‘壹’ QQ会员过期了设制的网落硬盘密码还有用吗
当然有用！1
因为你QQ
会员过期了但是你硬盘里的东西
还会存在
‘贰’ 电脑硬盘松落了，怎么办
分两种情况：
一、如果是是硬盘的固定螺丝松了，会导致硬盘运行震动，硬盘是精密仪器，运行时有高速磁头在旋转的盘片上移动，如果受到震动，容易产生接触划痕而产生故障。
二、如果是电源线和数据线松动，电脑还是可以正常启动的，不过你会在屏幕上看到一行，无法引导的提示，原因是找不到引导的磁盘。
‘叁’ 移动硬盘丢了怎么找回来
移动硬盘丢了的话，找回来的方法只能找贴寻人启事了。其他的方法应该也是很难找回来的，首先移动硬盘它没不知道你在哪里使用，而且也不能定位到实时的。地址在哪里？所以只能在你又没他在哪里丢的范围内张贴一些寻寻物启事，然后给予别人一定的包场，这样的话别人捡回来感觉没有什么用处，自然也就会还回来给你了。任何时候，别低估人性，也别高估你跟任何人的关系。别觉得你跟谁感情深，说不定别人根本没当真。
有句话说的好：如人饮水冷暖自知，没有人能够感同身受。
用委屈自己来成全对方，并不能得到你想要的结果，而这种成全，反而变成了伤害自己的利器。因为这世间，根本没有那么多的将心比心。
别把人看的那么重，也别把自己看的那么轻。毕竟越在乎，越累，越顾及，越伤。
不必凡事通情达理，也不必事事有求必应，该拒绝就拒绝，该无情就无情。
你那么顾及别人的时候有没有想过，又有谁曾顾及过你？
工作中，总是收起自己的棱角去帮助别人，别人除了一句敷衍的感谢，未必会记得你的好。
你总是站在别人的角度去考虑，但是别人呢，是否也站在你都角落里去考虑过？有时候很多事情，回过头来想想不过是你一个人的独角戏，委屈了自己，未必能得到珍惜。
生活是现实的，不会因为你的委曲求全而变得更加美好，只会因为你的一再妥协而变得变本加厉。
真心对你的人，根本不忍心伤害你，顾及你的人，从来也不会让你受委屈。
人心太复杂，并不是真心就能换来真心，你不忍心伤害的人，也许总有一天会回过头来伤害你；你不忍心为难的人，也许有一天会回过头来为难你。
所以收起你的心软，不必去迁就任何人，做人做事问心无愧就好，你就是你，就不要为谁去改变自己，付出的越多别人总认为理所当然。
善良应该自带锋芒。别一味的付出，顾及了这个，顾及了那个，就是不知道顾及自己。也别一味的迁就，毕竟没有谁欠谁。
为别人想的太多，苦的是自己，人生在世短短几十年，应该快乐的过好每一天。
往后余生，抛开一切善良的束缚，活出自己的人生。当然，如果我觉得移动硬盘不能弄丢的话，我还是建议把移动硬盘上面贴上自己的名字以及联系方式，帮别人剪刀的时候也可以拨打你的电话及时的归还。因为别人捡到的话自己觉得用处也不大，但是却不知道还在哪里，这样也是很麻烦。还有最好的建议，我觉得移动硬盘这种重要的东西，而且不常用的东西不应该会弄丢。还是应该要自我的去反省一下。
‘肆’ 这样的配置看网页视频卡 一顿一顿画面不连接时怎么回事
显卡不够力
处理器效能低落
硬盘传输速度慢
内存旧型以致速度不够
估计恐怕超过五年以上历史(个人大胆假设是六到八年)
整个机件已老旧不堪于现今使用
建议---->新电脑
‘伍’ 生化危机6中文版怎样装落硬盘
首先没有pc版的生化6，其次也没有ps3和xbox360模拟器网上那些模拟器全是假的。pc版应该是明年发售。
‘陆’ 高分求解 关于摔落的硬盘
这位朋友，对于你的问题我的回答
1：你如果没有通电，那么1m以内都是不会有大问题的，但是如果你通电，那么20cm硬盘就会出现坏道。由于硬盘在不通电情况下盘片不转动，所以摔下时除非很重，否则不会是探头滑上盘片。但是通电时高速运作时就不同，小小的晃动都会造成盘片损失，望以后注意。硬盘真不“硬”很脆弱的。
2：如果你认识人，那么扔给他说摔过就可以换。如果不认识人就比较麻烦，首先硬盘必须得有坏道。之后只要外表没有划伤就可以换，有划伤的话认识人要换也很麻烦。
3：建议利用这快硬盘进行装系统。有时大家总认为测试软件才准确。其实不然，如果电脑任何一个部位有毛病，你会发现装系统出现问题。比如硬盘出现问题，那么装系统时可能会有以下表现 某个文件时卡住（前提是其它没坏，内存兼容性问题也会引起） 文件很慢，格式化不成功。你可以测试一下，确定有问题一定要去换。
