软件设计师知识点总结：操作系统

一. 操作系统概述

1.1 操作系统的作用

• 通过资源管理提高计算机系统的效率
• 改善人机界面向用户提供友好的工作环境

1.2 操作系统的特征

• 并发性
• 共享性
• 虚拟性
• 不确定性

1.3 操作系统的功能

• 进程管理
• 存储管理
• 文件管理
• 设备管理
• 作业管理

1.4 操作系统的分类

• 批处理操作系统
• 分时操作系统（轮流使用 CPU 工作片）
• 实时操作系统（快速响应）
• 网络操作系统
• 分布式操作系统（物理分散的计算机互联系统）
• 微机操作系统（Windows）
• 嵌入式操作系统

1.5 计算机启动的基本流程

BIOS--> 主引导记录 --> 操作系统

1.6 操作系统的地位

2. 进程管理

2.1 进程的组成和状态

2.1.1 进程的组成

• 进程控制块 PCB（唯一标志）
• 程序（描述进程要做什么）
• 数据（存放进程执行时所需数据）

2.1.2 进程的状态

• 基础三态：
• 运行态：进程正在占用 CPU，执行程序指令。单 CPU 系统中，同一时刻只有一个进程处于运行态；多 CPU 系统中，每个 CPU 对应一个运行态进程。
• 就绪态：进程已具备运行条件（如已分配内存、打开必要文件），但因 CPU 被其他进程占用，暂时无法运行，处于 “等待 CPU 调度” 的状态。例如，同时打开多个软件后，除了正在运行的进程，其他进程都处于就绪态，排队等待 CPU 时间片。
• 阻塞态（等待态）：进程因等待某个事件发生（如等待键盘输入、等待磁盘 I/O 完成、等待信号量），暂时无法执行，即使有 CPU 资源也不能运行。例如，程序执行 “读取文件” 操作时，需等待硬盘读取完成，此时进程处于阻塞态；文件读取完成后，进程转为就绪态，等待 CPU 调度。

• 五态（含人为操作）：运行、活跃就绪（就绪）、活跃阻塞（阻塞）、静止就绪、静止阻塞（需人为操作进入对应状态，人为激活后恢复为活跃状态，后续本质仍为三态转换）

2.2 前趋图

• 用途：表示哪些任务可以并行执行，哪些任务之间有顺序关系
• 示例：A、B、C 可并行执行，需 A、B、C 都执行完后才能执行 D，明确任务间的并行与先后顺序

2.3 程序并发执行和前驱图

2.4 进程间的通信

进程间需通过 “同步与互斥” 协调资源使用，通过 “信号量操作” 实现控制，典型场景为 “生产者 - 消费者问题”，具体如下：

2.4.1 同步与互斥

• 互斥：某类资源（称为 “临界资源”）同一时间只能被一个进程使用，需通过 “加锁 - 解锁” 控制。例如，打印机是临界资源 —— 进程使用打印机前 “加锁”，防止其他进程同时使用；使用完成后 “解锁”，允许其他进程使用。
• 同步：多个进程并发执行时，因速度差异需 “等待配合”，确保执行顺序合理。例如，“数据写入进程” 和 “数据读取进程”—— 写入进程需先写入数据，读取进程才能读取，若读取进程速度过快，需等待写入进程完成后再执行。
• 关键术语：
  • 临界资源：需互斥访问的资源（如打印机、共享内存）。
  • 临界区：进程中操作临界资源的代码段（如 “打印文件” 的代码段）。
  • 互斥信号量：控制临界资源互斥访问的信号量，初值为 1—— 进程申请资源时 “P 操作”（信号量减 1），释放资源时 “V 操作”（信号量加 1），确保同一时间只有一个进程进入临界区。
  • 同步信号量：控制进程同步的信号量，初值为 “共享资源的数量” 或 “0”（如控制 “空缓冲区数量” 的同步信号量，初值为缓冲区总数）。

2.4.2 信号量操作

信号量是协调进程间资源使用的 “计数器”，核心操作包括 P 操作（申请资源）和 V 操作（释放资源），具体规则如下：

• P 操作（申请资源）：
  1. 信号量 S 的值减 1（S = S - 1）。
  2. 若 S ≥ 0：进程申请资源成功，继续执行。
  3. 若 S <0：进程申请资源失败，转为阻塞态，插入 “阻塞队列”，等待其他进程释放资源。
• V 操作（释放资源）：
  1. 信号量 S 的值加 1（S = S + 1）。
  2. 若 S > 0：进程释放资源成功，继续执行（无其他进程等待该资源）。
  3. 若 S ≤ 0：说明有进程在阻塞队列中等待该资源，唤醒一个阻塞进程，将其转为就绪态，插入 “就绪队列”，当前进程继续执行。

