啟蒙篇

文件的由來

• 磁盤上保存的是一對(duì)十六進(jìn)制的數(shù)據(jù)，如何切分?jǐn)?shù)據(jù)形成不同的文件，也就是如何確定一個(gè)文件的起始和終止位置？
• 將相關(guān)數(shù)據(jù)打包在一起形成一個(gè)文件，比如從什么位置開始到什么位置結(jié)束，是一張圖片、一段文字、一個(gè)視頻
• 還需要為每一個(gè)打包文件配置一個(gè) FCB，類似PCB
• FCB保存在磁盤，記錄文件的名字、文件的起始位置、文件的終止位置等信息
• 通過文件的名字? 匹配 FCB中符合的文件，通過名字作為檢索，查詢文件的相關(guān)信息，比如文件的存儲(chǔ)位置

目錄的由來

• 每個(gè)文件 都有 與之對(duì)應(yīng)的FCB??
• 將FCB的集合重新打包成一個(gè)文件，形成目錄文件（其他文件的檔案袋），其他文件叫做普通文件，比如 圖片、視頻、文檔
• 操作系統(tǒng)啟動(dòng)的時(shí)候，將目錄文件讀取到內(nèi)存，就可以使用戶看到文件結(jié)構(gòu)

文件管理邏輯圖

• 文件系統(tǒng)由文件和目錄兩個(gè)部分組成
• 文件：邏輯結(jié)構(gòu)? 數(shù)據(jù)怎么組織？如何打包？
• 目錄：物理結(jié)構(gòu)? 組織好的數(shù)據(jù)如何保存？
• 數(shù)據(jù) 打包 形成文件
• FCB 打包 形成目錄
• 物理結(jié)構(gòu)：組織好的數(shù)據(jù)如何存儲(chǔ)？

閑聊文件系統(tǒng)

• 操作系統(tǒng)、文件系統(tǒng)和存儲(chǔ)器都有很多類型
• 通常講win、linux具有那種文件系統(tǒng)的方法和原理
• 操作系統(tǒng)：unix 、 linux 、 windows 、 android 、 ios? 、macos
• 文件系統(tǒng)：ext 、NTFS(win)? 、APFS(MAC)、 FAT 、YFFS、JFFS
• 存儲(chǔ)器：硬盤類 、光盤類 、磁帶類、flash類 （固態(tài)硬盤、U盤、云盤）
• 文件系統(tǒng)的基本構(gòu)成 = 文件 +? 目錄；使得磁盤數(shù)據(jù)保存、管理、搜索更加便捷化和人性化

?

基礎(chǔ)篇

文件的邏輯結(jié)構(gòu)和物理結(jié)構(gòu)

• 邏輯結(jié)構(gòu)：文件是由不同的十六進(jìn)制數(shù)據(jù)組成的，每個(gè)數(shù)據(jù)都有指定的位置，如果數(shù)據(jù)的位置打亂了，就不可以表示先前的數(shù)據(jù)，文件就沒有意義。比如刪除文件的一部分，使文件損壞。
• 物理結(jié)構(gòu)：將磁盤進(jìn)行切割，分成很多塊，每一塊散列存儲(chǔ)在磁盤
• 使用的時(shí)候，將物理結(jié)構(gòu)按照邏輯順序拼接在一起就形成了正確的邏輯結(jié)構(gòu)，就可以還原原本的文件

文件系統(tǒng)的邏輯結(jié)構(gòu)（數(shù)據(jù)是如何組織起來的）

文件的邏輯結(jié)構(gòu)

• 有結(jié)構(gòu)文件：記錄式文件：格式多樣化(描述信息，比如位置信息等等)、內(nèi)容多樣化（字體的顏色大小）、便于搜索查詢
• 有結(jié)構(gòu)文件 比如excel，即使只記錄一個(gè)字母，但是需要記錄大量的相關(guān)信息，因此文件會(huì)很大
• 無結(jié)構(gòu)文件：流式文件 ，比如txt，僅僅可以按照順序簡單記錄每一個(gè)字符；
• *并不是所有文件的所有內(nèi)容都是可視化的
• 流式文件特征：1，簡單順序，以字節(jié)為單位記錄每一個(gè)數(shù)據(jù)；2，由于沒有結(jié)構(gòu)，搜索的時(shí)候只可以窮舉搜索，適用性很差；3，適用于對(duì)基本信息單位操作(修改操作)不多的文件，比如源代碼、目標(biāo)代碼文件、圖片

