王道OS
1 磁盘的结构
1.1 磁盘、磁道、扇区
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
1.1.1 如何在磁盘中读/写数据
需要把“磁头”移动到想要读/写的扇区所在的磁道
磁盘会转起来，让目标扇区从磁头下面划过，才能完成对扇区的读/写操作
1.2 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”。在“文件的物理结构”小节中，我们经常提到文件数据存放在外存中的几号块，这个块号就可以转换成（柱面号，盘面号，扇区号）的地址形式
可根据该地址读取一个“块”
1.根据“柱面号”移动磁臂，让磁头指向指定柱面
2.激活指定盘面对应的磁头
3.磁盘旋转的过程中，指定的扇区会从磁头下面划过，这样就完成了对指定扇区的读/写
1.3 磁盘的分类
1.3.1 根据磁头可否移动
1.3.2 根据磁头是否可更换
2 磁盘调度算法
2.1 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
1.启动磁头臂是需要时间的。假设耗时为s
2.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。则：
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），则平均所需的延迟时间Tr = （1/2）* （1/r）(1/r为转一圈所需要的的时间)= 1/2r
传输时间Tt：从磁盘读出或向磁盘写入数据经历的时间，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。则：
传输时间Tt=(1/r) * (b/N) = b/(rN)
总的平均存取时间Ta = Ts + 1/2r + b/(rN)
2.2 先来先服务算法（FCFS）
根据进程请求访问磁盘的先后顺序进行调度
Eg：假设磁头的初始位置是100号磁道，有多个进程先后陆续的请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
按照FCFS的规则，按照请求到达的顺序，磁头需要一次移动到55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了 45+3+19+21+72+70+10+112+146=498个磁道
响应一个请求平均需要移动498/9=55.3个磁道（平均寻找长度）
优点：公平；如果请求访问的磁道比较集中的话，算法性能还能算的过去
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
2.3 最短寻找时间优先算法（SSTF）
SSTF算法会优先处理的磁道是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（其实就是贪心算法的思想，只是选择眼前最优，但是总体未必最优）
Eg：假设磁头的初始位置是100号磁道，有多个进程先后陆续的请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了 （100-18）+（184-18）= 248个磁道
响应一个请求平均需要移动248/9 = 27.5 个磁道（平局寻找长度）
优点：性能较好，平均寻道时间短
缺点：可能产生“饥饿”现象
Eg：饥饿现象：本例中，如果在处理18号磁道的访问请求时又来了一个38号磁道的访问请求，处理38号磁道的访问请求时又来了一个18号磁道的访问请求。如果有源源不断的18号、38号磁道的访问请求到来的话，150、160、184号磁道的访问请求就永远得不到满足，从而产生“饥饿”现象
2.4 扫描算法（SCAN）
SSTF算法会产生饥饿的原因在于：磁头有可能在一个小区域内来回来去地移动。为了防止这个问题，可以规定，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。这就是扫描算法（SCAN）的思想。由于磁头移动的方式很像电梯，因此也叫电梯算法
Eg：假设磁头的初始位置是100号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续的请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了（200-100）+（200-18） = 282个磁道
响应一个请求平均需要移动 282/9 = 31.3个磁道（平均寻找长度）
优点：性能较好，平均寻道时间较短，不会产生饥饿现象
缺点：1：只有到达最边上的磁道时才能改变磁头移动方向，事实上，处理了184号磁道的访问请求之后就不需要再往右移动磁头了。2：SCAN算法对于各个位置磁道的响应频率不平均（如：假设磁头此时正在往右移动，且刚处理过90号磁道，那么下次处理90号磁道的请求就需要等磁头移动很长一段距离；而响应了184号磁道的请求之后，很快又可以再次响应184号磁道的请求了）
2.5 LOOK调度算法
扫描算法中，只有到达了最边上的磁道时才能改变磁头移动方向，事实上，处理了184号磁道的访问请求之后就不需要再往右移动磁头了。LOOK调度算法就是为了解决这个问题，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）
Eg：假设磁头的初始位置是100号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续的请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了（184-100） + （184-18） = 250个磁道
