关于操作系统:一口气搞懂文件系统就靠这-25-张图了

前言

不多 BB，间接上「硬菜」。

注释

文件系统的根本组成

文件系统是操作系统中负责管理持久数据的子系统，说简略点，就是负责把用户的文件存到磁盘硬件中，因为即便计算机断电了，磁盘里的数据并不会失落，所以能够长久化的保留文件。

文件系统的根本数据单位是文件，它的目标是对磁盘上的文件进行组织治理，那组织的形式不同，就会造成不同的文件系统。

Linux 最经典的一句话是：「所有皆文件」，不仅一般的文件和目录，就连块设施、管道、socket 等，也都是对立交给文件系统治理的。

Linux 文件系统会为每个文件调配两个数据结构：索引节点（index node）和目录项（directory entry），它们次要用来记录文件的元信息和目录层次结构。

• 索引节点，也就是 inode，用来记录文件的元信息，比方 inode 编号、文件大小、拜访权限、创立工夫、批改工夫、数据在磁盘的地位 等等。索引节点是文件的 惟一 标识，它们之间一一对应，也同样都会被存储在硬盘中，所以 索引节点同样占用磁盘空间。
• 目录项，也就是 dentry，用来记录文件的名字、索引节点指针 以及与其余目录项的层级关联关系。多个目录项关联起来，就会造成目录构造，但它与索引节点不同的是，目录项是由内核保护的一个数据结构，不寄存于磁盘，而是缓存在内存。

因为索引节点惟一标识一个文件，而目录项记录着文件的名，所以目录项和索引节点的关系是多对一，也就是说，一个文件能够有多个别字。比方，硬链接的实现就是多个目录项中的索引节点指向同一个文件。

留神，目录也是文件，也是用索引节点惟一标识，和一般文件不同的是，一般文件在磁盘外面保留的是文件数据，而目录文件在磁盘外面保留子目录或文件。

目录项和目录是一个货色吗？

尽管名字很相近，然而它们不是一个货色，目录是个文件，长久化存储在磁盘，而目录项是内核一个数据结构，缓存在内存。

如果查问目录频繁从磁盘读，效率会很低，所以内核会把曾经读过的目录用目录项这个数据结构缓存在内存，下次再次读到雷同的目录时，只需从内存读就能够，大大提高了文件系统的效率。

留神，目录项这个数据结构不只是示意目录，也是能够示意文件的。

那文件数据是如何存储在磁盘的呢？

磁盘读写的最小单位是 扇区，扇区的大小只有 512B 大小，很显著，如果每次读写都以这么小为单位，那这读写的效率会非常低。

所以，文件系统把多个扇区组成了一个 逻辑块，每次读写的最小单位就是逻辑块（数据块），Linux 中的逻辑块大小为 4KB，也就是一次性读写 8 个扇区，这将大大提高了磁盘的读写的效率。

以上就是索引节点、目录项以及文件数据的关系，上面这个图就很好的展现了它们之间的关系：

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索引节点是存储在硬盘上的数据，那么为了减速文件的拜访，通常会把索引节点加载到内存中。

另外，磁盘进行格式化的时候，会被分成三个存储区域，别离是超级块、索引节点区和数据块区。

• 超级块，用来存储文件系统的详细信息，比方块个数、块大小、闲暇块等等。
• 索引节点区，用来存储索引节点；
• 数据块区，用来存储文件或目录数据；

咱们不可能把超级块和索引节点区全副加载到内存，这样内存必定撑不住，所以只有当须要应用的时候，才将其加载进内存，它们加载进内存的机会是不同的：

• 超级块：当文件系统挂载时进入内存；
• 索引节点区：当文件被拜访时进入内存；

虚构文件系统

文件系统的品种泛滥，而操作系统心愿 对用户提供一个对立的接口 ，于是在用户层与文件系统层引入了中间层，这个中间层就称为 虚构文件系统（Virtual File System，VFS）。

