初识文件管理
文件--就是一组有意义的信息/数据集合。
文件的属性
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
操作系统应该向上提供那些功能
提供的几个最基本的功能
- 创建文件（create系统调用）
- 删除文件（delete系统调用）
- 读文件（read系统调用）
- 写文件（write系统调用）
- 打开文件（open系统调用）
- 关闭文件（close系统调用）
可用几个基本操作完成更复杂的操作。
文件应如何存放在外存
其他需要由操作系统实现的文件管理功能
文件逻辑结构
无结构文件
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"。如：Windows操作系统中的.txt文件。
有结构文件
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。如：数据库表文件。一般来说，每条记录有一个数据项可作为关键字。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
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。各个记录在物理上上可以顺序存储或链式存储。
顺序存储--逻辑上相邻的记录物理上也相邻（类似于顺序表）
链式存储--逻辑上相邻的记录物理上不一定相邻（类似于链表）
按照记录存入的时间决定记录的顺序
- 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排列
链式存储：无论是定长/可变长记录，都无法实现随机存取，每次只能从第一个记录开始依次往后查找。
顺序存储:
- 可变长记录：无法实现随机存取。每次只能从第一个记录开始依次往后查找
- 定长记录：可实现随机存取。记录长度为L，则第i个记录存放的相对位置是i*L；若采用串结构，无法快速找到某关键字对应的记录；若采用顺序结构，可以快速找到某关键字对应的记录（如折半查找）
注：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。之后的讲解中提到的顺序文件也默认如此。可见，顺序文件的缺点是增加/删除一个记录比较困难（如果是串结构则相对简单）
索引文件
索引表本身是定长记录的顺序文件。因此可以快读找到第i个记录对应的索引项。
可将关键字作为索引号内容，若按关键字顺序排列，则还可以支持按照关键字折半查找。
每当要增加/删除一个记录时，需要对索引表进行修改。由于索引文件有很快的检索速度，因此主要用于对信息处理的及时性要求比较高的场合。
另外，可以用不同的数据项建立多个索引表。
索引顺序文件
索引顺序文件是索引文件和顺序文件思路的结合。索引顺序文件中，同样会为文件建立一个索引表，但不同的是：并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。
检索效率分析
若一个顺序文件有10000个记录，则根据关键字检索文件，只能从头开始顺序查找，平均须查找5000个记录。
若采用索引顺序文件结构，可把10000个记录分为√10000=100组，每组100记录。则需要先顺序查找索引表找到分组(共100个分组，因此索引表长度为100.，平均需要查50次），找到分组后，再在分组中顺序查找记录（每个分组100个记录，因此平均需要查50次）。可见，采用顺序文件结构后，平均查找次数减少为50+50=100次。
多级索引顺序文件
为了进一步提高检索效率，可以为顺序文件建立多级索引表。例如：对于一个含(10^6)个记录的文件，可先为该文件建立一张低级索引表，每100个记录为一组，故低级索引表中共有10000个表项（即10000个定长记录），再把这10000个定长记录分组，每组100个，为其建立顶级索引表，故顶级索引表中共有100个表项。
文件目录
文件控制块
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。
FCB的有序集合称为"文件目录"，一个FCB就是一个文件目录项。FCB中包含了文件的基本信息（文件名、物理地址、逻辑结构、物理结构等），存取控制信息（是否可读/可写、禁止访问的用户名单等），使用信息（如文件的建立时间、修改时间等）。
最重要，最基本的还是文件名、文件存放的物理地址。
FCB实现了文件名和文件之间的映射。使用户（用户程序）可以实现"按名存取"。
需要对目录进行那些操作？
- 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。
单级目录实现了“按名存取”，但是不允许文件重名。
