linux數據存儲
Linux中swap與memory可以存儲數據。
memory就是機器的物理內存，讀寫速度低於cpu一個量級，但是高於磁碟不止一個量級。
swap全稱為swap place，即交換區，當內存不夠的時候，被踢出的進程被暫時存儲到交換區當需要這條被踢出的進程的時候，就從交換區重新載入到內存，否則它不會主動交換到真實內存中。
❷ linux環境下通過軟鏈接變更mysql數據存儲路徑
想要改變mysql數據存儲路徑的想法最初是在生產伺服器上mysql的數據放到了系統盤上，導致系戚昌散統盤滿額，沒有足夠的內存交換空間而死機。
將mysql數據存儲到其他目錄下有兩種方法，方法一修改my.cnf配置文件，不過經過筆者通過網上的配置資料嘗試總是不成功，環境是在centos7下操作的。後來想到一個簡單的方法，通過linux的軟鏈接高氏將實際數據放到另外的目錄裡面就可以了。
操作系迅蘆統是centos7
mysql是通過二進制包裡面的rpm方式安裝的。相當於全自動了。
先關閉mysql
默認情況下，rpm安裝好的mysql會將數據放置在 /var/lib/mysql 目錄當中，我們像將數據遷移到/mnt/data目錄當中在terminal當中輸入：
mv命令會直接將 /var/lib/mysql 文件夾直接剪切到 /mnt/data 目錄當中。
這時我們需要回到/var/lib目錄當中，
在這個目錄當中建立軟鏈接。
軟鏈接相當於windows裡面創建目錄快捷方式是一樣的，這個時候你應該可以看到mysql文件夾回到了 /var/lib 目錄當中，要進去查看一下mysql的路徑是否和my.cnf一致。
這時候我們再啟動mysql
以上我們就將數據遷移到其他目錄下，並且還沒有修改和變更my.cnf文件。
❸ Linux 下如何用SD卡存儲數據
用moumt 把SD卡的設備號掛載到本機的一個目錄下 就可以使用了
❹ Linux文件存儲和刪除的過程
我們在Linux上創建或刪除一個文件或文件夾，都習以為常，但這背後的實現原理是什麼呢？
imap：inode map映射表
bmap：block map映射表
假如要存儲a.txt到/tmp目錄下。
當a.txt文件要存儲到/tmp下時：
1) 元數據區分配node id ：從元數據區的inode table中找一個空閑的inode號分配給a.txt，如2222。再將imap表中2222這個inode號標記為已使用。
2) 數據區添加記錄 ：在/tmp的data block中添加一條a.txt文件的記錄。該記錄中包括一個指向inode號的指針，例如"0x2222"。
3) 元數據區分配data block(每段空間)並寫數據到數據區data block ：從元數據區bmap中找出空閑的data block，並開始將a.txt中的數據寫入到data block中。每寫一段空間( ext4每次分配一段空間 )就從bmap中找一次空閑的data block，直到存完所有數據。
4) 元數據區設置inode id的data block point ：元數據區在inode table中設置關於2222這條記錄的data block point指針，通過該指針可以找到a.txt使用了哪些data block。
當要刪除a.txt文件時：
1) 元數據區取消inode id的data block point ：在inode table中刪除指向a.txt的data block指針。這里只要一刪除，外界就找不到a.txt的數據了。但是這個文件還存在，只是它是被"損壞"的文件，因為沒有任何指針指向數據塊。
2) 元數據區釋放node id ：在imap中將2222的inode號標記為未使用。這個inode號就被釋放，可以被後續的文件重用。
3) 數據區刪除記錄 ：刪除父目錄/tmp的data block中關於a.txt的記錄。這里只要一刪除，外界就看不到也找不到這個文件了。
4) 元數據區釋放data block ：在bmap中將a.txt佔用的block標記為未使用。這里被標記為未使用後，這些data block就可以被後續文件覆蓋重用。
考慮一種情況，當一個文件被刪除時，但此時還有進程在使用這個文件，這時是怎樣的情況呢？外界是看不到也找不到這個文件的，所以刪除的過程已經進行到了第(3)步。但進程還在使用這個文件的數據，也能找到這個文件的數據，是因為進程在載入這個文件的時候就已經獲取到了該文件佔用哪些data block，雖然刪除了文件，但bmap中這些data block還沒有標記為未使用。
