《操作系統(tǒng)》第十一章：磁盤與文件

11.1磁盤結(jié)構(gòu)11.2磁盤調(diào)度11.3磁盤編址11.4文件概念及實現(xiàn)方法主要內(nèi)容第11章磁盤與文件認識計算機外設(shè)與計算機!PCI總線圖形控制器IDE控制器總線控制器CPU-內(nèi)存總線對我們來說，磁盤無疑是最重要的設(shè)備，我們下載的電影放在這里，我們寫的論文也放在這里…11.1磁盤結(jié)構(gòu)首先需要了解磁盤!認識一下磁盤認識一下磁盤磁盤面柱面c扇區(qū)s磁道t旋轉(zhuǎn)磁臂轉(zhuǎn)軸機械臂桿讀寫磁頭認識一下磁盤磁道扇區(qū)盤面畫一個示意圖:看看俯視圖:磁盤的數(shù)據(jù)單位是扇區(qū)扇區(qū)大?。?12字節(jié)扇區(qū)是磁盤的尋址單位、訪問單位扇區(qū)的大小是傳輸時間和碎片浪費的折衷所以，磁盤被稱為塊設(shè)備!磁盤的I/O總線控制器IDE控制器讓我們仔細想想磁盤如何讀/寫1一個字節(jié)?(1)(2)(3)分析磁盤I/O的重點在于第2步!磁道內(nèi)存緩存讀出了一個字節(jié)寫(修改)一個字節(jié)磁盤I/O:緩存隊列

控制器

尋道

旋轉(zhuǎn)

傳輸!磁盤I/O的分析整理磁盤I/O的過程：進程請求隊列磁盤控制器磁盤我們最關(guān)心的磁盤什么時候讀/寫完?磁盤訪問延遲=隊列時間

+控制器時間

+

尋道時間

+旋轉(zhuǎn)時間

+傳輸時間扇區(qū)磁道Head12msto8ms(半周):8msto4ms約0.25ms前兩項可以忽略!關(guān)鍵所在:最小化尋道時間和旋轉(zhuǎn)延遲!I/O過程是解開許多磁盤問題的鑰匙分析磁盤扇區(qū)尺寸：磁盤訪問延遲=隊列時間

+控制器時間

+

尋道時間

+旋轉(zhuǎn)時間

+傳輸時間12~8ms8~4ms約0.25ms前兩項可以忽略!扇區(qū)尺寸為1byte：沒有碎片；傳輸速度100byte/秒(尋道時間10ms)扇區(qū)尺寸1KByte：碎片0.5K；傳輸100KByte/秒扇區(qū)尺寸1MByte：碎片0.5M；傳輸4Mbyte/秒扇區(qū)大小空間利用率傳輸速度I/O過程是解開許多磁盤問題的鑰匙磁盤調(diào)度：磁盤訪問延遲=隊列時間

+控制器時間

+

尋道時間

+旋轉(zhuǎn)時間

+傳輸時間12msto8ms8msto4ms約0.25ms前兩項可以忽略!多個磁盤訪問請求出現(xiàn)在請求隊列怎么辦?調(diào)度調(diào)度的目標是什么?調(diào)度時主要考察什么?目標當然是平均訪問延遲小!尋道時間是主要矛盾!磁盤調(diào)度:輸入多個磁道請求，給出服務(wù)順序!11.2磁盤調(diào)度磁盤讀寫請求頻繁發(fā)生，

如何盡快響應(yīng)？FCFS磁盤調(diào)度最直觀、最公平的調(diào)度：一個實例:磁頭開始位置=53；請求隊列=98,183,37,122,14,124,65,670143753656798122124183199磁頭在長途奔襲!FCFS:磁頭共移動640磁道!在移動過程中把經(jīng)過的請求處理了?!183-53=130183-37=146122-37=85122-14=108124-14=110124-65=5967-65=2130+146+85+108+110+59+2=640SSTF磁盤調(diào)度Shortest-seek-timeFirst最短尋道時間優(yōu)先：繼續(xù)該實例:磁頭開始位置=53；請求隊列=98,183,37,122,14,124,65,670143753656798122124183199如果在處理183之前又來一些中間磁道的請求，則…SSTF:磁頭共移動236(4+53+169)磁道，要少很多!SSTF存在饑餓問題SCAN磁盤調(diào)度(掃描/電梯算法)SSTF+中途不回折：每個請求都有處理機會繼續(xù)該實例:磁頭開始位置=53；請求隊列=98,183,37,122,14,124,65,670143753656798122124183199這些請求的等待時間較長，只因所在方向不夠幸運!根據(jù)其特征，SCAN也被稱為電梯算法!SCAN:磁頭共移動53+183=236磁道，和SSTF一樣!SCAN導(dǎo)致延遲不均C-SCAN磁盤調(diào)度SCAN+直接移到另一端：兩端請求都能很快處理繼續(xù)該實例:磁頭開始位置=53；請求隊列=98,183,37,122,14,124,65,670143753656798122124183199CSCAN中的Circular是環(huán)的意思!CSCAN:磁頭共移動188+200磁道!其中200會較快!14