有結(jié)構(gòu)文件的數(shù)據(jù)組織：

• 1，數(shù)據(jù)項(xiàng)：最低級(jí)的數(shù)據(jù)組織形式，文件的細(xì)胞，每個(gè)的數(shù)據(jù)項(xiàng)的長度不一樣。數(shù)據(jù)項(xiàng)是最小單元，word的數(shù)據(jù)單元是單個(gè)字，excel的數(shù)據(jù)單元是單個(gè)表格
• 2，記錄：一組有意義的數(shù)據(jù)項(xiàng)的組合，關(guān)鍵字，唯一標(biāo)識(shí)一個(gè)記錄，每個(gè)記錄的長度都可能不一樣
• 3，文件：文件系統(tǒng)中最大的數(shù)據(jù)單位
• 知識(shí)點(diǎn)準(zhǔn)備
• 1，抽象化 ，以記錄為最小單位
• 2，抽象化后的定長記錄(不夠標(biāo)準(zhǔn)定長的數(shù)據(jù)就補(bǔ)長)和變長記錄(每個(gè)記錄的長度不一樣)的表示
• 3，定長（直接訪問或者順序訪問）和變長記錄（順序訪問）方式的查詢(變長需要有一個(gè)字節(jié)來記錄數(shù)據(jù)的長度)

順序文件

• 分為1，串結(jié)構(gòu)（時(shí)間排序，往表格里面輸入的先后順序）定長和變長 ；2，順序結(jié)構(gòu)(關(guān)鍵字排序，按照成績排序)分為定長和變長
• 特點(diǎn)：1，對(duì)順序文件的記錄做增加刪除比較困難，需要移動(dòng)和重新排序；2，只有順序文件可以保存在磁帶上；3，定長記錄的順序文件比變長記錄的順序文件查找快

索引文件

• 原因，變長文件查詢比較麻煩，只可以使用順序查找的方式進(jìn)行查詢。對(duì)變長記錄的順序文件進(jìn)行改進(jìn)，使其可以直接訪問/順序訪問(索引表)
• 索引表 是定長的，利用直接訪問的優(yōu)勢(shì)
• 索引表：索引號(hào)(排序的位號(hào)) 、 記錄長度(配合第三個(gè)參數(shù)) 和記錄指針? ? ?索引表是附文件，將索引表拼接在主文件(變長順序存儲(chǔ))的前面，就形成了索引文件
• 特點(diǎn)：1，通過索引表查詢記錄很快；2，索引表會(huì)導(dǎo)致文件大小的增加，因?yàn)槠唇恿怂饕?/li>

索引順序文件

• 分組 ，索引表記錄鍵值和邏輯地址，邏輯地址是指向不同分組的第一個(gè)邏輯地址
• N個(gè)記錄分為根號(hào)N 組，平均查詢根號(hào)N次
• 增加索引表多占了空間，但是提高了存取速度
• 組間索引 組內(nèi)順序
• 同組無序，組間有序

Hash文件

• 直接文件 = 散列文件 = HASH文件 = 哈希文件
• 散列文件存取文件的速度很快，但是會(huì)引發(fā)沖突 -> 數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu) Hash查找
• Hash(記錄) = 記錄應(yīng)該保存的位置(物理位置)?
• 好的hash函數(shù)會(huì)減少?zèng)_突的次數(shù)，但是沖突不會(huì)避免

目錄文件的邏輯結(jié)構(gòu)(PCB是如何組織起來的？)

文件控制FCB

• FCB保存在磁盤上 ，記錄文件的相關(guān)信息
• FCB 記錄 文件名、邏輯結(jié)構(gòu)、物理結(jié)構(gòu)、文件類型（目錄類型還是普通文件）、文件大小、磁盤位置（物理位置）、控制信號(hào)（文件保護(hù)，文件的權(quán)限）、計(jì)數(shù)信息（文件共享）
• 多個(gè)FCB排列組合變成了目錄結(jié)構(gòu)
• FCB數(shù)量有限，文件的數(shù)量有限