VFS 定义了一组所有文件系统都反对的数据结构和标准接口，这样程序员不须要理解文件系统的工作原理，只须要理解 VFS 提供的对立接口即可。

在 Linux 文件系统中，用户空间、零碎调用、虚拟机文件系统、缓存、文件系统以及存储之间的关系如下图：

Linux 反对的文件系统也不少，依据存储地位的不同，能够把文件系统分为三类：

• 磁盘的文件系统，它是间接把数据存储在磁盘中，比方 Ext 2/3/4、XFS 等都是这类文件系统。
• 内存的文件系统，这类文件系统的数据不是存储在硬盘的，而是占用内存空间，咱们常常用到的 /proc 和 /sys 文件系统都属于这一类，读写这类文件，实际上是读写内核中相干的数据数据。
• 网络的文件系统，用来拜访其余计算机主机数据的文件系统，比方 NFS、SMB 等等。

文件系统首先要先挂载到某个目录才能够失常应用，比方 Linux 零碎在启动时，会把文件系统挂载到根目录。

文件的应用

咱们从用户角度来看文件的话，就是咱们要怎么应用文件？首先，咱们得通过零碎调用来关上一个文件。

fd = open(name, flag); # 关上文件
...
write(fd,...);         # 写数据
...
close(fd);             # 敞开文件

下面简略的代码是读取一个文件的过程：

• 首先用 open 零碎调用关上文件，open 的参数中蕴含文件的路径名和文件名。
• 应用 write 写数据，其中 write 应用 open 所返回的 文件描述符，并不应用文件名作为参数。
• 应用完文件后，要用 close 零碎调用敞开文件，防止资源的泄露。

咱们关上了一个文件后，操作系统会跟踪过程关上的所有文件，所谓的跟踪呢，就是操作系统为每个过程保护一个关上文件表，文件表里的每一项代表「文件描述符」，所以说文件描述符是关上文件的标识。

操作系统在关上文件表中保护着关上文件的状态和信息：

• 文件指针：零碎跟踪上次读写地位作为以后文件地位指针，这种指针对关上文件的某个过程来说是惟一的；
• 文件关上计数器：文件敞开时，操作系统必须重用其关上文件表条目，否则表内空间不够用。因为多个过程可能关上同一个文件，所以零碎在删除关上文件条目之前，必须期待最初一个过程敞开文件，该计数器跟踪关上和敞开的数量，当该计数为 0 时，零碎敞开文件，删除该条目；
• 文件磁盘地位：绝大多数文件操作都要求零碎批改文件数据，该信息保留在内存中，免得每个操作都从磁盘中读取；
• 拜访权限：每个过程关上文件都须要有一个拜访模式（创立、只读、读写、增加等），该信息保留在过程的关上文件表中，以便操作系统能容许或回绝之后的 I/O 申请；

在用户视角里，文件就是一个长久化的数据结构，但操作系统并不会关怀你想存在磁盘上的任何的数据结构，操作系统的视角是如何把文件数据和磁盘块对应起来。

所以，用户和操作系统对文件的读写操作是有差别的，用户习惯以字节的形式读写文件，而操作系统则是以数据块来读写文件，那屏蔽掉这种差别的工作就是文件系统了。

咱们来别离看一下，读文件和写文件的过程：

• 当用户过程从文件读取 1 个字节大小的数据时，文件系统则须要获取字节所在的数据块，再返回数据块对应的用户过程所需的数据局部。
• 当用户过程把 1 个字节大小的数据写进文件时，文件系统则找到须要写入数据的数据块的地位，而后批改数据块中对应的局部，最初再把数据块写回磁盘。

