操作系统-Part4——文件管理

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文件系统基础

初识文件管理

文件属性
- 文件名：由创建文件的用户决定文件名，主要是为了方便用户找到文件，同一目录下不允许有重名文件。
- 标识符：一个系统内的各文件标识符唯一，对用户来说毫无可读性，因此标识符只是操作系统用于区分各个文件的一种内部名称。
- 类型：指明文件的类型
- 位置：文件存放的路径（让用户使用）、在外存中的地址（操作系统使用，对用户不可见）
- 大小：指明文件大小
- 创建时间、上次修改时间
- 文件所有者信息
- 保护信息：对文件进行保护的访问控制信息
文件内部的数据组织
- 无结构文件（如文本文件），由一些二进制或字符流组成，又称“流式文件”
- 有结构文件（如数据库表），由一组相似的记录组成，又称“记录式文件”
  - 记录是一组相关数据项的集合
  - 数据项是文件系统中最基本的数据单位
文件之间的组织
- 目录（文件夹）其实也是一种特殊的有结构文件
操作系统向上提供的功能
- 图形化交互操作的本质也是调用操作系统提供的接口
- 可用几个基本操作完成更复杂的操作，比如：“复制文件”：先创建一个新的空文件，再把源文件读入内存，再将内存中的数据写到新文件中
- 读/写文件之前，需要“打开文件”
- 读/写文件结束之后，需要“关闭文件”
文件在外存的存放
- 外存也是由一个个存储单元组成的，每个存储单元可以存储一定量的数据（如 1B）。
  - 每个存储单元对应一个物理地址
- 类似于内存分为一个个“内存块”，外存会分为一个个“块/磁盘块/物理块”。每个磁盘块的大小是相等的，每块一般包含 2 的整数幂个地址
  - 文件的逻辑地址也可以分为（逻辑块号，块内地址），操作系统同样需要将逻辑地址转换为外存的物理地址（物理块号，块内地址）的形式。
  - 块内地址的位数取决于磁盘块的大小
- 操作系统以块为单位为文件分配存储空间、读入内存
  - 即使一个文件大小只有 10B，但它依然需要占用 1KB 的磁盘块
其他需要由操作系统实现的文件管理功能
- 文件共享：使多个用户可以共享使用一个文件
- 文件保护：如何保证不同的用户对文件有不同的操作权限

文件的逻辑结构

逻辑结构，指在用户看来，文件内部的数据应该是如何组织起来的。物理结构，指在操作系统看来，文件的数据是如何存放在外存中的。
按文件是否有结构分类，可以分为无结构文件、有结构文件两种。
- 无结构文件：文件内部的数据就是一系列二进制流或字符流组成。又称“流式文件”。
- 有结构文件：由一组相似的记录组成，又称“记录式文件”。每条记录又若干个数据项组成。一般来说，每条记录有一个数据项可作为关键字（作为识别不同记录的ID）
  - 根据各条记录的长度（占用的存储空间）是否相等，又可分为定长记录和可变长记录两种。
有结构文件的逻辑结构
- 顺序文件：文件中的记录一个接一个地顺序排列（逻辑上），记录可以是定长的或可变长的。各个记录在物理上可以顺序存储或链式存储。
  - 串结构：记录之间的顺序与关键字无关
  - 顺序结构：记录之间的顺序按关键字顺序排序
  - 一般来说，考试题目中所说的“顺序文件”指的是物理上顺序存储的顺序文件。
    - 顺序文件的缺点是增加/删除一个记录比较困难
- 索引文件：
  - 索引表本身是定长记录的顺序文件。
  - 主要用于对信息处理的及时性要求比较高的场合。
  - 可以用不同的数据项（属性）建立多个索引表。
- 索引顺序文件：
  - 是索引文件和顺序文件思想的结合。区别在于，不是每个记录对应一个索引表项，而是一组记录对应一个索引表项。
- 多级索引顺序文件