2.4.3 生产者和消费者问题

“生产者 - 消费者问题” 是进程同步与互斥的典型场景：生产者进程生产商品放入仓库，消费者进程从仓库取出商品，需通过三个信号量协调，具体如下：

• 信号量定义：
  • S0（互斥信号量）：控制仓库的 “独立使用权”，初值为 1—— 确保同一时间只有一个进程（生产者或消费者）操作仓库，避免商品存放 / 取出混乱。
  • S1（同步信号量）：记录仓库的 “空闲空间数量”，初值为仓库最大容量（如 10）—— 生产者生产商品前需申请空闲空间，空闲空间不足时阻塞。
  • S2（同步信号量）：记录仓库的 “商品数量”，初值为 0—— 消费者取出商品前需申请商品，无商品时阻塞。
• 执行流程：

  生产者流程	消费者流程
  1. 生产一个商品	1. P (S0)（申请仓库使用权）
  2. P (S0)（申请仓库使用权）	2. P (S2)（申请商品）
  3. P (S1)（申请空闲空间）	3. 从仓库取出一个商品
  4. 将商品放入仓库	4. V (S1)（释放空闲空间）
  5. V (S2)（增加商品数量）	5. V (S0)（释放仓库使用权）
  6. V (S0)（释放仓库使用权）	-

2.5 死锁

死锁是 “多个进程互相等待对方资源，无法继续执行” 的状态，需从 “产生条件、解决办法、计算” 三方面理解，具体如下：

2.5.1 死锁产生的四个必要条件

死锁的产生必须同时满足以下四个条件，缺一不可：

1. 资源互斥：资源同一时间只能被一个进程使用（如打印机、扫描仪等独占资源）。
2. 持有并等待：进程持有已分配的资源，同时等待其他进程的资源（如进程 P1 持有 R1 资源，等待 P2 的 R2 资源；P2 持有 R2 资源，等待 P1 的 R1 资源）。
3. 不可剥夺：操作系统不能强制剥夺进程已持有的资源（如进程 P1 持有 R1 资源，系统不能强行收回 R1 分配给 P2）。
4. 循环等待：进程间形成 “资源请求循环”（如 P1→R2→P2→R1→P1），每个进程都在等待循环中的下一个进程释放资源。

2.5.2 死锁的解决措施

针对死锁的四个必要条件，可通过 “预防、避免、检测、解除” 四种方式处理，具体如下：

• 死锁预防：破坏四个必要条件中的任意一个，从源头避免死锁。例如：
  • 破坏 “资源互斥”：将独占资源改为共享资源（如用网络打印机代替本地打印机，支持多进程同时提交打印任务）。
  • 破坏 “持有并等待”：要求进程启动时一次性申请所有所需资源，申请不到则不启动；若启动后需要新资源，需先释放已持有的资源。
• 死锁避免：允许进程动态申请资源，但通过算法判断 “资源分配是否安全”，仅在安全时分配资源。最典型的是 “银行家算法”—— 类比银行放贷，需确保 “贷款后银行仍有足够资金满足其他客户的贷款需求”，操作系统需确保 “资源分配后，仍存在一条让所有进程都能完成的执行序列”，否则拒绝分配资源。

• 死锁检测：允许死锁产生，系统定时运行 “死锁检测程序”（如检查进程资源图是否存在循环等待），若检测到死锁，触发后续处理。
• 死锁解除：死锁检测到后，通过两种方式恢复系统：
  • 强制剥夺资源：从死锁进程中强行收回部分资源，分配给其他死锁进程，直至死锁解除（如终止一个进程，释放其资源）。
  • 撤销进程：按优先级或 “最小代价” 撤销部分死锁进程，释放资源（如撤销优先级低、占用资源少的进程）。

