作者 | 小林coding
來源 | 小林coding（CodingLin）
文件系統是操作系統中負責管理持久數據的子系統，說簡單點，就是負責把用戶的文件存到磁盤硬件中，因為即使計算機斷電了，磁盤里的數據并不會丟失，所以可以持久化的保存文件。
文件系統的基本數據單位是文件，它的目的是對磁盤上的文件進行組織管理，那組織的方式不同，就會形成不同的文件系統。
Linux 最經典的一句話是：「一切皆文件」，不僅普通的文件和目錄，就連塊設備、管道、socket 等，也都是統一交給文件系統管理的。
Linux 文件系統會為每個文件分配兩個數據結構：索引節點（index node）和目錄項（directory entry），它們主要用來記錄文件的元信息和目錄層次結構。
索引節點，也就是 inode，用來記錄文件的元信息，比如 inode 編號、文件大小、訪問權限、創建時間、修改時間、數據在磁盤的位置等等。索引節點是文件的唯一標識，它們之間一一對應，也同樣都會被存儲在硬盤中，所以索引節點同樣占用磁盤空間。
目錄項，也就是 dentry，用來記錄文件的名字、索引節點指針以及與其他目錄項的層級關聯關系。多個目錄項關聯起來，就會形成目錄結構，但它與索引節點不同的是，目錄項是由內核維護的一個數據結構，不存放于磁盤，而是緩存在內存。
由于索引節點唯一標識一個文件，而目錄項記錄著文件的名，所以目錄項和索引節點的關系是多對一，也就是說，一個文件可以有多個別字。比如，硬鏈接的實現就是多個目錄項中的索引節點指向同一個文件。
注意，目錄也是文件，也是用索引節點唯一標識，和普通文件不同的是，普通文件在磁盤里面保存的是文件數據，而目錄文件在磁盤里面保存子目錄或文件。
目錄項和目錄是一個東西嗎？
雖然名字很相近，但是它們不是一個東西，目錄是個文件，持久化存儲在磁盤，而目錄項是內核一個數據結構，緩存在內存。
如果查詢目錄頻繁從磁盤讀，效率會很低，所以內核會把已經讀過的目錄用目錄項這個數據結構緩存在內存，下次再次讀到相同的目錄時，只需從內存讀就可以，大大提高了文件系統的效率。
注意，目錄項這個數據結構不只是表示目錄，也是可以表示文件的。
那文件數據是如何存儲在磁盤的呢？
磁盤讀寫的最小單位是扇區，扇區的大小只有 512B 大小，很明顯，如果每次讀寫都以這么小為單位，那這讀寫的效率會非常低。
所以，文件系統把多個扇區組成了一個邏輯塊，每次讀寫的最小單位就是邏輯塊（數據塊），Linux 中的邏輯塊大小為 4KB，也就是一次性讀寫 8 個扇區，這將大大提高了磁盤的讀寫的效率。
以上就是索引節點、目錄項以及文件數據的關系，下面這個圖就很好的展示了它們之間的關系：
索引節點是存儲在硬盤上的數據，那么為了加速文件的訪問，通常會把索引節點加載到內存中。
另外，磁盤進行格式化的時候，會被分成三個存儲區域，分別是超級塊、索引節點區和數據塊區。
超級塊，用來存儲文件系統的詳細信息，比如塊個數、塊大小、空閑塊等等。
索引節點區，用來存儲索引節點；
數據塊區，用來存儲文件或目錄數據；
我們不可能把超級塊和索引節點區全部加載到內存，這樣內存肯定撐不住，所以只有當需要使用的時候，才將其加載進內存，它們加載進內存的時機是不同的：
超級塊：當文件系統掛載時進入內存；
索引節點區：當文件被訪問時進入內存；
文件系統的種類眾多，而操作系統希望對用戶提供一個統一的接口，于是在用戶層與文件系統層引入了中間層，這個中間層就稱為虛擬文件系統（Virtual File System，VFS）。
VFS 定義了一組所有文件系統都支持的數據結構和標準接口，這樣程序員不需要了解文件系統的工作原理，只需要了解 VFS 提供的統一接口即可。
在 Linux 文件系統中，用戶空間、系統調用、虛擬機文件系統、緩存、文件系統以及存儲之間的關系如下圖：
Linux 支持的文件系統也不少，根據存儲位置的不同，可以把文件系統分為三類：
磁盤的文件系統，它是直接把數據存儲在磁盤中，比如 Ext 2/3/4、XFS 等都是這類文件系統。
內存的文件系統，這類文件系統的數據不是存儲在硬盤的，而是占用內存空間，我們經常用到的 /proc 和 /sys 文件系統都屬于這一類，讀寫這類文件，實際上是讀寫內核中相關的數據數據。
網絡的文件系統，用來訪問其他計算機主機數據的文件系統，比如 NFS、SMB 等等。
文件系統首先要先掛載到某個目錄才可以正常使用，比如 Linux 系統在啟動時，會把文件系統掛載到根目錄。
我們從用戶角度來看文件的話，就是我們要怎么使用文件？首先，我們得通過系統調用來打開一個文件。
fd=open(name, flag); # 打開文件
...