文件目录

文件控制块（File Control Block，FCB）
- 目录本身就是一种有结构文件，由一条条记录组成。每条记录对应一个在该放在该目录下的文件
- 对目录进行的操作
  - 搜索：当用户要使用一个文件时，系统要根据文件名搜索目录，找到该文件对应的目录项
  - 创建文件：创建一个新文件时，需要在其所属的目录中增加一个目录项
  - 删除文件：当删除一个文件时，需要在目录中删除相应的目录项
  - 显示目录：用户可以请求显示目录的内容，如显示该目录中的所有文件及相应属性
  - 修改目录：某些文件属性保存在目录中，因此这些属性变化时需要修改相应的目录项（如：文件重命名）
目录结构
- 单级目录结构
  - 早期操作系统并不支持多级目录，整个系统中只建立一张目录表，每个文件占一个目录项。
  - 特点：单级目录实现了“按名存取”，但是不允许文件重名。
  - 缺点：不适用于多用户操作系统。
- 两级目录结构
  - 早期的多用户操作系统，采用两级目录结构。分为主文件目录（MFD，Master File Directory）和用户文件目录（UFD，User Flie Directory）。
  - 特点：1. 允许不同用户的文件重名；2. 可以在目录上实现实现访问限制
  - 缺点：依然缺乏灵活性，用户不能对自己的文件进行分类
- 多级目录结构（树形目录结构）
  - 系统根据绝对路径一层一层地找到下一级目录。刚开始从外存读入根目录的目录表；找到“照片”目录的存放位置后，从外存读入对应的目录表；再找到“2015-08”目录的存放位置，再从外存读入对应目录表；最后才找到文件“自拍.jpg”的存放位置。整个过程需要 3 次读磁盘 I/O 操作。
  - 引入当前目录和相对路径后，磁盘 I/O 的次数减少，提升了访问文件的效率。
  - 特点：可以很方便地对文件进行分类，层次结构清晰，也能够更有效地进行文件的管理和保护。
  - 缺点：不便于实现文件的共享。
- 无环图目录结构
  - 可以用不同的文件名指向同一个文件或目录
  - 实现：为每个共享结点设置一个共享计数器，用于记录此时有多少个地方在共享该结点。用户提出删除结点的请求时，只是删除该用户的 FCB、并使共享计数器减 1，并不会直接删除共享结点。只有共享计数器减为 0 时，才删除结点。
  - 共享文件不同于复制文件。在共享文件中，由于各用户指向的是同一个文件，因此只要其中一个用户修改了文件数据，那么所有用户都可以看到文件数据的变化。
索引结点（FCB的改进）
- 使用索引结点机制，磁盘块可容纳的 FCB 增多，对于拥有较多目录项的目录来说，减少了 I/O 次数，大大提升文件检索速度。
- 存放在外存中的索引结点称为“磁盘索引结点”；当索引结点放入内存后称为“内存索引结点”。
- 相比之下内存索引结点中需要增加一些信息，比如：文件是否被修改、此时有几个进程正在访问该文件等

文件保护

口令保护
- 用户请求访问该文件时必须提供口令。
  - 口令一般存放在文件对应的 FCB 或索引结点中。
- 优点：保存口令的空间开销不多，验证口令的时间开销也很小。
- 缺点：正确的口令存放在系统内部，不够安全。
加密保护
- 使用密码对文件进行加密保存，在访问文件时需要提供正确的密码才能对文件进行解密。
- 优点：保密性强，不需要在系统中存储“密码”
- 缺点：编码/译码，或者说加密/解密要花费一定时间。
访问控制
- 在每个文件的 FCB（或索引结点）中增加一个访问控制列表（Access-Control List，ACL），该表中记录了各个用户可以对该文件执行哪些操作。
- 精简的访问列表：以组为单位，标记各组用户可以对文件执行哪些操作。
- 如果对某个目录进行了访问权限的控制，那也要对目录下的所有文件进行相同的访问权限控制

文件共享

注意：
- 多个用户共享同一个文件，意味着系统中只有一份文件数据。用户对该文件的修改，在用户之间是共享的、可见的。
- 多个用户复制同一个文件，意味着系统中会有多份文件数据。用户对自己文件的修改，对其他用户的文件数据并没有影响。
基于索引结点的共享方式（硬链接）
- 索引结点中设置一个链接计数变量 count，用于表示链接到本索引结点上的用户目录项数。
- 若 count>1，说明此时有多个用户目录项链接到该索引结点上，或者说有多个用户在共享此文件。
- 若某个用户删除该文件，则只是把目录中与该文件对应的目录项删除，且索引结点的 count 值减 1。
- 若 count>0，说明还有别的用户要使用该文件，暂时不能把文件数据删除，否则会导致指针悬空。
- 当 count=0 时系统负责删除文件。
基于符号链的共享方式（软链接）
- 当 Link 型文件被删除时，Link 指向的文件依然存在
- 当 Link 指向的文件被删除时，该 Link 型文件失效