0(183199)沒有必要C-LOOK磁盤調(diào)度CSCAN+看一看：前面沒有請求就回移繼續(xù)該實例:磁頭開始位置=53；請求隊列=98,183,37,122,14,124,65,670143753656798122124183199LOOK和C-LOOK是比較合理的缺省算法操作系統(tǒng)中所有的算法都要因地制宜!11.3磁盤編址如何管理磁盤，

首先對磁盤的扇區(qū)進行編號！

出廠的磁盤需要低級格式化(物理格式化)：

將連續(xù)的磁性記錄材料分成物理扇區(qū)

扇區(qū)

=頭+數(shù)據(jù)區(qū)+尾頭、尾中包含只有磁盤控制器能識別的扇區(qū)號碼和糾錯碼等信息什么是磁盤的邏輯格式化？第12章文件系統(tǒng)！I/O過程是解開許多磁盤問題的鑰匙磁盤尋址：對于內(nèi)存，我們往往更關(guān)心存放內(nèi)容的地址實際上就是扇區(qū)怎么編址?顯然這個地址是(盤面+

磁道+

扇區(qū))尋道和旋轉(zhuǎn)費時多

花最少時間訪問最多扇區(qū)的方案:磁臂不動、磁盤旋轉(zhuǎn)一周，訪問磁頭遇到的所有扇區(qū)。磁臂讓這些扇區(qū)的編址鄰近:因為局部性!柱面!扇區(qū)編址(1):CHS(Cylinder/Head/Sector)扇區(qū)編址(2):扇區(qū)編號已知A，則s=A%S；h=[A/S]%H；c=[A/(H*S)]扇區(qū)編號—現(xiàn)代磁盤的常見尋址方式磁臂扇區(qū)編號，按照(C,H,S)將扇區(qū)形成一維扇區(qū)數(shù)組，數(shù)組索引就是扇區(qū)編號柱面0柱面1柱面C-1…整個磁盤磁道0磁道1磁道H-1…一個柱面扇區(qū)0扇區(qū)1扇區(qū)S-1…一個磁道某扇區(qū)總編號A=c*H*S+h*S+s扇區(qū)總數(shù)

=C*H*S體現(xiàn)了局部性!柱面編號c(0≤c≤C-1)柱面內(nèi)磁道(磁頭)編號h(0≤h≤H-1)磁道內(nèi)扇區(qū)編號s(0≤s≤S-1)想一想……磁盤驅(qū)動應(yīng)如何實現(xiàn)？Linux0.11下實現(xiàn)磁盤讀寫驅(qū)動片段進程I/O整個過程貫穿第1步：得到要訪問的扇區(qū)編號；

得到讀盤的目標(或?qū)懕P的源)內(nèi)存地址算法輸入!第2步：將扇區(qū)編號和內(nèi)存地址寫給DMA；然后阻塞進程查手冊、寫端口!第3步：DMA處理完成后中斷CPU；中斷處理程序喚醒阻塞進程編寫中斷處理程序!第4步：進程繼續(xù)…獲得編號是使用磁盤的關(guān)鍵!Exampleharddisklayout硬盤布局Exampleharddisklayout

物理盤以扇區(qū)(一般為512字節(jié))為單位

進行編址，它是硬盤讀寫的基本單位一塊硬盤從邏輯上可以理解為連續(xù)的一

維扇區(qū)序列硬盤布局Exampleharddisklayout

整個硬盤的第1個扇區(qū)存儲著“主引導(dǎo)記錄（MBR）”：

<1>引導(dǎo)可執(zhí)行代碼

<2>硬盤基本分區(qū)表最多包含4個基本分區(qū)位置信息

硬盤布局Exampleharddisklayout

除了第1個扇區(qū)之外，其余扇區(qū)可以

劃分為至多4個基本分區(qū)每個分區(qū)的第1個扇區(qū)預(yù)留，可以作

為引導(dǎo)扇區(qū)硬盤布局Exampleharddisklayout

每個分區(qū)除第1個扇區(qū)外的其他部分還

可以看做一個硬盤，繼續(xù)分區(qū)