所以说，文件系统的基本操作单位是数据块。

文件的存储

文件的数据是要存储在硬盘下面的，数据在磁盘上的寄存形式，就像程序在内存中寄存的形式那样，有以下两种：

• 间断空间寄存形式
• 非间断空间寄存形式

其中，非间断空间寄存形式又能够分为「链表形式」和「索引形式」。

不同的存储形式，有各自的特点，重点是要剖析它们的存储效率和读写性能，接下来别离对每种存储形式说一下。

间断空间寄存形式

间断空间寄存形式顾名思义，文件寄存在磁盘「间断的」物理空间中 。这种模式下，文件的数据都是严密相连， 读写效率很高，因为一次磁盘寻道就能够读出整个文件。

应用间断寄存的形式有一个前提，必须先晓得一个文件的大小，这样文件系统才会依据文件的大小在磁盘上找到一块间断的空间调配给文件。

所以，文件头里须要指定「起始块的地位」和「长度」，有了这两个信息就能够很好的示意文件寄存形式是一块间断的磁盘空间。

留神，此处说的文件头，就相似于 Linux 的 inode。

间断空间寄存的形式尽管读写效率高，然而有「磁盘空间碎片」和「文件长度不易扩大」的缺点。

如下图，如果文件 B 被删除，磁盘上就留下一块空缺，这时，如果新来的文件小于其中的一个空缺，咱们就能够将其放在相应空缺里。但如果该文件的大小大于所有的空缺，但却小于空缺大小之和，则尽管磁盘上有足够的空缺，但该文件还是不能寄存。当然了，咱们能够通过将现有文件进行移动来腾出空间以包容新的文件，然而这个在磁盘移动文件是十分耗时，所以这种形式不太事实。

另外一个缺点是文件长度扩大不不便，例如上图中的文件 A 要想扩充一下，须要更多的磁盘空间，惟一的方法就只能是移动的形式，后面也说了，这种形式效率是非常低的。

那么有没有更好的形式来解决下面的问题呢？答案当然有，既然间断空间寄存的形式不太行，那么咱们就扭转寄存的形式，应用非间断空间寄存形式来解决这些缺点。

非间断空间寄存形式

非间断空间寄存形式分为「链表形式」和「索引形式」。

咱们先来看看链表的形式。

链表的形式寄存是 离散的，不必间断的 ，于是就能够 打消磁盘碎片 ，可大大提高磁盘空间的利用率，同时 文件的长度能够动静扩大 。依据实现的形式的不同，链表可分为「 隐式链表 」和「 显式链接」两种模式。

文件要以「隐式链表 」的形式寄存的话， 实现的形式是文件头要蕴含「第一块」和「最初一块」的地位，并且每个数据块外面留出一个指针空间，用来寄存下一个数据块的地位，这样一个数据块连着一个数据块，从链头开是就能够顺着指针找到所有的数据块，所以寄存的形式能够是不间断的。

隐式链表的寄存形式的 毛病在于无奈间接拜访数据块，只能通过指针程序拜访文件，以及数据块指针耗费了肯定的存储空间 。隐式链接调配的 稳定性较差 ，零碎在运行过程中因为软件或者硬件谬误 导致链表中的指针失落或损坏，会导致文件数据的失落。

如果取出每个磁盘块的指针，把它放在内存的一个表中，就能够解决上述隐式链表的两个有余。那么，这种实现形式是「显式链接 」，它指 把用于链接文件各数据块的指针，显式地寄存在内存的一张链接表中 ，该表在整个磁盘仅设置一张， 每个表项中寄存链接指针，指向下一个数据块号。

对于显式链接的工作形式，咱们举个例子，文件 A 顺次应用了磁盘块 4、7、2、10 和 12，文件 B 顺次应用了磁盘块 6、3、11 和 14。利用下图中的表，能够从第 4 块开始，顺着链走到最初，找到文件 A 的全副磁盘块。同样，从第 6 块开始，顺着链走到最初，也可能找出文件 B 的全副磁盘块。最初，这两个链都以一个不属于无效磁盘编号的非凡标记（如 -1）完结。内存中的这样一个表格称为 文件调配表（File Allocation Table，FAT）。

因为查找记录的过程是在内存中进行的，因此不仅显著地 进步了检索速度 ，而且 大大减少了拜访磁盘的次数 。但也正是整个表都寄存在内存中的关系，它的次要的毛病是 不适用于大磁盘。

比方，对于 200GB 的磁盘和 1KB 大小的块，这张表须要有 2 亿项，每一项对应于这 2 亿个磁盘块中的一个块，每项如果须要 4 个字节，那这张表要占用 800MB 内存，很显然 FAT 计划对于大磁盘而言不太适合。