文件系统实现

文件的物理结构（重点）

文件块、磁盘块
- 文件的逻辑地址空间也被分为了一个个文件块，也可以表示为（逻辑块号，块内地址）的形式。
- 通常，磁盘块的大小与内存块、页面的大小相同
- 内存与磁盘之间的数据交换（即读/写操作、磁盘 I/O）都是以块为单位进行的。
连续分配
- 连续分配方式要求每个文件在磁盘上占有一组连续的块。
- 逻辑地址到物理地址的映射
  - （逻辑块号，块内地址）->（物理块号，块内地址）。只需转换块号就行，块内地址保持不变
  - 物理块号 = 起始块号 + 逻辑块号
  - 同时，还要检查逻辑块号是否合法（逻辑块号 ≤ 长度）
- 优点
  - 连续分配支持顺序访问和直接访问（随机访问）
  - 连续分配的文件在顺序读/写时速度最快
- 缺点
  - 文件不方便拓展。
  - 存储空间利用率低，会产生难以利用的磁盘碎片（可以用紧凑来处理碎片，但是需要耗费很大的时间代价）

链接分配
- 隐式链接
  - 除文件的最后一个盘块之外，每个盘块中都存有指向下一个盘块的指针。文件目录包括文件第一块的指针和最后一块的指针。
  - 优点：
    - 很方便文件拓展
    - 不会有碎片问题，外存利用率高。
  - 缺点：
    - 只支持顺序访问，查找效率低
    - 指向下一个盘块的指针也需要耗费少量的存储空间
- 显式链接
  - 把用于链接文件各物理块的指针显式地存放在一张表中。即，文件分配表（FAT，File Allocation Table）
  - 注意：一个磁盘仅设置一张FAT。开机时，将FAT读入内存，并常驻内存。
    - 逻辑块号转换成物理块号的过程不需要读磁盘操作。
  - 优点：
    - 支持顺序访问，也支持随机访问
    - 块号转换的过程不需要访问磁盘，文件的访问效率更高
    - 不会产生外部碎片，也可以很方便地对文件进行拓展
  - 缺点：
    - 文件分配表的需要占用一定的存储空间。
索引分配
- 系统为每个文件建立一张索引表，索引表中记录了文件的各个逻辑块对应的物理块（内存管理中的页表：建立逻辑页面到物理页之间的映射关系）。
- 索引表存放的磁盘块称为索引块。文件数据存放的磁盘块称为数据块。
- 注意：
  - 显式链接方式中，文件分配表 FAT 是一个磁盘对应一张。
  - 索引分配方式中，索引表是一个文件对应一张。
- 优点：
  - 可以支持随机访问。
  - 文件拓展也很容易实现
- 缺点
  - 索引表需要占用一定的存储空间
- 链接方案：
  - 如果索引表太大，一个索引块装不下，那么可以将多个索引块链接起来存放。
  - 缺点：若文件很大，索引表很长，就需要将很多个索引块链接起来。查找效率低下。
- 多层索引：
  - 建立多层索引（原理类似于多级页表）。
  - 结论：
    - 采用 k 层索引结构时，且顶级索引表未调入内存，则访问一个数据块只需要 K+1 次磁盘操作
  - 缺点：
    - 即使是小文件，访问一个数据块依然需要 K+1 次读磁盘。
- 混合索引：
  - 多种索引分配方式的结合。
  - 优点：
    - 对于小文件来说，访问一个数据块所需的读磁盘次数更少。
- 超级超级超级重要考点：
  - 要会根据多层索引、混合索引的结构计算出文件的最大长度（Key：各级索引表最大不能超过一个块）；
  - 要能自己分析访问某个数据块所需要的读磁盘次数Key：FCB 中会存有指向顶级索引块的指针，因此可以根据 FCB 读入顶级索引块。每次读入下一级的索引块都需要一次读磁盘操作。另外，要注意题目条件：顶级索引块是否已调入内存）

