『壹』 QQ會員過期了設制的網落硬碟密碼還有用嗎
當然有用！1
因為你QQ
會員過期了但是你硬碟里的東西
還會存在
『貳』 電腦硬碟松落了，怎麼辦
分兩種情況：
一、如果是是硬碟的固定螺絲鬆了，會導致硬碟運行震動，硬碟是精密儀器，運行時有高速磁頭在旋轉的碟片上移動，如果受到震動，容易產生接觸劃痕而產生故障。
二、如果是電源線和數據線松動，電腦還是可以正常啟動的，不過你會在屏幕上看到一行，無法引導的提示，原因是找不到引導的磁碟。
『叄』 移動硬碟丟了怎麼找回來
移動硬碟丟了的話，找回來的方法只能找貼尋人啟事了。其他的方法應該也是很難找回來的，首先移動硬碟它沒不知道你在哪裡使用，而且也不能定位到實時的。地址在哪裡？所以只能在你又沒他在哪裡丟的范圍內張貼一些尋尋物啟事，然後給予別人一定的包場，這樣的話別人撿回來感覺沒有什麼用處，自然也就會還回來給你了。任何時候，別低估人性，也別高估你跟任何人的關系。別覺得你跟誰感情深，說不定別人根本沒當真。
有句話說的好：如人飲水冷暖自知，沒有人能夠感同身受。
用委屈自己來成全對方，並不能得到你想要的結果，而這種成全，反而變成了傷害自己的利器。因為這世間，根本沒有那麼多的將心比心。
別把人看的那麼重，也別把自己看的那麼輕。畢竟越在乎，越累，越顧及，越傷。
不必凡事通情達理，也不必事事有求必應，該拒絕就拒絕，該無情就無情。
你那麼顧及別人的時候有沒有想過，又有誰曾顧及過你？
工作中，總是收起自己的稜角去幫助別人，別人除了一句敷衍的感謝，未必會記得你的好。
你總是站在別人的角度去考慮，但是別人呢，是否也站在你都角落裡去考慮過？有時候很多事情，回過頭來想想不過是你一個人的獨角戲，委屈了自己，未必能得到珍惜。
生活是現實的，不會因為你的委曲求全而變得更加美好，只會因為你的一再妥協而變得變本加厲。
真心對你的人，根本不忍心傷害你，顧及你的人，從來也不會讓你受委屈。
人心太復雜，並不是真心就能換來真心，你不忍心傷害的人，也許總有一天會回過頭來傷害你；你不忍心為難的人，也許有一天會回過頭來為難你。
所以收起你的心軟，不必去遷就任何人，做人做事問心無愧就好，你就是你，就不要為誰去改變自己，付出的越多別人總認為理所當然。
善良應該自帶鋒芒。別一味的付出，顧及了這個，顧及了那個，就是不知道顧及自己。也別一味的遷就，畢竟沒有誰欠誰。
為別人想的太多，苦的是自己，人生在世短短幾十年，應該快樂的過好每一天。
往後餘生，拋開一切善良的束縛，活出自己的人生。當然，如果我覺得移動硬碟不能弄丟的話，我還是建議把移動硬碟上面貼上自己的名字以及聯系方式，幫別人剪刀的時候也可以撥打你的電話及時的歸還。因為別人撿到的話自己覺得用處也不大，但是卻不知道還在哪裡，這樣也是很麻煩。還有最好的建議，我覺得移動硬碟這種重要的東西，而且不常用的東西不應該會弄丟。還是應該要自我的去反省一下。
『肆』 這樣的配置看網頁視頻卡 一頓一頓畫面不連接時怎麼回事
顯卡不夠力
處理器效能低落
硬碟傳輸速度慢
內存舊型以致速度不夠
估計恐怕超過五年以上歷史(個人大膽假設是六到八年)
整個機件已老舊不堪於現今使用
建議---->新電腦
『伍』 生化危機6中文版怎樣裝落硬碟
首先沒有pc版的生化6，其次也沒有ps3和xbox360模擬器網上那些模擬器全是假的。pc版應該是明年發售。
『陸』 高分求解 關於摔落的硬碟
這位朋友，對於你的問題我的回答
1：你如果沒有通電，那麼1m以內都是不會有大問題的，但是如果你通電，那麼20cm硬碟就會出現壞道。由於硬碟在不通電情況下碟片不轉動，所以摔下時除非很重，否則不會是探頭滑上碟片。但是通電時高速運作時就不同，小小的晃動都會造成碟片損失，望以後注意。硬碟真不「硬」很脆弱的。
2：如果你認識人，那麼扔給他說摔過就可以換。如果不認識人就比較麻煩，首先硬碟必須得有壞道。之後只要外表沒有劃傷就可以換，有劃傷的話認識人要換也很麻煩。
3：建議利用這快硬碟進行裝系統。有時大家總認為測試軟體才准確。其實不然，如果電腦任何一個部位有毛病，你會發現裝系統出現問題。比如硬碟出現問題，那麼裝系統時可能會有以下表現 某個文件時卡住（前提是其它沒壞，內存兼容性問題也會引起） 文件很慢，格式化不成功。你可以測試一下，確定有問題一定要去換。
