操作系统之文件管理

一、文件与文件系统

1.1 文件是什么

• 文件是对磁盘的抽象
• 所谓文件是指一组带标识（标识即为文件名）的、在逻辑上有完整意义的信息项的序列。
• 信息项：构成文件内容的基本单位（单个字节，或多个字节），各信息项之间具有顺序关系
• 文件内容的意义：由文件建立者和使用者解释

1.2 如何设计一个文件系统

这里先看文件管理的需求：

1.3 文件系统

• 操作系统中统一管理信息资源的一种软件，管理文件的存储、检索、更新，提供安全可靠的共享和保护手段，并且方便用户使用
• 文件系统要完成哪些任务 1、统一管理磁盘空间，实施磁盘空间的分配与回收 2、实现文件的按名存取：名字空间–映射–>磁盘空间 3、实现文件信息的共享，并提供文件的保护、保密手段 4、向用户提供一个方便使用、易于维护的接口，并向用户提供有关统计信息 5、提高文件系统的性能 6、提供与IO系统的统一接口

1.4 文件的分类

按文件性质和用途分类（UNIX），一般分为普通文件、目录文件、特殊文件（设备文件）、管道文件、套接字

• 普通文件 即用户自己建立的文件，包含了用户的信息，一般为ASCII或二进制文件
• 目录文件 管理文件系统的系统文件
• 特殊文件 字符设备文件：和输入输出有关，用户模仿串行I/O设备，例如终端、打印机、网卡等。 块设备文件：磁盘

1.5 文件的逻辑结构

• 无结构的流式文件 对文件内信息不再划分单位，它是依次的一串字符流构成的文件。
• 有结构的记录式文件 用户把文件内的信息按逻辑上独立的含义划分信息单位，每个单位称为一个逻辑记录（简称记录）。

**说明：**这里是从用户角度看文件，由用户的访问方式确定，这里给出了三种逻辑结构，还可以组织成堆、顺序、索引、索引顺序、散列等结构。第一种是以字节为单位的流式结构，第二种是一种记录式文件结构，最后一种是树形结构。

1.6 典型的文件逻辑结构与文件存取

• 流式文件：构成文件的基本单位是字符 文件是有逻辑意义、无结构的一串字符的集合
• 记录式文件：文件由若干记录组成，可以按记录进行读写、查找等操作。每条记录有其内部结构
• 文件的逻辑结构与文件存取之间的关系 顺序存取（访问） 随机存取：提供读写位置（当前位置）。如UNIX的seek操作。

1.7 文件的存储介质

1.7.1 存储介质与物理块

• 典型的存储介质 磁盘（包括固态盘SSD）、磁带、光盘、U盘、…
• 物理块（块block、簇cluster） 信息存储、传输、分配的独立单位 存储设备划分为大小相等的物理块，统一编号

1.7.2 典型的磁盘结构

普通磁盘构造及工作原理

• 磁道（Track）
• 柱面（Cylinder）
• 扇区（Sector）
• 磁头（Heads）
• 盘片（Platters）
• 每个碟片都有两面，因此也会相对应每碟片有2个磁头。

• A：磁道
• B：扇面
• C：扇区
• D：簇（扇区组） 在硬盘上定位某一数据记录位置—C扇区，使用了三维定位。

1.7.3 磁盘访问

磁盘工作时盘片在高速旋转，机械手臂驱动磁头沿着径向移动，在磁道上读取所需要的数据。 一次访问磁盘的请求：读写、磁盘地址（设备号、柱面号、磁头号、扇区号），内存地址（源/目）。完成过程由三个动作组成：

1. 寻道（时间）：磁头移动定位到指定磁道
2. 旋转延迟（时间）：等待指定扇区从磁头下旋转经过
3. 数据传输（时间）：数据在磁盘与内存之间的实际传输

1.7.4 磁盘空间管理

• 位图 用一串二进制位反映磁盘空间中分配使用情况，每个物理块对应一位，分配的物理块为0，否则为1。 申请物理块时，可以在位示图中查找1的位，返回对应的物理块号 归还时，将对应位转置1。
• 空闲块表 将所有空闲块记录在一个表中，即空闲块表 主要两项内容：起始块号，块数
• 空闲块链表 把所有空闲块链成一个表 扩展：成组链接法