逻辑结构 VS 物理结构

个人理解：
- 逻辑结构，是用户针对文件中价值内容的组织，追求对内容的查询效率
- 物理结构，是操作系统针对空间利用率、物理查询速度的优化，对内容是无关的

文件存储空间管理

存储空间的划分与初始化
- 存储空间的划分：将物理磁盘划分为一个个文件卷（逻辑卷、逻辑盘）
  - 同时，也有系统可以支持由多个物理磁盘组成一个文件卷
- 存储空间的初始化：将各个文件卷划分为目录区、文件区。
  - 目录区，主要存放文件目录信息（FCB）、用于磁盘存储空间管理的信息
  - 文件区，用于存放文件数据
从三个方面进行理解：
1. 用什么方式记录、组织空闲块？
2. 如何分配磁盘块
3. 如何回收磁盘块
存储空间管理
- 空闲表法
  - 特点：
    - 适用于“连续分配方式”
  - 如何分配磁盘块：
    - 与内存管理中的动态分区分配很类似，为一个文件分配连续的存储空间。
    - 可采用首次适应、最佳适应、最坏适应等算法来决定要为文件分配哪个区间。
  - 如何回收磁盘块：
    - 与内存管理中的动态分区分配很类似，当回收某个存储区时需要有四种情况
      - 回收区的前后都没有相邻空闲区
      - 回收区的前后都是空闲区
      - 回收区前面是空闲区
      - 回收区后面是空闲区。
    - 总之，回收时需要注意表项的合并问题。
- 空闲链表法
  - 操作系统保存着链头、链尾指针。
  - 空闲盘块链：
    - 如何分配：若某文件申请 K 个盘块，则从链头开始依次摘下 K 个盘块分配，并修改空闲链的链头指针。
    - 如何回收：回收的盘块依次挂到链尾，并修改空闲链的链尾指针。
  - 空闲盘区链：
    - 如何分配：若某文件申请 K 个盘块，则可以采用首次适应、最佳适应等算法，从链头开始检索，按照算法规则找到一个大小符合要求的空闲盘区，分配给文件。若没有合适的连续空闲块，也可以将不同盘区的盘块同时分配给一个文件，注意分配后可能要修改相应的链指针、盘区大小等数据。
    - 如何回收：若回收区和某个空闲盘区相邻，则需要将回收区合并到空闲盘区中。若回收区没有和任何空闲区相邻，将回收区作为单独的一个空闲盘区挂到链尾。
- 位示图法（常考）
  - 每个二进制位对应一个盘块。
    - 位示图一般用连续的“字”来表示，如本例中一个字的字长是 16 位，字中的每一位对应一个盘块。
    - 可以用（字号，位号）对应一个盘块号。当然有的题目中也描述为（行号，列号）
  - 重要：要能自己推出盘块号与（字号，位号）相互转换的公式。
    - 注意题目条件，盘块号、字号、位号到底是从 0 开始还是从 1 开始
    - （字号，位号）=（i，j）的二进制位对应的*盘块号 b = n * i + j*
    - b 号盘块对应的字号 i = b / n，位号 j = b % n。
  - 如何分配：若文件需要 K 个块
    - 顺序扫描位示图，找到 K 个相邻或不相邻的“0”
    - 根据字号、位号算出对应的盘块号，将相应盘块分配给文件
    - 将相应位设置为“1”。
  - 如何回收：
    - 根据回收的盘块号计算出对应的字号、位号
    - 将相应二进制位设为“0”
- 成组链接法
  - 针对问题：空闲表法、空闲链表法不适用于大型文件系统，因为空闲表或空闲链表可能过大。
  - 改进方向：UNIX 系统中采用了成组链接法对磁盘空闲块进行管理。
  - 文件卷的目录区中专门用一个磁盘块作为“超级块”，当系统启动时需要将超级块读入内存。并且要保证内存与外存中的“超级块”数据一致。
  - 下一组（指第二列）空闲盘块数为 100；（第一列）有 99 个指针指向真正空闲的盘区，第一个指针指向的盘块记录下下组（第三列）的空闲盘块信息。
  - 如何分配：
    - 先从下一组（第二列）中取，同时删去第一列对应的指针，减少下一组空闲盘块数
    - 若下一组（第二列）分配完，则超级块更新内容（复制第一个空闲块的信息），指向第三组的信息，同时第二列第一块空闲被分配。
  - 如何回收：
    - 需要将超级块中的数据复制到新回收的块中，并修改超级块的内容，让新回收的块成为第一个分组。