接下来，咱们来看看索引的形式。

链表的形式解决了间断调配的磁盘碎片和文件动静扩大的问题，然而不能无效反对间接拜访（FAT 除外），索引的形式能够解决这个问题。

索引的实现是为每个文件创建一个「索引数据块 」，外面寄存的是 指向文件数据块的指针列表，说白了就像书的目录一样，要找哪个章节的内容，看目录查就能够。

另外，文件头须要蕴含指向「索引数据块」的指针，这样就能够通过文件头晓得索引数据块的地位，再通过索引数据块里的索引信息找到对应的数据块。

创立文件时，索引块的所有指针都设为空。当首次写入第 i 块时，先从闲暇空间中获得一个块，再将其地址写到索引块的第 i 个条目。

索引的形式长处在于：

• 文件的创立、增大、放大很不便；
• 不会有碎片的问题；
• 反对程序读写和随机读写；

因为索引数据也是寄存在磁盘块的，如果文件很小，明明只需一块就能够寄存的下，但还是须要额定调配一块来寄存索引数据，所以缺点之一就是存储索引带来的开销。

如果文件很大，大到一个索引数据块放不下索引信息，这时又要如何解决大文件的寄存呢？咱们能够通过组合的形式，来解决大文件的存。

先来看看链表 + 索引的组合，这种组合称为「链式索引块 」，它的实现形式是 在索引数据块留出一个寄存下一个索引数据块的指针，于是当一个索引数据块的索引信息用完了，就能够通过指针的形式，找到下一个索引数据块的信息。那这种形式也会呈现后面提到的链表形式的问题，万一某个指针损坏了，前面的数据也就会无奈读取了。

还有另外一种组合形式是索引 + 索引的形式，这种组合称为「多级索引块 」，实现形式是 通过一个索引块来寄存多个索引数据块，一层套一层索引，像极了俄罗斯套娃是吧。

Unix 文件的实现形式

咱们先把后面提到的文件实现形式，做个比拟：

那晚期 Unix 文件系统是组合了后面的文件寄存形式的长处，如下图：

它是依据文件的大小，寄存的形式会有所变动：

• 如果寄存文件所需的数据块小于 10 块，则采纳间接查找的形式；
• 如果寄存文件所需的数据块超过 10 块，则采纳一级间接索引形式；
• 如果后面两种形式都不够寄存大文件，则采纳二级间接索引形式；
• 如果二级间接索引也不够寄存大文件，这采纳三级间接索引形式；

那么，文件头（Inode）就须要蕴含 13 个指针：

• 10 个指向数据块的指针；
• 第 11 个指向索引块的指针；
• 第 12 个指向二级索引块的指针；
• 第 13 个指向三级索引块的指针；

所以，这种形式能很灵便地反对小文件和大文件的寄存：

• 对于小文件应用间接查找的形式可缩小索引数据块的开销；
• 对于大文件则以多级索引的形式来反对，所以大文件在拜访数据块时须要大量查问；

这个计划就用在了 Linux Ext 2/3 文件系统里，尽管解决大文件的存储，然而对于大文件的拜访，须要大量的查问，效率比拟低。

为了解决这个问题，Ext 4 做了肯定的扭转，具体怎么解决的，本文就不开展了。

闲暇空间治理

后面说到的文件的存储是针对曾经被占用的数据块组织和治理，接下来的问题是，如果我要保留一个数据块，我应该放在硬盘上的哪个地位呢？难道须要将所有的块扫描一遍，找个空的中央轻易放吗？

那这种形式效率就太低了，所以针对磁盘的闲暇空间也是要引入治理的机制，接下来介绍几种常见的办法：

• 闲暇表法
• 闲暇链表法
• 位图法

闲暇表法

闲暇表法就是为所有闲暇空间建设一张表，表内容包含闲暇区的第一个块号和该闲暇区的块个数，留神，这个形式是间断调配的。如下图：

当申请调配磁盘空间时，零碎顺次扫描闲暇表里的内容，直到找到一个适合的闲暇区域为止。当用户撤销一个文件时，零碎回收文件空间。这时，也需程序扫描闲暇表，寻找一个闲暇表条目并将开释空间的第一个物理块号及它占用的块数填到这个条目中。