磁盘地址与块号的转换

成组链接法设计思想

**说明：**左上角的是一个专用块，表示一些有用信息，而右边大括号中的都是空闲块。所有空闲块我们分成了若干组，典型的是100块是一组，最后一个空闲组只有99个空闲块。专用块中有20个空闲块号，分别对应右边的空闲块组。每次要使用文件的时候，就从专用块中挑选空闲块，一般从801开始分配。820中的第一块实际上是记录了后面一块800中空闲块的空闲块号和总的空块的数量，后面的以此类推。最后一个组中的0则表示最后一组的标志。

成组链接法：分配算法

分配一个空闲块

查L单元（空闲块数）

• 当空闲块数 > 1 , i = L + 空闲块数； 从i单元得到一个空闲块号； 把该块分配给申请者； 空闲块数减1
• 当空闲块数 = 1， 取出L + 1单元内容（一组的第一块号或0）； 其值 = 0无空闲块，申请者等待 其值不等于零，把该块内容复制到专用块 该块分配给申请者；

把专用块内容读到内存L 开始的区域。

成组链表法：回收算法

归还一块

查L单元的空闲块数

• 当空闲块数 < 100空闲块数加一； j := L + 空闲块数 归还块号填入j单元
• 当空闲块数 = 100， 则把内存中登记的信息写入归还块中； 把归还块号填入L+ 1单元； 将L单元置成1。

二、文件控制块和文件目录

2.1 文件属性

• 文件控制块（File Control Block：FCB） 为管理文件而设置的数据结构，保存管理文件所需的所有有关信息（文件属性或元数据）
• 常用属性 文件名，文件号，文件大小，文件地址，创建时间，最后修改时间，最后访问时间，保护，口令，创建者，当前拥有者，文件类型，共享计数，各种标志（只读、隐藏、系统、归档、ASCII/二进制、顺序/随机访问、临时文件、锁）
• 基本文件操作


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2.2 文件目录、目录项与目录文件

2.3 文件目录结构的演化

**说明：**最初是以一级目录结构，最后慢慢演化成了树形目录结构。

2.4 与目录相关的概念

• 路径名 绝对路径名：从根目录开始 相对路径：从当前目录开始
• 当前目录/工作目录
• 目录操作 创建目录、删除目录等等

2.4 目录文件之间的关联

三、文件的物理结构

文件在存储介质上的存放方式

主要解决两个问题：

• 假设一个文件被划分成N块，这N块在磁盘上是怎么存放的？
• 其地址（块号或簇号）在FCB中是怎样记录的？

3.1 连续（顺序）结构

• 文件的信息存放在若干连续的物理块中

在上图a中，存放者多个连续的文件，在b中有些磁盘空间被还回来了。如果有些块太小，可能就不能再利用了。在FCB中我们只需要给出文件块的首地址和块数即可。

3.2 链接结构

• 一个文件的信息存放在若干不连续的物理块中，各块之间通过指针连接，前一个物理块指向下一个物理块

**说明：**在FCB中我们只需要给出第一块的块号即可。

于是我们可以对此种结构进行某种改造：文件分配表FAT

3.3 文件分配表（FAT）


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**说明：**是把所有物理块的表指针都几种存放在一张表中，而不是用一个物理块的一部分来存放指针。从图中可以看到文件A的块号是4，而其下一个物理块的表项为7，最后到值为-1则表示结束。那某文件的起始块号从哪里得到？其实起始块号就记录在了FCB中。这种结构一般用在Windows中。在UNIX中一般采用索引结构。

3.4 索引结构

• 一个文件的信息存放在若干个不连续物理块中
• 系统为每个文件建立一个专用数据结构：索引表，并将这些物理块的块号存放在该索引中。
• 索引表就是磁盘块地址数组，其中地i个条目指向文件的第i块。

那索引表应该存放在何处？

这里必须知道每个文件的索引表长度是不一样的，于是不能存放在FCB中，因为FCB是固定大小的。于是我们在FCB中只记录索引表的地址。


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**说明：**文件B的索引块号是24，索引表是存放在一个物理块中的。索引块中就记录了分配给这个文件的物理块号，可以看到这里我们是可以随机存取的。


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**说明：**图上部分是多级索引模式，此模式中顶级索引表中都记录的是次级索引表地址。而在图下部分则是综合模式，顶级索引表中一部分记录的是直接的物理块，而另一部分是记录的次级索表块地址，即一部分是直接寻址，一部分是间接寻址。

