磁盘组成
盘片、 盘片 、 磁头、记录面
硬盘中一般会有多个盘片组成，每个盘片包含两个面，每个盘面都对应地有一个读/写磁头。受到硬盘整体体积和生产成本的限制，盘片数量都受到限制，一般都在5片以内。盘片的编号自下向上从0开始，如最下边的盘片有0面和1面，再上一个盘片就编号为2面和3面。
每个盘片有2面啊，但是1个磁头只能记录在一个面上 。如果3个盘片只有中间有4个磁头，那么最外面的盘面不记录，所以3个盘片可能只有 4 个记录面。
扇区 、 磁道、簇
磁道是磁盘一个面上的单个数据存储圆圈。如果将磁道作为一个存储单元，从数据管理效率看实在是太大了。许多盘片的一个磁道能存储100,000字节甚至更多的数据，用于小文件存储时的效率就太低了。因此，磁道被分成若干编上号的圆弧段，称为扇区。 扇区是磁盘的最小组成单元，通常是512字节。
在磁盘中个磁道记录的信息量是相同的，也就是说，虽然内层磁道的周长最小，但是内层磁道记录的信息量和外层磁道记录的信息量是相同的。
于是可以有以下公式求存储容量。
- 每磁道的信息量=内层位密度×内层周长
簇是操作系统中最小的逻辑存储单位，即：簇是操作系统可以识别的最小单位。
每个簇可以包括2、4、8、16、32或64个扇区。显然，簇是操作系统所使用的逻辑概念，而非磁盘的物理特性。
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柱面
硬盘通常由重叠的一组盘片构成，每个盘面都被划分为数目相等的磁道，并从外缘的“0”开始编号，具有相同编号的磁道形成一个圆柱，称之为磁盘的柱面。磁盘的柱面数与一个盘面上的磁道数是相等的。
磁盘计算公式
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有效储存区域=(外直径-内直径)÷2
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一个记录面磁道数=有效储存区域×磁道密度
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总磁道数=一个记录面磁道数 × 记录面数 = 记录面数 × 有效储存区域 × 磁道密度
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每磁道的信息量 = 内层位密度×内层周长
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一个记录面信息量 = 一个记录面的磁道数 × 每磁道信息量
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非格式化盘组总容量= 一个记录面信息量 × 记录面数
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总格式化容量 = 总磁道数 × 每道扇区数 × 扇区容量
假设某硬盘由5个盘片构成(共有8个记录面)，盘面有效记录区域的外直径为30cm，内直径为10cm，记录位密度为250位／mm，磁道密度为16道／mm，每磁道分16个扇区，每扇区512字节，则该硬盘的格式化容量约为()MB。
有效储存区域 =( 30 - 10 )÷2
一个记录面磁道数 = 有效储存区域 × 磁道密度 = ( 30 - 10 )÷2 * 10 *16
总磁道数=一个记录面磁道数 × 记录面数 = ( 30 - 10 )÷2 * 10 *16 * 8
总格式化容量 = 总磁道数 × 每道扇区数 × 扇区容量 = ( 30 - 10 )÷2 * 10 *16 * 8 * 16 * 512 byte =
( 30 - 10 )÷2 * 10 *16 * 8 * 16 * 512 / 1024 * 1024
读写磁盘需要的时间
寻找时间 ：活动头磁盘在读写信息前，将磁头移动到指定磁道所需要的时间。（这时间包含两个部分）
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
延迟时间 ：磁头定位到某一磁道的扇区（块号）所需要的时间，设磁盘转速为r（单位∶转/秒，或 转/分），平均所需的延迟时间 。 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 。
传输时间 ：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∶ （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）
磁盘调度算法
先来先服务算法（FCFS）
算法思想：根据进程请求访问磁盘的先后顺序进行调度。 假设磁头的初始位置是100号磁道，有多个进程先后陆续地请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道。 按照先来先服务算法规则，按照请求到达的顺序，磁头需要一次移动到55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道。
磁头共移动了 45 + 3 + 19 + 21 + 72 + 70 + 10 + 112 + 146 = 498个磁道。响应一个请求平均需要移动498 / 9 = 55.3个磁道（平均寻找长度）。 优点：公平；如果请求访问的磁道比较集中的话，算法性能还算可以。 缺点：如果大量进程竞争使用磁盘，请求访问的磁道很分散，FCFS在性能上很差，寻道时间长。
最短寻找时间优先（SSTF）
算法思想：优先处理的磁道是与当前磁头最近的磁道。可以保证每次寻道时间最短，但是不能保证总的寻道时间最短。（其实是贪心算法的思想，只是选择眼前最优，但是总体未必最优）。