索引節(jié)點(diǎn)inode

• 過程：將FCB分解，目錄文件只保留文件的名字，除了文件名字之外的信息打包形成的塊，簡稱inode
• 拆解的原因：原版的FCB太大，導(dǎo)致目錄文件的很大，電腦查詢文件的時(shí)候，需要將目錄文件調(diào)入內(nèi)存，導(dǎo)致內(nèi)存的消耗變大。其次，讀取大的目錄文件的時(shí)候，磁盤訪問次數(shù)也會(huì)變多，導(dǎo)致文件查詢速度很慢，瘦身之后的FCB就克服了這個(gè)缺點(diǎn)
• 節(jié)點(diǎn)表 記錄所有inode，查詢的時(shí)候，需要通過文件名字查詢FCB，找到對(duì)應(yīng)的inode，再到節(jié)點(diǎn)表查詢inode里面查詢物理位置
• 節(jié)點(diǎn)表保存在磁盤，瘦身版FCB(文件名+inode號(hào))時(shí)讀入內(nèi)存，不用的時(shí)候存儲(chǔ)在磁盤
• 索引節(jié)點(diǎn)：編號(hào)遞增且唯一。每個(gè)索引節(jié)點(diǎn)唯一關(guān)聯(lián)一個(gè)目錄文件或者普通文件(inode代替先前的原版PCB成為文件的檔案袋)
• inode數(shù)量有限，操作系統(tǒng)安裝的時(shí)候就已經(jīng)確定了
• 這種方式適用于Unix系統(tǒng)

目錄結(jié)構(gòu)

單級(jí)目錄結(jié)構(gòu)

• FCB連續(xù)，每個(gè)FCB對(duì)應(yīng)一個(gè)文件，沒有文件夾的概念
• 目錄基本操作
• 1，檢索文件
• 2，創(chuàng)建文件，先申請(qǐng)F(tuán)CB，再分配內(nèi)存空間
• 3，刪除文件，先回收磁盤塊，再刪除FCB
• 4，移動(dòng)文件，（沒有目錄層級(jí)的概念，復(fù)制剪貼）
• 特點(diǎn)
• 1，實(shí)現(xiàn)按名存取，但是不可以重名
• 2，檢索文件很慢
• 3，不適用于多用戶操作系統(tǒng)，（用戶空間隔離，彼此文件不可見）
• 4，沒有文件夾

兩級(jí)目錄結(jié)構(gòu)

• 針對(duì)單級(jí)目錄的優(yōu)化
• 實(shí)現(xiàn)了多用戶，但是靈活性不夠，不可以對(duì)文件進(jìn)行分類管理
• 相關(guān)FCB都相聯(lián)，比如不同用戶的FCB相聯(lián)，同一用戶的不同文件的FCB相聯(lián)
• 區(qū)分了用戶，但是用戶進(jìn)入自己的文件夾下，和單級(jí)目錄結(jié)構(gòu)一致，只有文件，沒有層級(jí)結(jié)構(gòu)

多級(jí)目錄結(jié)構(gòu)

• 改進(jìn)兩級(jí)目錄，解決不可以對(duì)文件進(jìn)行分類的問題
• 特點(diǎn)
• 1，更好的對(duì)文件進(jìn)行分類管理，樹形目錄層次清晰、分類清晰
• 2，磁盤啟動(dòng)次數(shù)多 因?yàn)榘凑諛湫谓Y(jié)構(gòu)，從上到下，每一級(jí)分別讀入內(nèi)存進(jìn)行查詢（按塊讀取）（一塊就啟動(dòng)一次）

無環(huán)圖目錄結(jié)構(gòu)

• 樹形目錄結(jié)構(gòu) + 有向邊 = 無環(huán)圖目錄
• 被多條有向邊指向的目錄文件，就是被共享的文件
• 設(shè)計(jì)的目的是為了共享?
• 有向邊 由硬鏈接/軟連接 實(shí)現(xiàn)

文件共享

• 文件共享 的原因：1，單機(jī)? 節(jié)約空間，只保留一個(gè)副本（缺點(diǎn)，牽一發(fā)動(dòng)全身，個(gè)人修改對(duì)別人影響很大）；2，聯(lián)網(wǎng)? 互聯(lián)網(wǎng)發(fā)展的必然性 C/S 模型 ，不同用戶訪問同一文件