介於你這塊硬碟屬於大容量，估計換是不會有大問題的。但是望朋友注意保護，硬碟真的很脆弱。我知道的就有好多人都摔硬碟導致數據損失。所以望朋友以後注意保護~
還有問題可以留言給我
『柒』 容桂邊度有wii游戲下落硬碟
網上2.5一隻，運費算進去沒？第一次買幾10張，第二次買得幾只？按ls說你能玩通多少個？買張盤再自己做鏡像放到硬碟啦，買幾張翻版支持一下本地游戲業好嗎？
『捌』 mysql 內存臨時表與磁碟表能關聯查詢嗎
我們仍然使用兩個會話，一個會話 run，用於運行主 SQL；另一個會話 ps，用於進行 performance_schema 的觀察：
主會話線程號為 29，
可以看到寫入的線程是 page_clean_thread，是一個刷臟操作，這樣就能理解數據為什麼是慢慢寫入的。
也可以看到每個 IO 操作的大小是 16K，也就是刷數據頁的操作。
結論：
我們可以看到，
1. MySQL 會基本遵守 max_heap_table_size 的設定，在內存不夠用時，直接將表轉到磁碟上存儲。
2. 由於引擎不同（內存中表引擎為 heap，磁碟中表引擎則跟隨 internal_tmp_disk_storage_engine 的配置），本次實驗寫磁碟的數據量和實驗 05中使用內存的數據量不同。
3. 如果臨時表要使用磁碟，表引擎配置為 InnoDB，那麼即使臨時表在一個時間很短的 SQL 中使用，且使用後即釋放，釋放後也會刷臟頁到磁碟中，消耗部分 IO。
『玖』 Linux磁碟I/O子系統
上文學到 不管什麼文件系統類型，都通過VFS(虛擬文件系統層)讀和寫等操作文件，寫文件的元數據和文件的實際數據到磁碟 。但數據是怎麼落地磁碟中的呢？落到磁碟中的都經過什麼組件？
以一個寫數據到磁碟為例，給出Linux I/O子系統的體系結構。
當磁碟執行寫入操作時發生的 基本操作 (假設磁碟上扇區中的文件數據已經被讀取到分頁緩存)。
1) 一個進程通過write()系統調用 VFS虛擬文件系統 請求寫一個文件。
2) 內核更新已映射文件的分頁緩存。
3) 內核線程 pdflush/Per-BDI flush將分頁緩存刷新到磁碟。
4) 同時 VFS虛擬文件系統層 在一個bio(block input output)結構中放置每個塊緩沖，並向塊設備層提交寫請求。
5) 塊設備層 從上層得到請求，並執行一個 I/O電梯操作，將請求放置到I/O 請求隊列。
6) 設備驅動器 （比如SCSI 或 其他設備特定的驅動器）將執行寫操作。
7) 磁碟設備 固件執行硬體操作，如在碟片扇區上定位磁頭，旋轉，數據傳輸。
過去的20年中，處理器性能的改進要超過計算機系統中的其他組件，如處理器緩存、物理內存及磁碟等等。 訪問內存和磁碟的速度較慢會限制整個系統的性能 ，怎麼解決這個問題呢？引入 磁碟緩存機制 ，在較快的存儲器中緩存頻繁使用的數據，減少了訪問較慢的存儲器的次數。
磁碟緩存機制有以下3個地方解決：
引入存儲層次結構 ，在CPU和磁碟之間放置L1緩存、L2緩存、物理內存和一些其他緩存減少這種不匹配，從而讓進程減少訪問較慢的內存和磁碟的次數，避免CPU花費更多的時間等待來自較慢磁碟驅動器的數據。
另外一種解決思路： 在更快的存儲器上實現更高的緩存命中率，就可能更快地訪問數據 。怎麼提高緩存命中率呢？引入 參考局部性(locality of reference) 的技術。這項技術基於以下2個原則：
1) 大多數最近使用過的數據，在不久的將來有較高的幾率被再次使用(時間局部性)。
2) 駐留在數據附近的數據有較高的幾率被再次使用(空間局部性)。
Linux在許多組件中使用這些原則，比如分頁緩存、文件對象緩存（索引節點緩存、目錄條目緩存等等）、預讀緩沖等。
以進程從磁碟讀取數據並將數據復制到內存的過程為例。進程可以從緩存在內存中的數據副本中檢索相同的數據，用於讀和寫。
1) 進程寫入新數據
