内容和 inode，所以创建硬链接的目的就是在指定路径下，新增文件名和 inode编号的映射关系
图解如下
inode编号结构中存在着引用计数，记录着硬链接数，也就可以解释图中，为什么文件和硬链接的计数为2，因为两者全都指向了同一个 inode编号；所以只有当一个文件的硬链接变为0时，这个文件才真正被删除
硬链接的作用如此，那软链接呢？？？
如果将文件删除，结果会怎样呢？
从图中可以看到，软链接此时已经出问题，而硬链接正常；如果再重新创建一个新文件会发生什么？
由此可见，软链接是只认识文件名，在系统中只能通过特定路径进行查找文件，就类似快捷方式，方便用户使用
观察下列指令
创建一个文件，硬链接数为1，因为其本身的文件名和自己的inode具有映射关系，但是空的目录为什么硬链接数为2呢？？
试着进入目录中，看看是否有新的发现
进入目录中发现，里面还存在着一个名为.的隐藏文件，而且它的inode编号还是和目录的inode的编号一样，这就可以解释为什么一个目录中的硬链接数为2；不过，还可以目录中还存在着一个名为..的文件，它的作用是什么呢？？？接下来慢慢揭晓
在目录yjm中创建一个空目录dir
图中可以发现，创建完新目录后，原本目录中的硬链接就变成了3，进入新目录中，发现文件名为..的文件inode编号与原目录的inode一样，所以这也就解释为什么硬链接数变化的原因；目录中文件名为.的文件表示当前文件，文件名为..的文件表示上级文件
关于软硬链接的内容已经结束，还剩最后一个疑问
为什么不允许给目录进行硬链接，却可以进行软链接？
原因很简单，如果给根目录进行硬链接，然后通过根目录寻找次链接，便会无限循环，出现问题