write(fd,...); # 寫數據
...
close(fd); # 關閉文件
上面簡單的代碼是讀取一個文件的過程：
首先用 open 系統調用打開文件，open 的參數中包含文件的路徑名和文件名。
使用 write 寫數據，其中 write 使用 open 所返回的文件描述符，并不使用文件名作為參數。
使用完文件后，要用 close 系統調用關閉文件，避免資源的泄露。
我們打開了一個文件后，操作系統會跟蹤進程打開的所有文件，所謂的跟蹤呢，就是操作系統為每個進程維護一個打開文件表，文件表里的每一項代表「文件描述符」，所以說文件描述符是打開文件的標識。
打開文件表
操作系統在打開文件表中維護著打開文件的狀態和信息：
文件指針：系統跟蹤上次讀寫位置作為當前文件位置指針，這種指針對打開文件的某個進程來說是唯一的；
文件打開計數器：文件關閉時，操作系統必須重用其打開文件表條目，否則表內空間不夠用。因為多個進程可能打開同一個文件，所以系統在刪除打開文件條目之前，必須等待最后一個進程關閉文件，該計數器跟蹤打開和關閉的數量，當該計數為 0 時，系統關閉文件，刪除該條目；
文件磁盤位置：絕大多數文件操作都要求系統修改文件數據，該信息保存在內存中，以免每個操作都從磁盤中讀取；
訪問權限：每個進程打開文件都需要有一個訪問模式（創建、只讀、讀寫、添加等），該信息保存在進程的打開文件表中，以便操作系統能允許或拒絕之后的 I/O 請求；
在用戶視角里，文件就是一個持久化的數據結構，但操作系統并不會關心你想存在磁盤上的任何的數據結構，操作系統的視角是如何把文件數據和磁盤塊對應起來。
所以，用戶和操作系統對文件的讀寫操作是有差異的，用戶習慣以字節的方式讀寫文件，而操作系統則是以數據塊來讀寫文件，那屏蔽掉這種差異的工作就是文件系統了。
我們來分別看一下，讀文件和寫文件的過程：
當用戶進程從文件讀取 1 個字節大小的數據時，文件系統則需要獲取字節所在的數據塊，再返回數據塊對應的用戶進程所需的數據部分。
當用戶進程把 1 個字節大小的數據寫進文件時，文件系統則找到需要寫入數據的數據塊的位置，然后修改數據塊中對應的部分，最后再把數據塊寫回磁盤。
所以說，文件系統的基本操作單位是數據塊。
文件的數據是要存儲在硬盤上面的，數據在磁盤上的存放方式，就像程序在內存中存放的方式那樣，有以下兩種：
連續空間存放方式
非連續空間存放方式
其中，非連續空間存放方式又可以分為「鏈表方式」和「索引方式」。
不同的存儲方式，有各自的特點，重點是要分析它們的存儲效率和讀寫性能，接下來分別對每種存儲方式說一下。
連續空間存放方式顧名思義，文件存放在磁盤「連續的」物理空間中。這種模式下，文件的數據都是緊密相連，讀寫效率很高，因為一次磁盤尋道就可以讀出整個文件。
使用連續存放的方式有一個前提，必須先知道一個文件的大小，這樣文件系統才會根據文件的大小在磁盤上找到一塊連續的空間分配給文件。
所以，文件頭里需要指定「起始塊的位置」和「長度」，有了這兩個信息就可以很好的表示文件存放方式是一塊連續的磁盤空間。
注意，此處說的文件頭，就類似于 Linux 的 inode。
連續空間存放方式
連續空間存放的方式雖然讀寫效率高，但是有「磁盤空間碎片」和「文件長度不易擴展」的缺陷。
如下圖，如果文件 B 被刪除，磁盤上就留下一塊空缺，這時，如果新來的文件小于其中的一個空缺，我們就可以將其放在相應空缺里。但如果該文件的大小大于所有的空缺，但卻小于空缺大小之和，則雖然磁盤上有足夠的空缺，但該文件還是不能存放。當然了，我們可以通過將現有文件進行挪動來騰出空間以容納新的文件，但是這個在磁盤挪動文件是非常耗時，所以這種方式不太現實。
磁盤碎片
