Linux 缓冲区和文件系统涉及用户空间缓冲机制与存储设备逻辑地址管理。FILE 结构体封装了文件描述符 fd 及缓冲区，缓冲区位于用户空间。C 标准库提供全缓冲、行缓冲和无缓冲三种模式，换行或进程退出会触发刷新。系统调用 write 绕过 C 缓冲区直接写入内核。fork 操作会导致父子进程共享缓冲区，进程结束时的刷新可能引发写时拷贝导致数据重复打印。文件系统方面，固态硬盘基于 NAND 闪存，通过 FTL 映射逻辑地址到物理地址。LBA 连续编号数据块，包含引导块、超级块、块组描述符表、位图、inode 表和数据块等核心结构。inode 记录文件属性，通过多级指针索引数据块，支持大容量存储。
FILE 是在 C 中封装起来的一个结构体，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。
看下面一段代码：
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，实际上是一直不会打印，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。
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。
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 语言缓冲区对于终端设备是行缓冲的。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。
进程退出 return 的时候，也会对缓冲区进行刷新。
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一下谈一谈缓冲区。
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时拷贝，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次发生修改就直接修改了，不发生写时拷贝）。
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。
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 的擦写上限在 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~
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。
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。
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。
struct inode {
// inode 编号
// 文件类型
// 权限
// 引用计数
// 拥有者
// 所属组
// 直接块指针
unsigned long i_block[NUM];
// 一次间接块指针
unsigned long i_ind_block;
// 二次间接块指针
unsigned long i_dind_block;
// 三次间接块指针
unsigned long 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。
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。
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。
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。
同上，最终我们最大的存储范围达到了 （4KB/4b）*（4KB/4b）*（4KB/4b）*4KB = 4TB。
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。
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。
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。
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。
微信公众号「极客日志」，在微信中扫描左侧二维码关注。展示文案：极客日志 zeeklog
将字符串编码和解码为其 Base64 格式表示形式即可。 在线工具，Base64 字符串编码/解码在线工具，online
将字符串、文件或图像转换为其 Base64 表示形式。 在线工具，Base64 文件转换器在线工具，online
将 Markdown（GFM）转为 HTML 片段，浏览器内 marked 解析；与 HTML转Markdown 互为补充。 在线工具，Markdown转HTML在线工具，online
将 HTML 片段转为 GitHub Flavored Markdown，支持标题、列表、链接、代码块与表格等；浏览器内处理，可链接预填。 在线工具，HTML转Markdown在线工具，online
通过删除不必要的空白来缩小和压缩JSON。 在线工具，JSON 压缩在线工具，online
将JSON字符串修饰为友好的可读格式。 在线工具，JSON美化和格式化在线工具，online