文件的基本操作

创建文件
- 需要提供的参数：
  - 所需的外存空间大小（如，一个盘块，即 1KB）
  - 文件存放路径（如，“D:/Demo”）
  - 文件名（如，“新建文本文档.txt”）
- 操作系统处理 Create 系统调用：
  - 在外存中找到文件所需的空间（分配空闲的磁盘空间）
  - 根据文件存放路径的信息找到该目录对应的目录文件，在目录中创建该文件对应的目录项。目录项中包含了文件名、文件在外存中的存放位置等信息。
删除文件
- 需要提供的参数：
  - 文件存放路径（如，“D:/Demo”）
  - 文件名（如，“test.txt”）
- 操作系统处理 Delete 系统调用：
  - 根据文件存放路径找到相应的目录文件，从目录中找到文件名对应的目录项。
  - 根据该目录项记录的文件在外存的存放位置、文件大小等信息，回收文件占用的磁盘块。（回收空闲的磁盘空间）
  - 从目录表中删除文件对应的目录项。
打开文件
- 需要提供的参数：
  - 文件存放路径（如，“D:/Demo”）
  - 文件名（如，“test.txt”）
  - 要对文件的操作类型（如，r 只读、rw 读写等）
- 操作系统处理 open 系统调用：
  - 根据文件存放路径找到相应的目录文件，从目录中找到文件名对应的的目录项，并检查该用户是否有指定的操作权限。
  - 将目录项复制到内存中的“打开文件表”中。并将对应表目的编号返回给用户。之后用户使用打开文件表的编号来指明要操作的文件。
- 进程的打开文件表和系统的打开文件表
  - 进程的打开文件表记录
    - 读写指针：记录了该进程对文件的读/写操作进行到的位置。每个进程都有不同的指针指向不同位置。
    - 访问模式：如果打开文件时声明的是“只读”，则该进程不能对文件进行写操作
  - 系统的打开文件表记录（系统唯一）
    - 打开计数器：记录此时有多少个进程打开了此文件。若多个进程占用，则不允许删除。
关闭文件
- 操作系统处理 Close 系统调用：
  - 将进程的打开文件表响应的表项删除
  - 回收分配给该文件的内存空间等资源
  - 系统打开文件表的打开计数器 -1，若 count=0，则删除对应表项
读文件
- 需要提供的参数：
  - 指明哪个文件（在读文件之前已经打开文件了，所以只需要指明文件在进程的打开文件表中的索引号即可）
  - 指明读入多少数据
  - 指明从外存读入的数据要放在内存中的位置
- 操作系统处理 Read 系统调用：
  - 从读指针指向的外存中，将用户指定大小的数据读入用户指定的内存区域中。
写文件
- 需要提供的参数：
  - 指明哪个文件（指明文件在进程的打开文件表中的索引号）
  - 指明写出多少数据
  - 指明写回外存的数据放在内存中的位置
- 操作系统处理 Write 系统调用：
  - 从用户指定的内存区域中，将指定大小的数据写回写指针指向的外存。

文件系统的层次结构

辅助记忆：假设某用户请求删除文件 “D:/工作目录/学生信息.xlsx” 的最后100条记录。

用户需要通过操作系统提供的接口发出请求——用户接口
由于提供的是文件的存放路径，因此需要操作系统一层一层地查找目录，找到对应的目录项——文件目录系统
不同的用户对文件有不同的操作权限，因此为了保证安全，需要检查用户是否有访问权限——存取控制模块（存取控制验证层）
验证了用户的访问权限之后，需要把用户提供的“记录号”转变为对应的逻辑地址——逻辑文件系统与文件信息缓冲区
知道了目标记录对应的逻辑地址后，还需要转换成实际的物理地址——物理文件系统
要删除这条记录，必定要对磁盘设备发出请求——设备管理程序模块
删除这些记录后，会有一些盘块空闲，因此要将这些空闲盘块回收——辅助分配模块