另外一個缺陷是文件長度擴展不方便，例如上圖中的文件 A 要想擴大一下，需要更多的磁盤空間，唯一的辦法就只能是挪動的方式，前面也說了，這種方式效率是非常低的。
那么有沒有更好的方式來解決上面的問題呢？答案當然有，既然連續空間存放的方式不太行，那么我們就改變存放的方式，使用非連續空間存放方式來解決這些缺陷。
非連續空間存放方式分為「鏈表方式」和「索引方式」。
我們先來看看鏈表的方式。
鏈表的方式存放是離散的，不用連續的，于是就可以消除磁盤碎片，可大大提高磁盤空間的利用率，同時文件的長度可以動態擴展。根據實現的方式的不同，鏈表可分為「隱式鏈表」和「顯式鏈接」兩種形式。
文件要以「隱式鏈表」的方式存放的話，實現的方式是文件頭要包含「第一塊」和「最后一塊」的位置，并且每個數據塊里面留出一個指針空間，用來存放下一個數據塊的位置，這樣一個數據塊連著一個數據塊，從鏈頭看是就可以順著指針找到所有的數據塊，所以存放的方式可以是不連續的。
隱式鏈表
隱式鏈表的存放方式的缺點在于無法直接訪問數據塊，只能通過指針順序訪問文件，以及數據塊指針消耗了一定的存儲空間。隱式鏈接分配的穩定性較差，系統在運行過程中由于軟件或者硬件錯誤導致鏈表中的指針丟失或損壞，會導致文件數據的丟失。
如果取出每個磁盤塊的指針，把它放在內存的一個表中，就可以解決上述隱式鏈表的兩個不足。那么，這種實現方式是「顯式鏈接」，它指把用于鏈接文件各數據塊的指針，顯式地存放在內存的一張鏈接表中，該表在整個磁盤僅設置一張，每個表項中存放鏈接指針，指向下一個數據塊號。
對于顯式鏈接的工作方式，我們舉個例子，文件 A 依次使用了磁盤塊 4、7、2、10 和 12 ，文件 B 依次使用了磁盤塊 6、3、11 和 14 。利用下圖中的表，可以從第 4 塊開始，順著鏈走到最后，找到文件 A 的全部磁盤塊。同樣，從第 6 塊開始，順著鏈走到最后，也能夠找出文件 B 的全部磁盤塊。最后，這兩個鏈都以一個不屬于有效磁盤編號的特殊標記（如 -1 ）結束。內存中的這樣一個表格稱為文件分配表（File Allocation Table，FAT）。
顯式鏈接
由于查找記錄的過程是在內存中進行的，因而不僅顯著地提高了檢索速度，而且大大減少了訪問磁盤的次數。但也正是整個表都存放在內存中的關系，它的主要的缺點是不適用于大磁盤。
比如，對于 200GB 的磁盤和 1KB 大小的塊，這張表需要有 2 億項，每一項對應于這 2 億個磁盤塊中的一個塊，每項如果需要 4 個字節，那這張表要占用 800MB 內存，很顯然 FAT 方案對于大磁盤而言不太合適。
接下來，我們來看看索引的方式。
鏈表的方式解決了連續分配的磁盤碎片和文件動態擴展的問題，但是不能有效支持直接訪問（FAT除外），索引的方式可以解決這個問題。
索引的實現是為每個文件創建一個「索引數據塊」，里面存放的是指向文件數據塊的指針列表，說白了就像書的目錄一樣，要找哪個章節的內容，看目錄查就可以。
另外，文件頭需要包含指向「索引數據塊」的指針，這樣就可以通過文件頭知道索引數據塊的位置，再通過索引數據塊里的索引信息找到對應的數據塊。
創建文件時，索引塊的所有指針都設為空。當首次寫入第 i 塊時，先從空閑空間中取得一個塊，再將其地址寫到索引塊的第 i 個條目。
索引的方式
索引的方式優點在于：
文件的創建、增大、縮小很方便；
不會有碎片的問題；
支持順序讀寫和隨機讀寫；
由于索引數據也是存放在磁盤塊的，如果文件很小，明明只需一塊就可以存放的下，但還是需要額外分配一塊來存放索引數據，所以缺陷之一就是存儲索引帶來的開銷。
如果文件很大，大到一個索引數據塊放不下索引信息，這時又要如何處理大文件的存放呢？我們可以通過組合的方式，來處理大文件的存。