2.5.3 死锁计算问题

已知 “系统内有 n 个进程，每个进程需 R 个同类资源”，可通过公式计算 “死锁边界”：

• 发生死锁的最大资源数：n×(R-1)—— 每个进程都持有 “R-1 个资源”，此时所有进程都无法完成，且互相等待最后 1 个资源，系统死锁。例如，3 个进程，每个需 2 个资源，死锁最大资源数 = 3×(2-1)=3（每个进程持有 1 个资源，共 3 个，都等待第 2 个）。
• 不发生死锁的最小资源数：n×(R-1)+1—— 在死锁最大资源数的基础上增加 1 个资源，此时至少有一个进程能获得 “R 个资源” 并完成，释放资源后其他进程可继续执行。例如，3 个进程，每个需 2 个资源，不死锁最小资源数 = 3×(2-1)+1=4（1 个进程获得 2 个资源完成，释放后其他进程各获得 1 个，可继续执行）。

2.6 进程资源图

进程资源图是分析 “进程与资源分配关系” 的工具，用于判断系统是否存在死锁，具体如下：

• 图形组成：
  • 进程（P）：用 “圆形” 表示，代表正在运行或等待资源的进程。
  • 资源（R）：用 “方框” 表示，方框内的 “圆球” 数量代表该类资源的总数（如 R1 方框内有 2 个球，说明 R1 资源总数为 2）。
  • 分配关系：用 “从 R 指向 P 的有向边” 表示，说明资源已分配给进程（如 R1 指向 P1，代表 R1 的 1 个资源已分配给 P1）。
  • 请求关系：用 “从 P 指向 R 的有向边” 表示，说明进程需要申请该资源（如 P1 指向 R2，代表 P1 需要申请 1 个 R2 资源）。
• 关键概念：
  • 阻塞节点：进程申请的资源已全部分配完毕，无法获取所需资源，只能等待（如 P2 申请 R1 资源，但 R1 已全部分配给 P1，P2 为阻塞节点）。
  • 非阻塞节点：进程申请的资源仍有剩余，可分配资源继续执行（如 P1 申请 R2 资源，R2 仍有剩余，P1 为非阻塞节点）。
  • 死锁状态：当进程资源图中所有进程都是阻塞节点时，系统陷入死锁 —— 没有进程能继续执行，也无法释放资源，需手动干预（如终止进程）。

2.7 线程

线程是 “进程内的执行单元”，引入线程后，操作系统的调度和资源管理更精细，具体如下：

• 传统进程与线程的属性对比：

  特性	传统进程	线程
  资源持有	可拥有资源的独立单位（资源归进程所有）	不可独立持有资源，共享进程的资源（如代码、数据、文件）
  调度单位	可独立调度的基本单位（早期操作系统以进程为调度单位）	独立调度的最小单位（现代操作系统以线程为调度单位）

• 线程的资源共享：
  • 可共享的进程资源：进程的代码段、全局变量、公共数据、打开的文件、网络连接等 —— 例如，一个浏览器进程的多个线程（网页渲染线程、下载线程）可共享浏览器的代码和打开的网络连接。
  • 不可共享的线程独有资源（线程不可共享）：线程的栈指针、程序计数器（记录线程执行的指令位置）、线程 ID 等 —— 这些资源确保线程独立执行，互不干扰。
• 核心优势：线程切换速度比进程快（无需切换进程的内存地址空间、打开的文件等），多线程程序的并发效率更高。例如，一个视频播放程序，用 “音频线程” 播放声音、“视频线程” 渲染画面，比用两个独立进程更高效。

3. 存储管理

存储管理负责 “内存和外存的分配、回收、地址转换”，核心管理方式包括页式、段式、段页式，具体如下：

3.1 页式存储管理

页式存储管理将 “进程空间和物理内存” 都划分为等大的 “页”，实现 “按需加载”，具体如下：

3.1.1 基本原理

• 分页划分：
  • 进程空间（逻辑地址）：划分为多个 “逻辑页”（简称 “页”），每个页大小固定（如 4KB、8KB，由系统决定），用 “页号” 标识（如 0、1、2...）。
  • 物理内存：划分为多个 “物理块”（简称 “块”），块大小与页大小相同，用 “块号” 标识（如 0、1、2...）。
• 地址转换：
  • 逻辑地址格式：“页号 + 页内偏移”—— 例如，逻辑地址为 16 位，页大小 4KB（2¹²），则页号占 4 位（标识 0-15 号页），页内偏移占 12 位（标识页内 0-4095 字节）。
  • 页表：每个进程有一张 “页表”，记录 “页号与块号的对应关系”（如页 0 对应块 5、页 1 对应块 3）。操作系统通过页表将逻辑地址的 “页号” 转换为物理地址的 “块号”，再结合 “页内偏移” 得到最终物理地址（物理地址 = 块号 × 页大小 + 页内偏移）。

