close()与write()操作的思考🤔

1. 写文件操作 (write)：高效但“懒惰”的数据搬运工

当我们调用write()函数向一个文件写入数据时，为了极大地提高I/O效率，操作系统通常不会立即把数据写入到慢速的磁盘上。磁盘I/O是一项非常耗时的操作（涉及寻道、旋转等机械动作）。如果每次write一两个字节就启动一次磁盘操作，系统性能将不堪设想。

因此，write()的典型流程是：

1. 数据从用户空间到内核空间：程序调用write()时，数据从用户程序的缓冲区被复制到操作系统内核开辟的**I/O缓冲区（或称为页高速缓存 Page Cache）**中。

2. 快速返回：一旦数据被复制到内核缓冲区，write()系统调用就可以立即返回，告诉用户程序“写入成功”。

3. 延迟写入 (Delayed Write)：此时，数据只是存在于内存的内核缓冲区中，并没有被真正写入磁盘。内核会“攒”着这些数据，等到缓冲区满了、或者系统空闲时、或者定时任务触发时，再把整个缓冲区的数据一次性地、以一个或多个磁盘块为单位，高效地写入磁盘。

write()操作的核心特征：

• 异步性: 对用户程序来说，write()的返回并不意味着数据已经安全地落在了磁盘上。

• 效率优先: 它的主要目的是快速地将数据从用户进程“接管”过来，然后通过缓冲和批量写入的机制来优化性能。

• 不保证最终一致性: 如果在write()调用后、数据被刷盘前，系统突然断电，那么这部分写入的数据将会丢失。

2. 关闭文件操作 (close)：确保善始善终的“收尾总管”

close()操作标志着一个进程对该文件访问的结束。因此，它必须承担起“善后”的全部责任，确保文件在磁盘上的状态是完整和一致的。

close()的典型流程是一个严谨的三部曲：

1. 第一步（最重要）：刷新内核数据缓冲区 (Flush Dirty Buffers)

   • 操作系统会检查与该文件相关联的内核I/O缓冲区中，是否存在“脏数据”（即被修改过但尚未写入磁盘的数据）。

   • 如果存在，操作系统会强制启动磁盘I/O，将所有这些脏数据块全部写回到磁盘上。这个过程是同步的，close()会等待这个写操作完成后再继续。

   • 这步操作保证了所有之前write()的数据被永久化存储。

2. 第二步：写回文件的控制信息（元数据 Metadata）

   • 在确保了文件内容的完整性之后，操作系统会更新并写回文件的**“属性”。这些控制信息存储在磁盘上的文件控制块(FCB)或i-node**中。

   • 需要更新的典型信息包括：

     • 文件大小: 经过多次写入，文件的尺寸可能已经改变。

     • 最后修改时间: 记录文件内容最后一次被改变的时间戳。

     • 磁盘块指针: 如果文件变大，可能需要分配新的数据块，这些新块的地址需要记录到i-node的指针列表中。

   • 为什么在此时写回？ 因为只有在所有数据都写入完毕后，文件的最终大小和状态才被完全确定。在每次write后都更新元数据会带来巨大的、不必要的I/O开销。

3. 第三步：释放内存中的控制结构

   • 在确保磁盘上的数据和元数据都一致后，操作系统会释放为这次文件打开而分配的内存资源。

   • 在进程的“打开文件表”中，删除对应的表项，从而释放该进程的文件描述符(fd)。

   • 在系统的“打开文件表”中，将对应表项的引用计数减1。如果引用计数变为0（表示系统中已没有任何进程打开该文件），则释放这个系统级的表项。

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