扫描算法缺点

1. 操作系统(四)文件管理

文件—就是一组有意义的信息/数据集合

文件属于抽象数据类型。为了恰当地定义文件，需要考虑有关文件的操作。操作系统提供系统调用，它对文件进行创建、写、读、重定位、搠除和截断等操作。

所谓的“逻辑结构”，就是指在用户看来，文件内部的数据应该是如何组织起来的。而“物理结构”指的是在操作系统看来，文件的数据是如何存放在外存中的。

无结构文件：文件内部的数据就是一系列二进制流或字符流组成。又称“流式文件”

文件内部的数据其实就是一系列字符流，没有明显的结构特性。因此也不用探讨无结构文件的“逻辑结构”问题。

有结构文件：由一组相似的记录组成，又称“记录式文件”。每条记录又若干个数据项组成。 [1] 一般来说，每条记录有一个数据项可作为关键字。根据各条记录的长度（占用的存储空间）是否相等，又可分为定长记录和可变长记录两种。有结构文件按记录的组织形式可以分为：

对于含有N条记录的顺序文件，查找某关键字值的记录时，平均需要查找N/2次。在索引顺序文件中，假设N条记录分为√N组，索引表中有√N个表项，每组有√N条记录，在查找某关键字值的记录时，先顺序查找索引表，需要查找√N /2次，然后在主文件中对应的组中顺序查找，也需要查找√N/2次，因此共需查找√N/2+√N/2=√N次。显然，索引顺序文件提高了查找效率，若记录数很多，则可采用两级或多级索引

FCB的有序集合称为“文件目录”，一个FCB就是一个文件目录项。FCB中包含了文件的基本信息（文件名、物理地址、逻辑结构、物理结构等），存取控制信息（是否可读/可写、禁止访问的用户名单等），使用信息（如文件的建立时间、修改时间等）。最重要，最基本的还是文件名、文件存放的物理地址。

对目录的操作如下：

操作的时候，可以有以下几种目录结构：

早期操作系统并不支持多级目录，整个系统中只建立一张目录表，每个文件占一个目录项。

单级目录实现了“按名存取”，但是不允许文件重名。在创建一个文件时，需要先检查目录表中有没有重名文件，确定不重名后才能允许建立文件，并将新文件对应的目录项插入目录表中。显然， 单级目录结构不适用于多用户操作系统。

早期的多用户操作系统，采用两级目录结构。分为主文件目录（MFD，Master File Directory）和用户文件目录（UFD，User Flie Directory）。

允许不同用户的文件重名。文件名虽然相同，但是对应的其实是不同的文件。两级目录结构允许不同用户的文件重名，也可以在目录上实现实现访问限制（检查此时登录的用户名是否匹配）。但是两级目录结构依然缺乏灵活性，用户不能对自己的文件进行分类

用户（或用户进程）要访问某个文件时要用文件路径名标识文件，文件路径名是个字符串。各级目录之间用“/”隔开。从根目录出发的路径称为绝对路径。

系统根据绝对路径一层一层地找到下一级目录。刚开始从外存读入根目录的目录表；找到目录的存放位置后，从外存读入对应的目录表；再找到目录的存放位置，再从外存读入对应目录表；最后才找到文件的存放位置。整个过程需要3次读磁盘I/O操作。

很多时候，用户会连续访问同一目录内的多个文件，显然，每次都从根目录开始查找，是很低效的。因此可以设置一个“当前目录”。此时已经打开了的目录文件，也就是说，这张目录表已调入内存，那么可以把它设置为“当前目录”。当用户想要访问某个文件时，可以使用从当前目录出发的“相对路径”

可见，引入“当前目录”和“相对路径”后，磁盘I/O的次数减少了。这就提升了访问文件的效率。

树形目录结构可以很方便地对文件进行分类，层次结构清晰，也能够更有效地进行文件的管理和保护。但是，树形结构不便于实现文件的共享。为此，提出了“无环图目录结构”。

可以用不同的文件名指向同一个文件，甚至可以指向同一个目录（共享同一目录下的所有内容）。需要为每个共享结点设置一个共享计数器，用于记录此时有多少个地方在共享该结点。用户提出删除结点的请求时，只是删除该用户的FCB、并使共享计数器减1，并不会直接删除共享结点。只有共享计数器减为0时，才删除结点。

其实在查找各级目录的过程中只需要用到“文件名”这个信息，只有文件名匹配时，才需要读出文件的其他信息。因此可以考虑让目录表“瘦身”来提升效率。

当找到文件名对应的目录项时，才需要将索引结点调入内存，索引结点中记录了文件的各种信息，包括文件在外存中的存放位置，根据“存放位置”即可找到文件。存放在外存中的索引结点称为“磁盘索引结点”，当索引结点放入内存后称为“内存索引结点”。相比之下内存索引结点中需要增加一些信息，比如：文件是否被修改、此时有几个进程正在访问该文件等。

为文件设置一个“口令”（如：abc112233），用户请求访问该文件时必须提供“口令”。

优点：保存口令的空间开销不多，验证口令的时间开销也很小。

缺点：正确的“口令”存放在系统内部，不够安全。

使用某个“密码”对文件进行加密，在访问文件时需要提供正确的“密码”才能对文件进行正确的解密。 [3]

优点：保密性强，不需要在系统中存储“密码”

缺点：编码/译码，或者说加密/解密要花费一定时间。

在每个文件的FCB（或索引结点）中增加一个访问控制列表（Access-Control List, ACL），该表中记录了各个用户可以对该文件执行哪些操作。

有的计算机可能会有很多个用户，因此访问控制列表可能会很大，可以用精简的访问列表解决这个问题

精简的访问列表：以“组”为单位，标记各“组”用户可以对文件执行哪些操作。当某用户想要访问文件时，系统会检查该用户所属的分组是否有相应的访问权限。

索引结点，是一种文件目录瘦身策略。由于检索文件时只需用到文件名，因此可以将除了文件名之外的其他信息放到索引结点中。这样目录项就只需要包含文件名、索引结点指针。

索引结点中设置一个链接计数变量count，用于表示链接到本索引结点上的用户目录项数。

当User3访问“ccc”时，操作系统判断文件“ccc”属于Link类型文件，于是会根据其中记录的路径层层查找目录，最终找到User1的目录表中的“aaa”表项，于是就找到了文件1的索引结点。