这种办法仅当有大量的闲暇区时才有较好的成果。因为，如果存储空间中有着大量的小的闲暇区，则闲暇表变得很大，这样查问效率会很低。另外，这种调配技术实用于建设间断文件。

闲暇链表法

咱们也能够应用「链表」的形式来治理闲暇空间，每一个闲暇块里有一个指针指向下一个闲暇块，这样也能很不便的找到闲暇块并治理起来。如下图：

当创立文件须要一块或几块时，就从链头上顺次取下一块或几块。反之，当回收空间时，把这些闲暇块顺次接到链头上。

这种技术只有在主存中保留一个指针，令它指向第一个闲暇块。其特点是简略，但不能随机拜访，工作效率低，因为每当在链上减少或挪动闲暇块时须要做很多 I/O 操作，同时数据块的指针耗费了肯定的存储空间。

闲暇表法和闲暇链表法都不适宜用于大型文件系统，因为这会使闲暇表或闲暇链表太大。

位图法

位图是利用二进制的一位来示意磁盘中一个盘块的应用状况，磁盘上所有的盘块都有一个二进制位与之对应。

当值为 0 时，示意对应的盘块闲暇，值为 1 时，示意对应的盘块已调配。它模式如下：

1111110011111110001110110111111100111 ...

在 Linux 文件系统就采纳了位图的形式来治理闲暇空间，不仅用于数据闲暇块的治理，还用于 inode 闲暇块的治理，因为 inode 也是存储在磁盘的，天然也要有对其治理。

文件系统的构造

后面提到 Linux 是用位图的形式治理闲暇空间，用户在创立一个新文件时，Linux 内核会通过 inode 的位图找到闲暇可用的 inode，并进行调配。要存储数据时，会通过块的位图找到闲暇的块，并调配，但认真计算一下还是有问题的。

数据块的位图是放在磁盘块里的，假如是放在一个块里，一个块 4K，每位示意一个数据块，共能够示意 4 * 1024 * 8 = 2^15 个闲暇块，因为 1 个数据块是 4K 大小，那么最大能够示意的空间为 2^15 * 4 * 1024 = 2^27 个 byte，也就是 128M。

也就是说依照下面的构造，如果采纳「一个块的位图 + 一系列的块」，外加「一个块的 inode 的位图 + 一系列的 inode 的构造」能示意的最大空间也就 128M，这太少了，当初很多文件都比这个大。

在 Linux 文件系统，把这个构造称为一个 块组，那么有 N 多的块组，就可能示意 N 大的文件。

下图给出了 Linux Ext2 整个文件系统的构造和块组的内容，文件系统都由大量块组组成，在硬盘上相继排布：

最后面的第一个块是疏导块，在系统启动时用于启用疏导，接着前面就是一个一个间断的块组了，块组的内容如下：

• 超级块，蕴含的是文件系统的重要信息，比方 inode 总个数、块总个数、每个块组的 inode 个数、每个块组的块个数等等。
• 块组描述符，蕴含文件系统中各个块组的状态，比方块组中闲暇块和 inode 的数目等，每个块组都蕴含了文件系统中「所有块组的组描述符信息」。
• 数据位图和 inode 位图，用于示意对应的数据块或 inode 是闲暇的，还是被应用中。
• inode 列表，蕴含了块组中所有的 inode，inode 用于保留文件系统中与各个文件和目录相干的所有元数据。
• 数据块，蕴含文件的有用数据。

你能够会发现每个块组里有很多反复的信息，比方 超级块和块组描述符表，这两个都是全局信息，而且十分的重要，这么做是有两个起因：

• 如果零碎解体毁坏了超级块或块组描述符，无关文件系统构造和内容的所有信息都会失落。如果有冗余的正本，该信息是可能复原的。
• 通过使文件和治理数据尽可能靠近，缩小了磁头寻道和旋转，这能够进步文件系统的性能。