响应一个请求平均需要移动 250/9 = 27.5个磁道（平均寻找长度）
优点：比起SCAN算法来，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
2.6 循环扫描算法（CSCAN）
SCAN算法对于各个位置的响应频率不平均，而CSCAN算法就是为了解决这个问题。规定只有磁头朝着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段而不处理任何请求
Eg：假设磁头的初始位置是100号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续的请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了（200-100） + （200-0）+ （90-0） = 390个磁道
响应一个请求平均需要移动 390/9 = 43.3个磁道（平均寻找长度）
优点：比起SCAN来说，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，事实上，处理了184号磁道的访问请求之后就不需要再往右移动磁头了；并且，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。另外，比起SCAN算法来，平均寻道时间更长
2.7 CLOOK调度算法
CSCAN算法的主要缺点是只有到达最边上的磁道时才能改变磁头移动方向，并且磁头返回时不一定需要返回到最边缘的磁道上。CLOOK算法就是为了解决这个问题。如果磁头移动的方向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
Eg：假设磁头的初始位置是100号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续的请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了（184-100） + （184-18）+ （90-18） = 322个磁道
响应一个请求平均需要移动 322/9 = 35.8个磁道（平均寻找长度）
优点：比起CSCAN算法，不需要每次都移动到最外侧或最内则才改变磁头方向，使寻道时间进一步缩短
3 减少延迟时间的方法
3.1 交替编号
若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
3.1.1 磁盘地址结构的设计
为什么磁盘的物理地址是（柱面号，盘面号，扇区号），而不是（盘面号，柱面号，扇区号）？
答：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
假设某磁盘有8个柱面/磁道（假设最内侧柱面/磁道号为0），4个盘面，8个扇区。则可用3个二进制位表示柱面，2个二进制位表示盘面，3个二进制位表示扇区
若物理地址结构是（盘面号，柱面号，扇区号），且需要连续读取物理地址（00,000,000）的扇区：
（00,000,000）~（00,000,111）读两圈可读完
之后再读取物理地址相邻的区域，即（00,001,000）~（00,001,111），需要启动磁头臂，将磁头移动到下一个磁道
若物理地址结构是（柱面号，盘面号，扇区号），且需要连续读取物理地址（00,000,000）的扇区：
（000,00,000）~（000,00,111）由盘面0的磁头读入数据
之后再读取物理地址相邻的区域，即（000,01,000）~（000,01,111），由于柱面号/磁道号相同，只是盘面号不同，因此不需要移动磁头臂。只需要激活相邻盘面的磁头即可
3.2 错位命名
4 磁盘的管理
4.1 磁盘初始化
Step1：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。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，检验码用于校验扇区中的数据是否发生错误）
Step2：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）
Step3：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）
4.2 引导块
计算机开机时需要进行一系列初始化的工作，这些初始化工作是通过执行
初始化程序（自举程序）完成的
ROM
初始化程序可以放在ROM（只读存储器）中。ROM中的数据在出厂时就写入了，并且以后不能再修改
注：ROM一般是出厂时就集成在主板上的
ROM中只存放很小的“自举装入程序”
开机时计算机选运行“自举装入程序”，通过执行该程序就可以找到引导块，并将完整的“自举程序”读入内存，完成初始化
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
拥有启动分区的磁盘称为启动磁盘或系统磁盘（C盘）
4.3 坏块的管理
坏了、无法正常使用的扇区就是“坏块”。这属于硬件故障，操作系统是无法修复的。应该将坏块标记出来，以免错误地使用到它
对于简单的磁盘，可以在逻辑格式化时（建立文件系统时）对整个磁盘进行坏块检查，表明哪些扇区是坏扇区，比如：在FAT表上标明。（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。且这种处理方式，坏块对操作系统系统透明