类似于内存分页，磁盘中的存储单元也会被分为一个个“块/磁盘块/物理块”。很多操作系统中，磁盘块的大小与内存块、页面的大小相同

内存与磁盘之间的数据交换（即读/写操作、磁盘I/O）都是以“块”为单位进行的。即每次读入一块，或每次写出一块

在内存管理中，进程的逻辑地址空间被分为一个一个页面同样的，在外存管理中，为了方便对文件数据的管理，文件的逻辑地址空间也被分为了一个一个的文件“块”。于是文件的逻辑地址也可以表示为（逻辑块号，块内地址）的形式。用户通过逻辑地址来操作自己的文件，操作系统要负责实现从逻辑地址到物理地址的映射

连续分配方式要求每个文件在磁盘上占有一组连续的块。用户给出要访问的逻辑块号，操作系统找到该文件对应的目录项（FCB）——可以直接算出逻辑块号对应的物理块号，物理块号=起始块号+逻辑块号。还需要检查用户提供的逻辑块号是否合法（逻辑块号≥ 长度就不合法）因此 连续分配支持顺序访问和直接访问 （即随机访问）

读取某个磁盘块时，需要移动磁头。访问的两个磁盘块相隔越远，移动磁头所需时间就越长。 连续分配的文件在顺序读/写时速度最快，物理上采用连续分配的文件不方便拓展，且存储空间利用率低，会产生难以利用的磁盘碎片可以用紧凑来处理碎片，但是需要耗费很大的时间代价。。

链接分配采取离散分配的方式，可以为文件分配离散的磁盘块。分为隐式链接和显式链接两种。

用户给出要访问的逻辑块号i，操作系统找到该文件对应的目录项（FCB）…从目录项中找到起始块号（即0号块），将0号逻辑块读入内存，由此知道1号逻辑块存放的物理块号，于是读入1号逻辑块，再找到2号逻辑块的存放位置……以此类推。因此，读入i号逻辑块，总共需要i+1次磁盘I/O。

采用链式分配（隐式链接）方式的文件，只支持顺序访问，不支持随机访问，查找效率低。另外，指向下一个盘块的指针也需要耗费少量的存储空间。但是，采用隐式链接的链接分配方式，很方便文件拓展。另外，所有的空闲磁盘块都可以被利用，不会有碎片问题，外存利用率高。

把用于链接文件各物理块的指针显式地存放在一张表中。即文件分配表（FAT，File Allocation Table）

一个磁盘仅设置一张FAT 。开机时，将FAT读入内存，并常驻内存。FAT的各个表项在物理上连续存储，且每一个表项长度相同，因此“物理块号”字段可以是隐含的。

从目录项中找到起始块号，若i>0，则查询内存中的文件分配表FAT，往后找到i号逻辑块对应的物理块号。 逻辑块号转换成物理块号的过程不需要读磁盘操作。

采用链式分配（显式链接）方式的文件，支持顺序访问，也支持随机访问 （想访问i号逻辑块时，并不需要依次访问之前的0 ~ i-1号逻辑块）， 由于块号转换的过程不需要访问磁盘，因此相比于隐式链接来说，访问速度快很多。显然，显式链接也不会产生外部碎片，也可以很方便地对文件进行拓展。

索引分配允许文件离散地分配在各个磁盘块中，系统会为每个文件建立一张索引表，索引表中记录了文件的各个逻辑块对应的物理块（索引表的功能类似于内存管理中的页表——建立逻辑页面到物理页之间的映射关系）。索引表存放的磁盘块称为索引块。文件数据存放的磁盘块称为数据块。

在显式链接的链式分配方式中，文件分配表FAT是一个磁盘对应一张。而索引分配方式中，索引表是一个文件对应一张。可以用固定的长度表示物理块号 [4] ，因此，索引表中的“逻辑块号”可以是隐含的。

用户给出要访问的逻辑块号i，操作系统找到该文件对应的目录项（FCB）…从目录项中可知索引表存放位置，将索引表从外存读入内存，并查找索引表即可只i号逻辑块在外存中的存放位置。

可见， 索引分配方式可以支持随机访问。文件拓展也很容易实现 （只需要给文件分配一个空闲块，并增加一个索引表项即可）但是 索引表需要占用一定的存储空间

索引块的大小是一个重要的问题，每个文件必须有一个索引块，因此索引块应尽可能小，但索引块太小就无法支持大文件，可以采用以下机制：

空闲表法适用于“连续分配方式”。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。回收磁盘块：与内存管理中的动态分区分配很类似，当回收某个存储区时需要有四种情况——①回收区的前后都没有相邻空闲区；②回收区的前后都是空闲区；③回收区前面是空闲区；④回收区后面是空闲区。总之，回收时需要注意表项的合并问题。

操作系统保存着链头、链尾指针。如何分配：若某文件申请K个盘块，则从链头开始依次摘下K个盘块分配，并修改空闲链的链头指针。如何回收：回收的盘块依次挂到链尾，并修改空闲链的链尾指针。适用于离散分配的物理结构。为文件分配多个盘块时可能要重复多次操作

操作系统保存着链头、链尾指针。如何分配：若某文件申请K个盘块，则可以采用首次适应、最佳适应等算法，从链头开始检索，按照算法规则找到一个大小符合要求的空闲盘区，分配给文件。若没有合适的连续空闲块，也可以将不同盘区的盘块同时分配给一个文件，注意分配后可能要修改相应的链指针、盘区大小等数据。如何回收：若回收区和某个空闲盘区相邻，则需要将回收区合并到空闲盘区中。若回收区没有和任何空闲区相邻，将回收区作为单独的一个空闲盘区挂到链尾。 离散分配、连续分配都适用。为一个文件分配多个盘块时效率更高

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）

盘块号、字号、位号从0开始，若n表示字长，则

如何分配：若文件需要K个块，①顺序扫描位示图，找到K个相邻或不相邻的“0”；②根据字号、位号算出对应的盘块号，将相应盘块分配给文件；③将相应位设置为“1”。如何回收：①根据回收的盘块号计算出对应的字号、位号；②将相应二进制位设为“0”

空闲表法、空闲链表法不适用于大型文件系统，因为空闲表或空闲链表可能过大。UNIX系统中采用了成组链接法对磁盘空闲块进行管理。文件卷的目录区中专门用一个磁盘块作为“超级块”，当系统启动时需要将超级块读入内存。并且要保证内存与外存中的“超级块”数据一致。

