磁盘与固态硬盘：调度与寿命

本篇对应王道第五章收尾（原 19 篇）。文件都躺在磁盘上，前面所有管理最终都要落到磁盘读写——磁盘调度算法是本章的核心，SSD 是新贵。

一、磁盘的结构

磁盘是表面涂有磁性物质的物理盘片，通过磁头（导体线圈）存取数据：读写期间磁头固定，磁盘高速旋转。

结构自上而下：

• 磁道：盘面上的同心圆，一个盘面有上千个磁道（与磁头一样宽）
• 扇区：磁道划分出的固定大小片段（如 1KB），一个扇区 = 一个盘块，扇区是磁盘可寻址的最小单位
• 注意：扇区按固定圆心角划分，所以密度从最外道向里道增加，存储能力受限于最内道的最大记录密度。现代磁盘用环带划分（同一环带内扇区数相同，外环带磁道扇区更多），充分利用外层容量

多个盘片垂直堆叠成磁盘组，每个盘面对应一个磁头，所有磁头共进退（与盘心距离相同）。所有盘面上相对位置相同的磁道组成柱面。磁盘地址用三元组表示：

磁盘地址 = 柱面号 · 盘面号 · 扇区号

分类：磁头径向固定的固定头磁盘（每磁道一个磁头）/ 磁头臂可伸缩的活动头磁盘（主流）；盘片固定的固定盘磁盘 / 可更换的可换盘磁盘。

操作系统的规律：几乎每介绍一类资源的管理，都要涉及一类调度算法。多个请求同时到达，先服务谁——这就是磁盘调度要解决的问题。

二、磁盘的管理

• 低级格式化（物理格式化）：把空白盘分成扇区（头部 + 数据区 + 尾部，头部尾部存磁道号/磁头号/扇区号和 CRC 校验）。通常出厂时就做好了
• 分区：把磁盘分成 C 盘 D 盘……每个分区由一个或多个柱面组成，起始扇区和大小记录在 MBR 的分区表中
• 逻辑格式化（高级格式化）：初始化文件系统数据结构——空闲空间/已分配空间信息、初始为空的根目录
• 簇（Linux 叫块）：扇区太小，把相邻扇区组合成簇管理；一簇只能放一个文件的内容，文件按簇的整数倍占空间——半簇也占一簇（内部碎片的来源）
• 引导块：自举程序通常在 ROM，但为避免改 ROM 硬件，ROM 里只留很小的自举装入程序，完整引导程序放磁盘的启动块（固定位置）。有启动分区的磁盘 = 启动磁盘/系统磁盘
• 坏块：磁盘有移动部件、容错能力弱，容易坏。简单磁盘（IDE）手动处理——Format 扫描标记进 FAT 表，程序不再使用；复杂磁盘由控制器维护坏块列表，低级格式化时保留备用块，用扇区备用逻辑替代坏块（OS 看不到）。坏块处理的实质：用某种机制让系统不去使用坏块

Windows 引导过程（呼应引导那章）：ROM 代码 → 读 MBR（含引导代码 + 分区表 + 引导标志）→ 找到引导分区 → 读分区第一扇区（引导扇区）→ 加载系统服务。

三、磁盘存取时间：找才是大头

一次磁盘读/写的时间 = 寻道时间 + 旋转延迟 + 传输时间：

总时间 Ta = Ts + 1/(2r) + b/(rN)。

关键认识：寻道时间占大头，与调度算法直接相关；旋转延迟和传输时间都由转速决定——转速是硬件参数，OS 优化不了。所以磁盘调度的主要目标就是减少平均寻道时间。

💡 后文凡"找"的时间（寻道、延迟）都能优化；传输时间是磁盘本身性质，优化不了。

四、磁盘调度算法（必考计算）

例题贯穿：请求队列 55, 58, 39, 18, 90, 160, 150, 38, 184，磁头初始在 100 号磁道。

FCFS：先来先服务

按请求到达顺序服务。公平，但请求多时性能接近随机调度。

路径：100→55→58→39→18→90→160→150→38→184，共移动 498 道，平均寻道长度 498/9 ≈ 55.3。

SSTF：最短寻道时间优先

每次选离当前磁头最近的请求。贪心——每次局部最优不保证全局最优，但比 FCFS 好。会产生饥饿：18 号磁道附近若频繁来新请求，磁头就在附近来回打转，184 号长期得不到服务。