假设磁头的初始位置是100号磁道，有多个进程先后陆续地请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道。
磁头总共移动了（100 -18）+ （184 -18） = 248个磁道。响应一个请求平均需要移动248 / 9 = 27.5个磁道（平均寻找长度）。
缺点：可能产生饥饿现象。
本例中，如果在处理18号磁道的访问请求时又来了一个38号磁道的访问请求，处理38号磁道的访问请求又来了一个18号磁道访问请求。如果有源源不断的18号、38号磁道访问请求，那么150、160、184号磁道请求的访问就永远得不到满足，从而产生饥饿现象。这里产生饥饿的原因是磁头在一小块区域来回移动。
扫描算法（SCAN）
SSTF算法会产生饥饿的原因在于：磁头有可能再一个小区域内来回得移动。为了防止这个问题，可以规定：磁头只有移动到请求最外侧磁道或最内侧磁道才可以反向移动，如果在磁头移动的方向上已经没有请求，就可以立即改变磁头移动，不必移动到最内/外侧的磁道。这就是扫描算法的思想。由于磁头移动的方式很像电梯，因此也叫电梯算法。
假设某磁盘的磁道为0~200号，磁头的初始位置是100号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续的访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了（200-100）+（200-18）=282个磁道。响应一个请求平均需要移动282/9=31.3个磁道（平均寻找长度）
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万问，事实上，处理184号磁道的访问请求之后就不需要再往右移动磁头了。
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
算法思想：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）
假设某磁盘的磁道为0~200号，磁头的初始位置是100号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续地请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了（184-100）+（184-18）=250个磁道。响应一个请求平均需要移动250/9=27.5个磁道（平均寻找长度）
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万问，使寻道时间进一步缩短
循环扫描算法（C-SCAN）
算法思想：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。
假设某磁盘的磁道为0~200号，磁头的初始位置是100号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续地请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了（200-100）+（200-0）+（90-0）=390个磁道。响应一个请求平均需要移动390/9=43.3个磁道（平均寻找长度）
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；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 调度算法
算法思想：C-SCAN算法的主要缺点是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到最边缘的磁道上。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。
假设某磁盘的磁道为0~200号，磁头的初始位置是100号磁道，且此时磁头正在往磁道号增大的方向移动，有多个进程先后陆续地请求访问55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道
磁头总共移动了（184-100）+（184-18）+（90-18）=322个磁道。响应一个请求平均需要移动322/9=35.8个磁道（平均寻找长度）
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
文件存储空间管理
空闲表法
适用于“连续分配方式”
某时刻磁盘使用如下：
对应的空闲表
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
空闲链表法
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）
重点重点：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
某文件管理系统在磁盘上建立了位示图(bitmap)，记录磁盘的使用情况。若系统的字长为32位，磁盘上的物理块依次编号为0、1、2、…，那么4096号物理块的使用情况在位示图中的第 (129) 个字中描述；若磁盘的容量为200GB，物理块的大小为1MB，那么位示图的大小为 ( 6400 ) 个字。
(4096+1)/32 = 128.03125 因为物理快编号从 0 开始，所以 4096号物理块 ，表示一共有 4096+1 个物理块。
若磁盘的容量为200GB，物理块的大小为1MB。那么有 $200 * 2^{30} / 2^{20} = 200 * 2^{10} = 204800 $ 位示图的大小为 204800 / 32 = 6400 个字