硬鏈接共享

• 云盤共享數(shù)據(jù) ，接收別人共享的文件，保存到我的云盤，本質(zhì)是添加inode號(hào)，使得多個(gè)用戶關(guān)聯(lián)同一份文件，inode號(hào)指向文件
• 需要添加計(jì)數(shù)信息參數(shù)，刪除文件，就是刪除關(guān)聯(lián)inode的信息，同時(shí)減少計(jì)數(shù)
• 只有當(dāng)文件的計(jì)數(shù)為0，代表這個(gè)文件不再被使用，刪除文件，回收inode
• inode通過物理地址直接找到文件的存儲(chǔ)位置，速度很快

軟連接共享

• link類型文件，文件內(nèi) 存有共享文件的路徑，因此會(huì)增加磁盤訪問的次數(shù)
• 可能引起錯(cuò)誤（新的文件和舊的文件同名的時(shí)候）
• linux的軟連接模式 和 windows的創(chuàng)建快捷方式相似
• 軟連接，通過文件的層級(jí)目錄找到文件，僅僅依靠目錄層級(jí)和文件的名字作為索引

文件保護(hù)

• 文件保護(hù)是通過索引節(jié)點(diǎn)inode和文件控制塊FCB一起使用實(shí)現(xiàn)的
• 文件保護(hù)的原因 ，防止共享文件被未經(jīng)過批準(zhǔn)的用戶隨意修改和破壞
• 文件保護(hù)的方式
• 1，口令：FCB添加口令，口令匹配才可以通過，防止隨意存取
• 2，加密：對(duì)文件的數(shù)據(jù)進(jìn)行加密，即使獲取文件，也無法解密數(shù)據(jù)；缺點(diǎn)：需要使用對(duì)應(yīng)的加解密文件，需要耗費(fèi)時(shí)間
• 3，訪問控制：不同角色擁有不同的權(quán)限，設(shè)置訪問控制表。這個(gè)一般Unix使用比較多，對(duì)文件分為擁有者、組、其他，分別對(duì)應(yīng)讀、寫、執(zhí)行三種權(quán)限
• 口令和訪問控制，都是在FCB的控制信息里面添加內(nèi)容

文件系統(tǒng)的物理結(jié)構(gòu)

文件的實(shí)現(xiàn)（物理結(jié)構(gòu)）

文件物理結(jié)構(gòu)學(xué)習(xí)邏輯圖

• 文件保存到磁盤 -> 最小單位為塊（4kb、1kb）塊設(shè)備
• 問題
• 1，存在哪？文件的分配方式
• 2，哪可存？磁盤存儲(chǔ)空間的管理

文件的分配方式

• 連續(xù)分配
• 思想：文件分配一組連續(xù)的磁盤塊
• 特點(diǎn)：
• 1，順序訪問? 直接訪問（起始地址 + 每一塊的大小 * 數(shù)據(jù)塊數(shù)）
• 2，外部碎片多，內(nèi)部碎片少
• 3，適合長度固定的文件的（比如圖片、視頻）
• 磁盤塊的順序很重要，需要從指定位置讀取指定大小的文件內(nèi)容；存文件的時(shí)候，也需要順序存放
• FCB表格 ： 文件的名字、存儲(chǔ)的起始位置、文件的長度

• 鏈接分配 分為 隱式鏈接分配 和 顯式鏈接分配；解決內(nèi)部碎片的問題
• 隱式鏈接分配?
• 思想：順藤摸瓜 / 做記號(hào)；? 像鏈表一樣，把不連續(xù)的空間碎片，鏈接在一起；每一個(gè)塊的后面記錄下一個(gè)存儲(chǔ)的位置信息
• 特點(diǎn)：可以順序訪問，不可以直接訪問；穩(wěn)定性不好（如果中間數(shù)據(jù)損壞，就無法銜接下一個(gè)文件，造成文件的損壞）
• FCB里邊的物理結(jié)構(gòu)，會(huì)確定文件的類型是連續(xù)分配、隱式鏈接分配、顯式鏈接分配等，按照對(duì)應(yīng)的規(guī)則，讀取目錄文件
• FCB? 隱式鏈接分配的目錄文件記錄 文件的名字、起始位置和結(jié)束位置
• 因?yàn)橛墟溄拥拇嬖?#xff0c;假設(shè)鏈接占據(jù)2b，每個(gè)塊存儲(chǔ)（4kb - 2b）大小的內(nèi)存