先來看看鏈表 + 索引的組合，這種組合稱為「鏈式索引塊」，它的實現方式是在索引數據塊留出一個存放下一個索引數據塊的指針，于是當一個索引數據塊的索引信息用完了，就可以通過指針的方式，找到下一個索引數據塊的信息。那這種方式也會出現前面提到的鏈表方式的問題，萬一某個指針損壞了，后面的數據也就會無法讀取了。
鏈式索引塊
還有另外一種組合方式是索引 + 索引的方式，這種組合稱為「多級索引塊」，實現方式是通過一個索引塊來存放多個索引數據塊，一層套一層索引，像極了俄羅斯套娃是吧。
多級索引塊
我們先把前面提到的文件實現方式，做個比較：
那早期 Unix 文件系統是組合了前面的文件存放方式的優點，如下圖：
早期 Unix 文件系統
它是根據文件的大小，存放的方式會有所變化：
如果存放文件所需的數據塊小于 10 塊，則采用直接查找的方式；
如果存放文件所需的數據塊超過 10 塊，則采用一級間接索引方式；
如果前面兩種方式都不夠存放大文件，則采用二級間接索引方式；
如果二級間接索引也不夠存放大文件，采用三級間接索引方式；
那么，文件頭（Inode）就需要包含 13 個指針：
10 個指向數據塊的指針；
第 11 個指向索引塊的指針；
第 12 個指向二級索引塊的指針；
第 13 個指向三級索引塊的指針；
所以，這種方式能很靈活地支持小文件和大文件的存放：
對于小文件使用直接查找的方式可減少索引數據塊的開銷；
對于大文件則以多級索引的方式來支持，所以大文件在訪問數據塊時需要大量查詢；
這個方案就用在了 Linux Ext 2/3 文件系統里，雖然解決大文件的存儲，但是對于大文件的訪問，需要大量的查詢，效率比較低。
為了解決這個問題，Ext 4 做了一定的改變，具體怎么解決的，本文就不展開了。
前面說到的文件的存儲是針對已經被占用的數據塊組織和管理，接下來的問題是，如果我要保存一個數據塊，我應該放在硬盤上的哪個位置呢？難道需要將所有的塊掃描一遍，找個空的地方隨便放嗎？
那這種方式效率就太低了，所以針對磁盤的空閑空間也是要引入管理的機制，接下來介紹幾種常見的方法：
空閑表法
空閑鏈表法
位圖法
空閑表法就是為所有空閑空間建立一張表，表內容包括空閑區的第一個塊號和該空閑區的塊個數，注意，這個方式是連續分配的。如下圖：
空閑表法
當請求分配磁盤空間時，系統依次掃描空閑表里的內容，直到找到一個合適的空閑區域為止。當用戶撤銷一個文件時，系統回收文件空間。這時，也需順序掃描空閑表，尋找一個空閑表條目并將釋放空間的第一個物理塊號及它占用的塊數填到這個條目中。
這種方法僅當有少量的空閑區時才有較好的效果。因為，如果存儲空間中有著大量的小的空閑區，則空閑表變得很大，這樣查詢效率會很低。另外，這種分配技術適用于建立連續文件。
我們也可以使用「鏈表」的方式來管理空閑空間，每一個空閑塊里有一個指針指向下一個空閑塊，這樣也能很方便的找到空閑塊并管理起來。如下圖：
空閑鏈表法
當創建文件需要一塊或幾塊時，就從鏈頭上依次取下一塊或幾塊。反之，當回收空間時，把這些空閑塊依次接到鏈頭上。
這種技術只要在主存中保存一個指針，令它指向第一個空閑塊。其特點是簡單，但不能隨機訪問，工作效率低，因為每當在鏈上增加或移動空閑塊時需要做很多 I/O 操作，同時數據塊的指針消耗了一定的存儲空間。
空閑表法和空閑鏈表法都不適合用于大型文件系統，因為這會使空閑表或空閑鏈表太大。
位圖是利用二進制的一位來表示磁盤中一個盤塊的使用情況，磁盤上所有的盤塊都有一個二進制位與之對應。
當值為 0 時，表示對應的盤塊空閑，值為 1 時，表示對應的盤塊已分配。它形式如下：
1111110011111110001110110111111100111 ...