进行Create系统调用时，需要提供的几个主要参数：

操作系统在处理Create系统调用时，主要做了两件事：

进行Delete系统调用时，需要提供的几个主要参数：

操作系统在处理Delete系统调用时，主要做了几件
事：

在很多操作系统中，在对文件进行操作之前，要求用户先使用open系统调用“打开文件”，需要提供的几个主要参数：

操作系统在处理open系统调用时，主要做了几件事：

进程使用完文件后，要“关闭文件”

操作系统在处理Close系统调用时，主要做了几件事：

进程使用read系统调用完成写操作。需要指明是哪个文件（在支持“打开文件”操作的系统中，只需要提供文件在打开文件表中的索引号即可），还需要指明要读入多少数据（如：读入1KB）、指明读入的数据要放在内存中的什么位置。操作系统在处理read系统调用时，会从读指针指向的外存中，将用户指定大小的数据读入用户指定的内存区域中。

进程使用write系统调用完成写操作，需要指明是哪个文件（在支持“打开文件”操作的系统中，只需要提供文件在打开文件表中的索引号即可），还需要指明要写出多少数据（如：写出1KB）、写回外存的数据放在内存中的什么位置操作系统在处理write系统调用时，会从用户指定的内存区域中，将指定大小的数据写回写指针指向的外存。

寻找时间（寻道时间）T S ：在读/写数据前，将磁头移动到指定磁道所花的时间。

延迟时间T R ：通过旋转磁盘，使磁头定位到目标扇区所需要的时间。设磁盘转速为r（单位：转/秒，或转/分），则平均所需的延迟时间

传输时间T t ：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

总的平均存取时间Ta

延迟时间和传输时间都与磁盘转速相关，且为线性相关。而转速是硬件的固有属性，因此操作系统也无法优化延迟时间和传输时间，但是操作系统的磁盘调度算法会直接影响寻道时间

根据进程请求访问磁盘的先后顺序进行调度。

优点：公平；如果请求访问的磁道比较集中的话，算法性能还算过的去
缺点：如果有大量进程竞争使用磁盘，请求访问的磁道很分散，则FCFS在性能上很差，寻道时间长。

SSTF算法会优先处理的磁道是与当前磁头最近的磁道。可以保证每次的寻道时间最短，但是并不能保证总的寻道时间最短。（其实就是贪心算法的思想，只是选择眼前最优，但是总体未必最优）

优点：性能较好，平均寻道时间短
缺点：可能产生“饥饿”现象

SSTF算法会产生饥饿的原因在于：磁头有可能在一个小区域内来回来去地移动。为了防止这个问题，可以规定，只有磁头移动到最外侧磁道的时候才能往内移动，移动到最内侧磁道的时候才能往外移动。这就是扫描算法（SCAN）的思想。由于磁头移动的方式很像电梯，因此也叫电梯算法。

优点：性能较好，平均寻道时间较短，不会产生饥饿现象
缺点：①只有到达最边上的磁道时才能改变磁头移动方向②SCAN算法对于各个位置磁道的响应频率不平均

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）

优点：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方向，使寻道时间进一步缩短

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。

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，另外，比起SCAN算法来，平均寻道时间更长。

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。

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

磁盘地址结构的设计：

Q：磁盘的物理地址是（柱面号，盘面号，扇区号）而不是（盘面号，柱面号，扇区号）

A：读取地址连续的磁盘块时，采用（柱面号，盘面号，扇区号）的地址结构可以减少磁头移动消耗的时间

减少延迟时间的方法：

Step 1：进行低级格式化（物理格式化），将磁盘的各个磁道划分为扇区。一个扇区通常可分为头、数据区域（如512B大小）、尾三个部分组成。管理扇区所需要的各种数据结构一般存放在头、尾两个部分，包括扇区校验码（如奇偶校验、CRC循环冗余校验码等，校验码用于校验扇区中的数据是否发生错误）

Step 2：将磁盘分区，每个分区由若干柱面组成（即分为我们熟悉的C盘、D盘、E盘）

Step 3：进行逻辑格式化，创建文件系统。包括创建文件系统的根目录、初始化存储空间管理所用的数据结构（如位示图、空闲分区表）

计算机开机时需要进行一系列初始化的工作，这些初始化工作是通过执行初始化程序（自举程序）完成的

初始化程序可以放在ROM（只读存储器）中。ROM中的数据在出厂时就写入了，并且以后不能再修改。ROM中只存放很小的“自举装入程序”，完整的自举程序放在磁盘的启动块（即引导块/启动分区）上，启动块位于磁盘的固定位置，开机时计算机先运行“自举装入程序”，通过执行该程序就可找到引导块，并将完整的“自举程序”读入内存，完成初始化。拥有启动分区的磁盘称为启动磁盘或系统磁盘（C:盘）

对于简单的磁盘，可以在逻辑格式化时（建立文件系统时）对整个磁盘进行坏块检查，标明哪些扇区是坏扇区，比如：在FAT表上标明。（在这种方式中，坏块对操作系统不透明）。

对于复杂的磁盘，磁盘控制器（磁盘设备内部的一个硬件部件）会维护一个坏块链表。在磁盘出厂前进行低级格式化（物理格式化）时就将坏块链进行初始化。会保留一些“备用扇区”，用于替换坏块。这种方案称为扇区备用。且这种处理方式中，坏块对操作系统透明

2. 启发式扫描的原理是什么缺点是什么

就是病毒库里的病毒代码，和未知代码中的一段或者几段类似，就行为断定为病毒或者恶意程序。说到底就是依据病毒库杀毒，只不过，依据的算法类似于搜索引擎了。缺点就是，误杀比较高，毕竟很多程序也有木马行为，但是根本就不是病毒。很多病毒套个证书就不是病毒就，启发也白扯。还是依据行为来判定是不是恶意程序的行为判定比较高级，再加上病毒库判定的防患于未然，这样就安全多了。

3. 磁盘调度算法用来改善磁头的性能对不对

对的，磁盘是计算机系统中最重要的存储设备，其中含有绝大部分文件。对文件的操作直接涉及到磁盘的访问，磁盘IO的速度效率和可靠性将直接影响系统的性能。因此，好的磁盘调度算法、优越的冗余技术，都是提高磁盘系统性能的切入点。
磁盘调度算法

