磁盘

磁盘管理

选择题中考察，重点掌握两点：1. 物理格式化和逻辑格式化的区别。2. 系统引导流程。

磁盘结构

机械磁盘由一个或多个盘片组成；每个盘片的一个可记录面称为盘面。盘面上的同心圆是磁道，磁道再划分为若干扇区。同一半径、不同盘面上的磁道组成一个柱面；磁臂移动时，多个读写磁头会随之移动到同一柱面。磁头寻道调度关心的是柱面 / 磁道位置，而不是扇区在一圈中的具体角度。

名称	含义	做题时的作用
盘面	一张盘片的一个可记录表面	一个盘面上有许多磁道
磁道	盘面上的同心圆记录区域	寻道时间取决于磁头跨越的磁道距离
扇区	磁道划分出的最小物理读写单位	一次请求可覆盖一个或多个扇区
柱面	所有盘面上半径相同的磁道集合	多个磁头无需移动磁臂即可切换同一柱面的盘面
盘块	操作系统 / 文件系统管理的逻辑单位，常由若干扇区组成	不要把“文件系统块大小”误当成固定的物理扇区大小

磁盘初始化

一个新的磁盘只是一个磁性记录材料的空白盘。在磁盘可以存储数据之前，必须对其进行 物理格式化（也叫做 低级格式化）。

物理格式化是指在磁盘的物理表面上创建磁道（track）、扇区（sector）、写入控制信息以及测试和标记坏扇区等过程。通过这一过程，磁盘被划分为可供读写头访问的物理存储单元，为数据存储和检索提供基础结构。

它处理的是介质与控制器可识别的物理布局，还会记录校验、备用扇区等信息；它本身不会创建目录、文件名或空闲块表。

一般来说，现代硬盘在出厂时已完成 物理格式化，并优化了磁道和扇区的布局。用户通常只需进行 逻辑格式化 即可使用。

分区

在使用磁盘存储文件之前，操作系统通常先对磁盘进行分区，将磁盘划分为若干 逻辑存储区域。每个分区可以独立格式化并使用不同的文件系统，为数据的组织和管理提供基础。每个分区的起始扇区、大小等信息记录在相应的分区表中：传统磁盘使用 MBR 分区表，现代系统也可使用 GPT，不能把 GPT 的分区信息说成存放在 MBR 的分区表中。

分区表是存储在磁盘 主引导记录（MBR）或 GUID 分区表（GPT）中的关键数据结构，用于描述磁盘的分区布局（简单了解即可）：

在 MBR 结构中，分区表位于磁盘的第一个扇区（主引导记录），最多支持 4 个主分区或 3 个主分区加 1 个扩展分区，每个分区记录包含起始扇区、结束扇区、分区类型和大小等信息。
GPT 结构使用更现代的设计，支持更多的分区（通常 128 个），并存储在磁盘的前几个扇区，提供更高的可靠性和大容量磁盘支持。分区表的存在使操作系统能够准确识别和访问各个分区，确保数据存储的有序性和兼容性。

下图是一个 MBR 分区表的结构：

完成分区后，需对每个分区进行 逻辑格式化（也称高级格式化）。逻辑格式化负责创建文件系统结构，使操作系统能够识别、组织和管理磁盘上的数据，主要包括生成文件系统的元数据、分配表和目录结构等。

操作	处理对象	产物	不能替代
物理格式化	盘面与扇区布局	可供控制器寻址的物理记录单元、坏扇区标记	不能创建文件系统
分区	连续逻辑扇区范围	分区表与若干逻辑区域	不能直接保存有目录结构的文件
逻辑格式化	一个分区	文件系统元数据、根目录 / 分配结构	不能修复真正损坏的物理介质

物理格式化和逻辑格式化对比

物理格式化（低级格式化）是在磁盘物理层面创建磁道、扇区和控制信息的过程，通常由制造商出厂时完成。它直接处理磁盘的硬件结构，并测试、标记坏扇区，为数据存储提供物理基础；对现代硬盘而言，这不是用户日常执行的“清空磁盘”操作。

逻辑格式化（高级格式化）是在物理格式化基础上创建文件系统（如 NTFS、FAT32）的过程，由用户通过操作系统完成。它组织数据的逻辑结构，如文件分配表和目录，方便操作系统管理数据。

引导流程

在计算机启动时，初始化硬件并加载操作系统的过程依赖于一系列 引导程序。传统 BIOS/MBR 与现代 UEFI/GPT 是两条不同的常见路径，不能把“UEFI 固件”直接等同于“读取并执行 MBR 引导代码”。