王道OS
1 磁盘的结构
1.1 磁盘、磁道、扇区
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
1.1.1 如何在磁盘中读/写数据
需要把“磁头”移动到想要读/写的扇区所在的磁道
磁盘会转起来，让目标扇区从磁头下面划过，才能完成对扇区的读/写操作
1.2 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”。在“文件的物理结构”小节中，我们经常提到文件数据存放在外存中的几号块，这个块号就可以转换成（柱面号，盘面号，扇区号）的地址形式
可根据该地址读取一个“块”
1.根据“柱面号”移动磁臂，让磁头指向指定柱面
2.激活指定盘面对应的磁头
3.磁盘旋转的过程中，指定的扇区会从磁头下面划过，这样就完成了对指定扇区的读/写
1.3 磁盘的分类
1.3.1 根据磁头可否移动
1.3.2 根据磁头是否可更换
2 磁盘调度算法
2.1 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
1.启动磁头臂是需要时间的。假设耗时为s
2.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。则：
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），则平均所需的延迟时间Tr = （1/2）* （1/r）(1/r为转一圈所需要的的时间)= 1/2r
传输时间Tt：从磁盘读出或向磁盘写入数据经历的时间，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。则：
传输时间Tt=(1/r) * (b/N) = b/(rN)
总的平均存取时间Ta = Ts + 1/2r + b/(rN)
2.2 先来先服务算法（FCFS）
根据进程请求访问磁盘的先后顺序进行调度
Eg：假设磁头的初始位置是100号磁道，有多个进程先后陆续的请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
按照FCFS的规则，按照请求到达的顺序，磁头需要一次移动到55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了 45+3+19+21+72+70+10+112+146=498个磁道
响应一个请求平均需要移动498/9=55.3个磁道（平均寻找长度）
优点：公平；如果请求访问的磁道比较集中的话，算法性能还能算的过去
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
2.3 最短寻找时间优先算法（SSTF）
SSTF算法会优先处理的磁道是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（其实就是贪心算法的思想，只是选择眼前最优，但是总体未必最优）
Eg：假设磁头的初始位置是100号磁道，有多个进程先后陆续的请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了 （100-18）+（184-18）= 248个磁道
响应一个请求平均需要移动248/9 = 27.5 个磁道（平局寻找长度）
优点：性能较好，平均寻道时间短
缺点：可能产生“饥饿”现象
Eg：饥饿现象：本例中，如果在处理18号磁道的访问请求时又来了一个38号磁道的访问请求，处理38号磁道的访问请求时又来了一个18号磁道的访问请求。如果有源源不断的18号、38号磁道的访问请求到来的话，150、160、184号磁道的访问请求就永远得不到满足，从而产生“饥饿”现象
2.4 扫描算法（SCAN）
SSTF算法会产生饥饿的原因在于：磁头有可能在一个小区域内来回来去地移动。为了防止这个问题，可以规定，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。这就是扫描算法（SCAN）的思想。由于磁头移动的方式很像电梯，因此也叫电梯算法
Eg：假设磁头的初始位置是100号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续的请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了（200-100）+（200-18） = 282个磁道
响应一个请求平均需要移动 282/9 = 31.3个磁道（平均寻找长度）
优点：性能较好，平均寻道时间较短，不会产生饥饿现象
缺点：1：只有到达最边上的磁道时才能改变磁头移动方向，事实上，处理了184号磁道的访问请求之后就不需要再往右移动磁头了。2：SCAN算法对于各个位置磁道的响应频率不平均（如：假设磁头此时正在往右移动，且刚处理过90号磁道，那么下次处理90号磁道的请求就需要等磁头移动很长一段距离；而响应了184号磁道的请求之后，很快又可以再次响应184号磁道的请求了）
2.5 LOOK调度算法
扫描算法中，只有到达了最边上的磁道时才能改变磁头移动方向，事实上，处理了184号磁道的访问请求之后就不需要再往右移动磁头了。LOOK调度算法就是为了解决这个问题，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）
Eg：假设磁头的初始位置是100号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续的请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了（184-100） + （184-18） = 250个磁道
