文件的逻辑结构

• 所谓的“逻辑结构”，就是指在用户看来，文件内部的数据应该是如何组织起来的。
• “物理结构”指的是在操作系统看来，文件的数据是如何存放在外存中的。

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”。
文件内部的数据其实就是一系列字符流，没有明显的结构特性。因此也不用探讨无结构文件的“逻辑结构”问题。
（例如：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。

顺序结构

顺序文件：文件中的记录一个接一个地顺序排列，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。

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）

假设：已经知道了文件的起始地址（也就是第一个记录存放的位置）
思考1：能否快速找到第 i 个记录对应的地址？（即能否实现随机存取）
思考2：能否快速找到某个关键字对应的记录存放的位置？

结论：定长记录的顺序文件，若物理上采用顺序存储，则可实现随机存取；若能再保证记录的顺序结构，则可实现快速检索（即根据关键字快速找到对应记录）

索引文件

索引表本身是定长记录的顺序文件。因此可以快速找到第 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。

索引顺序结构

索引文件的缺点：每个记录对应一个索引表项，因此索引表可能会很大。比如：文件的每个记录平均只占 8B，而每个索引表项占32个字节，那么索引表都要比文件内容本身大4倍，这样对存储空间的利用率就太低了。

索引顺序文件是索引文件和顺序文件思想的结合。索引顺序文件中，同样会为文件建立一张索引表，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。

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（这里指的并不是定长记录、顺序结构 的顺序文件），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 个记录。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，采用索引顺序文件结构后，平均查找次数减少为 50+50 = 100 次。

同理，若文件共有 106个记录，则可分为 1000 个分组，每个分组 1000 个记录。根据关键字检索一个记录平均需要查找 500+500 = 1000 次。这个查找次数依然很多，如何解决呢？

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 106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。

总结

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

当我们双击“照片”后，操作系统会在这个目录表中找到关键字“照片”对应的目录项（也就是记录），然后从外存中将“照片”目录的信息读入内存，于是，“照片”目录中的内容就可以显示出来了。

FCB

目录文件中的一条记录就是一个“文件控制块(FCB)”

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”

需要对目录进行哪些操作:
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

单极目录结构

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。

双极目录结构

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）和用户文件目录

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。（自拍.jpg 的绝对路径是 “/照片/2015-08/自拍.jpg”）

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” 。
引入“当前目录”和“相对路径”后，磁盘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。
  但是，树形结构不便于实现文件的共享。为此，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。

索引节点

其实在查找各级目录的过程中只需要用到“文件名”这个信息，只有文件名匹配时，才需要读出文件的其他信息。因此可以考虑让目录表“瘦身”来提升效率。

假设一个FCB是64B，磁盘块的大小为1KB，则每个盘块中只能存放16个FCB。若一个文件目录中共有640个目录项，则共需要占用640/16 = 40 个盘块。因此按照某文件名检索该目录，平均需要查询320 个目录项，平均需要启动磁盘20次（每次磁盘I/O读入一块）。

若使用索引结点机制，文件名占14B，索引结点指针站2B，则每个盘块可存放64个目录项，那么按文件名检索目录平均只需要读入 320/64 = 5 个磁盘块。显然，这将大大提升文件检索速度。

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。

总结

文件的物理结构

文件块、磁盘块

类似于内存分页，磁盘中的存储单元也会被分为一个个“块/磁盘块/物理块”。很多操作系统中，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。即每次读入一块，或每次写出一块
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，文件的逻辑地址空间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。

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。
操作系统实现从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

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）等信息，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 ≥ 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/写时速度最快

若此时文件A要拓展，需要再增加一个磁盘块（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。

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，可以用紧凑来处理碎片，但是需要耗费很大的时间代价。

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

链接分配

链接分配采取离散分配的方式，可以为文件分配离散的磁盘块。分为隐式链接和显式链接两种。

隐式连接

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也需要耗费少量的存储空间。

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。

优缺点

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，不支持随机访问，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。