• 核心优势：无需将整个进程加载到内存，只需加载当前执行的页，节省内存空间；内存分配时只需分配空闲块，管理简单。

3.1.2 页面置换算法

当进程需要的页不在内存（称为 “缺页”）时，需从外存调入内存，若内存无空闲块，需 “置换” 已在内存的页，常用算法如下：

• 最优算法（OPT）：理论最优算法，选择 “未来最长时间内不被访问的页” 置换 —— 能最小化缺页率，但无法实现（需预知未来页面访问顺序），仅用于衡量其他算法的性能。
• 先进先出算法（FIFO）：选择 “最早调入内存的页” 置换，实现简单。但存在 “Belady 异常”—— 当内存块数量增加时，缺页率反而升高（例如，页面访问序列为 “1,2,3,4,1,2,5,1,2,3,4,5”，内存块从 3 增加到 4，缺页率反而上升）。
• 最近最少使用算法（LRU）：选择 “最近一段时间内最少被访问的页” 置换，符合 “局部性原理”（进程近期访问的页面，未来仍可能访问）。例如，页面访问序列为 “1,2,3,4,1,2,5”，内存块为 3 时，LRU 会置换 “3”（最近最少访问），缺页率低于 FIFO，无 Belady 异常，是实际中常用的算法。

3.1.3 快表

快表是 “高速缓冲存储器（Cache）中的页表”，用于加速地址转换，具体如下：

• 问题背景：传统页表存储在内存中，地址转换需 “访问内存查页表→访问内存取数据” 两次内存访问，速度慢。
• 快表原理：将当前访问频繁的 “页号 - 块号” 对应关系存入快表（容量小，如 64 项、128 项，访问速度是内存的 10-100 倍）。地址转换时，先查快表：
  • 若找到对应页号（快表命中）：直接获取块号，结合页内偏移得到物理地址，只需一次内存访问（取数据）。
  • 若未找到（快表未命中）：访问内存查页表，获取块号后更新快表（替换不常用的项），再进行数据访问。
• 核心优势：大幅减少地址转换的时间，提升系统运行效率。

3.2 段式存储管理

段式存储管理按 “进程的逻辑结构” 划分 “段”，而非固定大小的页，具体如下：

3.2.1 基本原理

• 分段划分：按进程的逻辑功能划分段，如 “代码段”（存储程序指令）、“数据段”（存储常量、变量）、“堆栈段”（存储函数调用信息、局部变量）—— 每个段的大小不同，由逻辑功能决定，用 “段号” 标识（如 0、1、2...）。
• 地址转换：
  • 逻辑地址格式：“段号 + 段内偏移”—— 例如，逻辑地址为 16 位，段内偏移最大为 4KB（2¹²），则段号占 4 位（标识 0-15 号段），段内偏移占 12 位（标识段内 0-4095 字节）。
  • 段表：每个进程有一张 “段表”，记录 “段号、段基址（段在内存的起始地址）、段长（段的大小）”。地址转换时，先查段表：
    1. 检查段内偏移是否超过段长 —— 若超过，触发 “段越界中断”（非法访问）。
    2. 若合法，物理地址 = 段基址 + 段内偏移。
• 核心优势：符合进程的逻辑结构，程序模块化清晰（如修改代码段时不影响数据段）；便于共享（如多个进程共享同一代码段，无需重复加载）。

3.2.2 优缺点

• 优点：
  • 程序逻辑完整性好，模块间独立性强，便于维护和修改。
  • 支持段的共享和保护（如代码段设为 “只读”，防止被修改）。
• 缺点：
  • 内存利用率低，易产生 “外部碎片”（段大小不同，内存中无法利用的小空闲块）。
  • 段的大小可能超过物理内存，需依赖虚拟内存技术。

3.3 段页式存储管理

段页式存储管理结合 “段式的逻辑完整性” 和 “页式的内存高效利用”，流程为 “先分段、后分页”，具体如下：

3.3.1 基本原理

1. 分段：将进程按逻辑功能分为多个段（如代码段、数据段），每个段有段号。
2. 分页：将每个段进一步划分为固定大小的页（与物理内存块大小相同），每个页有页号。
3. 地址转换：
   • 逻辑地址格式：“段号 + 段内页号 + 页内偏移”。
   • 地址转换步骤：
     1. 查 “段表”：根据段号获取该段的 “页表基址”（段的页表在内存的起始地址）。
     2. 查 “段的页表”：根据段内页号获取对应的 “物理块号”。
     3. 计算物理地址：物理块号 × 页大小 + 页内偏移。