當一個進程試圖改變數據時，進程首先在內存中改變數據。此時磁碟上的數據和內存中的數據是不相同的，並且內存中的數據被稱為 臟頁(dirty page) 。臟頁中的數據應該盡快被同步到磁碟上，因為如果系統突然發生崩潰(電源故障)則內存中的數據會丟失。
2) 將內存中的數據刷新到磁碟
同步臟數據緩沖的過程被稱為 刷新 。在Linux 2.6.32內核之前(Red Hat Enterprise Linux 5)，通過內核線程pdflush將臟頁數據刷新到磁碟。在Linux 2.6.32內核中(Red Hat Enterprise Linux 6.x)pdflush被Per-BDI flush線程(BDI=Backing Device Interface)取代，Per-BDI flush線程以flush-MAJOR：MINOR的形式出現在進程列表中。當內存中臟頁比例超過閥值時，就會發生刷新(flush)。
塊層處理所有與塊設備操作相關的活動。塊層中的關鍵數據結構是bio(block input output)結構，bio結構是在虛擬文件系統層和塊層之間的一個介面。
當執行寫的時候，虛擬文件系統層試圖寫入由塊緩沖區構成的頁緩存，將連續的塊放置在一起構成bio結構，然後將其發送到塊層。
塊層處理bio請求，並鏈接這些請求進入一個被稱為I/O請求的隊列。這個鏈接的操作被稱為 I/O電梯調度(I/O elevator)。問個問題：為啥叫電梯調度呢？
Linux 2.4內核使用的是一種單一的通用I/O電梯調度方法，2.6內核提供4種電梯調度演算法供用戶自己選擇。因為Linux操作系統適用的場合很廣泛，所以I/O設備和工作負載特性都會有明顯的變化。
1）CFQ(Complete Fair Queuing，完全公平隊列)
CFQ電梯調度為每個進程維護一個I/O隊列，從而 對進程實現一個QoS(服務質量)策略 。CFQ電梯調度能夠很好地適應存在很多競爭進程的大型多用戶系統。它積極地避免進程餓死並具有低延遲特徵。從2.6.18內核發行版開始，CFQ電梯調度成為默認I/O調度器。
CFQ為每個進程/線程單獨創建一個隊列來管理產生的請求，各隊列之間用時間片來調度，以保證每個進程都能分配到合適的I/O帶寬。I/O調度器每次執行一個進程的4個請求。
2）Deadline
Deadline是一種循環的電梯調度(round robin)方法，Deadline 演算法實現了一個近似於實時的I/O子系統。在保持良好的磁碟吞吐量的同時，Deadline電梯調度既提供了出色的塊設備扇區的順序訪問，又確保一個進程不會在隊列中等待太久導致餓死。
Deadline調度器為了兼顧這兩個方面，引入了4個隊列，這4個隊列可分為兩類，每一類都由讀和寫兩種隊列組成。一類隊列用來對 請求 按 起始扇區序號 進行排序（通過紅黑樹來組織），稱為sort_list；另一類對 請求 按 生成時間進行排序 （由鏈表來組織），稱為fifo_list。每當確定了一個傳輸方向（讀或寫），系統都將會從相應的sort_list中將一批連續請求調度到請求隊列里，具體的數目由fifo_batch來確定。 只有遇到三種情況才會導致一次批量傳輸的結束 ：1.對應的sort_list中已經沒有請求了；2.下一個請求的扇區不滿足遞增的要求；3.上一個請求已經是批量傳輸的最後一個請求了。
所有的請求在生成時都會被賦上一個期限值，並且按期限值將它們排序在fifo_list中， 讀請求的期限時長默認為500ms，寫請求的期限時長默認為5s。 在Deadline調度器定義了一個writes_starved默認值為2，寫請求的飢餓線。 內核總是優先處理讀請求，當餓死進程的次數超過了writes_starved後，才會去考慮寫請求 。 為什麼內核會偏袒讀請求呢? 這是從整體性能上進行考慮的。讀請求和應用程序的關系是同步的，因為應用程序要等待讀取完畢，方能進行下一步工作所以讀請求會阻塞進程，而寫請求則不一樣。應用程序發出寫請求後，內存的內容何時被寫入塊設備對程序的影響並不大，所以調度器會優先處理讀請求。
3) NOOP