3.5 UNIX的三级索引结构

在UNIX文件系统中采用的是多级索引结构（综合模式）

• 每个文件的主索引表有15个索引项（FCB中），每项两个字节
• 前12项直接存放文件的物理块号（直接寻址）
• 如果文件大于12块，则利用第13项指向一个物理块，在该块中存放的是一级索引表。假设扇区大小为512字节，物理块等于扇区块大小，一级索引表可以存放256个物理块号
• 对于更大的文件还可以利用第14项和第15项作为二级和三级索引表
• 问题：采用这种结构，一个文件最大可以达到多少个物理块


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四、文件系统的实现

4.1 概述

• 实现文件系统需要考虑磁盘上和内存中的内容布局
• 磁盘上 如何启动操作系统？ 磁盘是怎样管理的？怎样获取磁盘的有关信息？ 目录文件在磁盘上怎么存放？普通文件在磁盘上怎么存放？
• 内存中 当进程使用文件时，操作系统是如何支持的？ 文件系统的内存数据结构

4.2 相关术语

4.3 磁盘上的内容


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• 引导区 包括了从该卷引导操作系统所需的信息，每个卷（分区）都有一个，通常称为扇区
• 卷信息 包括该卷的块数、块大小、空闲块数量和指针、空闲FCB数量和指针等等
• 目录文件

4.4 磁盘上文件系统的布局


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4.5 内存中所需的数据结构（以UNIX为例）


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五、文件系统实例（UNIX）

5.1 文件目录检索

访问一个文件–>两步骤

• 目录检索 用户给出文件名–>按文件名查找到目录项/FCB 根据路径名检索：
  • 全路径名：从根目录开始
  • 相对路径：从当前目录开始
• 文件寻址 根据目录想/FCB中文件物理地址等信息，计算出文件中任意记录或字符在存储介质上的地址

5.2 目录文件实现时的改进

• 问题：如何加快目录检索？
• 一种解决方案 目录项分解法：即把FCB分成两部分
  • 符号目录项：文件名，文件号
  • 基本目录项：除文件名外的所有字段


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**说明：**每个方格表示目录文件（由目录项组成），每个椭圆表示普通文件。如何我们采用目录项分解法，于是符号目录项中的内容就特别简单，此时目录项就变成了符号目录项；基本目录项保存在了磁盘的专用区域。

• 好处 假设一个FCB占48个字节，物理块大小512字节。符号目录项占8字节（文件名6字节，文件号2字节），基本目录项占48-5 = 42字节。 这里给出一个目录文件有128个目录项，在分解前则需要13个物理块，分解后符号目录项占2块，基本目录项占11块。总块数是不变的，但是查找一个文件的平均访问磁盘的次数分解前为(1+13)/2=7次，分解后为(1+2)/2 + 1 = 2.5次。于是就提高了文件检索的速度。

六、UNIX文件系统

• FCB= 目录项 +i节点
• 目录项：文件名 +i节点号
• 目录文件由目录项构成
• i节点：描述文件的相关信息
• 每个文件由一个目录项、一个i节点和若干磁盘块构成


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**说明：**上图是UNIX系统的文件布局。下面看如何查找一个文件


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**说明：**要查找的文件为/usr/ast/mbox，根目录文件中一个点表示本目录的目录项，两个点表示父目录的目录项，每个目录项都包含文件名和i节点号。从i节点中可以知道这个文件的第一块存放在128这个位置，于是我们读取usr中的内容，从这个目录中去找ast这个文件，以此类推。

一、文件系统实例（FAT）

1.1 Windows的FAT16文件系统

• 簇（块）大小：1、2、4、8、16、32或64扇区
• 文件系统的数据记录在“引导扇区”中
• 文件分配表FAT的作用 描述簇的分配状态、标注下一簇的簇号等
• FAT表项：2字节（16位）
• 目录项：32字节
• 根目录大小固定


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1.2 FAT文件系统：主引导记录（Main Boot Record，MBR）

• 主引导记录 一般放在零号扇区中


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1.3 FAT文件系统：分区引导扇区（Dos Boot Record，DBR）


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**说明：**这里是以FAT32为例。

1.4 引导扇区（BIOS参数块）

**说明：**这里我们看BIOS参数块，也是以FAT32为例。

1.5 引导扇区（扩展BIOS参数块EBPB）

1.6 文件分配表FAT

• 可以把文件分配表看成是一个整数数组，每个整数代表磁盘分区的一个簇号
• 状态 未使用、坏簇、系统保留、被文件占用（下一簇簇号）、最后一簇（0xFFFF）
• 簇号从0开始编号，簇0和簇1是保留的。