• 核心结构：系统需维护 “段表” 和 “每个段的页表”—— 段表记录段的页表基址，页表记录页与块的对应关系。

3.3.2 优缺点

• 优点：
  • 结合段式和页式的优势：既符合进程逻辑结构（便于维护、共享），又避免外部碎片（分页管理内存），空间浪费小。
• 缺点：
  • 管理复杂：需维护段表和多个页表，地址转换需多次查表（段表→页表），执行速度慢。
  • 系统开销大：表格存储、地址转换都需更多资源。

4. 设备管理

设备管理负责 “外部设备的分配、驱动、I/O 控制”，核心包括设备分类、I/O 软件层次、输入输出技术、虚设备技术、磁盘管理，具体如下：

4.1 设备的分类方式

根据不同维度，外部设备可分为以下几类：

• 按数据组织分类：

  • 块设备：以 “块” 为单位传输数据，块大小固定（如 512 字节、4KB），存储容量大，可随机访问。例如，硬盘、U 盘、光盘 —— 用户读取文件时，按块读取数据，可直接定位到任意块。
  • 字符设备：以 “字符” 为单位传输数据，无固定块大小，不可随机访问，通常为输入 / 输出设备。例如，键盘（按字符输入）、鼠标（按坐标传输）、打印机（按字符或行打印）。

• 按资源分配角度分类：

  • 独占设备：同一时间只能被一个进程使用，使用后释放。例如，打印机、扫描仪 —— 若多个进程同时使用打印机，会导致打印内容混乱，需独占使用。
  • 共享设备：可被多个进程同时使用，通过分时技术实现。例如，硬盘、U 盘 —— 多个进程可同时读取硬盘中的不同文件，操作系统通过调度确保数据不冲突。
  • 虚拟设备：通过 “SPOOLING 技术” 将独占设备虚拟为共享设备，多个进程可 “同时” 使用。例如，虚拟打印机 —— 多个进程将打印任务放入输出井，打印机按顺序打印，每个进程感觉在使用专属打印机。

• 按数据传输速率分类：

  • 低速设备：传输速率低（通常为字节 / 秒或千字节 / 秒），响应时间长。例如，键盘（10-100 字符 / 秒）、鼠标、打印机（几页 / 分钟）。
  • 中速设备：传输速率中等（通常为千字节 / 秒或兆字节 / 秒）。例如，扫描仪（几兆字节 / 秒）、U 盘（几十兆字节 / 秒）。
  • 高速设备：传输速率高（通常为兆字节 / 秒或千兆字节 / 秒），响应时间短。例如，硬盘（几百兆字节 / 秒）、固态硬盘（上千兆字节 / 秒）、网卡（千兆 / 秒）。

4.2 I/O 软件层次结构

I/O 软件从 “用户进程” 到 “硬件” 分为五层，每层负责不同功能，逐层协作完成 I/O 操作，具体如下：

层次	核心功能	示例
用户进程层	发起 I/O 请求，处理 I/O 结果（如读取键盘输入、显示文件内容）	文档软件发起 “读取文件” 请求，音乐软件发起 “播放音频” 请求
设备无关软件层	提供统一的 I/O 接口，屏蔽设备差异；负责文件命名、缓冲管理、设备分配	为不同品牌的打印机提供统一的 “打印” 接口，用户无需关注打印机型号；设置缓冲区，暂存 I/O 数据，减少硬件访问次数
设备驱动程序层	与硬件直接交互，将上层请求转换为硬件指令；控制设备寄存器，检查设备状态	打印机驱动程序将 “打印文档” 请求转换为打印机能识别的指令（如打印分辨率、纸张大小）；硬盘驱动程序控制硬盘磁头移动
中断处理程序层	当 I/O 操作完成（如文件读取完成、打印完成），触发中断，唤醒对应的设备驱动程序；保存 / 恢复 CPU 上下文	硬盘读取完成后，触发中断，中断处理程序唤醒硬盘驱动程序，通知其处理读取到的数据
硬件层	执行具体的 I/O 操作（如磁盘读写、键盘信号采集）	硬盘磁头移动到指定磁道，读取数据；键盘采集用户按下的键，生成信号