在创建一个文件时，需要先检查目录表中有没有重名文件，确定不重名后才能允许建立文件，并将新文件对应的目录项插入目录表中。
显然，单级目录结构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，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 File Directort）
允许不同用户的文件重名。文件名虽然相同，但是对应的其实时不同的文件。
两级目录结构允许不同用户的文件重名，也可以在目录上实现实现访问限制（检查此时登录的用户名是否匹配）。但是两级目录结构依然缺乏灵活性，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 ）
用户（或用户进程）要访问某个文件时要用文件路径名标识文件，文件路径名是个字符串。各级目录之间用“/”隔开。从根目录出发的路径称为绝对路径。
显然，每次都从根目录开始查找，是很低效的。因此可以设置一个“当前目录”。
当用户想要访问某个文件时，可以使用从当前目录出发的“相对路径”。
可见，引入“当前目录”和“相对路径”后，磁盘的I/O的次数减少了。这就提升了访问文件的效率。
树形目录结构可以很方便对文件进行分类，层次结构清晰，也能够更有效地进行文件的管理和保护。但是，树形结构不便于实现文件的共享。为此，提出了“无环图目录结构”。
无环图目录结构
可以用不同的文件名指向同一个文件，甚至可以指向同一个目录（共享同一目录下的所有内容）。
需要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。
注意：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）
当找到文件名对应的目录项时，才需要将索引结点调入内存，索引结点中记录了文件的各种信息，包括文件在外存中的存放位置，根据“存放位置”即可找到文件。
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。
文件的物理结构（文件分配方式）
文件块、磁盘块
在内存管理中，进程的逻辑地址空间被分为一个一个页面；
同样的，在外存管理中，为了方便对文件数据的管理，文件的逻辑地址也被分为了一个一个的文件“块”。
于是文件的逻辑地址也可以表示为（逻辑块号、块内地址）的形式。
文件分配方式-连续分配
连续分配方式要求每个文件在磁盘中占有一组连续的块。
优点：
用户给出要访问的逻辑块号，操作系统找到该文件对应的目录项（FCB）...
物理块号=起始块号+逻辑块号
当然，还需要检查用户提供的逻辑块号是否合法（(逻辑块号 ge 长度) 就不合法 ）
可以直接算出逻辑块号对应的物理块号，因此连续分配支持顺序访问和直接访问（即随机访问）
读取某个磁盘块时，需要移动磁头。访问的两个磁盘块相隔越远，移动磁头所需时间就越长。
结论：连续分配的文件在顺序读/写速度最快。
缺点：
若此时文件A要拓展，需要在增加一个磁盘块（总共需要连续的4个磁盘块）。由于采用连续结构，因此文件A占用的磁盘块必须是连续的。
因此只能将文件A全部“迁移”到绿色区域。
结论：物理上采用连续分配的文件不方便拓展。
结论：物理上采用连续分配，存储空间利用率低，会产生难以利用的磁盘碎片。可以采用紧凑来处理碎片，但是需要耗费很大的时间代价。
总结
优点：支持顺序访问和直接访问（即随机访问）；连续分配的文件在顺序访问时速度最快
缺点：不方便文件拓展；存储空间利用率低，会产生磁盘碎片。
文件分配方式-链接分配
链接分配采取离散分配的方式，可以为文件分散离散的磁盘块。分为隐式链接和显式链接两种。
隐式链接
实现文件的逻辑块号到物理块号的转变：
- 用户给出要访问的逻辑块号i，操作系统找到该文件对应的目录项（FCB）..
- 从目录项中找到起始块号（即0号块），将0号逻辑块读入内存，由此知道1号逻辑块存放的物理块号，于是读入1号逻辑块，再找到2号逻辑块的存放位置......以此类推
因此，读入i号逻辑块，总共需要i+1次磁盘I/O。
结论：采用链式分配（隐式链接）方式的文件，只支持顺序访问，不支持随机访问，查找效率低。另外，指向下一个盘块的指针越需要耗费少量的存储空间。
优点：采用隐式链接的链接分配方式，很方便文件拓展。另外，所有的空闲磁盘块都可以被利用，不会有碎片问题，外存利用率高。
显式链接
把用于链接文件个物理块的指针显式地存放再一个表中。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。FAT的各个表项在物理上连续存储，且每一个表项长度相同，因此“物理块号”字段可以是隐含的。
实现文件的逻辑块号到物理块号的转变：
- 用户给出要访问的逻辑块号i,操作系统内找到该文件对应的目录项（FCB）...