1.先来先服务：按照进程访问磁盘的先后顺序进行调度。

优点：公平、简单

缺点：效率低，平均寻道时间较长

2.最短寻道时间优先：要求访问磁道与当前磁头的磁道距离最近。

优点：相比于先来先服务，明显减少平均寻道长度

缺点：磁头可能在一个小的范围内一直寻到，造成远处请求不满足而饥饿

3.扫描算法：又称电梯调度算法，像电梯一样上下连续来回寻道

优点：避免了“饥饿”现象

缺点：对于刚刚经过的磁道又来了新的请求，再次访问要最多等2个磁道长度

4.循环扫描算法：磁头单向移动，其余和扫描算法一样

优点：解决了可能的错过型请求的双倍延迟

缺点：浪费一个磁头的移动次数，什么都没做

5.NStepSCAN算法：磁盘请求分成N个队列，队列间用先来先服务处理，队列内用扫描算法处理

优点：避免新请求带来的粘着问题

缺点：N值很大时，接近于扫描算法；N=1时，就是先来先服务

6.FSCAN算法：磁盘请求只分成两个队列，一个是当前请求队列，一个是未来请求队列，当前队列按照扫描算法处理，当前队列处理完就处理另一个，此时另一个为当前队列，已经处理完的是未来请求队列

优点：简化NStepSCAN算法

缺点：所有新来的请求都在下次扫描时再处理，对于紧急的高优先级的请求也要放到下次

4. 电梯调度算法...

不管你是在北上广还是在港澳台，甚至三四线城市，凡是有规模的地区，高楼比比皆是。不管是写字楼，还是大型商城，让你最头痛的就是乘电梯，尤其是在赶时间的时候。

每天早上，那些差5分钟就迟到的程序员，在等电梯时，一般会做两件事：

前者可能是写字楼里上班族惯有的精神类疾病，但后者肯定是程序员的职业病。本文对“骂电梯”不给予任何指导性建议。

但说起电梯调度算法，我觉得还是可以给大家科普一下，好为大家在等电梯之余，打发时间而做出一点贡献。

（电梯调度算法可以参考各种硬盘换道算法，下面内容整理自网络）

先来先服务（FCFS-First Come First Serve）算法，是一种随即服务算法，它不仅仅没有对寻找楼层进行优化，也没有实时性的特征，它是一种最简单的电梯调度算法。

它根据乘客请求乘坐电梯的先后次序进行调度。此算法的 优点是公平、简单，且每个乘客的请求都能依次地得到处理，不会出现某一乘客的请求长期得不到满足的情况 。

这种方法在载荷较轻松的环境下，性能尚可接受，但是在载荷较大的情况下，这种算法的性能就会严重下降，甚至恶化。

人们之所以研究这种在载荷较大的情况下几乎不可用的算法，有两个原因：

最短寻找楼层时间优先（SSTF-Shortest Seek Time First）算法，它注重电梯寻找楼层的优化。最短寻找楼层时间优先算法选择下一个服务对象的原则是 最短寻找楼层的时间。

这样请求队列中距当前能够最先到达的楼层的请求信号就是下一个服务对象。

在重载荷的情况下，最短寻找楼层时间优先算法的平均响应时间较短，但响应时间的方差较大 ，原因是队列中的某些请求可能长时间得不到响应，出现所谓的“ 饿死”现象 。

扫描算法（SCAN） 是一种按照楼层顺序依次服务请求，它让电梯在最底层和最顶层之间连续往返运行，在运行过程中响应处在于电梯运行方向相同的各楼层上的请求。

它进行寻找楼层的优化，效率比较高，但它是一个 非实时算法 。扫描算法较好地解决了电梯移动的问题，在这个算法中，每个电梯响应乘客请求使乘客获得服务的次序是由其发出请求的乘客的位置与当前电梯位置之间的距离来决定的。

所有的与电梯运行方向相同的乘客的请求在一次电向上运行或向下运行的过程中完成， 免去了电梯频繁的来回移动 。

扫描算法的平均响应时间比最短寻找楼层时间优先算法长，但是响应时间方差比最短寻找楼层时间优先算法小， 从统计学角度来讲，扫描算法要比最短寻找楼层时间优先算法稳定 。

LOOK 算法是扫描算法（SCAN）的一种改进。对LOOK算法而言，电梯同样在最底层和最顶层之间运行。

但 当 LOOK 算法发现电梯所移动的方向上不再有请求时立即改变运行方向 ，而扫描算法则需要移动到最底层或者最顶层时才改变运行方向。

SATF（Shortest Access Time First）算法与 SSTF 算法的思想类似，唯一的区别就是 SATF 算法将 SSTF 算法中的寻找楼层时间改成了访问时间。

这是因为电梯技术发展到今天，寻找楼层的时间已经有了很大地改进， 但是电梯的运行当中等待乘客上梯时间却不是人为可以控制 。

SATF 算法考虑到了电梯运行过程中乘客上梯时间的影响 。

最早截止期优先（EDF-Earliest Deadline First）调度算法是最简单的实时电梯调度算法，它的 缺点就是造成电梯任意地寻找楼层，导致极低的电梯吞吐率。

它与 FCFS 调度算法类似，EDF 算法是电梯实时调度算法中最简单的调度算法。 它响应请求队列中时限最早的请求，是其它实时电梯调度算法性能衡量的基准和特例。

SCAN-EDF 算法是 SCAN 算法和 EDF 算法相结合的产物。SCAN-EDF 算法先按照 EDF 算法选择请求列队中哪一个是下一个服务对象，而对于具有相同时限的请求，则按照 SCAN 算法服务每一个请求。它的效率取决于有相同 deadline 的数目，因而效率是有限的。

PI（Priority Inversion）算法将请求队列中的请求分成两个优先级，它首先保证高优先级队列中的请求得到及时响应，再搞优先级队列为空的情况下在相应地优先级队列中的请求。

FD-SCAN（Feasible Deadline SCAN）算法首先从请求队列中找出时限最早、从当前位置开始移动又可以买足其时限要求的请求，作为下一次 SCAN 的方向。

并在电梯所在楼层向该请求信号运行的过程中响应处在与电梯运行方向相同且电梯可以经过的请求信号。

这种算法忽略了用 SCAN 算法相应其它请求的开销，因此并不能确保服务对象时限最终得到满足。

以上两结介绍了几种简单的电梯调度算法。

但是并不是说目前电梯调度只发展到这个层次。目前电梯的控制技术已经进入了电梯群控的时代。

随着微机在电梯系统中的应用和人工智能技术的发展，智能群控技术得以迅速发展起来。

由此，电梯的群控方面陆续发展出了一批新方法，包括：基于专家系统的电梯群控方法、基于模糊逻辑的电梯群控方法、基于遗产算法的电梯群控方法、基于胜景网络的电梯群控方法和基于模糊神经网络的电梯群控方法。