4.3 输入输出技术

输入输出技术是 “CPU 与外设之间数据传输的方式”，根据效率和复杂度分为三类：

• 程序控制（查询）方式：

  • 原理：CPU 主动、循环查询外设的 “就绪状态”—— 若外设未就绪（如打印机未准备好），CPU 继续查询；若就绪，CPU 执行数据传输（如将数据写入打印机缓存）。
  • 特点：实现简单，无需复杂硬件支持；但 CPU 利用率极低 ——CPU 大部分时间在 “等待外设就绪”，无法执行其他任务。例如，早期的简单打印机控制，CPU 需一直查询打印机状态，期间不能做其他操作。

• 程序中断方式：

  • 原理：CPU 发起 I/O 请求后，继续执行其他任务；外设完成 I/O 操作后，向 CPU 发送 “中断信号”；CPU 收到中断后，暂停当前任务，处理 I/O 结果（如读取外设传输的数据），处理完成后返回原任务。
  • 特点：CPU 利用率高（无需等待外设），响应及时；适用于实时性要求较高的场景（如键盘、鼠标）。例如，用户通过键盘输入字符时，CPU 发起 “读取键盘” 请求后继续执行其他任务；键盘输入完成后触发中断，CPU 处理输入的字符，处理完后回到原任务。
  • 关键概念：
    • 中断响应时间：从外设发送中断信号到 CPU 开始处理中断的时间（包括保存 CPU 上下文、查找中断服务程序地址）。
    • 中断处理时间：CPU 处理中断的时间（如读取数据、通知上层程序）。
    • 中断向量：存储中断服务程序入口地址的表格，CPU 通过中断向量快速找到对应中断的处理程序。

• DMA 方式（直接主存存取）：

  • 原理：CPU 仅负责 “初始化 I/O 请求”（如指定数据传输的源地址、目标地址、传输长度），之后数据传输由 “DMA 控制器” 直接完成（无需 CPU 干预）；DMA 完成传输后，向 CPU 发送中断，CPU 处理后续工作（如释放 DMA 资源）。
  • 特点：CPU 利用率极高（仅初始化和处理中断时参与），数据传输速度快；适用于高速外设（如硬盘、网卡）。例如，读取硬盘文件时，CPU 初始化 DMA（指定硬盘扇区、内存地址、传输字节数）后继续执行其他任务；DMA 控制器直接将硬盘数据传输到内存，完成后触发中断，CPU 通知文件系统处理数据。
  • 响应时机：CPU 在 “总线周期结束时” 响应 DMA 请求（总线周期是 CPU 访问内存或外设的基本单位）；而程序中断方式在 “指令执行结束时” 响应 ——DMA 响应更及时，适合高速数据传输。

• 缓冲技术

4.4 磁盘结构与调度

磁盘是计算机主要的外存设备，其结构和调度算法直接影响数据读写速度，具体如下：

4.4.1 磁盘物理结构

磁盘的物理结构由 “盘面、磁道、扇区” 组成，具体如下：

• 盘面：磁盘通常有多个盘片，每个盘片有两个盘面（正面和反面），每个盘面有一个 “磁头”（用于读取 / 写入数据）。例如，一个硬盘有 4 个盘片，共 8 个盘面，对应 8 个磁头。
• 磁道：每个盘面上的 “同心圆” 称为磁道，从外向内编号（如 0、1、2...）。磁道之间有间隙，避免数据干扰。
• 扇区：每个磁道被划分为多个 “扇区”，是磁盘的最小存储单位（通常为 512 字节、4KB），扇区按圆周方向编号（如 0、1、2...）。例如，一个磁道有 64 个扇区，每个扇区 512 字节，则一个磁道可存储 64×512=32KB 数据。
• 柱面：所有盘面上 “半径相同的磁道” 组成一个柱面 —— 磁头移动时，所有磁头同步移动到同一柱面的不同磁道，减少寻道时间。

4.4.2 磁盘读写时间组成

磁盘读写数据的时间由三部分组成，其中 “寻道时间” 占比最大，是优化的关键：

• 寻道时间：磁头从当前磁道移动到目标磁道所需的时间（通常为几毫秒到几十毫秒）—— 是磁盘读写时间的主要部分，磁头移动距离越远，寻道时间越长。
• 旋转延迟时间：磁盘旋转，使目标扇区转到磁头下方所需的时间（通常为几毫秒）—— 取决于磁盘转速（如 7200 转 / 分钟的磁盘，旋转一圈需 8.3 毫秒，平均旋转延迟为 4.15 毫秒）。
• 传输时间：磁头读取 / 写入扇区数据的时间（通常为微秒级）—— 取决于数据量和磁盘转速，数据量越小、转速越快，传输时间越短。