- 从目录项找到起始块号，若i>0,则查询内存中的文件分配表FAT,往后找到i号逻辑块对应的物理块号。逻辑块号转换成物理块号的过程不需要读磁盘操作。
结论：采用链式分配（显式链接）方式的文件，支持顺序访问，也支持随机访问（想访问i号逻辑块时，并不需要依次访问之前的0~i-1号逻辑块），由于块号转换的过程不需要访问磁盘，因此相比于隐式链接来说，访问速度快很多。
显然，显式链接也不会产生外部碎片，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。
文件分配方式-索引分配
索引分配允许文件离散地分配在各个磁盘块中，系统会为每个文件建立一张索引表，索引表记录了文件的各个逻辑块对应的物理块（索引表的功能类似内存管理中的页表--建立逻辑页面到物理页之间的映射关系）。索引表存放的磁盘称为索引块。文件数据存放的磁盘块称为数据块。
实现文件的逻辑块号到物理块号的转变：
- 用户给出要访问的逻辑块号i,操作系统内找到该文件对应的目录项（FCB）...
- 从目录项中可知索引表存放位置，将索引表从外存读入内存，并查找索引表即可知i号逻辑块在外存中的存放位置。
可见，索引分配方式可以支持随机访问。文件拓展也很容易实现（只需要给文件分配一个空闲块，并增加一个索引表项即可）；但是索引表需要占用一定的存储空间。
解决一个磁盘块无法装下文件的整张索引表：
-
链接方案：如果索引表太大，一个索引块装不下，那些可以将多个索引块链接起来存放。
-
多层索引：建立多层索引（原理类似多级页表）。使第一层索引库指向第二层的索引库。还可根据文件大小的要求再建立第三层、第四层索引库。
若采用多层索引，则各层索引表大小不能超过一个磁盘块；
若采用k层索引结构，且顶级索引表未调入内存，则访问一个数据块只需要k+1次读磁盘操作。
-
混合索引：多种索引分配方式的结合。例如，一个文件的顶级索引表中，既包含直接地址索引（直接指向数据块），又包含一级间接索引（指向单层索引表）、还包含两级间接索引（指向两层索引）
超级超级超级考点：
- 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依次读磁盘操作。另外，要注意题目条件--顶级索引块是否已调入内存）
总结
文件存储空间管理
安装Windows操作系统的时候，一个必经步骤是--为磁盘分区（C:盘、D:盘、E:盘等）
空闲表法
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。同样可采用首次适应、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--①回收区的前后都没有相邻空闲区；②回收区的前后都是空闲区；③回收区前面是空闲区;④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
空闲盘块链
以盘块为单位组成一条空闲链
操作系统保存着链头、链尾指针。
如何分配：若某个文件申请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。
适用于离散分配的物理结构。为文件分配多个盘块时可能要重复多次操作。
空闲盘区链
以盘区为单位组成一条空闲链
操作系统保存着链头、链尾指针。
如何分配：若某个文件申请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。
离散分配、连续分配都适用。为一个文件分配多个盘块时效率更高。
位示图法
位示图：每个二进制对用一个盘块。在本例中，“0”代表盘块空闲，“1”代表盘块已分配。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。因此可以用（字号，位号）对应一个盘块号。当然有的题目中页描述为（行号，列号）
重要重要重要：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
如本例中盘块号、字号、位号从0开始，若n表示字长，则
（字号，位号）=（i，j）的二进制位对应的盘块号(b=ni+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，①顺序扫描位示图，找到k个相邻或不相邻的“0”；②根据字号、位号算出对应的盘块号，将相应盘块分配给文件；③将相应位设置为“1”。
如何回收：①根据回收的盘块号计算出对应的字号、位号；②将相应二进制位设为“0”。
成组链接法
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。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。
如何分配：
Eg:需要100个空闲块
①检查第一个分组的块数是否足够。100=100，是足够的。
②分配第一个分组中的100个空闲块。但是由于300号块内存放了再下一组的信息，因此300号块的数据需要复制到超级块中。
如何回收：
Eg:假设每个分组最多为100个空闲块，此时第一个分组已有100块，还要再回收一块。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
进行Create系统调用时，需要提供的几个主要参数：
- 所需的外存空间大小（如：一个盘块，即1KB）
- 文件存放路径（“D:/Demo”）
- 文件名(这个地方默认为“新建文本文档.txt”
操作系统在处理Create系统调用时，主要做了两件事：
- 在外存中找到文件所需的空间（结合空闲链表法、位示图、成组链接法等管理策略，找到空闲空间）
- 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。目录项包含了文件名、文件在外存中的存放位置等信息。
删除文件
进行Delete系统调用时，需要提供的几个主要参数：
- 文件存放路径（“D:/Demo”）
- 文件名（“test.txt”）
操作系统在处理Delet系统调用时，主要做了几件事：
- 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。（回收磁盘块时，根据空闲表法、空闲链表法、位图法等管理策略的不同，需要做不同的处理）
- 从目录表中删除文件对应的目录项。
打开文件