詳細分析和df的統計結果為什麼不一樣
❺ linux中怎樣將數據按16位的格式存儲
將結棗沒構體聲明模纖用編譯參數括起來就可以旦岩仿讓它雙位元組對齊：
#pragma pack(2)
struct data
{
time_t sTime;
unsigned char uiPipeIndex;
float Press[sample_num]; //#define sample_num 50
float Temp;
unsigned int Flow[6];
float AnalogFlow;
float Density;
}SAMPLE_DATA;
#pragma pack()
❻ Linux存儲管理方式
這種方式中，將用戶程序的地址空間，注意，是 用戶程序的地址空間 分為若干個固定大小的區域，成為「頁」或「頁面」。我們可以知道，這也頁其實是不存在的，只是一種劃分內存空間的方法。也就是說，這種方式將用戶的程序 「肢解」 了，分成很多個小的部分，每個部分稱為一個「頁」。
將邏輯地址的前n位作為頁號，後面32-n位作為頁內偏移量。
由於進程的最後一頁經常裝不滿一個塊，從而形成了不可利用的碎片，稱之為 「頁內碎片」 。
作用：實現頁號到物理號的地址映射。
頁表是記錄邏輯空間（虛擬內存）中每一頁在內存中對應的物理塊號。但並非每一頁邏輯空間都會實際對應著一個物理塊，只有實際駐留在物理內存空間中的頁才會對應著物理塊。
系統會為每一個進程建立一張頁表，頁表是需要一直駐留在物理內存中的（多級頁表除外），另外頁表的起址和長度存放在 PCB（Process Control Block）進程式控制制結構體中。
可以在頁表的表項中設置相關的許可權控制欄位，例如設置存取控制欄位，用於保護該存儲塊的讀寫；若存取控制欄位為2位，則可以設置讀/寫、只讀和只執行等存取方式。
物理塊是實實在在存在於內存中的：
由於執行頻率高，要求效率比較高，需要使用硬體實現。
在系統中設置一個 頁表寄存器(PTR) ,其中存放頁表在內存的起始地址和頁表的長度。平時進程未執行的時候，頁表的起始地址和頁表長度放在本進程的PCB中。當調度程序調度到某個進程的時候，才將這兩個數據裝入 頁表寄存器 。
變換過程：
快表的變換機構
為了提高地址變換速度，可在地址變換機構中增設一個具有並行查詢能力的特殊高速緩沖寄存器，又稱為"聯想寄存器"或者「快表」。俗稱TLB。
快表與頁表的功能類似，其實就是將一部分頁表存到 CPU 內部的高速緩沖存儲器 Cache。CPU 定址時先到快表查詢相應的頁表項形成物理地址，如果查詢不到，則到內存中查詢，並將對應頁表項調入到快表中。但，如果快表的存儲空間已滿，則需要通過演算法找到一個暫時不再需要的頁表項，將它換出內存。
由於成本的關系，快表不可能做得很大，通常只存放 16~512 個頁表項，這對中、小型作業來說，已有可能把全部頁表項放在快表中；但對於大型作業而言，則只能將其一部分頁表項放入其中。由於對程序和數據的訪問往往帶有局限性，因此，據統計，從快表中能找到所需頁表項的概率可達 90% 以上。這樣，由於增加了地址變換機構而造成的速度損失可減少到 10% 以下，達到了可接受的程度。
我們可以採用這樣兩個方法來解決這一問題：
① 對於頁表所需的內存空間，可採用離散分配方式，以解決難以找到一塊連續的大內存空間的問題；
② 只將當前需要的部分頁表項調入內存，其餘的頁表項仍駐留在磁碟上，需要時再調入。
二級頁表的頁表項：
過程：
在採用兩級頁表結構的情況下，對於正在運行的進程，必須將其外層頁表調入內存，而對於內頁表則只需調入一頁或幾頁。為了表徵某頁的頁表是否已經調入內存，還應在外層頁表項中增設一個狀態位 S，其值若為 0，表示該頁表分頁不在內存中，否則說明其分頁已調入內存。進程運行時，地址變換機構根據邏輯地址中的 P1去查找外層頁表；若所找到的頁表項中的狀態位為 0，則產生一個中斷信號，請求 OS 將該頁表分頁調入內存。
多級頁表和二級頁表類似。多級頁表和二級頁表是為了節省物理內存空間。使得頁表可以在內存中離散存儲。（單級頁表為了隨機訪問必須連續存儲，如果虛擬內存空間很大，就需要很多頁表項，就需要很大的連續內存空間，但是多級頁表不需要。）
為什麼引入分段存儲管理？
引入效果：
它將用戶程序的地址空間分為若干個大小不同的的段，每個段可以定義一組完整的信息。