在 Linux 文件系統就采用了位圖的方式來管理空閑空間，不僅用于數據空閑塊的管理，還用于 inode 空閑塊的管理，因為 inode 也是存儲在磁盤的，自然也要有對其管理。
前面提到 Linux 是用位圖的方式管理空閑空間，用戶在創建一個新文件時，Linux 內核會通過 inode 的位圖找到空閑可用的 inode，并進行分配。要存儲數據時，會通過塊的位圖找到空閑的塊，并分配，但仔細計算一下還是有問題的。
數據塊的位圖是放在磁盤塊里的，假設是放在一個塊里，一個塊 4K，每位表示一個數據塊，共可以表示 4 * 1024 * 8=2^15 個空閑塊，由于 1 個數據塊是 4K 大小，那么最大可以表示的空間為 2^15 * 4 * 1024=2^27 個 byte，也就是 128M。
也就是說按照上面的結構，如果采用「一個塊的位圖 + 一系列的塊」，外加「一個塊的 inode 的位圖 + 一系列的 inode 的結構」能表示的最大空間也就 128M，這太少了，現在很多文件都比這個大。
在 Linux 文件系統，把這個結構稱為一個塊組，那么有 N 多的塊組，就能夠表示 N 大的文件。
下圖給出了 Linux Ext2 整個文件系統的結構和塊組的內容，文件系統都由大量塊組組成，在硬盤上相繼排布：
最前面的第一個塊是引導塊，在系統啟動時用于啟用引導，接著后面就是一個一個連續的塊組了，塊組的內容如下：
超級塊，包含的是文件系統的重要信息，比如 inode 總個數、塊總個數、每個塊組的 inode 個數、每個塊組的塊個數等等。
塊組描述符，包含文件系統中各個塊組的狀態，比如塊組中空閑塊和 inode 的數目等，每個塊組都包含了文件系統中「所有塊組的組描述符信息」。
數據位圖和 inode 位圖， 用于表示對應的數據塊或 inode 是空閑的，還是被使用中。
inode 列表，包含了塊組中所有的 inode，inode 用于保存文件系統中與各個文件和目錄相關的所有元數據。
數據塊，包含文件的有用數據。
你可以會發現每個塊組里有很多重復的信息，比如超級塊和塊組描述符表，這兩個都是全局信息，而且非常的重要，這么做是有兩個原因：
如果系統崩潰破壞了超級塊或塊組描述符，有關文件系統結構和內容的所有信息都會丟失。如果有冗余的副本，該信息是可能恢復的。
通過使文件和管理數據盡可能接近，減少了磁頭尋道和旋轉，這可以提高文件系統的性能。
不過，Ext2 的后續版本采用了稀疏技術。該做法是，超級塊和塊組描述符表不再存儲到文件系統的每個塊組中，而是只寫入到塊組 0、塊組 1 和其他 ID 可以表示為 3、 5、7 的冪的塊組中。
在前面，我們知道了一個普通文件是如何存儲的，但還有一個特殊的文件，經常用到的目錄，它是如何保存的呢？
基于 Linux 一切皆文件的設計思想，目錄其實也是個文件，你甚至可以通過 vim 打開它，它也有 inode，inode 里面也是指向一些塊。
和普通文件不同的是，普通文件的塊里面保存的是文件數據，而目錄文件的塊里面保存的是目錄里面一項一項的文件信息。
在目錄文件的塊中，最簡單的保存格式就是列表，就是一項一項地將目錄下的文件信息（如文件名、文件 inode、文件類型等）列在表里。
列表中每一項就代表該目錄下的文件的文件名和對應的 inode，通過這個 inode，就可以找到真正的文件。
目錄格式哈希表
通常，第一項是「.」，表示當前目錄，第二項是「..」，表示上一級目錄，接下來就是一項一項的文件名和 inode。
如果一個目錄有超級多的文件，我們要想在這個目錄下找文件，按照列表一項一項的找，效率就不高了。
于是，保存目錄的格式改成哈希表，對文件名進行哈希計算，把哈希值保存起來，如果我們要查找一個目錄下面的文件名，可以通過名稱取哈希。如果哈希能夠匹配上，就說明這個文件的信息在相應的塊里面。
Linux 系統的 ext 文件系統就是采用了哈希表，來保存目錄的內容，這種方法的優點是查找非常迅速，插入和刪除也較簡單，不過需要一些預備措施來避免哈希沖突。
