2301_78731445的博客

记录的是整个分区的基本使用情况，主要有：每个块组的bolck 和 inode的总量， 未使用的block和inode的数量，每个块组一个block和inode的大小，每个块组的其实inode编号，最近一次挂载的时间，最近一次写入数据的时间，最近一次检验磁盘的时间等其他文件系统的相关信息，Super Block的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了，磁盘的运动越少效率越高，运动越多效率越低，相关的数据一定要有意识的放在一起，所以为了区分存储内容的不同，以及快速定位寻址文件，就需要对磁盘进行分区。

printf fwrite 库函数会自带缓冲区，而 write 系统调用没有带缓冲区。这里所说的缓冲区， 都是用户级缓冲区。其实为了提升整机性能，OS也会提供相关内核级缓冲区那这个用户级缓冲区谁提供呢？printf fwrite 是库函数， write 是系统调用，库函数在系统调用的“上层”， 是对系统 调用的“封装”，但是 write 没有缓冲区，而 printf fwrite 有，说明该缓冲区是二次加上的，由C标准库提供。

返回值：当正常返回的时候waitpid返回收集到的子进程的进程id，如果设置了选项WNOHANG，而调用中waitpid发现没有已退出的子进程可收集，则返回0（非阻塞轮询），如果调用中出错，则返回-1，这时errno会被设置成相应的值以指示错误所在。父进程不能直接拿到子进程的数据！，子进程在退出时，它的退出信息（退出码和接收到的信号）会被保存在该子进程的pcb数据结构对象内，如果父进程一直不对子进程的退出信息进行回收，该pcb数据结构对象就无法被释放，就会造成僵尸进程，进而引发内存泄露的问题。

地址总线排列组合形成的地址范围[0,2^32) 32根地址总线在系统当中查找一个最合适调度的进程的时间复杂度是一个常数，不随着进程增多而导致时间成本增 加，我们称之为进程调度O(1)算法。

每一个外设的pcb数据结构对象都会包含一个等待队列，当一个进程在获取某种外设资源时（比如scanf），外设资源还未准备好，该进程就会链入该外设的pcb等待队列进行等待，此时进程就处于阻塞状态，直到资源准备就绪，才会被链入运行队列等待CPU调度，将状态S改为R。问题是，我们在进行进程切换到时候，如果不把属于当前进程的存储在寄存器中的数据带走，那么下一个来的进程在把数据放入寄存器的时候就会将上一个进程的数据覆盖，等到该进程重新被CPU调度，就无法从上一次执行的位置继续往下执行。优先权高的进程有优先执行权利。

操作系统是一款做软硬件资源管理的“软件”

答案是：系统把这些函数实现都被做到名为 libc.so.6 的库文件中去了,在没有特别指定时，gcc 会到 系统默认的搜索路径“/usr/lib”下进行查找，也就是链接到 libc.so.6 库函数中去，这样就能实现函数“printf”了，而这也就是链接的作用。我们的C程序中，并没有定义“printf”的函数实现，且在预编译中包含的“stdio.h”中也只有该函数的声明，而没有定义函数的实现,那么,是在哪里实“printf”函数的呢?要生成debug版本的可执行文件，可以在编译时添加-g选项。

权限通俗上讲是指一件事情能否被允许做，权限可以由两部分组成：权限识别的是身份（身份与“人”相关），权限与事物的属性有关。那么在Linux下权限具体是指什么，由具体哪些部分来组成？目录的可执行权限是表示你可否在目录下执行命令。如果目录没有-x权限，则无法对目录执行任何命令，甚至无法cd 进入目录, 即使目录仍然有-r 读权限而如果目录具有-x权限，但没有-r权限，则用户可以执行命令，可以cd进入目录。但由于没有目录的读权限 ，所以在目录下，即使可以执行ls命令，但仍然没有权限读出目录下的文档。