4.4.3 磁盘调度算法

磁盘调度算法的目标是 “减少寻道时间”，提高磁盘读写效率，常用算法如下：

• 先来先服务（FCFS）：

  • 原理：按进程请求访问磁盘的 “先后顺序” 调度磁头。例如，请求序列为 “磁道 10→磁道 20→磁道 5”，磁头从当前磁道（如 0）先到 10，再到 20，最后到 5。
  • 优点：实现简单，公平对待所有请求；缺点：寻道时间长（可能频繁在远磁道间移动），效率低，适用于请求量少的场景。

• 最短寻道时间优先（SSTF）：

  • 原理：选择 “与当前磁道距离最近的请求” 调度，最小化每次寻道时间。例如，当前磁道为 10，请求序列为 “20→5→25”，SSTF 先调度 5（距离 5），再调度 20（距离 15），最后调度 25（距离 5）。
  • 优点：平均寻道时间短，效率高于 FCFS；缺点：可能导致 “饥饿”—— 远磁道的请求长期得不到调度（如频繁有近磁道请求，远磁道请求一直被忽略）。

• 扫描算法（SCAN，“电梯算法”）：

  • 原理：磁头沿一个方向（如从外向内）移动，途中处理所有经过磁道的请求；到达最内磁道后，反向（从内向外）移动，继续处理请求，类似电梯上下运行。例如，当前磁道为 10，方向向外，请求序列为 “5→20→15→25”，磁头先到 5（处理请求），再到 0（最内磁道），反向后到 15（处理）、20（处理）、25（处理）。
  • 优点：无饥饿问题（所有请求都会被处理），平均寻道时间短；缺点：磁头到达边界后需反向，可能增加部分请求的等待时间。

• 单向扫描调度算法（CSCAN）：

  • 原理：磁头仅沿一个方向（如从外向内）移动，途中处理请求；到达最内磁道后，直接跳转到最外磁道（不处理途中请求），继续沿原方向移动处理请求。例如，当前磁道为 10，方向向外，请求序列为 “5→20→15→25”，磁头先到 5（处理）、0（最内），跳转到最外磁道（如 30），再到 15（处理）、20（处理）、25（处理）。
  • 优点：请求的等待时间更均匀（避免反向时的等待）；缺点：磁头跳转时浪费时间，适用于对等待时间均匀性要求高的场景（如服务器磁盘）。

4.5 旋转调度算法

5. 文件管理

文件管理负责 “文件的组织、存储、访问”，核心包括文件结构、目录管理、空闲空间管理，具体如下：

5.1 文件结构

文件结构指 “文件数据在磁盘上的存储方式”，常用 “索引文件结构”，通过 “索引节点” 管理文件数据，具体如下：

• 索引节点（inode）：每个文件有一个索引节点，存储文件的关键信息 —— 包括文件大小、创建时间、权限、数据块的地址等。系统通过索引节点定位文件数据，而非文件名（文件名与索引节点通过目录关联）。
• 13 个索引节点的分工（以 Unix/Linux 系统为例）：
  1. 0-9 号索引节点：直接索引 —— 存储文件数据块的物理地址，每个节点对应一个数据块（如每个数据块 4KB）。若文件小于 40KB（10×4KB），只需通过直接索引就能定位所有数据块，访问速度快。
  2. 10 号索引节点：一级间接索引 —— 不直接存储数据块地址，而是存储 “间接块的地址”，间接块中存储多个数据块地址（如间接块 4KB，每个地址 4 字节，可存储 1024 个数据块地址）。一级间接索引可管理 1024×4KB=4096KB（4MB）的数据。
  3. 11 号索引节点：二级间接索引 —— 存储 “一级间接块的地址”，一级间接块存储 “二级间接块的地址”，二级间接块存储数据块地址。可管理 1024×1024×4KB=4096MB（4GB）的数据。
  4. 12 号索引节点：三级间接索引 —— 存储 “二级间接块的地址”，可管理 1024×1024×1024×4KB=4TB 的数据（适用于超大文件）。