本人设置的电梯的初始状态，是对住宅楼的电梯的设置。

(1)建筑共有21层，其中含有地下一层（地下一层为停车场）。
(2)建筑内部设有两部电梯，编号分别为A梯、B梯。
(3)电梯内部有23个按钮，其中包括开门按钮、关门按钮和楼层按钮，编号为-1，1，2，3，4……20。
(4)电梯外部含有两个按钮，即向上运行按钮和向下运行按钮。建筑顶层与地下一层例外，建筑顶层只设置有向下运行按钮，地下一层只设置有向上运行按钮。
(5)电梯开关门完成时间设定为1秒。电梯到达每层后上下人的时间设定为8秒。电梯从静止开始运行到下一层的时间设置为2秒，而运行中通过一层的时间为1秒。
(6)在凌晨2：00——4：30之间，如若没有请求信号，A梯自动停在14层，B梯自动停在6层。
(7)当电梯下到-1层后，如果没有请求信号，电梯自动回到1层。

每一架电梯都有一个编号，以方便监控与维修。每一架电梯都有一实时监控器，负责监控电梯上下，向电梯升降盒发送启动、制动、加速、减速、开关电梯门的信号。若电梯发生故障，还应向相应的电梯负责人发送求救信号。

电梯内部的楼层按钮：

这样就表示乘客将要去往此层，电梯将开往相应层。当电梯到达该层后，按钮恢复可以使用状态。

电梯内部开门按钮：

如若电梯到了乘客曾经按下的楼层，但是无乘客按开门按钮，电梯将自动在停稳后1秒后自动开门。

电梯内部关门按钮：

电梯外部向上按钮：

电梯外部向下按钮：

你肯能意识到 哪个算法都不是一个最佳方案，只是它确实解决了一定情况的问题 。但是对一个优秀的程序员而言，研究各种算法是无比快乐的。也许你下一次面试，就有关于调度算法的问题。

5. 若磁头的当前位置100柱面，磁头正向磁道号减小方向移动。现有一磁盘读写请求队列，柱面号依次为:

磁盘调度在多道程序设计的计算机系统中，各个进程可能会不断提出不同的对磁盘进行读/写操作的请求。为了尽快的响应进程的磁盘请求，人们设计了磁盘调度算法。主要有四种磁盘调度算法。先来先服务算法（FCFS），最短寻道时间优先算法（SSTF），扫描算法（SCAN），循环扫描算法（CSCAN）。

运用最短寻道优先算法依次选择的磁道是：90、80、125、140、160、190、30、29、25、20、10。

运用电梯调度算法依次经过的磁道是：90、80、30、29、25、20、10、125、140、160、190。

我们根据算法的寻道序列可以得出：最短寻道优先算法的经过的煮面数为310个柱面，电梯调度算法经过的柱面数为270次。

(5)扫描算法缺点扩展阅读：

每种磁盘调度算法的优缺点

先来先服务算法的优点会根据进程请求访问磁盘的先后次序进行调度。此算法的优点是公平、简单，且每个进程的请求都能依次得到处理，不会出现某一进程的请求长期得不到满足的情况，此算法将降低设备服务的吞吐量，致使平均寻道时间可能较长，但各进程得到服务的响应时间的变化幅度较小。

最短寻道优先算法的缺点每次的寻道时间最短，该算法可以得到比较好的吞吐量，但却不能保证平均寻道时间最短。其缺点是对用户的服务请求的响应机会不是均等的，因而导致响应时间的变化幅度很大。在服务请求很多的情况下，对内外边缘磁道的请求将会无限期地被延迟，有些请求的响应时间将不可预期。

扫描算法的优缺点此算法基本上克服了最短寻道时间优先算法的服务集中于中间磁道和响应时间变化比较大的缺点，而具有最短寻道时间优先算法的优点即吞吐量较大，平均响应时间较小，但由于是摆动式的扫描方法，两侧磁道被访问的频率仍低于中间磁道。

循环扫描算法的优点是这些磁道刚被处理，而磁盘另一端的请求密度相当高，且这些访问请求等待的时间较长，为了解决这种情况，循环扫描算法规定磁头单向移动。

参考资料来源：网络-磁盘调度算法

6. 下面哪个选项是圆弧扫描算法的缺点

答案应该是最后一个..
这儿有两种做法:
1: 根据排序的特点可以快速分析结果;
冒泡一趟之后,最后一个肯定是最大的,那么也就是说,第一趟后,最后一个应该是(Y)而结果最后一个是(X) . 所以排除这种可能.
步长为4的希尔排序,直接看第一个隔四步的序列( Q P R ),它们在原序列的位置是 (0 , 4 , 8 ) , 它们排好序后, 他们四个只是调换它们的位置. 也即在结果的序列中 第 0 , 4, 8 位置肯定是 Q , R , P 的组合,而不可能含其他元素 . 而结果中是第0 ,4 , 8 位是 (F , P , R ) , 没有了Q. 显然不对.
归并排序,更简单, 一看前两个就不对(而应该是H,Q).
所以就只剩下快排了, 这时也可稍检查一下, 快排后,Q划分后,它左边的应该都比它小,有边的都比它大.(一看结果成立).

7. 2018-06-09

一、常见的批处理作业调度算法

1.先来先服务调度算法（FCFS）:就是按照各个作业进入系统的自然次序来调度作业。这种调度算法的优点是实现简单，公平。其缺点是没有考虑到系统中各种资源的综合使用情况，往往使短作业的用户不满意，因为短作业等待处理的时间可能比实际运行时间长得多。

2.短作业优先调度算法(SPF): 就是优先调度并处理短作业，所谓短是指作业的运行时间短。而在作业未投入运行时，并不能知道它实际的运行时间的长短，因此需要用户在提交作业时同时提交作业运行时间的估计值。

3.最高响应比优先算法(HRN)：FCFS可能造成短作业用户不满，SPF可能使得长作业用户不满，于是提出HRN，选择响应比最高的作业运行。响应比=1+作业等待时间/作业处理时间。

4. 基于优先数调度算法(HPF)：每一个作业规定一个表示该作业优先级别的整数，当需要将新的作业由输入井调入内存处理时，优先选择优先数最高的作业。

5.均衡调度算法，即多级队列调度算法

基本概念：

  作业周转时间（Ti）＝完成时间(Tei)－提交时间(Tsi)