目錄查詢是通過在磁盤上反復搜索完成，需要不斷地進行 I/O 操作，開銷較大。所以，為了減少 I/O 操作，把當前使用的文件目錄緩存在內存，以后要使用該文件時只要在內存中操作，從而降低了磁盤操作次數，提高了文件系統的訪問速度。
有時候我們希望給某個文件取個別名，那么在 Linux 中可以通過硬鏈接（Hard Link）和軟鏈接（Symbolic Link）的方式來實現，它們都是比較特殊的文件，但是實現方式也是不相同的。
硬鏈接是多個目錄項中的「索引節點」指向一個文件，也就是指向同一個 inode，但是 inode 是不可能跨越文件系統的，每個文件系統都有各自的 inode 數據結構和列表，所以硬鏈接是不可用于跨文件系統的。由于多個目錄項都是指向一個 inode，那么只有刪除文件的所有硬鏈接以及源文件時，系統才會徹底刪除該文件。
硬鏈接
軟鏈接相當于重新創建一個文件，這個文件有獨立的 inode，但是這個文件的內容是另外一個文件的路徑，所以訪問軟鏈接的時候，實際上相當于訪問到了另外一個文件，所以軟鏈接是可以跨文件系統的，甚至目標文件被刪除了，鏈接文件還是在的，只不過指向的文件找不到了而已。
軟鏈接
文件的讀寫方式各有千秋，對于文件的 I/O 分類也非常多，常見的有
緩沖與非緩沖 I/O
直接與非直接 I/O
阻塞與非阻塞 I/O VS 同步與異步 I/O
接下來，分別對這些分類討論討論。
文件操作的標準庫是可以實現數據的緩存，那么根據「是否利用標準庫緩沖」，可以把文件 I/O 分為緩沖 I/O 和非緩沖 I/O：
緩沖 I/O，利用的是標準庫的緩存實現文件的加速訪問，而標準庫再通過系統調用訪問文件。
非緩沖 I/O，直接通過系統調用訪問文件，不經過標準庫緩存。
這里所說的「緩沖」特指標準庫內部實現的緩沖。
比方說，很多程序遇到換行時才真正輸出，而換行前的內容，其實就是被標準庫暫時緩存了起來，這樣做的目的是，減少系統調用的次數，畢竟系統調用是有 CPU 上下文切換的開銷的。
我們都知道磁盤 I/O 是非常慢的，所以 Linux 內核為了減少磁盤 I/O 次數，在系統調用后，會把用戶數據拷貝到內核中緩存起來，這個內核緩存空間也就是「頁緩存」，只有當緩存滿足某些條件的時候，才發起磁盤 I/O 的請求。
那么，根據是「否利用操作系統的緩存」，可以把文件 I/O 分為直接 I/O 與非直接 I/O：
直接 I/O，不會發生內核緩存和用戶程序之間數據復制，而是直接經過文件系統訪問磁盤。
非直接 I/O，讀操作時，數據從內核緩存中拷貝給用戶程序，寫操作時，數據從用戶程序拷貝給內核緩存，再由內核決定什么時候寫入數據到磁盤。
如果你在使用文件操作類的系統調用函數時，指定了 O_DIRECT 標志，則表示使用直接 I/O。如果沒有設置過，默認使用的是非直接 I/O。
如果用了非直接 I/O 進行寫數據操作，內核什么情況下才會把緩存數據寫入到磁盤？
以下幾種場景會觸發內核緩存的數據寫入磁盤：
在調用 write 的最后，當發現內核緩存的數據太多的時候，內核會把數據寫到磁盤上；
用戶主動調用 sync，內核緩存會刷到磁盤上；
當內存十分緊張，無法再分配頁面時，也會把內核緩存的數據刷到磁盤上；
內核緩存的數據的緩存時間超過某個時間時，也會把數據刷到磁盤上；
為什么把阻塞 / 非阻塞與同步與異步放一起說的呢？因為它們確實非常相似，也非常容易混淆，不過它們之間的關系還是有點微妙的。
先來看看阻塞 I/O，當用戶程序執行 read ，線程會被阻塞，一直等到內核數據準備好，并把數據從內核緩沖區拷貝到應用程序的緩沖區中，當拷貝過程完成，read 才會返回。
注意，阻塞等待的是「內核數據準備好」和「數據從內核態拷貝到用戶態」這兩個過程。過程如下圖：
阻塞 I/O
知道了阻塞 I/O ，來看看非阻塞 I/O，非阻塞的 read 請求在數據未準備好的情況下立即返回，可以繼續往下執行，此時應用程序不斷輪詢內核，直到數據準備好，內核將數據拷貝到應用程序緩沖區，read 調用才可以獲取到結果。過程如下圖：
非阻塞 I/O
注意，這里最后一次 read 調用，獲取數據的過程，是一個同步的過程，是需要等待的過程。這里的同步指的是內核態的數據拷貝到用戶程序的緩存區這個過程。