磁盘组织与管理

磁盘的结构

磁盘：磁盘的表面由一些磁性物质组成，可以用这些磁性物质来记录二进制数据。
磁道：磁盘的盘面被划分成一个个磁道，一个“圈”就是一个磁道
扇区：一个磁道被划分成多个扇区，每个扇区就是一个“磁盘块”。各个扇区存放的数据量相同（如1KB）
- 最内侧磁道上的扇区面积最小，因此数据密度最大
- 重要：每个扇区就是一个“磁盘块”！
盘面：一个盘片可能会有两个盘面
磁头：每个盘面对应一个磁头。所有的磁头只能共进退。
磁盘的物理地址
- 可用（柱面号，盘面号，扇区号）来定位任意一个“磁盘块”。外存中的块号就可以转换成（柱面号，盘面号，扇区号）的地址形式。
- 读取一个“块”的流程
  - 根据“柱面号”移动磁臂，让磁头指向指定柱面；
  - 激活指定盘面对应的磁头；
  - 磁盘旋转的过程中，指定的扇区从磁头下面划过，完成对指定扇区的读/写。
磁盘的分类
- 根据磁头分类：
  - 磁头可以移动的称为活动头磁盘。磁臂可以来回伸缩来带动磁头定位磁道
  - 磁头不可移动的称为固定头磁盘。这种磁盘中每个磁道有一个磁头
- 根据是否可以更换分类：
  - 盘片可以更换的称为可换盘磁盘。
  - 盘片不可更换的称为固定盘磁盘。

磁盘调度算法

一次磁盘读/写操作需要的时间
- **寻找时间（寻道时间）TS**：在读/写数据前，将磁头移动到指定磁道所花的时间。
  - 启动磁头臂是需要时间的。假设耗时为 s；
  - 移动磁头也是需要时间的。假设磁头匀速移动，每跨越一个磁道耗时为 m，总共需要跨越 n 条磁道；
  - 寻道时间 *TS = s + m * n*
- **延迟时间 TR**：通过旋转磁盘，使磁头定位到目标扇区所需要的时间。
  - 设磁盘转速为 r （单位：转/秒，或转/分）
    - 硬盘的典型转速为 5400 转/分，或 7200 转/分
  - 平均所需的延迟时间 *TR = (1/2)(1/r) = 1/2r**
    - 找到目标扇区平均需要转半圈，因此再乘以 1/2
- **传输时间 Tt**：从磁盘读出或向磁盘写入数据所经历的时间
  - 假设磁盘转速为 r，此次读/写的字节数为 b，每个磁道上的字节数为 N
  - 传输时间 *Tt = (1/r) * (b/N) = b/(rN)*
- 延迟时间、传输时间都与磁盘转速为线性相关。而转速是硬件的固有属性，因此操作系统无法优化延迟时间和传输时间
- 移动磁头所花费的时间，是磁盘调度算法影响的指标
磁盘调度算法
- 先来先服务算法（FCFS）
  - 算法思想：根据进程请求访问磁盘的先后顺序进行调度。
  - 优点：公平；如果请求访问的磁道比较集中，则算法性能还行
  - 缺点：如果有大量进程竞争使用磁盘，请求访问的磁道很分散，则 FCFS 在性能上很差，寻道时间长。
- 最短寻找时间优先（SSTF）
  - 算法思想：SSTF 算法会优先处理的磁道是与当前磁头最近的磁道。
    - 可以保证每次的寻道时间最短，但是并不能保证总的寻道时间最短。
  - 优点：性能较好，平均寻道时间短
  - 缺点：可能产生“饥饿”现象
- 扫描算法（SCAN）
  - 针对问题：SSTF 算法会产生饥饿
  - 问题原因：磁头有可能在一个小区域内来回移动。
  - 算法思想：扫描算法（电梯算法）规定，只有磁头移动到最外侧磁道的时候才能往内移动，移动到最内侧磁道的时候才能往外移动。
  - 优点：性能较好，平均寻道时间较短，不会产生饥饿现象
  - 缺点：
    - 只有到达最边上的磁道才能改变磁头移动方向。
    - 对于各个位置磁道的响应频率不平均
- LOOK 调度算法
  - 针对问题：扫描算法只有到达最边上的磁道才能改变磁头移动方向。
  - 算法思想：如果在磁头移动方向上已经没有别的请求，就可以立即改变磁头移动方向。（边移动边观察，因此叫 LOOK）
  - 优点：比起 SCAN 算法，使寻道时间进一步缩短。
- 循环扫描算法（C-SCAN）
  - 针对问题：扫描算法对于各个位置磁道的响应频率不平均。
  - 算法思想：规定只有磁头朝某个特定方向移动时才处理磁道访问请求，而返回时直接快速移动至起始端而不处理任何请求。
  - 优点：比起 SCAN，对于各个位置磁道的响应频率很平均。
  - 缺点：
    - 只有到达最边上的磁道时才能改变磁头移动方向
    - 磁头返回时其实只需要返回到 18 号磁道即可，不需要返回到最边缘的磁道。
    - 比起 SCAN 算法，平均寻道时间更长。
- C-LOOK 调度算法
  - 算法思想：如果磁头移动的方向上已经没有磁道访问请求了，就可以立即让磁头返回，并且磁头只需要返回到有磁道访问请求的位置即可。
    - 也就是 C-SCAN + LOOK
  - 优点：比起 C-SCAN 算法，不需要每次都移动到最外侧或最内侧才改变磁头方向，使寻道时间进一步缩短
- 若题目中无特别说明，则 SCAN 就是 LOOK， C-SCAN 就是 C-LOOK