  作业平均周转时间(T)＝周转时间/作业个数

  作业带权周转时间（Wi）＝周转时间/运行时间

  响应比＝（等待时间＋运行时间）/运行时间

二、进程调度算法

1.先进先出算法(FIFO)：按照进程进入就绪队列的先后次序来选择。即每当进入进程调度，总是把就绪队列的队首进程投入运行。

2. 时间片轮转算法(RR)：分时系统的一种调度算法。轮转的基本思想是，将CPU的处理时间划分成一个个的时间片，就绪队列中的进程轮流运行一个时间片。当时间片结束时，就强迫进程让出CPU，该进程进入就绪队列，等待下一次调度，同时，进程调度又去选择就绪队列中的一个进程，分配给它一个时间片，以投入运行。

3. 最高优先级算法(HPF)：进程调度每次将处理机分配给具有最高优先级的就绪进程。最高优先级算法可与不同的CPU方式结合形成可抢占式最高优先级算法和不可抢占式最高优先级算法。

4. 多级队列反馈法：几种调度算法的结合形式多级队列方式。

三、空闲分区分配算法

\1. 首先适应算法：当接到内存申请时，查找分区说明表，找到第一个满足申请长度的空闲区，将其分割并分配。此算法简单，可以快速做出分配决定。

2. 最佳适应算法：当接到内存申请时，查找分区说明表，找到第一个能满足申请长度的最小空闲区，将其进行分割并分配。此算法最节约空间，因为它尽量不分割到大的空闲区，其缺点是可能会形成很多很小的空闲分区，称为“碎片”。

3. 最坏适应算法：当接到内存申请时，查找分区说明表，找到能满足申请要求的最大的空闲区。该算法的优点是避免形成碎片，而缺点是分割了大的空闲区后，在遇到较大的程序申请内存时，无法满足的可能性较大。

四、虚拟页式存储管理中的页面置换算法

1.理想页面置换算法(OPT)：这是一种理想的算法，在实际中不可能实现。该算法的思想是：发生缺页时，选择以后永不使用或在最长时间内不再被访问的内存页面予以淘汰。

2.先进先出页面置换算法(FIFO)：选择最先进入内存的页面予以淘汰。

3. 最近最久未使用算法（LRU）：选择在最近一段时间内最久没有使用过的页，把它淘汰。

4.最少使用算法（LFU）：选择到当前时间为止被访问次数最少的页转换。

三、磁盘调度

1.先来先服务（FCFS）：是按请求访问者的先后次序启动磁盘驱动器，而不考虑它们要访问的物理位置

2.最短寻道时间优先（SSTF）：让离当前磁道最近的请求访问者启动磁盘驱动器，即是让查找时间最短的那个作业先执行，而不考虑请求访问者到来的先后次序，这样就克服了先来先服务调度算法中磁臂移动过大的问题

3.扫描算法（SCAN）或电梯调度算法：总是从磁臂当前位置开始，沿磁臂的移动方向去选择离当前磁臂最近的那个柱面的访问者。如果沿磁臂的方向无请求访问时，就改变磁臂的移动方向。在这种调度方法下磁臂的移动类似于电梯的调度，所以它也称为电梯调度算法。

4.循环扫描算法（CSCAN）：循环扫描调度算法是在扫描算法的基础上改进的。磁臂改为单项移动，由外向里。当前位置开始沿磁臂的移动方向去选择离当前磁臂最近的哪个柱面的访问者。如果沿磁臂的方向无请求访问时，再回到最外，访问柱面号最小的作业请求。

对一个进程来说,一个重要的指标是它执行所需要的时间. 从进程提交到进程完成的时间间隔为周转时间.也就是等待进入内存的时间,在就绪队列中等待的时间,在 CPU中执行的时间和I/O操作的时间的总和.

例1.设一个系统中有5个进程，它们的到达时间和服务时间如下，A的到达时间为0，服务时间为3；B的到达时间为2，服务时间为6；C的到达时间为4，服务时间为4；D的到达时间为6，服务时间为5；E的 到达时间为8，服务时间为2，忽略1/0以及其他开销时间，若分别按先来先服务（fFCFS）进行CPU调度，其平均周转时间为？

10.2

6.4

8.6

4.5

先来先服务调度算法

进程名  到达时间 服务时间  开始执行时间  完成时间  周转时间

A              0              3                0                3                3

B              2              6                3                9                7

C              4              4                9                13              9

D              6              5                13              18              12

E              8              2                18              20              12

周转时间 = 完成时间 - 到达时间

平均周转时间 = 所有进程周转时间 / 进程数 = （3+7+9+12+12）/ 5 = 8.6

单道批处理系统中有4个作业，J1的提交时间8.0，运行时间为2.0；J2的提交时间8.6，运行时间为0.6；J3提交时间8.8，运行时间为0.2；J4的提交时间9.0，运行时间为0.5。在采用响应比高者优先调度算法时，其平均周转时间为T为（）小时？

2.5

1.8

1.975

2.675

周转时间=作业完成时间-作业提交时间

响应比=（作业等待时间+作业执行时间）/作业执行时间

当提交J1时，只有J1作业，执行J1，J1的周转时间为2，此时时间为10.

J2、J3、J4提交时，由于正在执行J1，因此等待。

当J1执行完毕（此时时间为10），J2、J3、J4的等待时间分别为：1.4,1.2,1，

其响应比分别为：1.4/0.6+1=3.33    1.2/0.2+1=7      1/0.5+1=3，因此执行J3，J3的周转时间为1.2+0.2=1.4

当J3执行完毕（此时时间为10.2），J2和J4的等待时间分别为1.6,1.2，

其响应比分别为：1.6/0.6+1=3.66      1.2/0.5+1=3.4，因此执行J2，J2的周转时间为1.6+0.6=2.2

执行J2完毕后时间为10.8，接下来执行J4，执行完后时时间为11.3，J4的周转时间为2.3

于是平均周转时间为（2+1.4+2.2+2.3）/4=1.975

如果系统作业几乎同时到达，则使系统平均作业周转时间最短的算法是短作业优先。

例3、

现有4个同时到达的作业J1,J2,J3和J4,它们的执行时间分别是3小时,5小时,7小时,9小时系统按单道方式运行且采用短作业优先算法,则平均周转时间是()小时

12.5

24

19

6

作业到达时间执行时间开始时间完成时间周转时间

J103033

J20 5388

J30781515

J409152424

平均周转时间（3+8+15+24）/4=12.5 

有4个进程A,B,C,D,设它们依次进入就绪队列，因相差时间很短可视为同时到达。4个进程按轮转法分别运行11,7,2,和4个时间单位，设时间片为1。四个进程的平均周转时间为 （）？

15.25

16.25

16.75

17.25

17.75

18.25

A:1  4  4  3  3  2  2  2  1  1  1  共24

B:2  4  4  3  3  2  2                  共20

C:3  4                                      共7

D:4  4  3  3                              共14

字母后面的数字为等待的时间加运行时间

平均周转时间为（24+20+7+14）/4=16.25

例5、假设系统按单值方式运行且采用最短作业优先算法，有J1,J2,J3,J4共4个作业同时到达，则以下哪几种情况下的平均周转时间为10分钟?