不过，Ext2 的后续版本采纳了稠密技术。该做法是，超级块和块组描述符表不再存储到文件系统的每个块组中，而是只写入到块组 0、块组 1 和其余 ID 能够示意为 3、5、7 的幂的块组中。

目录的存储

在后面，咱们晓得了一个一般文件是如何存储的，但还有一个非凡的文件，常常用到的目录，它是如何保留的呢？

基于 Linux 所有皆文件的设计思维，目录其实也是个文件，你甚至能够通过 vim 关上它，它也有 inode，inode 外面也是指向一些块。

和一般文件不同的是，一般文件的块外面保留的是文件数据，而目录文件的块外面保留的是目录外面一项一项的文件信息。

在目录文件的块中，最简略的保留格局就是 列表，就是一项一项地将目录下的文件信息（如文件名、文件 inode、文件类型等）列在表里。

列表中每一项就代表该目录下的文件的文件名和对应的 inode，通过这个 inode，就能够找到真正的文件。

通常，第一项是「.」，示意当前目录，第二项是「..」，示意上一级目录，接下来就是一项一项的文件名和 inode。

如果一个目录有超级多的文件，咱们要想在这个目录下找文件，依照列表一项一项的找，效率就不高了。

于是，保留目录的格局改成 哈希表，对文件名进行哈希计算，把哈希值保存起来，如果咱们要查找一个目录上面的文件名，能够通过名称取哈希。如果哈希可能匹配上，就阐明这个文件的信息在相应的块外面。

Linux 零碎的 ext 文件系统就是采纳了哈希表，来保留目录的内容，这种办法的长处是查找十分迅速，插入和删除也较简略，不过须要一些准备措施来防止哈希抵触。

目录查问是通过在磁盘上重复搜寻实现，须要一直地进行 I/O 操作，开销较大。所以，为了缩小 I/O 操作，把以后应用的文件目录缓存在内存，当前要应用该文件时只有在内存中操作，从而升高了磁盘操作次数，进步了文件系统的访问速度。

软链接和硬链接

有时候咱们心愿给某个文件取个别名，那么在 Linux 中能够通过 硬链接（Hard Link） 和 软链接（Symbolic Link） 的形式来实现，它们都是比拟非凡的文件，然而实现形式也是不雷同的。

硬链接是 多个目录项中的「索引节点」指向一个文件 ，也就是指向同一个 inode，然而 inode 是不可能逾越文件系统的，每个文件系统都有各自的 inode 数据结构和列表，所以 硬链接是不可用于跨文件系统的 。因为多个目录项都是指向一个 inode，那么 只有删除文件的所有硬链接以及源文件时，零碎才会彻底删除该文件。

软链接相当于从新创立一个文件，这个文件有 独立的 inode，然而这个 文件的内容是另外一个文件的门路 ，所以拜访软链接的时候，实际上相当于拜访到了另外一个文件，所以 软链接是能够跨文件系统的 ，甚至 指标文件被删除了，链接文件还是在的，只不过指向的文件找不到了而已。

文件 I/O

文件的读写形式各有千秋，对于文件的 I/O 分类也十分多，常见的有

• 缓冲与非缓冲 I/O
• 间接与非间接 I/O
• 阻塞与非阻塞 I/O VS 同步与异步 I/O

接下来，别离对这些分类探讨探讨。

缓冲与非缓冲 I/O

文件操作的规范库是能够实现数据的缓存，那么 依据「是否利用规范库缓冲」，能够把文件 I/O 分为缓冲 I/O 和非缓冲 I/O：

• 缓冲 I/O，利用的是规范库的缓存实现文件的减速拜访，而规范库再通过零碎调用拜访文件。
• 非缓冲 I/O，间接通过零碎调用拜访文件，不通过规范库缓存。

这里所说的「缓冲」特指规范库外部实现的缓冲。

比方说，很多程序遇到换行时才真正输入，而换行前的内容，其实就是被规范库临时缓存了起来，这样做的目标是，缩小零碎调用的次数，毕竟零碎调用是有 CPU 上下文切换的开销的。