传统 BIOS/MBR 启动流程如下：

ROM/Flash 中的 BIOS 固件：计算机加电后，固件执行自检、初始化硬件并寻找可启动设备，然后把磁盘第 0 号扇区中的 MBR 读入内存。
MBR 中的 Bootloader：MBR 包含引导代码、分区表和引导签名。引导代码解析分区表，找到活动分区，并加载该分区的第一个扇区。
分区启动扇区（Boot Sector）：其中包含特定于操作系统的后续引导代码，例如 Windows 或 Linux 引导程序的一部分；它继续加载更完整的引导程序、操作系统内核和必要组件。
操作系统初始化程序：内核取得控制权后初始化内存、设备驱动和其他运行环境，再启动系统初始化程序与用户空间服务。

因此，传统启动流程可以概括为：BIOS 固件 → MBR 中的 Bootloader → 分区启动扇区中的引导程序 → 操作系统内核与初始化程序。

现代 UEFI/GPT 路径则通常是：UEFI 固件 → 读取 GPT 与 EFI 系统分区（ESP）→ 直接加载 .efi 引导程序 → 操作系统内核与初始化程序。UEFI 固件可提供兼容模式，但这不改变两条原生路径在考点上的区别。

坏块

随着时间的推移，物理磁盘上可能会出现无法读写的区域，这些区域被称为坏块。坏块可以是出厂时就存在的，也可以是由于磁盘的长期使用和磨损导致的。

对坏块的处理实质上就是使用某种机制使系统不去使用坏块。

处理可分为两层：控制器可把发现的坏扇区重映射到备用扇区，这对上层通常透明；文件系统也可把无法继续使用的逻辑块标记为不可分配。后一种做法只是绕开故障位置，不能让损坏介质恢复正常。

固态硬盘

固态硬盘（SSD）使用闪存页（page）进行读写、按更大的擦除块（block）擦除。修改一个已经写过的位置时，控制器通常先把新版本写到空闲页，再通过闪存转换层（FTL）更新逻辑块地址到物理页的映射；后台垃圾回收再集中擦除含有无效页的块。

SSD 没有机械寻道和旋转延迟，因此 FCFS、SSTF、SCAN、C-SCAN 这类“减少磁头移动”的算法不能直接套用。但闪存块有有限擦写寿命，控制器会用磨损均衡把写入分散到不同块：动态磨损均衡优先选择擦写较少的空闲块，静态磨损均衡还会搬移长期不变的冷数据，以避免少数块过早耗尽寿命。

机械硬盘调度算法

常在选择题中考察，也偶在大题中考察。需要掌握不同 磁盘调度算法 的工作方式，以及如何计算相应的性能指标。

在磁盘性能指标我们知道 磁盘数据读取时间 包含 寻道时间、旋转延迟 以及 传输时间。在一个时刻，磁盘可能有多个数据读写请求，这些数据可能分布在不同的磁道上，如何分配处理这些读写请求的顺序，也很大程度上影响了磁盘的性能。

T_{\text{access}}=T_{\text{seek}}+T_{\text{rotation}}+T_{\text{transfer}}.

磁盘调度算法主要优化的是 $T_{\text{seek}}$ ，而不是把旋转延迟或传输时间变为零。

磁道的编号顺序

磁盘表面被划分为同心圆，这些同心圆称为磁道。教材和题目通常约定最外侧磁道编号较小（例如 0 号磁道），向内编号递增；但磁道编号是寻址约定，与盘片从何处“开始旋转”没有因果关系。计算题应始终以题目给出的编号方向和磁头初始移动方向为准。

磁盘寻道调度算法包含以下几种：

FCFS

FCFS 即 First Come First Service，先来先服务算法。

FCFS 是一种最简单的磁盘调度算法，按照请求到达的先后顺序依次处理磁盘访问任务。

假设磁头初始位于 100 号磁道，磁道范围为 0～200，当前请求按 55、58、39、18、90、160、150、38、184 的顺序到达，那么 FCFS 会有如下图所示的访问顺序：

执行轨迹

FCFS 磁头为何累计移动 498 个磁道

从 100 号磁道出发，按请求到达顺序逐步累加每一段寻道距离。

0181382393554585906100715081609184

初始位于 100尚未服务请求，累计移动 0。

总移动量为：

\begin{aligned} D_{\text{FCFS}} &=|100-55|+|55-58|+\cdots+|38-184|\\ &=45+3+19+21+72+70+10+112+146\\ &=498. \end{aligned}

然而，由于不考虑磁头当前位置与请求位置的距离，磁头可能频繁长距离移动，导致 平均寻道时间较长，尤其在请求分布不均时效率低下。

本节算法针对机械硬盘的磁头寻道讨论。对于固态硬盘，不存在机械寻道和旋转延迟，因此不应照搬这些优化磁头移动距离的算法；简单调度通常已足够高效。

SSTF

SSTF 即 Shortest Seek Time First，最短寻道时间优先算法。

磁盘进行调度时每次都选择 距离当前磁头位置最近的请求 进行服务。旨在最小化磁头的移动距离，从而降低平均寻道时间。它的核心思想是“贪心”，每次选择最优的下一步。

沿用上例，SSTF 的访问顺序为 100 → 90 → 58 → 55 → 39 → 38 → 18 → 150 → 160 → 184：

执行轨迹

SSTF 每一步如何选择最近请求

从 100 号磁道开始逐轮比较剩余请求，观察贪心选择的服务顺序和累计移动量。

0181382393554585906100715081609184

初始位于 100最近的请求是 90。

D_{\text{SSTF}}=10+32+3+16+1+20+132+10+24=248.