一個簡單的FIFO 隊列，不執行任何數據排序。NOOP 演算法簡單地合並相鄰的數據請求，所以增加了少量的到磁碟I/O的處理器開銷。NOOP電梯調度假設一個塊設備擁有它自己的電梯演算法。當後台存儲設備能重新排序和合並請求，並能更好地了解真實的磁碟布局時，通常選擇NOOP調度，
4）Anticipatory
Anticipatory本質上與Deadline一樣，但Anticipatory電梯調度在處理最後一個請求之後會等待一段很短的時間，約6ms(可調整antic_expire改變該值)，如果在此期間產生了新的I/O請求，它會在每個6ms中插入新的I/O操作，這樣可以將一些小的I/O請求合並成一個大的I/O請求，從而用I/O延時換取最大的I/O吞吐量。
Linux內核使用設備驅動程序得到設備的控制權。 設備驅動程序 通常是一個獨立的內核模塊，通常針對每個設備(或是設備組)而提供，以便這些設備在Linux操作系統上可用。一旦載入了設備驅動程序，將被當作Linux內核的一部分運行，並能控制設備的運行。
SCSI (Small Computer System Interface，小型計算機系統介面)是最常使用的I/O設備技術，尤其在企業級伺服器環境中。SCSI在 Linux 內核中實現，可通過設備驅動模塊來控制SCSI設備。 SCSI包括以下模塊類型 ：
1) Upper IeveI drivers(上層驅動程序)。 sd_mod、sr_mod（SCSI-CDROM）、st（SCSI Tape）和sq（SCSI通用設備）等。
2) MiddIe IeveI driver(中層驅動程序) 。如scsi_mod實現了 SCSI 協議和通用SCSI功能。
3) Low IeveI drivers(底層驅動程序) 。提供對每個設備的較低級別訪問。底層驅動程序基本上是特定於某一個硬體設備的，可提供給某個設備。
4) Pseudo drive(偽驅動程序) 。如ide-scsi，用於 IDE-SCSI模擬。
通常一個較大的性能影響是文件系統元數據怎樣在磁碟上存放 。引入 磁碟條帶陣列 (RAID 0、RAID 5和RAID 6)解決這個問題。在一個條帶陣列上，磁頭在移動到陣列中下一個磁碟之前，單個磁碟上寫入的數據稱為 CHUNKSIZE ，所有磁碟使用一次它後返回到第一個磁碟。 如果文件系統的布局沒有匹配RAID的設計，則有可能會發生一個文件系統元數據塊被分散到2個磁碟上，導致對2個磁碟發起請求 。或者 將所有的元數據在一個單獨的磁碟上存儲，如果該磁碟發生故障則可能導致該磁碟變成熱點 。
設計RAID陣列需要考慮以下內容：
1) 文件系統使用的塊大小。
2) RAID 陣列使用的CHUNK大小。
3) RAID 陣列中同等磁碟的數量。
塊大小 指可以讀取/寫入到驅動器的最小數據量，對伺服器的性能有直接的影響。塊的大小由文件系統決定，在聯機狀態下不能更改，只有重新格式化才能修改。可以使用的塊大小有1024B、2048B、4096B，默認為 4096 B。
stride條帶 是在一個chunk中文件系統塊的數量。如果文件系統塊大小為4KB，則chunk大小為64KB，那麼stride是64KB/4KB=16塊。
stripe-width 是RAID陣列上一個條帶中文件系統塊的數量。比如 一個3塊磁碟的RAID5陣列 。按照定義，在RAID5陣列每個條帶中有1個磁碟包含奇偶校驗內容。想要得到stripe-width，首先需要知道每個條帶中有多少磁碟實際攜帶了數據塊，即3磁碟-1校驗磁碟=2數據磁碟。2個磁碟中的stride是chunk中文件系統塊的數量。因此能計算 2（磁碟）*16（stride）=32（stripe）。
創建文件系統時可以使用mkfs給定數量：mk2fs -t ext4 -b 4096 -E stripe=16,stripe_width=64 /dev/vda
『拾』 移動硬碟摔了
樓主不用著急，首先資料不用擔心，哪怕是你刪除了也有方法還原
1.如果在保修期可以拿去修理
2.如果過了保修期，可以先試著自己拆開看下，把有接頭的地方檢查一下看是否有松動（一般也就是介面松動的問題，我遇到過2回類似情況，插緊就好了）