显示连接分配

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

例如：

逻辑块号到物理块号的转变

从目录项中找到起始块号，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。

优缺点

优点：很方便文件拓展，不会有碎片问题，外存利用率高，并且支持随机访问。相比于隐式链接来说，地址转换时不需要访问磁盘，因此文件的访问效率更高。
缺点：文件分配表的需要占用一定的存储空间。

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，索引表中记录了文件的各个逻辑块对应的物理块（索引表的功能类似于内存管理中的页表——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。

假设某个新创建的文件“aaa”的数据依次存放在磁盘块 2→5→13→9 。7号磁盘块作为“aaa”的索引块，索引块中保存了索引表的内容。
注：在显式链接的链式分配方式中，文件分配表FAT 是一个磁盘对应一张。而索引分配方式中，索引表是一个文件对应一张。

可以用固定的长度表示物理块号（如：假设磁盘总容量为1TB=240B，磁盘块大小为1KB，则共有 230个磁盘块，则可用4B 表示磁盘块号），因此，索引表中的“逻辑块号”可以是隐含的。

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，并查找索引表即可直接找到 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

索引方式很方便的实现文件拓展，当我们想要在索引表aaa的追加内存，只需找到一块空闲的磁盘，比如19号磁盘，就在aaa的索引表后边添加相应的表项。

若每个磁盘块1KB，一个索引表项4B，则一个磁盘块只能存放 256 个索引项。
如果一个文件的大小超过了256块，那么一个磁盘块是装不下文件的整张索引表的，如何解决这个问题
解决方案：
①链接方案
②多层索引
③混合索引

索引方式

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。

假设磁盘块大小为1KB，一个索引表项占4B，则一个磁盘块只能存放256个索引项。

若一个文件大小为 256256KB =65,536 KB = 64MB该文件共有 256256 个块，也就对应256*256个索引项，也就需要 256 个索引块来存储，这些索引块用链接方案连起来。
若想要访问文件的最后一个逻辑块，就必须找到最后一个索引块（第256个索引块），而各个索引块之间是用指针链接起来的，因此必须先顺序地读入前 255 个索引块。这显然是很低效的。如何解决呢？有了多层索引表

多层索引

多层索引：建立多层索引（原理类似于多级页表）。使第一层索引块指向第二层的索引块。还可根据文件大小的要求再建立第三层、第四层索引块。若采用多层索引，则各层索引表大小不能超过一个磁盘块

假设磁盘块大小为1KB，一个索引表项占4B，则一个
磁盘块只能存放256 个索引项。

若某文件采用两层索引，则该文件的最大长度可以到2562561KB = 65,536 KB = 64MB

可根据逻辑块号算出应该查找索引表中的哪个表项。
如：要访问1026号逻辑块，则1026/256 = 4，1026%256 = 2
因此可以①先将一级索引表调入内存，查询 4 号表项，将其对应的②二级索引表调入内存，再查询二级索引表的2号表项即可知道 1026 号逻辑块存放的磁盘块号了。③访问目标数据块，需要3次磁盘I/O。

若采用三层索引，则文件的最大长度为256256256*1KB = 16GB类似的，访问目标数据块，需要4次磁盘I/O

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

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（指向两层索引表） 。

三种索引方式总结

• 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。想要找到 i 号索引块，必须先依次读入 0~i-1号索引块，这就导致磁盘I/O次数过多，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）。使第一层索引块指向第二层的索引块。还可根据文件大小的要求再建立第三层、第四层索引块。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。
  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。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（指向两层索引表） 。
  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：
  ①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）
  ②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

文件存储空间管理

存储空间的初始化：将各个文件卷划分为目录区和文件区。
有的系统支持超大型文件可支持，由多个物理磁盘组成的一个文件卷。

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:

1. 所需的外存空间大小（如:一个盘块，即1KB)
2. 文件存放路径（“D:/Demo”)
3. 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:

1. 在外存中找到文件所需的空间（结合上小节学习的空闲链表法、位示图、成组链接法等管理策略，找到空闲空间)
2. 根据文件存放路径的信息找到该目录对应的目录文件（此处就是D:/Demo目录)），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