舉個例子，訪問管道或 socket 時，如果設置了 O_NONBLOCK 標志，那么就表示使用的是非阻塞 I/O 的方式訪問，而不做任何設置的話，默認是阻塞 I/O。
應用程序每次輪詢內核的 I/O 是否準備好，感覺有點傻乎乎，因為輪詢的過程中，應用程序啥也做不了，只是在循環。
為了解決這種傻乎乎輪詢方式，于是 I/O 多路復用技術就出來了，如 select、poll，它是通過 I/O 事件分發，當內核數據準備好時，再以事件通知應用程序進行操作。
這個做法大大改善了應用進程對 CPU 的利用率，在沒有被通知的情況下，應用進程可以使用 CPU 做其他的事情。
下圖是使用 select I/O 多路復用過程。注意，read 獲取數據的過程（數據從內核態拷貝到用戶態的過程），也是一個同步的過程，需要等待：
I/O 多路復用
實際上，無論是阻塞 I/O、非阻塞 I/O，還是基于非阻塞 I/O 的多路復用都是同步調用。因為它們在 read 調用時，內核將數據從內核空間拷貝到應用程序空間，過程都是需要等待的，也就是說這個過程是同步的，如果內核實現的拷貝效率不高，read 調用就會在這個同步過程中等待比較長的時間。
而真正的異步 I/O 是「內核數據準備好」和「數據從內核態拷貝到用戶態」這兩個過程都不用等待。
當我們發起 aio_read 之后，就立即返回，內核自動將數據從內核空間拷貝到應用程序空間，這個拷貝過程同樣是異步的，內核自動完成的，和前面的同步操作不一樣，應用程序并不需要主動發起拷貝動作。過程如下圖：
異步 I/O
下面這張圖，總結了以上幾種 I/O 模型：
在前面我們知道了，I/O 是分為兩個過程的：
數據準備的過程；
數據從內核空間拷貝到用戶進程緩沖區的過程；
阻塞 I/O 會阻塞在「過程 1 」和「過程 2」，而非阻塞 I/O 和基于非阻塞 I/O 的多路復用只會阻塞在「過程 2」，所以這三個都可以認為是同步 I/O。
異步 I/O 則不同，「過程 1 」和「過程 2 」都不會阻塞。
用故事去理解這幾種 I/O 模型
舉個你去飯堂吃飯的例子，你好比用戶程序，飯堂好比操作系統。
阻塞 I/O 好比，你去飯堂吃飯，但是飯堂的菜還沒做好，然后你就一直在那里等啊等，等了好長一段時間終于等到飯堂阿姨把菜端了出來（數據準備的過程），但是你還得繼續等阿姨把菜（內核空間）打到你的飯盒里（用戶空間），經歷完這兩個過程，你才可以離開。
非阻塞 I/O 好比，你去了飯堂，問阿姨菜做好了沒有，阿姨告訴你沒，你就離開了，過幾十分鐘，你又來飯堂問阿姨，阿姨說做好了，于是阿姨幫你把菜打到你的飯盒里，這個過程你是得等待的。
基于非阻塞的 I/O 多路復用好比，你去飯堂吃飯，發現有一排窗口，飯堂阿姨告訴你這些窗口都還沒做好菜，等做好了再通知你，于是等啊等（select 調用中），過了一會阿姨通知你菜做好了，但是不知道哪個窗口的菜做好了，你自己看吧。于是你只能一個一個窗口去確認，后面發現 5 號窗口菜做好了，于是你讓 5 號窗口的阿姨幫你打菜到飯盒里，這個打菜的過程你是要等待的，雖然時間不長。打完菜后，你自然就可以離開了。
異步 I/O 好比，你讓飯堂阿姨將菜做好并把菜打到飯盒里后，把飯盒送到你面前，整個過程你都不需要任何等待。
分區是寫入構成分區表的硬盤扇區的過程，它包含有關分區的信息，包括扇區大小、相對于主分區的位置、存在的分區類型、安裝的操作系統等。
創建分區時，會給它一個卷名，這樣就可以很容易地識別它。
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硬盤驅動器的分區發生在對其進行物理格式化之后，但在對其進行邏輯格式化之前。它包括在磁盤上創建不混合數據的區域。
例如，可以使用它來安裝使用不同文件系統的不同操作系統，因此，至少會有與使用不同文件系統的操作系統一樣多的分區。如果只使用一個操作系統，一個磁盤分區就足夠了。