介于你这块硬盘属于大容量，估计换是不会有大问题的。但是望朋友注意保护，硬盘真的很脆弱。我知道的就有好多人都摔硬盘导致数据损失。所以望朋友以后注意保护~
还有问题可以留言给我
‘柒’ 容桂边度有wii游戏下落硬盘
网上2.5一只，运费算进去没？第一次买几10张，第二次买得几只？按ls说你能玩通多少个？买张盘再自己做镜像放到硬盘啦，买几张翻版支持一下本地游戏业好吗？
‘捌’ mysql 内存临时表与磁盘表能关联查询吗
我们仍然使用两个会话，一个会话 run，用于运行主 SQL；另一个会话 ps，用于进行 performance_schema 的观察：
主会话线程号为 29，
可以看到写入的线程是 page_clean_thread，是一个刷脏操作，这样就能理解数据为什么是慢慢写入的。
也可以看到每个 IO 操作的大小是 16K，也就是刷数据页的操作。
结论：
我们可以看到，
1. MySQL 会基本遵守 max_heap_table_size 的设定，在内存不够用时，直接将表转到磁盘上存储。
2. 由于引擎不同（内存中表引擎为 heap，磁盘中表引擎则跟随 internal_tmp_disk_storage_engine 的配置），本次实验写磁盘的数据量和实验 05中使用内存的数据量不同。
3. 如果临时表要使用磁盘，表引擎配置为 InnoDB，那么即使临时表在一个时间很短的 SQL 中使用，且使用后即释放，释放后也会刷脏页到磁盘中，消耗部分 IO。
‘玖’ Linux磁盘I/O子系统
上文学到 不管什么文件系统类型，都通过VFS(虚拟文件系统层)读和写等操作文件，写文件的元数据和文件的实际数据到磁盘 。但数据是怎么落地磁盘中的呢？落到磁盘中的都经过什么组件？
以一个写数据到磁盘为例，给出Linux I/O子系统的体系结构。
当磁盘执行写入操作时发生的 基本操作 (假设磁盘上扇区中的文件数据已经被读取到分页缓存)。
1) 一个进程通过write()系统调用 VFS虚拟文件系统 请求写一个文件。
2) 内核更新已映射文件的分页缓存。
3) 内核线程 pdflush/Per-BDI flush将分页缓存刷新到磁盘。
4) 同时 VFS虚拟文件系统层 在一个bio(block input output)结构中放置每个块缓冲，并向块设备层提交写请求。
5) 块设备层 从上层得到请求，并执行一个 I/O电梯操作，将请求放置到I/O 请求队列。
6) 设备驱动器 （比如SCSI 或 其他设备特定的驱动器）将执行写操作。
7) 磁盘设备 固件执行硬件操作，如在盘片扇区上定位磁头，旋转，数据传输。
过去的20年中，处理器性能的改进要超过计算机系统中的其他组件，如处理器缓存、物理内存及磁盘等等。 访问内存和磁盘的速度较慢会限制整个系统的性能 ，怎么解决这个问题呢？引入 磁盘缓存机制 ，在较快的存储器中缓存频繁使用的数据，减少了访问较慢的存储器的次数。
磁盘缓存机制有以下3个地方解决：
引入存储层次结构 ，在CPU和磁盘之间放置L1缓存、L2缓存、物理内存和一些其他缓存减少这种不匹配，从而让进程减少访问较慢的内存和磁盘的次数，避免CPU花费更多的时间等待来自较慢磁盘驱动器的数据。
另外一种解决思路： 在更快的存储器上实现更高的缓存命中率，就可能更快地访问数据 。怎么提高缓存命中率呢？引入 参考局部性(locality of reference) 的技术。这项技术基于以下2个原则：
1) 大多数最近使用过的数据，在不久的将来有较高的几率被再次使用(时间局部性)。
2) 驻留在数据附近的数据有较高的几率被再次使用(空间局部性)。
Linux在许多组件中使用这些原则，比如分页缓存、文件对象缓存（索引节点缓存、目录条目缓存等等）、预读缓冲等。
以进程从磁盘读取数据并将数据复制到内存的过程为例。进程可以从缓存在内存中的数据副本中检索相同的数据，用于读和写。
1) 进程写入新数据