• 核心优势：支持不同大小的文件，小文件通过直接索引快速访问，大文件通过多级间接索引扩展存储容量。

5.2 文件目录

5.3 树形文件目录

树形文件目录采用 “树状结构” 组织文件和文件夹，便于用户分类管理和访问，具体如下：

• 核心概念：
  • 根目录：树的 “根节点”，是所有文件和文件夹的起点（如 Windows 的 “C 盘”“D 盘”，Linux 的 “/”）。
  • 子目录（文件夹）：树的 “中间节点”，用于分类存储文件或其他子目录（如 “文档” 文件夹下的 “工作文档”“学习文档”）。
  • 文件：树的 “叶子节点”，存储具体数据（如 “报告.docx”“照片.jpg”）。
• 路径表示：
  • 绝对路径：从根目录开始的完整路径，唯一标识文件位置。例如，Windows 系统中 “C:\ 用户 \ 张三 \ 文档 \ 报告.docx”，Linux 系统中 “/home/zhangsan/doc/report.docx”。
  • 相对路径：从 “当前目录” 开始的路径，依赖当前所在位置。例如，当前目录为 “C:\ 用户 \ 张三”，则 “文档 \ 报告.docx” 是相对路径，等价于绝对路径 “C:\ 用户 \ 张三 \ 文档 \ 报告.docx”。

• 全文件名：绝对路径 + 文件名，用于唯一定位文件。例如，全文件名为 “C:\ 用户 \ 张三 \ 文档 \ 报告.docx”，其中 “C:\ 用户 \ 张三 \ 文档” 是绝对路径，“报告.docx” 是文件名。
• 文件属性：每个文件有属性标识，常见属性如下：
  • R（只读）：文件只能读取，不能修改或删除。
  • A（存档）：文件已存档，备份软件会识别该属性决定是否备份。
  • S（系统）：系统文件，默认隐藏，用于系统运行（如 Windows 的 “ntoskrnl.exe”）。
  • H（隐藏）：默认不显示，需手动设置 “显示隐藏文件” 才能看到。

5.4 空闲存储空间管理

空闲存储空间管理负责 “记录和分配磁盘中的空闲空间”，避免空间浪费，常用方法如下：

• 空闲区表法：

  • 原理：用一张 “空闲区表” 记录所有空闲空间的信息，包括 “空闲区起始地址、空闲区大小、状态（空闲 / 已分配）”。
  • 分配：当需要分配空间时，按 “首次适应”“最佳适应” 等策略从空闲区表中选择合适的空闲区 —— 例如，首次适应策略选择 “第一个大小满足需求的空闲区”。
  • 回收：当文件删除释放空间时，检查相邻空间是否空闲，若空闲则合并为一个大空闲区，更新空闲区表。
  • 优点：实现简单，适用于空闲区数量少的场景；缺点：空闲区表占用内存，空闲区数量多时查询效率低。

• 空闲链表法：

  • 原理：将所有空闲区用 “链表” 连接，每个空闲区节点存储 “空闲区起始地址、大小、下一个空闲区节点地址”。
  • 分配：遍历链表，找到大小满足需求的空闲区，分割后更新链表（剩余部分仍为空闲区节点）。
  • 回收：将释放的空间节点插入链表，检查相邻节点是否空闲，若空闲则合并节点。
  • 优点：无需存储整张表，内存占用少；缺点：遍历链表效率低，适用于中小规模磁盘。

• 成组链接法：

  • 原理：结合 “空闲区表法” 和 “空闲链表法”，将空闲区分为多组，每组用链表连接，同时用 “组描述符” 记录每组的起始地址和空闲区数量。
  • 分配：先从当前组中分配空闲区，当前组无空闲区时，加载下一组的组描述符，继续分配。
  • 回收：将释放的空间加入当前组，当前组满时，新建一组并更新组描述符。
  • 优点：兼顾效率和内存占用，适用于大规模磁盘（如 Unix 系统采用此方法）。

• 位示图法：

  • 原理：用 “位（bit）” 表示磁盘块的状态 ——1 表示 “已分配”，0 表示 “空闲”。例如，磁盘有 1024 个块，需 1024 位（128 字节）的位示图记录状态。
  • 分配：查找位示图中值为 0 的位，将其设为 1，计算对应的磁盘块地址（磁盘块地址 = 位的位置 × 块大小）。
  • 回收：找到文件对应的磁盘块位，将其设为 0，更新位示图。
  • 优点：查询速度快（可按位运算快速找到空闲块），内存占用少；缺点：需预先计算位与磁盘块的对应关系。