有三種類型的分區：主分區、擴展分區和邏輯分區。一個磁盤最多可以包含四個主分區（其中只有一個可用），或者三個主分區和一個擴展分區。在擴展分區中，用戶可以創建邏輯分區（即“模擬”幾個較小的硬盤）。主分區可以用來安裝操作系統，其中只有一個主分區還可以被設置為活動分區。如果硬盤上的4個主分區都安裝了操作系統，那么活動分區的設置決定了是從哪個分區的系統啟動。被設置為活動分區的主分區具有啟動引導程序（例如，NTLDR，bootmgr）用來從硬盤加載操作系統。
下面是磁盤包含一個主分區和一個由三個邏分區組成的擴展分區的示例：
對于DOS系統（DOS、Windows 9x），只有主分區是可引導的，因此是唯一可以啟動操作系統的分區。
引導扇區（稱為主引導記錄或MBR）是硬盤的第一個扇區（柱面0、磁頭0、扇區1），它包含主分區表和稱為引導加載程序的代碼，將其加載到內存中后將允許系統引導。
在它被加載到內存中之后，這個程序將決定從哪個系統分區啟動，并啟動這個程序（稱為bootstrap），該程序將啟動該分區上存在的操作系統。
該磁盤扇區還包含有關硬盤的所有信息（即制造商、序列號、每個扇區的字節數、每個簇的扇區數、扇區數等），因此，這個扇區是硬盤上最重要的扇區，BIOS設置程序也使用它來識別硬盤。換句話說，沒有它，你的硬盤是無用的，這使它成為病毒最喜歡的目標。
FAT是DOS操作系統（DOS和Windows 95以及支持它的Windows NT和OS/2）使用的文件系統的名稱。
下面是各種操作系統使用的文件系統：
DOS：FAT16
Windows 10：NTFS
Windows 7：NTFS
Windows XP：NTFS
Windows 98：FAT32
Windows 95：FAT16-FAT32（用于OSR2版本）
Windows NT：NTFS
OS/2：HPFS
Linux：Linux Ext2，Linux Ext3
FAT文件系統的特點是使用文件分配表和簇。
簇是FAT文件系統中最小的存儲單元。簇實際上代表固定數量的磁盤扇區。
FAT（文件分配表）是文件系統的核心，它位于0柱面、1磁頭、2扇區中（為了預防事故，在另一個扇區中復制）。該表記錄了所使用的簇的數量以及文件在簇中的位置。
FAT文件系統支持最大2GB的磁盤或分區，最多允許65536個簇，因此，無論分區或磁盤的大小如何，每個簇必須有足夠的扇區，以便可以在這65525個簇中包含整個磁盤空間，結果，磁盤（或分區）越大，每個簇的扇區數越多。
FAT文件系統使用根目錄（在使用此類文件系統的操作系統上用符號C:\表示），該文件必須位于硬盤上的特定位置。此根目錄存儲有關它包含的子目錄和文件的信息。對于文件，它將存儲文件名、文件大小、上次修改文件的日期和時間、文件屬性以及文件開始的簇號。
如前所述，共有三種類型的分區：主分區、擴展分區和邏輯分區。一個磁盤最多可以包含四個主分區（其中只有一個是活動的），或者三個主分區和一個擴展分區。在擴展分區中，用戶可以創建邏輯分區（給人的印象是有幾個較小的硬盤）。
主分區
主分區必須經過邏輯格式化，并具有適合其上安裝的操作系統的文件系統。
如果磁盤上有幾個主分區，一次只能激活一個主分區，并且該分區可見，具體取決于啟動計算機所使用的操作系統。通過選擇要在啟動時加載的操作，可以確定哪個分區是可見的。活動分區是計算機啟動時加載操作系統的分區。除開始時使用的活動分區以外的其他分區將被隱藏，隱藏的分區就不能被訪問，因此，只能從安裝操作系統的主分區訪問數據。
擴展分區
開發擴展分區是為了克服四個主分區的限制，因為你可以在其中創建任意數量的邏輯分區。擴展分區中至少需要一個邏輯分區。用戶可以在主分區和邏輯分區中存儲數據，但是擴展分區不能直接存儲數據，因為擴展分區的作用是保存邏輯分區。
許多人在使用計算機時只把整個硬盤分為一個區，從而占用了硬盤上的所有可用空間，但是，就性能和容量而言，這不是最有利的解決方案。一個好的解決方案是創建多個分區，這樣就可以在磁盤上安裝多個操作系統，節省磁盤空間，提高文件安全性以及更輕松地組織數據。
下面包含多個操作系統的系統的外觀：
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