❶ 文件存储空间管理
上篇文章介绍了文件的物理结构并介绍了文件分配的三种方式——连续分配、链接分配和索引分配。
本文介绍操作系统对文件存储空间的管理。
本文内容
存储空间的划分： 将物理磁盘划分为一个个文件卷（逻辑卷、逻辑盘） 。
在存储空间初始化时，需要将各个文件卷划分为目录区、文件区。
有些系统支持超大型文件，可支持由多个物理磁盘组成一个文件卷。
空闲表法：即用一张表记录磁盘中空闲的盘块。空闲表的表项由 空闲盘的起始块号 和 空闲盘块数 组成。如下图所示
如何分配磁盘块：与内存管理中的动态分区分配类似，为一个文件分配连续的存储空间。同样可以采用 首次适应算法、最佳适应算法、最坏适应算法，临近适应算法 来决定要为文件分配哪些区间。
空闲表法适用于连续分配方式。
例如，如果新创建的文件请求3个块，按照首次适用算法，从10号块开始有5个连续的块可以满足需求，所以把10、11、12三个块分配给文件，分配后的空闲盘块表如下
这里以回收区前后都是空闲区为例，磁盘是第一幅图的状态，如果回收21、22号磁盘块，那么回收后的空闲盘块表如下图所示。
空闲链表法分为两种： 空闲盘块链和空闲盘区链
下图分别表示空闲盘块链和空闲盘区链。
操作系统保存着 链头、链尾指针。
如何分配：如过某文件申请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。
下图表示分配了3个盘块
从上面可以看出，空闲盘块法适用于 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，由于空闲盘区链将连续的盘块组成一个盘区，所以若某个盘区大小满足可以实现一次分配，同样可以采用首次适用、最佳适用等算法，从链头开始检索，按照一定的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，也可以将不同的盘区的盘同时分配给一个文件，同样分配后也需要修改相应的指针链和盘区大小等数据。
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，将回收区作为一个单独的一个空闲盘区挂到链尾。同样也需要修改链表指针和盘区大小等信息。
下图表示按照首次适用算法分配3个盘区
从上面可以看出，空闲盘区链对 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：磁盘内存被划分为一个个磁盘块，可以用二进制位对应一个盘块。“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，下图中一个字的字长是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。
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，将相应的盘块分配给文件；③将相应的位设置为“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将相应的二进制位设置为“0”。
从上面可以看出：位示图法对 连续分配和离散分配 都适用。
空闲表法、空闲链表法不适用大型文件系统，因为空闲表或空闲联保可能过大。UNIX系统中采用了 成组链接法 对磁盘空闲块进行管理。这是将上述两种方法相结合的而形成的一种空闲管理方法。
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 。并且要保证与外存中的“超过块”的数据一致。
内存的分配过程：分配过程是从栈顶取出一空闲盘块号，将与之对应的盘块分配给用户，然后将栈顶指针下移一格，若该盘块号已是栈底（即第一个盘块），这是当前栈中最后一个可分配的盘块号。由于在该盘块号所对应的盘块中记有下一组可用的盘块号，因此，不能直接将它分配掉，需要将它记录的下一组信息保存下来，所以比须调用磁盘读过程，将栈底盘块号所对应盘块的内容读入栈中，作为新的盘块号栈的内容，并把原栈底对应的盘块分配出去(其中的有用数据已读入栈中)。然后，再分配一相应的缓冲区(作为该盘块的缓冲区)。最后，把栈中的空闲盘块数减1 并返回。
下面举例说明
如果此时新建一个文件需要一个磁盘块，那么此时第一组有100个空闲块，所以是足够分配的，将栈顶的盘块号即201号盘块对应的盘块分配出去，如下图
如果此时又创建一个新的文件，需要99个磁盘块，就需要将剩下的99个盘块全部分配出去，但是此时300号盘块记录了下一组信息，如果分配出去，信息就是丢失，所以需要将300号盘块从外存（磁盘）读入内存，将300号盘块记录的信息，写入空闲盘块号栈，然后才能将这99块空闲块分配出去。具体过程如下图所示
内存的回收过程：在系统回收空闲盘块时，须调用盘块回收过程进行回收。它是将回收盘块的盘块号记入空闲盘块号栈的顶部，并执行空闲盘块数加 1 操作。当栈中空闲盘块号数目已达 100 时，表示栈已满，便将现有栈中的100 个盘块号记入新回收的盘块中，再将其盘块号作为新栈底。
以分配的第一个图为例，201盘块被分配出去了，如果此刻有个文件被删除了，其占用的盘块是199号，系统需要回收这个盘块，发现此时空闲盘块号栈中记录空闲块数为99，直接将盘块号记录栈顶，将空闲盘块数加1即可。
如果此时又有一个文件被删除了，其占用的盘块是190，此时空闲盘块号数已经达到100了，就需要将现在空闲盘块栈中信息记入新回收的块中。
❷ 文件 - 索引文件（一）
索引文件构成
索引文件
索引文件由主文件和索引表构成
①主文件 文件本身
②索引表 在文件本身外建立的一张表 它指明逻辑记录和物理记录之间的一一对应关系
索引表组成
索引表由若干索引项组成 一般索引项由主关键字和该关键字所在记录的物理地址组成
注意
索引表必须按主关键字有序 而主文件本身则可以按主关键字有序或无序
索引顺序文件和索引非顺序文件
( )索引顺序文件(Indexed Sequential File)
主文件按主关键字有序的文件称索引顺序文件
在索引顺序文件中 可对一组记录建立一个索引项 这种索引表称为稀疏索引
( )索引非顺序文件(Indexed NonSequentail File)
主文件按主关键字无序得文件称索引非顺序文件
在索引非顺序文件中 必须为每个记录建立一个索引项 这样建立的索引表称为稠密索引
注意
① 通常将索引非顺序文件简称为索引文件
② 索引非顺序文件主文件无序 顺序存取将会频繁地引起磁头移动 适合于随机存取 不适合于顺序存取
③ 索引顺序文件的主文件是有序的 适合于随机存取 顺序存取
④ 索引顺序文件的索引是稀疏索引 索引占用空间较少 是最常用的一种文件组织
⑤ 最常用的索引顺序文件 ISAM文件和VSAM文件
索引文件的存储
索引文件的存储
索引文件在存储器上分为两个区 索引区和数据区 索引区存放索引表 数据区存放主文件
索引文件的建立
建立索引文件的过程
( ) 按输入记录的先后次序建立数据区和索引表 其中索引表中关键字是无序的
( ) 待全部记录输入完毕后对索引表进行排序 排序后的索引表和主文件一起就形成了索引文件
【例】对于表 的数据文件 主关键字是职工号 排序前的索引表如表 所示 排序后的索引表见表 表 和表
一起形成了一个索引文件
lishixin/Article/program/sjjg/201311/23625
❸ oracle 索引占用存储空间吗
占用的，你SQL语句创建索引时，语句里面就有指定该索引存放到哪个表空间，而表空间的物理形式就是存放在磁盘上的数据文件，所以是占用存储空间的
❹ 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