路径：100→90→58→55→39→38→18→160→150→184，共 248 道，平均 248/9 ≈ 27.5。

SCAN：扫描（电梯调度）

SSTF 饥饿的根源是磁头可能在小范围来回。SCAN 规定：磁头只有移到最外（内）侧磁道才能回头——像电梯，上行途中只接上行的人，到顶才往下。

假设沿磁道号增大的方向：100→150→160→184→200→90→58→55→39→38→18，共 282 道，平均 ≈ 31.33。

缺点：对最近扫过的区域不公平（刚扫过的地方要等它跑完全程才回来）。

C-SCAN：循环扫描

SCAN 的改进：磁头单向提供服务，从一端到另一端后直接快速返回起点，返回途中不服务——各磁道的等待时间更均匀。

100→150→160→184→200→0→18→38→39→55→58→90，共 390 道，平均 ≈ 43.33（返程空跑 200 道，代价换来公平）。

LOOK / C-LOOK

SCAN 和 C-SCAN 都要严格走到盘面端点才回头，其实没必要——移动到最远端的一个请求即可返回，因为它们在移动前会"看一眼"（Look）还有没有请求。

⚠️ 考试若无明显说明，默认 SCAN/C-SCAN 就是 LOOK/C-LOOK（不必到端点）。

四种算法对比：

五、减少旋转延迟的方法

读完一个扇区要短暂处理，不能立即读下一个相邻扇区——若逻辑相邻的块物理也相邻，读连续逻辑块就得等磁盘转一圈。

• 交替编号：让逻辑相邻的块物理上隔开一段，处理时间刚好落在间隔里，读连续块不用等整圈
• 错位命名：所有盘面同步旋转，相邻盘面的连续块（0 号盘 7 号扇区读完 → 1 号盘 0 号扇区）之间同样有处理时间——把不同盘面的扇区编号错开，磁头切换盘面时刚好接上

六、提高磁盘 I/O 速度的若干方法

文件访问速度是文件系统性能最重要的指标，三条路：改进目录结构与检索方法；选取好的文件存储结构；提高磁盘 IO 速度。后者包括：

1. 磁盘高速缓存（内存暂存盘块信息）
2. 调整磁盘请求顺序（上面的调度算法）
3. 提前读：读当前块时把下一块也读进缓冲（局部性）
4. 延迟写：缓冲区只标"延迟写"标志就挂到空闲链尾，等别的进程申请到它才真正写盘——可能直接被复用，连写都省了
5. 优化物理块分布：同一文件的盘块尽量放同一磁道或相邻磁道；按簇分配
6. 虚拟盘（RAM 盘）：用内存仿真磁盘，放临时文件
7. RAID：并行交叉存取，大幅提速

七、固态硬盘 SSD

特性

基于闪存技术的存储器，与 U 盘无本质差别（容量更大、性能更好）。组成：闪存芯片 + 闪存翻译层——翻译层把 CPU 的逻辑块读写请求翻译成对底层物理设备的控制信号，扮演磁盘控制器的角色。

组织结构：闪存由 B 个块组成，每块由 P 个页组成（页 512B~4KB，块 16KB~512KB）。读写规则：

• 数据以页为单位读写
• 只有一页所属的块整个被擦除后，才能写这一页；擦除后块内每页可直接再写一次
• 重复写若干次后块会磨损报废

随机写很慢的两个原因：

1. 擦除块比较慢（比访问页慢一个数量级）
2. 修改已有数据的页 Pi 时，同块所有含有效数据的页都要先复制到新（擦除过的）块，然后才能写 Pi

相比机械硬盘：无移动部件 → 随机访问快、无噪声震动、能耗低、抗震、安全性好，价格不断下降，有望逐步取代机械硬盘。

磨损均衡（Wear Leveling）

闪存的擦写寿命有限（几百到几千次）。若读写集中在部分闪存上，这部分先磨损坏——一块 256GB 的 SSD 可能因几兆空间的闪存损坏而整块报废。

两种均衡技术：

• 动态磨损均衡：写入时自动选较新的闪存块，老块先歇一歇
• 静态磨损均衡（更先进）：没有写入时也自动做数据搬运——老闪存块承担无须写数据的存储任务（只读数据搬过去），新块腾出来干读写

效果算一笔账：256GB SSD、擦写寿命 500 次 → 需写入 125TB 数据才寿终正寝；就算每天写 10GB 也要三十多年——磨损均衡让 SSD 寿命足够可观。

八、盲点总复习

1. 磁盘地址三元组：柱面号 · 盘面号 · 扇区号；扇区是可寻址最小单位；所有磁头共进退
2. 磁盘调度优化的是寻道时间（占大头）；旋转延迟和传输时间由转速决定，OS 管不了
3. SSTF 贪心会饥饿；SCAN 用"到端点才回头"治饥饿，但对刚扫过区域不公平；C-SCAN 单向服务最均匀；LOOK 不必到端点（考试默认 SCAN=LOOK）
4. 计算题套路：画磁道移动路径 → 相邻差值累加 = 移动道数 → ÷ 请求数 = 平均寻道长度
5. 交替编号（同盘面逻辑块物理隔开）和错位命名（相邻盘面编号错开）都是为了消化读扇区后的处理时间
6. 延迟写的精髓：缓冲区挂空闲链尾可能被直接复用，写盘操作可能整个省掉
7. SSD 以页为读写单位、以块为擦除单位；随机写慢 = 擦除慢 + 改一页要复制整块有效页
8. 磨损均衡：动态（写入时选新块）vs 静态（没写入也搬运，让老块只读不写）

至此操作系统四大管理全部讲完。回到总览看看全景 → 00-操作系统总览

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