在很多操作系统中，在对文件进行操作之前，要求用户先使用open系统调用“打开文件”，需要提供的几个主要参数：
- 文件存放路径（“D:/Demo”）
- 文件名（“test.txt”）
- 要对文件的操作类型（如：r只读；rw读写等）
操作系统在处理open系统调用时，主要做了几件事：
- 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，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“打开文件表”中。并将对应标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。
关闭文件
进程使用完文件后，要“关闭文件”
操作系统在处理Close系统调用时，主要做了几件事：
- 将进程的打开文件表相应表项删除
- 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count减1，若count=0，则删除对应表项。
读文件
进程使用read系统调用完成读操作。需要指明是哪个文件（在支持“打开文件”操作的系统中，只需要提供文件在打开文件表中的索引号即可），还需要指明要读入多少数据、指明读入的数据要放在内存中的什么位置。
操作系统在处理read系统调用时，会从读指针的外存中，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
进程使用write系统调用完成写操作。需要指明是哪个文件（在支持“打开文件”操作的系统中，只需要提供文件在打开文件表中的索引号即可），还需要指明要写出多少数据、写回外存的数据放在内存中的什么位置
操作系统在处理write系统调用时，会从用户指定的外存区域中，将指定大小的数据写回指针指向的外存。
文件共享
基于索引结点的共享方式（硬链接）
索引结点，是一种文件目录瘦身策略。由于检索文件时只需用到文件名，因此可以将除了文件名之外的其他信息放到索引结点中。这样目录项就只需要包含文件名、索引结点指针。
索引结点中设置一个链接计数变量，用于表示链接到本索引结点的用户目录项数。
若count=2，说明此时有两个用户目录项链接到该索引结点上，或者说是有两个用户在共享此文件。
若某个用户决定“删除”该文件，则只是要把用户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。
若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User访问“ccc”时，操作系统判断文件“ccc”属于Link类型文件，于是会其中记录的路径层层查找目录，最终找到User1的目录表中的“aaa”表项，于是就找到了文件1的索引结点。
即使软链接指向的共享文件已被删除，Link型文件依然存在，只是通过Link型文件中的路径去查找共享文件会失败（找不到对应目录项）
由于用软链接的方式访问共享文件时要查询多级目录，会有多次磁盘I/O，因此用软链接访问。
文件保护
口令保护
为文件设置一个“口令”（如：abc112233）,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或索引系结点中。用户访问文件前需要先输入“口令”，操作系统会将用户提供的口令与FCB存储的口令进行对比，如果正确，则允许该用户访问文件。
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“某个”密码对文件进行加密，在访问文件时需要提供正确的“密码”才能对文件进行正确的解密。
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/解密需要花费一定时间。
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那些操作。
简洁的访问列表：以“组”为单位，标记各"组"用户可以对文件执行那些操作。
如：分为系统管理员、文件主、文件主的伙伴、其他用户几个分组。
当某用户想要访问文件时，系统会检查该用户所属的分组是否有相应的访问权限。
文件系统层次结构
用户接口：文件系统需要向上层的用户提供一些简单易用的功能接口。这层就是用于处理用户发出的系统调用请求（Read、Write、Open、Close等系统调用）
文件目录系统：用户是通过文件路径来访问文件的，因此这一层需要根据用户给出的文件路径找到相应的FCB或索引结点。所有和目录、目录项相关的管理工作都在本层完成，如：管理活跃的文件目录表、管理打开文件表等。
存取控制模块：为了保证文件数据的安全，还需要验证用户是否有访问权限。这一层主要完成了文件保护相关功能。
逻辑文件系统与文件信息缓冲区：用户指明想要访问文件记录号，这一层需要将记录号转换为对应的逻辑地址。
物理文件系统：这一层需要把上一层提供的文件逻辑地址转换为实际的物理地址。
辅助分配模块：负责文件存储空间的管理，即负责分配和回收存储空间。
设备管理模块：直接与硬件交互，负责和硬件直接相关的一些管理工作。如：分配设备、分配设备缓冲区、磁盘调度、启动设备、释放设备等。
用一个例子来辅助记忆文件系统的层次结构：
假设某用户请求删除文件”D:/工作目录/学生信息.xlsx“的最后记录
- 用户需要通过操作系统提供的接口发生上述请求--用户接口
- 由于用户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通的操作权限，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”转换为对应的逻辑地址--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，会有一些磁盘空闲，因此要将这些空闲盘块回收--辅助分配模块
磁盘的结构
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
磁道：磁盘的盘面被划分成一个个磁道。这样的一个“圈”就是一个磁盘。
扇区：一个磁盘又被划分成一个个扇区，每个扇区一个“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。
如何在磁盘中读/写数据
盘面、柱面
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”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”：