這樣的分區(qū)可以無限制地重復(fù)進行，直

到硬盤劃分完成為止硬盤布局Exampleharddisklayout

概念

扇區(qū)－物理盤存儲空間基本編址單位，一般為512字節(jié)

主引導(dǎo)記錄MBR

－硬盤的第1個扇區(qū)的內(nèi)容，含引導(dǎo)代碼和主分區(qū)表

分區(qū)－硬盤中可以作為邏輯盤管理的一組扇區(qū)集合

可擴展分區(qū)－可以繼續(xù)劃分成“分區(qū)”的硬盤分區(qū)

引導(dǎo)分區(qū)－標記有可引導(dǎo)標記的硬盤分區(qū)，這種分區(qū)有引

導(dǎo)扇區(qū)和引導(dǎo)文件

引導(dǎo)扇區(qū)－引導(dǎo)分區(qū)的第1個扇區(qū)

可擴展分區(qū)引導(dǎo)記錄－可擴展分區(qū)中第2個扇區(qū)中的內(nèi)容問題：硬盤中每個分區(qū)都有引導(dǎo)扇區(qū)嗎？硬盤布局直接使用扇區(qū)編號尋址磁盤嗎?磁盤頁表物理內(nèi)存請求調(diào)頁—頁面置換load[addr]i頁錯誤處理程序(1)(2)(3)(4)(5)(6)交換出去的頁面放在哪里?交換出去交換分區(qū)問題的關(guān)鍵是寫到磁盤的什么位置?交換出去的頁面顯然要寫到磁盤上如果是代碼段和數(shù)據(jù)段，直接寫到可執(zhí)行文件中如果是堆棧段呢?創(chuàng)建一個文件嗎?變成了頁面

文件

扇區(qū)映射關(guān)系，顯然是低效的應(yīng)該是直接“頁面

扇區(qū)”PTEP=0換出地址為提高效率，這部分磁盤不存文件，直接用扇區(qū)號尋址。(交換分區(qū))這樣使用的磁盤稱為生磁盤(rawdisk)Linux交換分區(qū)安裝Linux時，需創(chuàng)建一硬盤分區(qū)作為交換分區(qū)fdisk命令可以查看分區(qū)信息因為交換分區(qū)要和內(nèi)存不斷交換，所以是動態(tài)變化的swap分區(qū)的大小通常是內(nèi)存大小的兩倍為什么引入文件?

—“烹調(diào)”磁盤11.4文件概念及實現(xiàn)方法為什么引入文件?讓普通用戶使用rawdisk:

許多人連扇區(qū)都不知道是什么?要求他們根據(jù)扇區(qū)編號來訪問磁盤…需要在扇區(qū)上引入更高一層次的抽象概念!文件首先想一想用戶眼里的文件是什么樣子?字符序列(字符流)磁盤上的文件是什么樣子?扇區(qū)集合文件:建立字符流到扇區(qū)集合的映射關(guān)系文件概念建立字符流到盤塊集合的映射關(guān)系看一個例子intmain(){…

test.c將2-12字符刪去test.c中的2-12字符對應(yīng)盤塊789讀入、修改、讀出文件:按用戶邏輯地址連續(xù)“排列”的盤塊集合為增加靈活性，OS又將多個連續(xù)扇區(qū)定義為盤塊文件的實現(xiàn)文件抽象概念的實現(xiàn)關(guān)鍵：描述這一映射關(guān)系文件實現(xiàn)1:物理盤塊連續(xù)分配intmain(){…

test.c012345678910111213141516171819202122232425262728293031test.cftrmaillist需存放什么信息?起始盤塊和盤塊個數(shù)存放在哪里?文件描述信息節(jié)點中名字很多:FCB,FileHeader等文件名

始址塊數(shù)test.c04test.c的FileHeader優(yōu)點簡單快速，缺點碎片多文件f的起始塊=？塊數(shù)=？文件實現(xiàn)2:鏈式分配intmain(){…

test.c文件名始址test.c1test.c的FileHeader優(yōu)點:文件長度增減容易01234567891011121314151617181920212223242526272829303110-1917test.cNullFileHeader缺點:順序訪問、可靠性差文件實現(xiàn)3:索引分配intmain(){…

test.c優(yōu)點:是連續(xù)和鏈式分配的有效折衷01234567891011121314151617181920212223242526272829