当一个进程试图改变数据时，进程首先在内存中改变数据。此时磁盘上的数据和内存中的数据是不相同的，并且内存中的数据被称为 脏页(dirty page) 。脏页中的数据应该尽快被同步到磁盘上，因为如果系统突然发生崩溃(电源故障)则内存中的数据会丢失。
2) 将内存中的数据刷新到磁盘
同步脏数据缓冲的过程被称为 刷新 。在Linux 2.6.32内核之前(Red Hat Enterprise Linux 5)，通过内核线程pdflush将脏页数据刷新到磁盘。在Linux 2.6.32内核中(Red Hat Enterprise Linux 6.x)pdflush被Per-BDI flush线程(BDI=Backing Device Interface)取代，Per-BDI flush线程以flush-MAJOR：MINOR的形式出现在进程列表中。当内存中脏页比例超过阀值时，就会发生刷新(flush)。
块层处理所有与块设备操作相关的活动。块层中的关键数据结构是bio(block input output)结构，bio结构是在虚拟文件系统层和块层之间的一个接口。
当执行写的时候，虚拟文件系统层试图写入由块缓冲区构成的页缓存，将连续的块放置在一起构成bio结构，然后将其发送到块层。
块层处理bio请求，并链接这些请求进入一个被称为I/O请求的队列。这个链接的操作被称为 I/O电梯调度(I/O elevator)。问个问题：为啥叫电梯调度呢？
Linux 2.4内核使用的是一种单一的通用I/O电梯调度方法，2.6内核提供4种电梯调度算法供用户自己选择。因为Linux操作系统适用的场合很广泛，所以I/O设备和工作负载特性都会有明显的变化。
1）CFQ(Complete Fair Queuing，完全公平队列)
CFQ电梯调度为每个进程维护一个I/O队列，从而 对进程实现一个QoS(服务质量)策略 。CFQ电梯调度能够很好地适应存在很多竞争进程的大型多用户系统。它积极地避免进程饿死并具有低延迟特征。从2.6.18内核发行版开始，CFQ电梯调度成为默认I/O调度器。
CFQ为每个进程/线程单独创建一个队列来管理产生的请求，各队列之间用时间片来调度，以保证每个进程都能分配到合适的I/O带宽。I/O调度器每次执行一个进程的4个请求。
2）Deadline
Deadline是一种循环的电梯调度(round robin)方法，Deadline 算法实现了一个近似于实时的I/O子系统。在保持良好的磁盘吞吐量的同时，Deadline电梯调度既提供了出色的块设备扇区的顺序访问，又确保一个进程不会在队列中等待太久导致饿死。
Deadline调度器为了兼顾这两个方面，引入了4个队列，这4个队列可分为两类，每一类都由读和写两种队列组成。一类队列用来对 请求 按 起始扇区序号 进行排序（通过红黑树来组织），称为sort_list；另一类对 请求 按 生成时间进行排序 （由链表来组织），称为fifo_list。每当确定了一个传输方向（读或写），系统都将会从相应的sort_list中将一批连续请求调度到请求队列里，具体的数目由fifo_batch来确定。 只有遇到三种情况才会导致一次批量传输的结束 ：1.对应的sort_list中已经没有请求了；2.下一个请求的扇区不满足递增的要求；3.上一个请求已经是批量传输的最后一个请求了。
所有的请求在生成时都会被赋上一个期限值，并且按期限值将它们排序在fifo_list中， 读请求的期限时长默认为500ms，写请求的期限时长默认为5s。 在Deadline调度器定义了一个writes_starved默认值为2，写请求的饥饿线。 内核总是优先处理读请求，当饿死进程的次数超过了writes_starved后，才会去考虑写请求 。 为什么内核会偏袒读请求呢? 这是从整体性能上进行考虑的。读请求和应用程序的关系是同步的，因为应用程序要等待读取完毕，方能进行下一步工作所以读请求会阻塞进程，而写请求则不一样。应用程序发出写请求后，内存的内容何时被写入块设备对程序的影响并不大，所以调度器会优先处理读请求。
3) NOOP