间接与非间接 I/O

咱们都晓得磁盘 I/O 是十分慢的，所以 Linux 内核为了缩小磁盘 I/O 次数，在零碎调用后，会把用户数据拷贝到内核中缓存起来，这个内核缓存空间也就是「页缓存」，只有当缓存满足某些条件的时候，才发动磁盘 I/O 的申请。

那么，依据是「否利用操作系统的缓存」，能够把文件 I/O 分为间接 I/O 与非间接 I/O：

• 间接 I/O，不会产生内核缓存和用户程序之间数据复制，而是间接通过文件系统拜访磁盘。
• 非间接 I/O，读操作时，数据从内核缓存中拷贝给用户程序，写操作时，数据从用户程序拷贝给内核缓存，再由内核决定什么时候写入数据到磁盘。

如果你在应用文件操作类的零碎调用函数时，指定了 O_DIRECT 标记，则示意应用间接 I/O。如果没有设置过，默认应用的是非间接 I/O。

如果用了非间接 I/O 进行写数据操作，内核什么状况下才会把缓存数据写入到磁盘？

以下几种场景会触发内核缓存的数据写入磁盘：

• 在调用 write 的最初，当发现内核缓存的数据太多的时候，内核会把数据写到磁盘上；
• 用户被动调用 sync，内核缓存会刷到磁盘上；
• 当内存非常缓和，无奈再调配页面时，也会把内核缓存的数据刷到磁盘上；
• 内核缓存的数据的缓存工夫超过某个工夫时，也会把数据刷到磁盘上；

阻塞与非阻塞 I/O VS 同步与异步 I/O

为什么把阻塞 / 非阻塞与同步与异步放一起说的呢？因为它们的确十分类似，也非常容易混同，不过它们之间的关系还是有点奥妙的。

先来看看 阻塞 I/O，当用户程序执行 read，线程会被阻塞，始终等到内核数据筹备好，并把数据从内核缓冲区拷贝到应用程序的缓冲区中，当拷贝过程实现，read 才会返回。

留神，阻塞期待的是「内核数据筹备好」和「数据从内核态拷贝到用户态」这两个过程。过程如下图：

晓得了阻塞 I/O，来看看 非阻塞 I/O，非阻塞的 read 申请在数据未筹备好的状况下立刻返回，能够持续往下执行，此时应用程序一直轮询内核，直到数据筹备好，内核将数据拷贝到应用程序缓冲区，read 调用才能够获取到后果。过程如下图：

留神，这里最初一次 read 调用，获取数据的过程，是一个同步的过程，是须要期待的过程。这里的同步指的是内核态的数据拷贝到用户程序的缓存区这个过程。

举个例子，拜访管道或 socket 时，如果设置了 O_NONBLOCK 标记，那么就示意应用的是非阻塞 I/O 的形式拜访，而不做任何设置的话，默认是阻塞 I/O。

应用程序每次轮询内核的 I/O 是否筹备好，感觉有点傻乎乎，因为轮询的过程中，应用程序啥也做不了，只是在循环。

为了解决这种傻乎乎轮询形式，于是 I/O 多路复用 技术就进去了，如 select、poll，它是通过 I/O 事件散发，当内核数据筹备好时，再以事件告诉应用程序进行操作。

这个做法大大改善了利用过程对 CPU 的利用率，在没有被告诉的状况下，利用过程能够应用 CPU 做其余的事件。

下图是应用 select I/O 多路复用过程。留神，read 获取数据的过程（数据从内核态拷贝到用户态的过程），也是一个 同步的过程，须要期待：

实际上，无论是阻塞 I/O、非阻塞 I/O，还是基于非阻塞 I/O 的多路复用 都是同步调用。因为它们在 read 调用时，内核将数据从内核空间拷贝到应用程序空间，过程都是须要期待的，也就是说这个过程是同步的，如果内核实现的拷贝效率不高，read 调用就会在这个同步过程中期待比拟长的工夫。

而真正的 异步 I/O 是「内核数据筹备好」和「数据从内核态拷贝到用户态」这两个过程都不必期待。

当咱们发动 aio_read 之后，就立刻返回，内核主动将数据从内核空间拷贝到应用程序空间，这个拷贝过程同样是异步的，内核主动实现的，和后面的同步操作不一样，应用程序并不需要被动发动拷贝动作。过程如下图：