执行时间J1:1分钟 J2:5分钟 J3:9分钟 J4:13分钟

执行时间J1:1分钟 J2:4分钟 J3:7分钟 J4:10分钟

执行时间J1:2分钟 J2:4分钟 J3:6分钟 J4:8分钟

执行时间J1:3分钟 J2:6分钟 J3:9分钟 J4:12分钟

首先，短作业优先则短时间的作业利用资源，其余的作业等待

根据平均周转时间概念，将所有作业"等待时间"加上"运行时间"除以"作业数量"即可得到平均周转时间

A： (J1执行1分钟 + J2等待1分钟 + J2执行5分钟 + J3等待6分钟 + J3执行9分钟 + J4等待15分钟 + J4执行13分钟) / 4  = 50/4 = 12.5

B：  (J1执行1分钟 + J2等待1分钟 + J2执行4分钟 + J3等待5分钟 + J3执行7分钟 + J4等待12分钟 + J4执行10分钟) / 4  = 40/4 = 10

C： (J1执行2分钟 + J2等待2分钟 + J2执行4分钟 + J3等待6分钟 + J3执行6分钟 + J4等待12分钟 + J4执行8分钟) / 4    = 40/4 = 10

D：  (J1执行3分钟 + J2等待3分钟 + J2执行6分钟 + J3等待9分钟 + J3执行9分钟 + J4等待18分钟 + J4执行12分钟) / 4  = 50/4 = 12.5

例6、假设系统中有5个进程，它们的到达时间和服务时间见下表1，忽略I/O以及其他开销时间，若按先来先服务（FCFS）、非抢占的短作业优先和抢占的短作业优先三种调度算法进行CPU调度，请给出各个进程的完成时间、周转时间、带权周转时间、平均周转时间和平均带权周转时间，完成表2。  表1 进程到达和需要服务时间  进程    到达时间    服务时间  A          0            3  B          2            6  C          4            4  D          6            5  E          8            2

表2 进程的完成时间和周转时间

                  进程                  A      B        C      D      E        平均

  FCFS          完成时间      3      9      13      18      20 

                周转时间            3      7        9      12      12      8.6

            带权周转时间      1.00 1.17  2.25  2.40    6.00      2.56

  SPF(非抢占)  完成时间    3      9      15      20      11 

                周转时间            3      7      11      14      3        7.6

            带权周转时间      1.00  1.17  1.75    2.80    1.50    1.84

  SPF(抢占)    完成时间    3      15      8      20      10 

                周转时间            3      13      4      14      2        7.2

            带权周转时间      1.00  2.16  1.00  2.80  1.00    1.59

例7、假定在单道批处理环境下有5个作业，各作业进入系统的时间和估计运行时间如下表所示：    作业  进入系统时间    估计运行时间/分钟      1            8:00                40      2            8:20                30      3            8:30                12      4            9:00                18

      5            9:10                5

如果应用先来先服务和应用最短作业优先的作业调度算法，试将下面表格填写完整。

(1) 如果应用先来先服务的作业调度算法，试将下面表格填写完整。

    作业  进入系统时间  估计运行时间/分钟  开始时间  结束时间  周转时间/分钟

    1        8:00            40            8：00    8：40        40

    2        8:20            30            8：40    9：10        50

    3        8:30            12            9：10    9：22        52

    4        9:00            18            9：22    9：40        40

    5        9:10            5              9：40    9：45        35

作业平均周转时间T= 43.4  217

2）如果应用最短作业优先的作业调度算法，试将下面表格填写完整。    作业  进入系统时间  估计运行时间/分钟  开始时间  结束时间  周转时间/分钟    1        8:00            40              8：00    8：40          40    2        8:20            30              8：52    9：22          62    3        8:30            12              8：40    8：52          22    4        9:00            18              9：27    9：45          45    5        9:10            5              9：22    9：27          17作业平均周转时间T= 37.2  186

CPU和两台输入/输出设备(I1,I2)多道程序设计环境下,同时有三个作业J1,J2,J3进行,这三个作业

使用CPU和输入/输出设备的顺序和时间如下所示:

J1:I2(35ms);CPU(15ms);I1(35ms);CPU(15ms);I2(25ms)

J2:I1(25ms);CPU(30ms);I2(35ms)

J3:CPU(30ms);I1(25ms);CPU(15ms);I1(15ms);

假定CPU,I1,I2都能并行工作,J1的优先级最高,J2次之,J3优先级最低,优先级高的作业可以抢占优先级低的作业的CPU,但不能抢占I1,I2,作业从J3开始到完成需要多少时间?

8. 磁盘调度算法

  上文介绍了磁盘的结构，本文介绍磁盘的调度算法相关的内容。
   本文内容

   寻找时间（寻道时间） T _s ：在读/写数据前，需要将磁头移动到指定磁道所花费的时间。
  寻道时间分两步：

  则寻道时间 T _s = s + m * n。

  磁头移动到指定的磁道，但是不一定正好在所需要读/写的扇区，所以需要通过磁盘旋转使磁头定位到目标扇区。

   延迟时间T _R ：通过旋转磁盘，使磁头定位到目标扇区所需要的时间。设磁盘转速为r（单位：转/秒，或转/分），则 平均所需延迟时间T _R = (1/2)*(1/r) = 1/2r。

   传输时间T _R ：从磁盘读出或向磁盘中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，则传输时间 T _R = (b/N) * (1/r) = b/(rN)。

  总的平均时间 T _a = T _s + 1/2r + b/(rN) ，由于延迟时间和传输时间都是与磁盘转速有关的，且是线性相关。而转速又是磁盘的固有属性，因此无法通过操作系统优化延迟时间和传输时间。所以只能优化寻找时间。