段號表示段名，每個段都從0開始編址，並且採用一段連續的地址空間。
在該地址結構中，允許一個作業最長有64K個段，每個段的最大長度為64KB。
在分段式存儲管理系統中，為每一個分段分配一個連續的分區。進程的各個段，可以離散地裝入內存中不同的分區中。
作用：實現從邏輯地址到物理內存區的映射。
為了保證程序能夠正常運行，就必須能夠從物理內存中找出每個邏輯段所對應的位置。為此在系統中會為每一個進程建立一張 段表 。每個段在表中有一個表項，其中記錄了該段在內存中的起始地址和段的長度。一般將段表保存在內存中。
在配置了段表之後，執行的過程可以通過查找段表，找到每一個段所對應的內存區。
為了實現進程從邏輯地址到物理地址的變換功能，在系統設置了段表寄存器，用於存放段表的起始地址和段表長度TL。
在進行地址變換時，系統將邏輯地址中的段號與段表長度TL 進行比較。若 S > TL，表示段號太大，是訪問越界，於是產生越界中斷信號。若未越界，則根據段表的始址和該段的段號，計算出該段對應段表項的位置，從中讀出該段在內存的起始地址。然後，再檢查段內地址 d 是否超過該段的段長 SL。若超過，即 d>SL，同樣發出越界中斷信號。若未越界，則將該段的基址 d 與段內地址相加，即可得到要訪問的內存。
分頁和分段系統相似之處：兩者都採用離散分配方式，且都是通過地址映射機構實現地址變換。
但在概念上兩者完全不同，主要表現在下述三個方面：
分頁系統以頁面作為內存分配的基本單位，能有效地提高內存利用率，而分段系統以段作為內存分配的基本單位，它能夠更好地滿足用戶多方面的需要。
段頁式地址結構由段號、段內頁號及頁內地址三部分所組成
段頁式系統的基本原理是分段和分頁原理的結合，即先將用戶程序分成若干個段，再把每個段分成若干個頁，並為每一個段賦予一個段名。如下圖展示了一個作業地址空間的結構。該作業有三個段：主程序段、子程序段和數據段；頁面大小為 4 KB：
在段頁式系統中，為了實現從邏輯地址到物理地址的變換，系統中需要同時配置段表和頁表。段表的內容與分段系統略有不同，它不再是內存始址和段長，而是頁表始址和頁表長度。下圖展示出了利用段表和頁表進行從用戶地址空間到物理(內存)空間的映射。
在段頁式系統中，為了便於實現地址變換，須配置一個段表寄存器，其中存放段表始址和段長 TL。進行地址變換時，首先利用段號 S，將它與段長 TL 進行比較。若 S < TL，表示未越界，於是利用段表始址和段號來求出該段所對應的段表項在段表中的位置，從中得到該段的頁表始址，並利用邏輯地址中的段內頁號 P 來獲得對應頁的頁表項位置，從中讀出該貝所在的物理塊號 b，再利用塊號 b 和頁內地址來構成物理地址。
在段頁式系統中，為了獲得一條指令或數據，須三次訪問內存。第一次訪問是訪問內存中的段表，從中取得頁表始址；第二次訪問是訪問內存中的頁表，從中取出該頁所在的物理塊號，並將該塊號與頁內地址一起形成指令或數據的物理地址；第三次訪問才是真正從第二次訪問所得的地址中取出指令或數據。
顯然，這使訪問內存的次數增加了近兩倍。為了提高執行速度，在地址變換機構中增設一個高速緩沖寄存器。每次訪問它時，都須同時利用段號和頁號去檢索高速緩存，若找到匹配的表項，便可從中得到相應頁的物理塊號，用來與頁內地址一起形成物理地址：若未找到匹配表項，則仍需第三次訪問內存。
參考鏈接：
❼ linux存儲都做些什麼
從技虧擾術上來講，linux 存儲：磁碟的調度演算法，文件系統的開數碰發（速度，效率，使用率），容災（磁碟陣薯空談列）。應用層面：數據中心，網路存儲。。。。
❽ 如何給Linux添加一塊新硬碟並且存儲數據
在/dev目錄下，可以找到新硬碟,一般攔段頃都標做sd?
# cd /dev
# ls sd*
這樣就可以看到所有的硬簡陸盤了，一般最後一個就是新的硬碟了,這里假設是 sde
給硬碟進行分區
fdisk /dev/sde
n (表示新建分區)
p (主分區)
1 (分區編號)
（接下來的分區大小可以直接回車，默認是整塊硬碟一個分區，當然也可以選擇多個分區）
w (確定分區後寫燃孫入)
這樣就會得到一個新的分區 /dev/sde1
分區格式化
# mkfs ext4 /dev/sde1
掛載硬碟分區
首先新建一個目錄，作為掛載目錄 # mkdir /newdisk
# mount /newdisk /dev/sde1
這樣一來，/newdisk目錄就是新硬碟的存儲，可以存儲數據了