- 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，指定的扇区会从磁头下面划过，这样就完成了对指定扇区的读/写。
磁盘的分类
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）(T_s):在读/写操作前，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T_s=s+m*n)
延迟时间(T_r)：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T_r=(1/2)*(1/r)=1/(2r))
传输时间(T_t):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。则：(传输时间T_t=(1/r)*(b/N)=b/(rN))
总的平均存取时间(Ta=T_s+1/2r+b/(rN))
延迟时间和传输时间都与磁盘转速相关，且为线性相关。而转速使硬件的固有属性，因此操作系统也无法优化延迟时间和传输时间。但是操作系统的磁盘调度算法会直接影响寻道时间。
先来先服务算法（FCFS）
根据进程请求范围跟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的花，算法性能还算过的去。
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。
最短寻找时间优先（SSTF）
SSTF算法会优先处理的磁道使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（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）
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）
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。
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刺头了。
- SCAN算法对于各个位置磁道的响应频率不平均（如:假设此时磁头正在往右移动，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）
LOOK调度算法
扫描算法（SCAN）中，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。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）
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。
循环扫描算法(C-SCAN)
SCAN算法对于各个位置磁道的响应频率不平均，而C-SCAN算法就是为了解决这个问题。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来，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。
C-LOOK算法
C-SCAN算法的主要缺点时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最边缘的磁道上。C-LOOK算法就是为了解决这个问题。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。
优点：比起C-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。
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。
具体做法：让编号相邻的扇区在物理上不相邻
原理：读取完一个扇区需要一段时间处理才可以继续读入下一个扇区。
磁盘地址结构的设计
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。则可用三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）~（00，001，111）的扇区：
（00，000，000）~（00，000，111）转两圈可读完。
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）~（00，001，111）的扇区：
（00，000，000）~（00，000，111）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（00，001，000）~（00，001，111），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。
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。
错位命名
具体做法：让相邻盘面的扇区编号“错位”
原理：与“交替编号”的原理相同。“错位命名法可降低延迟时间”
磁盘的管理
磁盘初始化
磁盘初始化：
- Step1:进行低级格式（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，校验码用于校验扇区的数据是否发生错误）
- Stop2:将磁盘分区，每个分区由若干个柱面组成（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）
引导块
计算机开始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。
坏块的管理
坏了、无法正常使用的是迁怒就是“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，标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位）会维护一个坏块链表。
会保留一些“备用扇区”，用于替换坏块。这种方案称扇区备用。且这种处理方式中，坏块对操作系统透明。