响应一个请求平均需要移动 250/9 = 27.5个磁道（平均寻找长度）
优点：比起SCAN算法来，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
2.6 循环扫描算法（CSCAN）
SCAN算法对于各个位置的响应频率不平均，而CSCAN算法就是为了解决这个问题。规定只有磁头朝着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段而不处理任何请求
Eg：假设磁头的初始位置是100号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续的请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了（200-100） + （200-0）+ （90-0） = 390个磁道
响应一个请求平均需要移动 390/9 = 43.3个磁道（平均寻找长度）
优点：比起SCAN来说，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，事实上，处理了184号磁道的访问请求之后就不需要再往右移动磁头了；并且，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。另外，比起SCAN算法来，平均寻道时间更长
2.7 CLOOK调度算法
CSCAN算法的主要缺点是只有到达最边上的磁道时才能改变磁头移动方向，并且磁头返回时不一定需要返回到最边缘的磁道上。CLOOK算法就是为了解决这个问题。如果磁头移动的方向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
Eg：假设磁头的初始位置是100号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续的请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了（184-100） + （184-18）+ （90-18） = 322个磁道
响应一个请求平均需要移动 322/9 = 35.8个磁道（平均寻找长度）
优点：比起CSCAN算法，不需要每次都移动到最外侧或最内则才改变磁头方向，使寻道时间进一步缩短
3 减少延迟时间的方法
3.1 交替编号
若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
3.1.1 磁盘地址结构的设计
为什么磁盘的物理地址是（柱面号，盘面号，扇区号），而不是（盘面号，柱面号，扇区号）？
答：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
假设某磁盘有8个柱面/磁道（假设最内侧柱面/磁道号为0），4个盘面，8个扇区。则可用3个二进制位表示柱面，2个二进制位表示盘面，3个二进制位表示扇区
若物理地址结构是（盘面号，柱面号，扇区号），且需要连续读取物理地址（00,000,000）的扇区：
（00,000,000）~（00,000,111）读两圈可读完
之后再读取物理地址相邻的区域，即（00,001,000）~（00,001,111），需要启动磁头臂，将磁头移动到下一个磁道
若物理地址结构是（柱面号，盘面号，扇区号），且需要连续读取物理地址（00,000,000）的扇区：
（000,00,000）~（000,00,111）由盘面0的磁头读入数据
之后再读取物理地址相邻的区域，即（000,01,000）~（000,01,111），由于柱面号/磁道号相同，只是盘面号不同，因此不需要移动磁头臂。只需要激活相邻盘面的磁头即可
3.2 错位命名
4 磁盘的管理
4.1 磁盘初始化
Step1：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。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，检验码用于校验扇区中的数据是否发生错误）
Step2：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）
Step3：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）
4.2 引导块
计算机开机时需要进行一系列初始化的工作，这些初始化工作是通过执行
初始化程序（自举程序）完成的
ROM
初始化程序可以放在ROM（只读存储器）中。ROM中的数据在出厂时就写入了，并且以后不能再修改
注：ROM一般是出厂时就集成在主板上的
ROM中只存放很小的“自举装入程序”
开机时计算机选运行“自举装入程序”，通过执行该程序就可以找到引导块，并将完整的“自举程序”读入内存，完成初始化
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
拥有启动分区的磁盘称为启动磁盘或系统磁盘（C盘）
4.3 坏块的管理
坏了、无法正常使用的扇区就是“坏块”。这属于硬件故障，操作系统是无法修复的。应该将坏块标记出来，以免错误地使用到它
对于简单的磁盘，可以在逻辑格式化时（建立文件系统时）对整个磁盘进行坏块检查，表明哪些扇区是坏扇区，比如：在FAT表上标明。（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。且这种处理方式，坏块对操作系统系统透明