  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 。

  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。

  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）。

  优点： 性能较好，寻道时间较短，不会产生饥饿现象。
  缺点： SCAN算法对于各个位置磁道的响应频率不平均 。（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待低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号磁道请求了。）

  SCAN算法对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最靠边缘的并且需要访问的磁道上而不处理任何请求。
  通俗理解就是SCAN算在改变磁头方向时不处理磁盘访问请求而是直接移动到另一端最靠边的磁盘访问请求的磁道上。

  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： 相比于SCAN算法，对于各个位置磁道响应频率很平均。
  缺点： 相比于SCAN算法，平均寻道时间更长。

9. 计算机组成原理-03-计算机的组成（一）

总线（Bus）是计算机各种功能部件之间传送信息的公共通信干线，它是cpu、内存、输入、输出设备传递信息的公用通道，主机的各个部件通过总线相连接，外部设备通过相应的接口电路再与总线相连接，从而形成了计算机硬件系统。

假设没有总线这种设计，计算机设备都是分散连接的，如下图：

此时如果新增了一个输入设备2，此时需要分别连接存储器、控制器、运算器，设备一多线路就会十分复杂。

有了总线之后，设备直接连接总线，使得计算机内部结构变得十分清晰，设备的添加和卸载也变得容易。

系统中多个设备或模块可能同时申请对总线的使用权，为避免产生总线冲突，需由总线仲裁机构合理地控制和管理系统中需要占用总线的申请者，在多个申请者同时提出总线请求时，以一定的优先算法仲裁哪个应获得对总线的使用权。

总线授权信号BG串行地从一个I/O接口传送到下一个I/O接口。假如BG到达的接口无总线请求，则继续往下查询；假如BG到达的接口有总线请求，BG信号便不再往下查询，该I/O接口获得了总线控制权。离中央仲裁器最近的设备具有最高优先级，通过接口的优先级排队电路来实现。

好处:只用很少几根线就能按一定优先次序实现总线仲裁，很容易扩充设备。

坏处:对询问链的电路故障很敏感，如果第i个设备的接口中有关链的电路有故障，那么第i个以后的设备都不能进行工作。查询链的优先级是固定的，如果优先级高的设备出现频繁的请求时，优先级较低的设备可能长期不能使用总线。

总线上的任一设备要求使用总线时，通过BR线发出总线请求。中央仲裁器接到请求信号以后，在BS线为“0”的情况下让计数器开始计数，计数值通过一组地址线发向各设备。每个设备接口都有一个设备地址判别电路，当地址线上的计数值与请求总线的设备地址相一致时，该设备 置“1”BS线，获得了总线使用权，此时中止计数查询。

每次计数可以从“0”开始，也可以从中止点开始。如果从“0”开始，各设备的优先次序与链式查询法相同，优先级的顺序是固定的。如果从中止点开始，则每个设备使用总线的优先级相等。

计数器的初值也可用程序来设置，这可以方便地改变优先次序，但这种灵活性是以增加线数为代价的。

每一个共享总线的设备均有一对总线请求线BRi和总线授权线BGi。当设备要求使用总线时，便发出该设备的请求信号。中央仲裁器中的排队电路决定首先响应哪个设备的请求，给设备以授权信号BGi。

独立请求方式的优点：响应时间快，确定优先响应的设备所花费的时间少，用不着一个设备接一个设备地查询。其次，对优先次序的控制相当灵活，可以预先固定也可以通过程序来改变优先次序；还可以用屏蔽(禁止)某个请求的办法，不响应来自无效设备的请求。

缺点：设备连线多，总线控制复杂。

鼠标、键盘、扫描仪、显示器等。

CPU和IO设备的速度是不一致的

提供低速设备通知CPU的一种异步的方式，CPU可以高速运转同时兼顾低速设备的响应。

当外围IO设备准备就绪时，向CPU发送中断信号，CPU内部有专门的电路响应中断信号，CPU收到中断信号后就会中断当前工作转为处理外围设备的工作。待工作完成后，CPU加载之前的工作，继续处理。

当主存与IO设备交换信息时，不需要中断CPU，可以提高CPU的效率。一般计算机的硬盘与显卡都有DMA设备。

利用了局部性原理，在CPU和主存之间增加了一层速度快（容量小）的Cache，目的是为了解决主存速度不足的问题。

将程序经常访问的内存置换到高速缓存即可。

利用了局部性原理，在主存之外增加辅助存储器，目的是解决主存容量不足的问题。

将程序当前使用的数据加载到主存，不使用的数据加载到辅存。

RAM(随机存取存储器:Random Access Memory)

RAM通过电容存储数据，必须隔一段时间刷新一次

如果掉电，那么一段时间后将丢失所有数据

32位系统主存大小为：2^32 =4×2^30 =4𝐺𝐵

64位系统主存大小为：2^64 = 234 × 2^30 = 2^34𝐺𝐵

表面是可磁化的硬磁特性材料

移动磁头径向运动读取磁道信息

先来先服务算法 ：按顺序访问进程的磁道读写需求

最短寻道时间优先：与磁头当前位置有关，优先访问离磁头最近的磁道

扫描算法(电梯算法) ：每次只往一个方向移动，到达一个方向需要服务的尽头再反方向移动

循环扫描算法：每次只往一个方向移动，到尽头后回到初始位继续扫描

在存储器的层次结构中，高速缓存在CPU和主存之间，主要是为了解决CPU和主存速度不匹配的问题。

在往下看之前，先了解下下面的概念：

高速缓存的结构和主存类似，但是主存的容量是远大于缓存的容量。

缓存中存储的数据是主存中的一份复制，当CPU需要的数据在缓存中，直接从缓存里拿，当CPU需要的数据不在缓存中，则需要从主存里拿。

所以就有了两个量化指标：

命中率 ：命中缓存的次数占CPU访问次数的比例

访问效率 ：访问缓存时间和访问缓存-主存平均时间之比

当CPU所需要的数据不在高速缓存中时，就需要从主存载入数据到高速缓存。一般有四种替换策略。

随机选取高速缓存中的一个位置再替换

把高速缓存看做是一个先进先出的队列，优先替换最先进入队列的字块

优先淘汰最不经常使用的字块，需要额外的空间记录字块的使用频率

优先淘汰一段时间内没有使用的字块

有多种实现方法，一般使用双向链表，把当前访问节点置于链表前面(保证链表头部节点是最近使用的)