一个简单的FIFO 队列，不执行任何数据排序。NOOP 算法简单地合并相邻的数据请求，所以增加了少量的到磁盘I/O的处理器开销。NOOP电梯调度假设一个块设备拥有它自己的电梯算法。当后台存储设备能重新排序和合并请求，并能更好地了解真实的磁盘布局时，通常选择NOOP调度，
4）Anticipatory
Anticipatory本质上与Deadline一样，但Anticipatory电梯调度在处理最后一个请求之后会等待一段很短的时间，约6ms(可调整antic_expire改变该值)，如果在此期间产生了新的I/O请求，它会在每个6ms中插入新的I/O操作，这样可以将一些小的I/O请求合并成一个大的I/O请求，从而用I/O延时换取最大的I/O吞吐量。
Linux内核使用设备驱动程序得到设备的控制权。 设备驱动程序 通常是一个独立的内核模块，通常针对每个设备(或是设备组)而提供，以便这些设备在Linux操作系统上可用。一旦加载了设备驱动程序，将被当作Linux内核的一部分运行，并能控制设备的运行。
SCSI (Small Computer System Interface，小型计算机系统接口)是最常使用的I/O设备技术，尤其在企业级服务器环境中。SCSI在 Linux 内核中实现，可通过设备驱动模块来控制SCSI设备。 SCSI包括以下模块类型 ：
1) Upper IeveI drivers(上层驱动程序)。 sd_mod、sr_mod（SCSI-CDROM）、st（SCSI Tape）和sq（SCSI通用设备）等。
2) MiddIe IeveI driver(中层驱动程序) 。如scsi_mod实现了 SCSI 协议和通用SCSI功能。
3) Low IeveI drivers(底层驱动程序) 。提供对每个设备的较低级别访问。底层驱动程序基本上是特定于某一个硬件设备的，可提供给某个设备。
4) Pseudo drive(伪驱动程序) 。如ide-scsi，用于 IDE-SCSI仿真。
通常一个较大的性能影响是文件系统元数据怎样在磁盘上存放 。引入 磁盘条带阵列 (RAID 0、RAID 5和RAID 6)解决这个问题。在一个条带阵列上，磁头在移动到阵列中下一个磁盘之前，单个磁盘上写入的数据称为 CHUNKSIZE ，所有磁盘使用一次它后返回到第一个磁盘。 如果文件系统的布局没有匹配RAID的设计，则有可能会发生一个文件系统元数据块被分散到2个磁盘上，导致对2个磁盘发起请求 。或者 将所有的元数据在一个单独的磁盘上存储，如果该磁盘发生故障则可能导致该磁盘变成热点 。
设计RAID阵列需要考虑以下内容：
1) 文件系统使用的块大小。
2) RAID 阵列使用的CHUNK大小。
3) RAID 阵列中同等磁盘的数量。
块大小 指可以读取/写入到驱动器的最小数据量，对服务器的性能有直接的影响。块的大小由文件系统决定，在联机状态下不能更改，只有重新格式化才能修改。可以使用的块大小有1024B、2048B、4096B，默认为 4096 B。
stride条带 是在一个chunk中文件系统块的数量。如果文件系统块大小为4KB，则chunk大小为64KB，那么stride是64KB/4KB=16块。
stripe-width 是RAID阵列上一个条带中文件系统块的数量。比如 一个3块磁盘的RAID5阵列 。按照定义，在RAID5阵列每个条带中有1个磁盘包含奇偶校验内容。想要得到stripe-width，首先需要知道每个条带中有多少磁盘实际携带了数据块，即3磁盘-1校验磁盘=2数据磁盘。2个磁盘中的stride是chunk中文件系统块的数量。因此能计算 2（磁盘）*16（stride）=32（stripe）。
创建文件系统时可以使用mkfs给定数量：mk2fs -t ext4 -b 4096 -E stripe=16,stripe_width=64 /dev/vda
‘拾’ 移动硬盘摔了
楼主不用着急，首先资料不用担心，哪怕是你删除了也有方法还原
1.如果在保修期可以拿去修理
2.如果过了保修期，可以先试着自己拆开看下，把有接头的地方检查一下看是否有松动（一般也就是接口松动的问题，我遇到过2回类似情况，插紧就好了）