• 顯式鏈接分配
• 解決隱式鏈接分配不穩(wěn)定的問題（中間斷裂）
• 思想：先存再讀，整個(gè)磁盤設(shè)置一張表，記錄每個(gè)磁盤塊的分配情況，該表叫做FAT
• 查詢FAT，防止中間層數(shù)據(jù)斷裂
• 特點(diǎn)：FAT表占用空間比較大，磁盤無所謂，但是內(nèi)存卡會(huì)浪費(fèi)很大的空間

?單級(jí)索引分配

• 思想：為每個(gè)文件都建立一個(gè)索引表，記錄該文件的磁盤塊分配順序
• 將索引表記錄在一個(gè)磁盤塊，FCB的索引填寫 索引表的存儲(chǔ)磁盤號(hào)
• 索引表：文件的名字、索引（索引表記錄磁盤塊的分配順序，索引記錄索引表所在的磁盤位置）
• 文件讀取的時(shí)候，現(xiàn)根據(jù)文件的名字，讀取索引表的；將索引表讀入內(nèi)存之后，根據(jù)索引表依次讀取文件
• FCB的物理結(jié)構(gòu)會(huì)記錄 模式? 單級(jí)索引
• 特點(diǎn)：可以直接訪問，但是索引表占據(jù)了磁盤的空間，文件很大，需要的索引表也會(huì)很多

多級(jí)索引分配

• 解決索引塊長度不一致，使索引表變成一個(gè)變長文件，不利于直接訪問的問題，再次構(gòu)建索引表
• 8M文件占據(jù)多少空間？ 8Mb + 3* 4kb

?

混合索引

• 直接索引、單級(jí)索引、二級(jí)索引、三級(jí)索引等同時(shí)使用
• 條件：盤塊4kb大小、盤塊號(hào)4B大小
• 問：混合索引最大支持的文件大小？4TB + 4GB + 4MB + 4kb
• 3GB文件實(shí)際需要占用多大的空間？?好復(fù)雜?
• 一個(gè)盤塊可存 4kb/4B = 1k 個(gè)盤塊號(hào)
• 直接索引：4kb
• 單級(jí)索引：1k * 4kb = 4MB
• 二級(jí)索引：1k *1k * 4kb = 4GB
• 三級(jí)索引：1k * 1k *1k *4kb = 4TB
• 文件的索引順序 依次是 直接、單級(jí)、二級(jí)、三級(jí)

存儲(chǔ)空間管理

空閑表法

• 解決哪里可以存？
• 空閑盤塊表：序號(hào) 、 第一個(gè)空閑的盤塊號(hào)、 空閑數(shù)量；主要用于連續(xù)分配
• ?分配：分配算法，如首次適應(yīng)、最佳適應(yīng)、最壞適應(yīng)、鄰臨適應(yīng)、循環(huán)首次適應(yīng)
• 回收：合并問題，（刪除）
• 存在哪里？

空閑鏈表法

• 空閑盤塊鏈：盤塊號(hào)+下一節(jié)點(diǎn)指針
• 空閑盤區(qū)鏈：首個(gè)盤塊號(hào) 盤區(qū)大小 下一個(gè)盤區(qū)指針
• 數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)里面的鏈表，還是單鏈表

位示圖法

• 由0和1 組成，1代表存儲(chǔ)數(shù)據(jù)，0代表沒有存儲(chǔ)數(shù)據(jù)

成組鏈表法

• 一組一組形成鏈表，就是成組鏈表法
• 并不詳細(xì)? 回收和分配

目錄的實(shí)現(xiàn)（物理結(jié)構(gòu)）

線性鏈表

• 目錄文件 依次查詢（線性鏈表）
• 例題
• 有一個(gè)文件系統(tǒng)，根目錄常駐內(nèi)存，如圖所示，文件目錄采用鏈接結(jié)構(gòu)，每個(gè)目錄下最多放80個(gè)目錄或者文件(稱為下級(jí)文件)，每個(gè)磁盤塊最多放10個(gè)文件目錄項(xiàng)，如果下級(jí)目錄是目錄文件，則上級(jí)目錄指向該目錄文件的第一塊磁盤。假設(shè)目錄結(jié)構(gòu)中第一塊文件按照從左向右的順序排列，... 表示有其他文件或者目錄
• 問題：k文件 最少 或者 最多 查詢幾次磁盤
• 文件 文件夾 都是文件
• 最多查詢 8 次，采用鏈接表的方式存儲(chǔ)，需要根據(jù)頭結(jié)點(diǎn) 到 尾節(jié)點(diǎn) 依次查詢
• 每次 讀取數(shù)據(jù) 都需要啟動(dòng)磁盤