上面这张图，总结了以上几种 I/O 模型：

在后面咱们晓得了，I/O 是分为两个过程的：

1. 数据筹备的过程
2. 数据从内核空间拷贝到用户过程缓冲区的过程

阻塞 I/O 会阻塞在「过程 1」和「过程 2」，而非阻塞 I/O 和基于非阻塞 I/O 的多路复用只会阻塞在「过程 2」，所以这三个都能够认为是同步 I/O。

异步 I/O 则不同，「过程 1」和「过程 2」都不会阻塞。

用故事去了解这几种 I/O 模型

举个你去饭堂吃饭的例子，你好比用户程序，饭堂好比操作系统。

阻塞 I/O 好比，你去饭堂吃饭，然而饭堂的菜还没做好，而后你就始终在那里等啊等，等了好长一段时间终于等到饭堂阿姨把菜端了进去（数据筹备的过程），然而你还得持续等阿姨把菜（内核空间）打到你的饭盒里（用户空间），经验完这两个过程，你才能够来到。

非阻塞 I/O 好比，你去了饭堂，问阿姨菜做好了没有，阿姨通知你没，你就来到了，过几十分钟，你又来饭堂问阿姨，阿姨说做好了，于是阿姨帮你把菜打到你的饭盒里，这个过程你是得期待的。

基于非阻塞的 I/O 多路复用好比，你去饭堂吃饭，发现有一排窗口，饭堂阿姨通知你这些窗口都还没做好菜，等做好了再告诉你，于是等啊等（select 调用中），过了一会阿姨告诉你菜做好了，然而不晓得哪个窗口的菜做好了，你本人看吧。于是你只能一个一个窗口去确认，前面发现 5 号窗口菜做好了，于是你让 5 号窗口的阿姨帮你打菜到饭盒里，这个打菜的过程你是要期待的，尽管工夫不长。打完菜后，你天然就能够来到了。

异步 I/O 好比，你让饭堂阿姨将菜做好并把菜打到饭盒里后，把饭盒送到你背后，整个过程你都不须要任何期待。

早退理由

是的，小林仍然早退了，因为最近产生了一件十分晦气的事件，我之前应用的图床挂掉了……

这就导致我所有文章的图片都挂了，好在大部分博客平台都会转存图片，所以微信公众号、CSDN、知乎等平台都失常，但我的本地文章笔记和博客园平台的图片都挂掉了，在博客园还有个读者私信揭示我的文章图片挂了，他很喜爱小林文章，心愿早点恢图片，太打动了。

这就是白嫖收费图床的下场，本打算换阿里云图床，但阿里云图床是按拜访流量免费的，如果有人搞你，那间接刷爆你的钱包，想想都可怕，小林穷搞不起搞不起。

起初，询问了一位敌人 guide 哥，他说能够应用 GitHub 作为图床，用开源工具 Picgo 关联 GitHub 上传图片，再通过 jsdelivr CDN 减速拜访，这一套组合很完满，于是我就采纳了此计划搭建了本人的图床，仍旧持续白嫖，我就不信 GitHub 也挂！

图床尽管搞定了，最蹩脚的事件才开始，我要把以前近 500 张的图片从新保留（以前有的图片丢了）和分类，并一个一个上传到 Github，接着还得把图片的新地址改到本地文章，这工作量几乎要命，到当初我也才搞定了操作系统篇的图片，网络篇的图片还有 2/3 没弄完，霎时悔恨本人画那么多图。

唉，发完这篇文章，小林还得持续复原图片……

最近，我都在 B 站学习操作系统，但有时候是想看操作系统，但奈何 B 站首页推送太丰盛，看着看着半天就过来了，甚至还花了一天工夫专门看一个 UP 主讲解「火影忍者」动漫选集，于是就这么忘了文章的事件，哈哈哈。

不过，的确很过瘾，毕竟偷的了忙中闲，方能人上人嘛。

好了，小林是专为大家图解的工具人，咱们下次见！

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