1.7 FAT16目录项

**说明：**在前面讲过，UNIX系统中i节点加上目录项就是FCB，而在FAT文件系统中FCB就等于目录项。32个字节没有用完，没用完的保留。

1.8 FAT32文件系统

• 在FAT32中，根目录区（BOOT区）不是固定区域、固定大小，而是数据区的一部分，采用与子目录文件相同的管理方式
• 目录项仍占32字节，但分为各种类型（包括：“.”目录项、“..”目录项、短文件名目录项、长文件名目录项、卷标项（根目录）、已删除目录项（第一字节为0xE5）等）
• 支持长文件名格式
• 支持Unicode
• 不支持高级容错特性，不具有内部安全特性

1.9 FAT32目录项

**说明：**这是一个基本的目录项。

1.10 一般长文件名的实现方式

**说明：**左边的实现是目录项的长度不固定。第一个字段给出目录项的长度，然后把固定长度的属性记录在其后，再才是文件名，因为文件名的长度是不一样的，留出足够的空间给文件名。缺点就是一个文件删除时，就留出了一块空间，而这个空间可能不能放下其他文件，这样就会产生碎片。右边的实现是由于文件名的长度不固定，所以我们希望每个目录项的大小是固定的，其中包含了一个指向文件名起始地址的指针，然后是文件的相关属性，所有的文件名都存放在另一个区域（堆）。

1.11 FAT32中长文件名目录项格式


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**说明：**其中有三处地方分别记录了文件名。前5个字符（采用的是Unicode编码，则两个字节代表一个字符）保存文件名的前5个字符，于是一共可以保存13个字符。如果一个长文件名目录项不够，则需要用第二个。在第一个字段中第6位来记录是否是最后一个目录项。下面看一个例子，文件名为The quick brown.fox，采用Unicode编码。

**说明：**其实这样一个文件占用了三个目录项。第一个目录项就是短文件名目录项，后面的两个目录项主要保存文件名。再看一个更长的文件名文件例子：

**说明：**这里的文件名更长，需要占用五个目录项。

二、文件操作的实现

这里主要是以UNIX操作系统为例。

2.1 文件操作的实现

2.2 文件操作：建立文件

create（文件名，访问权限）

• 1、检查参数的合法性 例如：文件名是否符合命名规则；有无重名文件，合法则进行下一步，否则报错返回。
• 2、申请空闲目录项，并填写相关内容
• 3、为文件申请磁盘块
• 4、返回

2.3 文件操作：打开文件

为文件读写做准备：给出文件路径名，获得文件句柄（file handler）或文件描述符（file descripter），需将该文件的目录项读到内存fd = open（文件路径名，打开方式）

• 1、根据文件路径名查目录，找到目录项（或i节点号）
• 2、根据文件号查系统打开文件表，看文件是否已被打开，如果是，则共享计数加一，否则，将目录项（或i节点）等信息填入系统打开文件表空表项，共享计数置为一。
• 3、根据打开方式、共享说明和用户身份检查访问合法性
• 4、在用户打开文件表中获取一空表项，填写打开方式等，并指向系统打开文件表对应表项，返回信息：fd（文件描述符，是一个非负整数，用于以后读写文件）

2.4 文件操作：指针定位

seek（fd， 新指针位置）：系统为每个进程打开的每个文件维护一个读写指针，即相对于文件开头的偏移地址（读写指针指向每次文件读写的开始位置 ，在每次读写完成后，读写指针按照读写的数据量自动后移相应的数值）

• 1、由fd查用户打开文件表，找到对应的表项
• 2、将用户打开文件表中文件读写指针位置设为新指针的位置，供后继读写命令存取该指针处文件内容。

2.5 文件操作：读文件

read（文件描述符，读指针，要读的长度，内存目的地址）

• 1、根据打开文件时得到的文件描述符，找到相应的文件控制块（目录项），确定读操作的合法性，读操作合法则进行下一步，否则出错处理。
• 2、将文件的逻辑块号转换为物理块号。根据参数中的读指针、长度与文件控制块中的信息，确定块号、块数、块内位移
• 3、申请缓冲区
• 4、启动磁盘I/O操作，把磁盘块中的信息读入缓冲区，再送到指定的内存区（多次读盘）
• 5、反复执行3、4直至读出所需数量的数据或读至文件尾