哈希表

• 考的少
• 利用文件的名字進(jìn)行哈希運(yùn)算，得到文件的存儲(chǔ)位置

層次結(jié)構(gòu)

為什么要分層？

• 每一層各司其職（下層為上層服務(wù)）
• 高內(nèi)聚 低耦合
• 利于修改代碼。推行版本的更新 和 便于移植

具體內(nèi)容

• 從下往上
• 設(shè)備（硬件）：磁盤、flash、光盤等等
• 設(shè)備管理模塊(軟件)：驅(qū)動(dòng)程序 （讀寫控制磁盤等）
• 物理文件系統(tǒng)：存在哪里？物理結(jié)構(gòu)，文件的分配方式
• 輔助分配模塊：哪里可存？磁盤存儲(chǔ)空間管理
• 邏輯文件系統(tǒng)：文件以及目錄的邏輯構(gòu)成
• 存取控制模塊：文件的保護(hù)
• 文件目錄系統(tǒng)：根據(jù)文件的名字來搜索FCB
• 用戶接口：GUI、命令行、系統(tǒng)調(diào)用(API)
• 用戶 普通用戶 程序員

磁盤的組織和管理

磁盤的結(jié)構(gòu)

• 扇區(qū)，一圈扇區(qū)圍成的同心圓環(huán)叫一條磁道
• 圓環(huán)就是磁道從外往里命名
• 盤面? 圓形的物理結(jié)構(gòu)
• 多個(gè)圓形的盤面 相垂直的部分 構(gòu)成 柱面，柱面號(hào) 和 磁道號(hào) 一致
• 約靠近扇區(qū)的圓心，扇區(qū)的密度越大
• 通過柱面號(hào) 盤面號(hào)和扇區(qū)號(hào)唯一確定一個(gè)扇區(qū)

磁盤的讀寫

• 相關(guān)概念：
• n：跨越的磁道數(shù)
• m：磁盤的固定參數(shù)，是常數(shù)；移動(dòng)一條磁道的耗時(shí)
• s：磁臂啟動(dòng)時(shí)間，也是常數(shù)
• r：轉(zhuǎn)速；單位 轉(zhuǎn)/秒?
• b：扇區(qū)字節(jié)數(shù)
• N：一條磁道字節(jié)數(shù)

磁盤的一次讀寫時(shí)間 大概值(期望數(shù)值/平均數(shù)值)

• 一次讀寫時(shí)間：期望值/平均值 Ta = 需找時(shí)間 Ts?+ 延遲時(shí)間 Tr + 傳輸時(shí)間Tt
• 尋找時(shí)間：磁頭跳轉(zhuǎn)磁道的時(shí)間，也就是尋找柱面號(hào) (也是磁道號(hào)，多塊盤的磁道組織在一起構(gòu)成柱面)；m 磁盤的固定參數(shù)，是常數(shù)，平均移動(dòng)一條磁道的耗時(shí)；s 磁臂啟動(dòng)時(shí)間，也是常數(shù)，需要給磁臂充電，然后才有能量進(jìn)行磁道之間的切換
• 延遲時(shí)間：磁道確定之后，磁頭還需要等待目標(biāo)扇區(qū)的到來，扇區(qū)旋轉(zhuǎn)；期望值，Tr = 1/2r?
• 延遲時(shí)間推導(dǎo)：轉(zhuǎn)速 一般是固定的，一般是7200轉(zhuǎn)/分鐘? 7200/60=120轉(zhuǎn)/s? 每轉(zhuǎn)一圈 1/r 秒，每個(gè)扇區(qū)用 1/r(x+1)秒；磁頭移動(dòng)之后，定位的第一個(gè)扇區(qū)是隨機(jī)的，計(jì)為A，該磁道的每一個(gè)扇區(qū)都可能是目標(biāo)扇區(qū)，成為目標(biāo)扇區(qū)的幾率是 p = 1/(x+1)? 則，Tr = 1/2r
• 傳輸時(shí)間：傳輸時(shí)間是在延遲時(shí)間的基礎(chǔ)上來看的，Tt = b / rN? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ?
• 磁頭掠過所有的扇區(qū)，怎么只讀一個(gè)扇區(qū)？磁頭電子開關(guān)，如果不開啟，讀取的數(shù)據(jù)是無效的
• 減少Ts：優(yōu)化尋道順序 -> 磁盤的調(diào)度算法
• 減少Tr：盤面錯(cuò)位編號(hào) 和 扇區(qū)交替編號(hào)?；增大轉(zhuǎn)速
• 減少Tt：增大轉(zhuǎn)速，如果磁盤確定，則無法優(yōu)化