虽然 SSTF 在减少寻道时间上表现优异，但可能导致“饥饿”问题，即远离磁头的请求长时间得不到服务。SSTF 适用于请求分布较均匀的场景，但在请求密集或分布极不均的情况下可能不够公平。

SCAN

SCAN 即 电梯调度算法。

磁头从一个方向开始移动，沿途服务请求，到达磁盘端点后 改变方向并继续服务请求。因为磁头移动规律与电梯运行类似，所以这种算法也称为电梯调度算法。若磁头只移动到该方向的最远请求便反向，而不到达物理端点，则是 LOOK，不要与 SCAN 混淆。

假设在当前时刻，磁道 55、58、39、18、90、160、150、38、184 正在等待服务，磁头正在向内移动（向更高编号的磁道移动），那么 SCAN 会有如下图所示的访问顺序：

沿用上例并设磁头先向高号方向移动：

D_{\text{SCAN}}=(200-100)+(200-18)=282.

服务路径为 100 → 150 → 160 → 184 → 200 → 90 → 58 → 55 → 39 → 38 → 18。其中 200 是磁盘端点，不是请求。

执行轨迹

SCAN 先向高号磁道移动的完整轨迹

从 100 号磁道出发，依次观察沿途请求、必须到达的 200 号端点以及反向后的服务顺序。

001182383394555586907100815091601018411200

磁头初始位于 100初始方向为向高号磁道移动；100 不是待处理请求。

SCAN 的优点是有效减少了磁头移动距离，同时避免了 SSTF 的饥饿问题，因为所有请求最终都会被处理。它在高负载场景下表现良好，但对于靠近磁盘边界或反向区域的请求可能等待时间稍长。SCAN 广泛应用于需要平衡效率与公平性的场景。

C-SCAN

C-SCAN 即 Circular SCAN，循环扫描算法。

和 SCAN 相似，但进行了一些改进。在 C-SCAN 中，磁头始终沿一个方向移动（例如向外），处理沿途请求，到达磁盘边界后立即返回到另一端（例如最内侧）开始新一轮扫描，而不处理返回路径上的请求。

沿用上例并设磁头始终向高号方向服务：

D_{\text{C-SCAN}}=(200-100)+(200-0)+(90-0)=390.

服务路径为 100 → 150 → 160 → 184 → 200 → 0 → 18 → 38 → 39 → 55 → 58 → 90。从 200 回到 0 的回卷路程仍计入磁头移动量，但回卷途中不服务请求。

执行轨迹

C-SCAN 回卷后为何仍只沿高号方向服务

从 100 向高号磁道移动，到 200 后回卷至 0，再继续按同一方向服务剩余请求。

001182383394555586907100815091601018411200

初始位于 100初始方向为向高号磁道移动，累计 0。

C-SCAN 的优点是提供 更均匀的等待时间，尤其对不同磁道位置的请求更公平，因为它避免了 SCAN 中双向服务带来的位置偏向。它的总寻道距离可能大于 SCAN，适用于更强调等待时间均匀性的场景；但它本身不提供实时系统所需的截止期保证。

若题目规定“到本方向最远的请求就折返 / 回卷”，而不是必须到物理端点，则分别是 LOOK / C-LOOK；计算时不能擅自把路径延长到 0 或最大磁道号。

总结

算法	选择规则	优点	缺点	上例总移动量
FCFS	按请求到达顺序	公平、简单	可能不是最优，磁盘臂移动距离可能很长	498
SSTF	每次选择最近请求	通常比 FCFS 更高效，局部最小化磁盘臂移动	可能导致远端请求长时间延迟或饿死	248
SCAN	双向扫描，到端点后反向	避免长时间等待，效率与公平性较均衡	不同位置的等待时间仍可能不均匀	282
C-SCAN	单向服务，到端点后回卷	提供更均匀的等待时间	回卷路程不服务请求，总移动量可能更大	390

若题目要求平均寻道长度，可用

\overline{D}=\frac{D}{n},

其中 $D$ 是总磁头移动量， $n$ 是请求数。本例 $n=9$ ；计算时必须先写清磁头初始位置、磁道范围和初始移动方向。

调度计算题的统一步骤

写出磁头初始位置、请求序列、磁道边界和初始方向；这些条件缺一项，SCAN / C-SCAN 的路径可能不同。
按算法规则列出服务路径，并把端点或 C-SCAN 的回卷点明确写入路径；端点不是请求也要计入移动距离。
对相邻位置逐段取绝对值求和得到 (D)。只有题目要求平均寻道长度时，才再除以请求数 (n)。