三、文件系统的管理

3.1 文件系统的可靠性

可靠性：抵御和预防各种物理性破坏和人为性破坏的能力

• 块坏问题
• 备份 通过转储操作，形成文件或文件系统的多个副本。

3.2 文件系统备份

• 全量转储 定期将所有文件拷贝到后援存储器
• 增量转储 只转储修改过的文件，即两次备份之间的修改。减少系统开销。
• 物理转储 从磁盘第零块开始，将所有磁盘块按序输出到磁带
• 逻辑转储 从一个或几个指定目录开始，递归地转储子给定日期后所有更改的文件和目录

3.3 文件系统一致性

• 问题的产生： 磁盘块–>内存–>写回磁盘块 若在写回之前，系统崩溃，则文件系统出现不一致
• 解决方案 设计一个使用程序，当系统再次启动时，运行该程序，检查磁盘块和目录系统

3.4 磁盘块的一致性检查

**说明：：**一致性检查时，检查所有的文件和空闲块，检查完之后可能会出现四种结果。第一种是一个一致性的结果，即某个磁盘块要么分配给了某个文件，要么在空闲块中。第二种结果是在空闲块中找不到，但是也没有分配给某个文件，于是我们通过在空闲块表中将磁块标记为一来解决。第三种结果是某个磁盘块在空闲块表中出现了两次，同样是不合理的，对这一位进行修改。最后一种结果是在两个文件中出现，这种情况较为复杂，我们应该在空闲块中找一个，然后将其中一个磁盘块内容拷贝到这个空闲块中，然后将使用块表中的这一位减一。

3.5 文件系统的写入策略

对某些文件做出了修改，那么什么时候将修改后的内容写入到文件中。这里需要考虑文件系统一致性和速度。下面有几种写入策略

• 通写（write-through） 内存中的修改立即写到磁盘。缺点是速度性能差，如FAT文件系统。
• 延迟写（lazy-write） 利用回写（write back）缓存的方法得到高速。其缺点就是可恢复性较差，可能会导致信息丢失
• 可恢复写（tansaction log） 采用事务日志来实现文件系统的写入，既考虑安全性，又考虑速度性能，如NTFS

四、文件系统的安全性

这里我们讨论如何确保未经授权的用户不能存取某些文件？

4.1 文件保护机制

• 用于提供安全性、特定的操作系统机制
• 对拥有权限的用户，应该让其进行相应的操作，否则，应禁止
• 防止其他用户冒充对文件进行操作

于是在实现的时候需要考虑用户身份验证和访问控制。对于用户身份我们可以采用比如密码、口令等方式。

4.2 文件的访问控制

有不同的访问控制手段，比如主动控制（使用访问控制表）和能力表（使用权限表）。

• 主动控制 每个文件一个 记录用户ID和访问权限 用户可以是一组用户 文件可以是一组文件
• 能力表 每个用户一个 记录文件名及访问权限 用户可以是一组用户 文件可以是一组文件

4.3 UNIX的文件访问控制

采用文件的二级存取控制，审查用户的身份、审查操作的合法性

五、文件系统的性能

5.1 文件系统的性能问题

• 磁盘服务：速度成为系统性能的主要瓶颈之一。因此，在设计文件系统时应尽可能减少磁盘访问次数
• 提高文件系统性能的方法： 目录项（FCB）分解、当前目录、磁盘碎片整理、块高速缓存、磁盘调度、提前读取、合理分配磁盘空间、信息的优化分布、RAID技术等等

5.2 提高文件系统性能：块高速缓存（BLOCK CACHE）

又称为文件缓存、磁盘高速缓存、缓冲区高速缓存。是指在内存中为磁盘块设置的一个缓冲区，保存了磁盘中某些块的副本。当对文件系统进行操作的时候：

• 检查所有的读请求，看所需块是否在块高速缓冲中
• 如果在，则可直接进行读操作；否则，先将数据块读入块高速缓存，再拷贝到所需的地方。
• 由于访问的局部性原理，当一数据块被读入块高速缓存以满足一个I/O请求时，和可能将来还会再次访问到这一数据块。