进行Delete系统调用时，需要提供的几个主要参数:

1. 文件存放路径（“D:/Demo”)
2. 文件名(“test.txt”)

操作系统在处理Delete系统调用时，主要做了几件事:

1. 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。
2. 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，需要不同的处理)
3. 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:

1. 文件存放路径（“D:/Demo”)
2. 文件名（“test.txt”)
3. 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:

1. 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。
2. 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。

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:

1. 将进程的打开文件表相应表项删除
2. 回收分配给该文件的内存空间等资源
3. 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），还需要指明要读入多少数据（如:读入1KB)、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

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（如:写出1KB）、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，会从用户指定的内存区域中，将指定大小的数据写回写指针指向的外存。

总结

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。并且只要某个用户修改了该文件的数据，其他用户也可以看到文件数据的变化。
如果是多个用户都“复制”了同一个文件，那么系统中会有“好几份”文件数据。其中一个用户修改了自己的那份文件数据，对其他用户的文件数据并没有影响。

基于索引节点的共享方式

回顾: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count，用于表示链接到本索引结点上的用户目录项数。
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。当count = 0时系统负责删除文件。

基于符号链的共享方式

Link类型的文件，记录了文件1的存放路径：c:/user1/aaa，类似于Windows操作系统的“快捷方式”

当user3访问“ccc”时，操作系统判断文件“ccc”属于Link类型文件，于是会根据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。
双击打开时，操作系统判断这个文件是Link类型的“快捷方式”文件，于是会根据其中记录的“路径信息”检索目录，最终找到“QQScLauncherov.

总结

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中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。

Eg:一个最简单的加密算法―—异或加密，假设用于加密/解密的“密码”为“01001”

将原始数据五位一组，与密码01001进行异或运算，就会得到加密结果

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，该表中记录了各个用户可以对该文件执行哪些操作。

有的计算机可能会有很多个用户，因此访问控制列表可能会很大，可以用精简的访问列表解决这个问题

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: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。

总结

文件系统的层次结构

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100条记录。

1. 用户需要通过操作系统提供的接口发出上述请求―一用户接口
2. 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
3. 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)
4. 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
5. 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
6. 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
7. 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

磁盘的结构

磁盘、磁道、扇区

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

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。

盘面、柱面

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。

磁盘的分类

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
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

总结

减少磁盘延时的方法

在磁盘磁头读取磁盘信息的时候，当磁头读完一段扇区后，不能马上读取下一段扇区，要等待一段时间，但是在等待的这段时间磁盘依然在转动，这时就造成了指针的空转
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，则读入几个连续的逻辑扇区，可能需要很长的“延迟时间”

交替编译

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。

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

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(000, 00,000)~ (000,01,111)的扇区：( 000, 00,000)~ ( 000, 00,111 )由盘面o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) ~ ( o00,01,111 )，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

错位命名

+ 方案一:若相邻的盘面相对位置相同处扇区编号相同
注意：所有盘面都是一起连轴转的
读取完磁盘块（000,00,111）之后，需要短暂的时间处理，而盘面又在不停地转动，因此当（000,01, 000)第一次划过1号盘面的磁头下方时，并不能读取数据，只能再等该扇区再次划过磁头。

由于采用错位命名法,因此读取完磁盘块(0oo,00,111）之后，还有一段时间处理,当(000,01,000)第一次划过1号盘面的磁头下方时，就可以直接读取数据。从而减少了延迟时间

总结

磁盘管理

磁盘初始胡

进行初始化的三件事

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，校验码用于校验扇区中的数据是否发生错误)

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）t

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

当计算机完成了磁盘初始化后
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（自入举程序）完成的

初始化程序程序（自举程序）放在ROM中存在什么问题?
万一需要更新自举程序，将会很不方便，因为ROM中的数据无法更改。如何解决呢?
拥有启动分区的磁盘称为启动磁盘或系统磁盘（C:盘)

坏块管理

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，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。且这种处理方式中，坏块对操作系统透明。