文件属性
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
保扩信息:对文件进行保护的访问控制信息
文件组织
有结构的文件
文件的组织
文件 & 外存
类似于内存分为一个个“内存块”，外存会分为一个个“块/磁盘块/物理块”。每个磁盘块的大小是相等的，每块一般包含2的整数幂个地址（如本例中，一块包含210个地址，即1KB）。
同样类似的是，文件的逻辑地址也可以分为(逻辑块号，块内地址，操作系统同样需要将逻辑地址转换为外存的物理地址（物理块号，块内地址）的形式。
块内地址的位数取决于磁盘块的大小
与内存一样，外存也是由一个个存储单元组成的，每个存储单元可以存储一定量的数据（如1B）。每个存储单元对应一个物理地址。
操作系统以“块”为单位为文件分配存储空间，因此即使一个文件大小只有10B，但它依然需要占用1KB的磁盘块。
外存中的数据读人内存时同样以块为单位。
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。而“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
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
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（作为识别不同记录的ID)
根据记录的长度是否相等，分为定长记录和可变长记录。
定长记录
变长记录
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。
各个记录在物理上可以顺序存储或链式存储。
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
对于可变长记录文件，要找到第i个记录，必须先顺序第查找前i-1个记录但是很多应用场景中又必须使用可变长记录。如何解决这个问题?
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。
另外，可以用不同的数据项建立多个索引表。
如:学生信息表中，可用关键字“学号”建立一张索引表。也可用“姓名”建立一张索引表。这样就可以根据“姓名”快速地检索文件了。
(Eg: SQL就支持根据某个数据项建立索引的功能)
索引顺序文件
思考索引文件的缺点: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。
在本例中，学生记录按照学生姓名的开头字母进行分组。每个分组就是一个顺序文件，分组内的记录不需要按关键字排序
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v10000= 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AO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?
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
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—单目录结构
两级目录结构
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
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。
绝对路径
从根目录出发的路径称为绝对路径。
例如:自拍.jpg的绝对路径是“/照片/2015-08/自拍.jpg”
系统根据绝对路径一层一层地找到下一级目录。刚开始从外存读入根目录的目录表;找到“照片”目录的存放位置后，从外存读入对应的目录表;再找到“2015-08”目录的存放位置，再从外存读入对应目录表;最后才找到文件“自拍.jpg”的存放位置。整个过程需要3次读磁盘I/O操作。
很多时候，用户会连续访问同一目录内的多个文件(比如:接连查看“2015-08”目录内的多个照片文件)
相对路径
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”。
例如，此时已经打开了“照片”的目录文件，也就是说，这张目录表已调入内存，那么可以把它设置为“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”
在Linux中，“.” 表示当前目录，因此如果“照片”是当前目录，则”自拍.jpg”的相对路径为:“./2015-08/自拍.jpg”。从当前路径出发，只需要查询内存中的“照片”目录表，即可知道”2015-08”目录表的存放位置，从外存调入该目录，即可知道“自拍jpg”存放的位置了。
可见，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。
无环图目录结构
在树形目录结构的基础上，增加一些指向同一节点的有向边，使整个目录成为一个有向无环图。
可以更方便地实现多个用户间的文件共享。
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。
索引节点
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读八一块)。
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。
物理结构（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。
内存与磁盘之间的数据交换(即读/写操作、磁盘|/O)都是以“块”为单位进行的。即每次读块，或每次写出一块
分配方式
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。
(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)**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是对应的物理块号，因此连续分配支持顺序访问和直接访问(即随机访问)
:::warning
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。
连续分配的文件在顺序读/写时速度最快
缺点：
不方便拓展
存储空间利用率低，会产生难以利用的磁盘碎片，虽然可以通过紧凑来处理，但是耗费大量的时间代价
:::
连接分配
隐式链接
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，总共需要科1次磁盘I/0。
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。
显示连接
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，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。
:::warning
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-块的指针。
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。
显式链接- — 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(FAT， FileAllocation Table)。一一个磁盘只会建立一张文件分配表。 开机时文件分配表放入内存，并常驻内存。
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-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- -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。
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1张。
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
链接索引
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。
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
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)
若顶级索引表还没读入内存
- 访问0~7号逻辑块：两次读磁盘
- 访问8~263：三次读磁盘
- 访问264~65799：四次读磁盘
对于小文件，只需较少的读磁盘次数就可以访问目标数据块（一般计算机中小文件更多)
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。
若文件太大，索引表项太多，可以采取以下三种方法解决: . ①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。 ②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1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。 ③混合索引:多种索引分配方式的结合。例如，-1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1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
存储空间的划分和初始化
存储空间的管理
空闲表法
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
操作系统保存着链头、链尾指针。
如何分配：若某文件申请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
操作系统保存着链头、链尾指针。
如何分配：若某文件申请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：每个二进制位对应一个盘块。
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。当然有的题目中也描述为（(行号，列号)
注意题目条件:盘块号、字号、位号到底是从o开始还是从1开始,如本例中盘块号、字号、位号从o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。
回收
若第一个分组没满，则插到第一个分组的最后并且修改空闲盘块数
若第一个分组已满，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:
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自录)，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，需要做不同的处理)
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。
读写指针：进程对文件的读写操作进行到的位置
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
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。
硬链接
基于索引结点的共享方式
知识回顾：索引结点，是-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。
软链接
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”
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(Access-Control List, ACL)，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。
若想要让某个用户能够读取文件，只需要把该用户放入“文件主的伙伴”这个分组即可
windows访问控制
如果对某个目录进行了访问权限的控制，那也要对目录下的所有文件进行相同的访问权限控制
文件系统的层次结构
文件操作—文件目录—文件保护—文件逻辑结构—文件物理结构—文件存储管理—磁盘管理
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.xIsx”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-层地查找目录，找到对应的目录项一-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一-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
磁盘管理
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
一个磁道又被划分成一个个扇区，每个扇区就是-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
读写数据
需要把“磁头”移动到想要读/写的扇区所在的磁道。
用磁头臂带动磁头，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。
磁盘分类
磁盘是否可以移动
磁盘是否可更换
磁盘调度算法
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
Tp: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)= 1/2r
（1/r就是转一圈需要的时间。找到目标扇区平均需要转半圈，因此再乘以1/2）
硬盘的典型转速为5400转/分，或7200转/分
传输时间
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, = (1/r) * (b/N) = b/(rN)
（每个磁道要可存N字节的数据，因此b字节的数据需要b/N个磁道才能存储。而读/写一个磁道所需的时间刚好又是转一圈所需要的时间1/r）
总的平均存取时间T.= Ts + 1/2r + b/(rN)
:::danger
延迟时间和传输时间都与磁盘转速相关，且为线性相关。而转速是硬件的固有属性，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
:::
FCFS
SSTF
SCAN
LOOK
C-SCAN
C-LOOK
减少磁盘延迟时间的方法
假设要连续读取橙色区域的2、3、4扇区:
磁头读取一块的内容（也就是一个扇区的内容）后，需要一小段时间处理，而盘片又在不停地旋转
因此，如果2、3号扇区相邻着排列，则读完2号扇区后无法连续不断地读入3号扇区
必须等盘片继续旋转，3号扇区再次划过磁头，才能完成扇区读入
结论: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。
磁盘地址结构设计
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
磁盘管理
磁盘初始化
磁盘初始化:
Step 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- -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)
Step 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)
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
ROM中只存放很小的自举装入程序
开机时计算机先运行“自举装入程序”，通过执行该程序就可找到引导块，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)
坏块管理
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。
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。
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