减少磁盘延迟时间的方法

针对问题：磁头读入一个扇区数据后需要一小段时间处理，如果逻辑上相邻的扇区在物理上也相邻，则将花费很长的延迟时间
减少延迟时间的方法：交替编号
- 采用交替编号的策略，即让逻辑上相邻的扇区在物理上有一定的间隔，可以使读取连续的逻辑扇区所需要的延迟时间更小。
磁盘地址结构的设计
- 磁盘的物理地址是（柱面号，盘面号，扇区号）而不是（盘面号，柱面号，扇区号）
- 原因：读取地址连续的磁盘块时，采用（柱面号，盘面号，扇区号）的地址结构可以减少磁头移动消耗的时间，仅需激活不同盘面上的磁头。
减少延迟时间的方法：错位命名
- 为了在读取地址连续的磁盘块、切换盘面激活磁头时，需要空出间隔保证磁头启动。

磁盘的管理

磁盘初始化：
1. 进行低级格式化（物理格式化），将磁盘的各个磁道划分为扇区。一个扇区通常可分为头、数据区域（如 512B 大小）、尾三个部分组成。
  - 管理扇区所需要的各种数据结构一般存放在头、尾两个部分，包括扇区校验码（如奇偶校验、CRC 循环冗余校验码等）
2. 将磁盘分区，每个分区由若干柱面组成（即分为我们熟悉的 C盘、D盘、E盘）
3. 进行逻辑格式化，创建文件系统。包括创建文件系统的根目录、初始化存储空间管理所用的数据结构（如位示图、空闲分区表）
引导块：
- 计算机开机时需要进行初始化，这些初始化工作是通过执行初始化程序（自举程序）完成的
  - 出厂时在主板上将集成一块不可修改的 ROM（只读存储器），其中只存放很小的“自举装入程序”
  - 完整的自举程序放在磁盘的启动块（即引导块/启动分区）上，启动块位于磁盘的固定位置。
  - 开机时计算机先运行“自举装入程序”，通过执行该程序就可找到引导块，并将完整的“自举程序”读入内存，完成初始化
- 拥有启动分区的磁盘称为启动磁盘或系统磁盘。
坏块的管理
- 对于简单的磁盘，可以在逻辑格式化时对整个磁盘进行坏块检查，标明哪些扇区是坏扇区，比如：在文件分配表（FAT）上标明。
  - 在这种方式中，坏块对操作系统不透明。
- 对于复杂的磁盘，磁盘控制器（磁盘设备内部的一个硬件部件）会维护一个坏块链表。
  - 在磁盘出厂前进行低级格式化（物理格式化）时就将坏块链进行初始化。
  - 会保留一些备用扇区，用于替换坏块。这种方案称为扇区备用。
  - 这种处理方式中，坏块对操作系统透明。