磁盤調(diào)度算法

FCFS算法

• 先到先服務(wù)

SSTF算法 最短尋找時(shí)間優(yōu)先算法：磁頭優(yōu)先向最近的請(qǐng)求磁道移動(dòng)

• 壞處? 容易造成兩邊的饑餓
• 只有左邊完成之后，才會(huì)到右邊

?

SCAN算法 = 電梯算法

• 根據(jù)初 ，優(yōu)先向當(dāng)前磁頭位置最近的磁道移動(dòng)，直到遇到邊界才可以折返
• 如果沒有指出方向，按照 從小 到 大的次序訪問，即一般向右訪問
• 利于兩端的磁道的訪問請(qǐng)求(折返，相當(dāng)于接替訪問兩次)

進(jìn)化版-> LOOK算法 到最遠(yuǎn)請(qǐng)求則折返

• 題目中，沒有特別說明是普通SCAN，則默認(rèn)是改進(jìn)型SCAN算法(即LOOK算法)
• 區(qū)別在于，不直到遇到邊界才折返

CSCAN算法和CLOOK算法? 循環(huán)掃描算法，從頭跑，不折返

• CSCAN算法 根據(jù)初始磁頭方向，確定一個(gè)單方向，優(yōu)先向偏離磁頭當(dāng)前位最近的磁道移動(dòng)，直到遇到邊界才重頭跑（不是往返跑）
• 克服了SCAN算法，利于兩端磁道請(qǐng)求的問題
• CSCAN算法

• CLOOK算法

?

減少延遲時(shí)間

• 交叉編譯：同盤扇區(qū)交叉編號(hào)；不同盤面錯(cuò)位命名
• 扇區(qū) = 頭 + 數(shù)據(jù) + 尾；如果按照順序進(jìn)行編號(hào)，處理第一個(gè)頭尾的過程中，因?yàn)榇疟P的轉(zhuǎn)動(dòng)，會(huì)錯(cuò)過第二個(gè)扇區(qū)，如果想讀取第二個(gè)扇區(qū)的數(shù)據(jù)，需要循環(huán)一周，浪費(fèi)時(shí)間，因此采用交叉編號(hào)
• 通過交叉編號(hào)，可以很好銜接 同盤面同磁盤的連續(xù)扇區(qū)

系統(tǒng)安裝的過程

• 低級(jí)格式化 -> 扇區(qū) = 頭 + 數(shù)據(jù) + 尾
• 磁盤分區(qū)（多個(gè)柱面構(gòu)成一個(gè)分區(qū)）；主分區(qū) C；邏輯分區(qū)：D E
• 第一個(gè)0開始的分區(qū) 不會(huì)分給C盤，而是裝載了MBR，主要引導(dǎo)程序和分區(qū)表；分區(qū)表記錄每一個(gè)邏輯分區(qū)和主分區(qū) 的
• 首先將安裝系統(tǒng)的主分區(qū)標(biāo)記位活動(dòng)分區(qū)，在主分區(qū)安裝OS 同時(shí)安裝FS，

磁盤的管理

• 系統(tǒng)安裝過程
• 1，低級(jí)格式化 -> 把盤面分成扇區(qū)，（分成柱面號(hào)、盤面號(hào)和扇區(qū)號(hào)），每個(gè)扇區(qū)都有頭和尾確定扇區(qū)的開始和結(jié)束
• 2，磁盤分區(qū)，(多個(gè)柱面構(gòu)成一個(gè)分區(qū))，主分區(qū) 裝入引導(dǎo)程序 和 分區(qū)表(分區(qū)表記錄不同C盤、D盤等分區(qū)的信息)，確定活動(dòng)分區(qū)，也就是操作系統(tǒng)安裝的盤
• 3，主分區(qū)安裝OS操作系統(tǒng)，同時(shí)安裝文件系統(tǒng)，每個(gè)分區(qū)可以安裝不同的文件系統(tǒng)

總結(jié)

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