5.3 如何实现块高速缓存

• 块高速缓存的组织方式

**说明：**在块高速缓存中有若干个数据块，首先将这些块使用一个双向链表组织起来，当要访问这个链的时候就将其从此链中拿出来，然后挂接到链尾，而我们对于某个文件使用的块要检查其是否在高速缓存中，所以这里又使用块号进行散列以提高检查速度。

5.4 Windows的文件访问方式

一般有下面三种方式：

用户对磁盘的访问通过访问文件缓存来实现：

5.5 提高文件系统性能：合理分配磁盘空间

分配磁盘块时，把有可能顺序存取的块放在一起（尽量分配在同一柱面上，从而减少磁盘臂的移动次数和距离）

**说明：**我们读取文件系统时，每次都要先找到i节点区，然后再去找到文件位置，如果i节点区在最外道，而相关文件在最里道，则在读取的时候磁臂就需要不断的移动，这样显示效率低下。一种解决方案如(a)，我们将i节点区和相关文件放在距离较近的磁道上；另一种是如(b)，首先将磁道分成了若干组，然后将i节点区也划分成若干部分，每一组磁道都有一个i节点区，而每个文件都和其i节点区在同一组，这样磁臂也不需要很大的移动。

5.6 提高文件系统性能：磁盘调度(重点)

当有多个访盘请求等待时，采用一定的策略，对这些请求的服务顺序调整安排，从而降低平均磁盘服务时间，达到公平、高效的目的。

• 公平 一个IO请求在有限时间内满足
• 高效 减少设备机械运动带来的时间开销

一次访盘时间 = 寻道时间 + 旋转延迟时间 + 传输时间

• 减少寻道时间
• 减少延迟时间

5.7 磁盘调度算法(重点)

例子：假设磁盘访问序列：98、183、37、122、14、124、65、67，这些数字表示柱面号或磁道号。读写头起始位置为53。请计算磁头服务序列和磁头移动总距离（道数）。下面使用几种算法进行计算：

主要的目的是减少了新请求的最大延迟。

• 5、N-step-SCAN策略
  • 把磁道请求队列分成长度为N的子队列，每一次用SCAN处理一个子队列
  • 在处理某一个队列时，新请求添加到其他子队列中
  • 如果最后剩下请求数小于N，则它们全部都将在下一次扫描时处理
  • N值比较大时，其性能接近SCAN；当N = 1时，即FIFO

主要是为了解决磁头臂的粘性问题。

• 6、FSCAN策略
  • 使用两个子队列
  • 扫描开始时，所有请求都在一个队列中，而另一个队列为空
  • 扫描过程中，所有新到的请求都放入另一个队列中
  • 对新请求的服务延迟到处理完所有老请求之后

主要是为了解决磁头臂的粘性问题。本算法及以上都是对磁臂移动的优化算法。

• 7、旋转调度算法 根据延迟时间来决定执行次序的调度。一般有三种情况：
  • 若干等待访问请求访问同一磁头上的不同扇区
  • 若干等待访问请求访问不同磁头上的不同扇区
  • 若干等待访问请求访问不同磁头上的相同扇区 解决方案：
    • 对于前两种情况：总是让首先到达读写磁头位置下的扇区先进行传送操作
  • 对于第三种情况：这些扇区同时到达读写磁头位置下，可任意选择一个读写磁头进行传送操作

5.8 提高文件系统性能：信息优化分布

记录在磁道上的排列方式也会影响输入输出操作的时间。

**说明：**如果信息是按左边那样分布的，那么如果首先读到1号记录，然后花5ms处理，但是此时磁盘已经转到了4号记录，于是如果我们要处理2号记录，则必须将4、5、6、7、8都旋转过去之后才能处理2号记录；而如果信息是按右边那样分布的，当处理完1号记录，而此时磁盘也刚好旋转到了2号记录处，这样就能极大的提高文件系统的性能。

5.9 提高文件系统性能：记录的成组与分解

• 记录的成组 把若干个逻辑记录合成一组存放在一块的工作
• 进行成组操作时必须使用内存缓冲区，缓冲区的长度等于逻辑记录长度乘以成组的块因子（成组的长度）。
• 成组的目的：提高了存储空间的利用率；减少了启动外设的次数，提高系统的工作效率。
• 记录的分解 从一组逻辑记录中把一个逻辑记录分离出来

典型的例子就是目录文件的存储。

5.10 提高文件系统性能：RAID技术

起始就是独立磁盘冗余阵列（Redundant Arrays of Independent Disks），就是将多块磁盘按照一定要求构成一个独立的存储设备。目的就是提高可靠性和性能。在实现时，需要考虑存储系统的速度、容量、容错、数据灾难发生后的数据恢复。

这种方式没有冗余信息保存，即无差错控制，性能是最佳的。

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数据的安全性是最好的，但是磁盘利用率较低。

数据保存在前四块盘上，而校验信息保存在第五块盘上。