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 前言

最近，我偷偷潛伏在各大技術(shù)群，因?yàn)榍镎性诩?，看到不少小伙伴分享的大廠面經(jīng)。

然后發(fā)現(xiàn)，操作系統(tǒng)的知識點(diǎn)考察還是比較多的，大廠就是大廠就愛問基礎(chǔ)知識。其中，關(guān)于操作系統(tǒng)的「調(diào)度算法」考察也算比較頻繁。

所以，我這邊總結(jié)了操作系統(tǒng)的三大調(diào)度機(jī)制，分別是「進(jìn)程調(diào)度/頁面置換/磁盤調(diào)度算法」，供大家復(fù)習(xí)，希望大家在秋招能斬獲自己心意的 offer。

 

 

正文

進(jìn)程調(diào)度算法

進(jìn)程調(diào)度算法也稱 CPU 調(diào)度算法，畢竟進(jìn)程是由 CPU 調(diào)度的。

當(dāng) CPU 空閑時(shí)，操作系統(tǒng)就選擇內(nèi)存中的某個(gè)「就緒狀態(tài)」的進(jìn)程，并給其分配 CPU。

什么時(shí)候會發(fā)生 CPU 調(diào)度呢?通常有以下情況：

1. 當(dāng)進(jìn)程從運(yùn)行狀態(tài)轉(zhuǎn)到等待狀態(tài);
2. 當(dāng)進(jìn)程從運(yùn)行狀態(tài)轉(zhuǎn)到就緒狀態(tài);
3. 當(dāng)進(jìn)程從等待狀態(tài)轉(zhuǎn)到就緒狀態(tài);
4. 當(dāng)進(jìn)程從運(yùn)行狀態(tài)轉(zhuǎn)到終止?fàn)顟B(tài);

其中發(fā)生在 1 和 4 兩種情況下的調(diào)度稱為「非搶占式調(diào)度」，2 和 3 兩種情況下發(fā)生的調(diào)度稱為「搶占式調(diào)度」。

非搶占式的意思就是，當(dāng)進(jìn)程正在運(yùn)行時(shí)，它就會一直運(yùn)行，直到該進(jìn)程完成或發(fā)生某個(gè)事件而被阻塞時(shí)，才會把 CPU 讓給其他進(jìn)程。

而搶占式調(diào)度，顧名思義就是進(jìn)程正在運(yùn)行的時(shí)，可以被打斷，使其把 CPU 讓給其他進(jìn)程。那搶占的原則一般有三種，分別是時(shí)間片原則、優(yōu)先權(quán)原則、短作業(yè)優(yōu)先原則。

你可能會好奇為什么第 3 種情況也會發(fā)生 CPU 調(diào)度呢?假設(shè)有一個(gè)進(jìn)程是處于等待狀態(tài)的，但是它的優(yōu)先級比較高，如果該進(jìn)程等待的事件發(fā)生了，它就會轉(zhuǎn)到就緒狀態(tài)，一旦它轉(zhuǎn)到就緒狀態(tài)，如果我們的調(diào)度算法是以優(yōu)先級來進(jìn)行調(diào)度的，那么它就會立馬搶占正在運(yùn)行的進(jìn)程，所以這個(gè)時(shí)候就會發(fā)生 CPU 調(diào)度。

那第 2 種狀態(tài)通常是時(shí)間片到的情況，因?yàn)闀r(shí)間片到了就會發(fā)生中斷，于是就會搶占正在運(yùn)行的進(jìn)程，從而占用 CPU。

調(diào)度算法影響的是等待時(shí)間(進(jìn)程在就緒隊(duì)列中等待調(diào)度的時(shí)間總和)，而不能影響進(jìn)程真在使用 CPU 的時(shí)間和 I/O 時(shí)間。

接下來，說說常見的調(diào)度算法：

• 先來先服務(wù)調(diào)度算法
• 最短作業(yè)優(yōu)先調(diào)度算法
• 高響應(yīng)比優(yōu)先調(diào)度算法
• 時(shí)間片輪轉(zhuǎn)調(diào)度算法
• 最高優(yōu)先級調(diào)度算法
• 多級反饋隊(duì)列調(diào)度算法

先來先服務(wù)調(diào)度算法

最簡單的一個(gè)調(diào)度算法，就是非搶占式的先來先服務(wù)(First Come First Severd, FCFS)算法了。

FCFS 調(diào)度算法

 顧名思義，先來后到，每次從就緒隊(duì)列選擇最先進(jìn)入隊(duì)列的進(jìn)程，然后一直運(yùn)行，直到進(jìn)程退出或被阻塞，才會繼續(xù)從隊(duì)列中選擇第一個(gè)進(jìn)程接著運(yùn)行。

這似乎很公平，但是當(dāng)一個(gè)長作業(yè)先運(yùn)行了，那么后面的短作業(yè)等待的時(shí)間就會很長，不利于短作業(yè)。

FCFS 對長作業(yè)有利，適用于 CPU 繁忙型作業(yè)的系統(tǒng)，而不適用于 I/O 繁忙型作業(yè)的系統(tǒng)。

最短作業(yè)優(yōu)先調(diào)度算法

最短作業(yè)優(yōu)先(Shortest Job First, SJF)調(diào)度算法同樣也是顧名思義，它會優(yōu)先選擇運(yùn)行時(shí)間最短的進(jìn)程來運(yùn)行，這有助于提高系統(tǒng)的吞吐量。

SJF 調(diào)度算法

這顯然對長作業(yè)不利，很容易造成一種極端現(xiàn)象。

比如，一個(gè)長作業(yè)在就緒隊(duì)列等待運(yùn)行，而這個(gè)就緒隊(duì)列有非常多的短作業(yè)，那么就會使得長作業(yè)不斷的往后推，周轉(zhuǎn)時(shí)間變長，致使長作業(yè)長期不會被運(yùn)行。

高響應(yīng)比優(yōu)先調(diào)度算法

前面的「先來先服務(wù)調(diào)度算法」和「最短作業(yè)優(yōu)先調(diào)度算法」都沒有很好的權(quán)衡短作業(yè)和長作業(yè)。

那么，高響應(yīng)比優(yōu)先 (Highest Response Ratio Next, HRRN)調(diào)度算法主要是權(quán)衡了短作業(yè)和長作業(yè)。

每次進(jìn)行進(jìn)程調(diào)度時(shí)，先計(jì)算「響應(yīng)比優(yōu)先級」，然后把「響應(yīng)比優(yōu)先級」最高的進(jìn)程投入運(yùn)行，「響應(yīng)比優(yōu)先級」的計(jì)算公式：

 

 

從上面的公式，可以發(fā)現(xiàn)：

• 如果兩個(gè)進(jìn)程的「等待時(shí)間」相同時(shí)，「要求的服務(wù)時(shí)間」越短，「響應(yīng)比」就越高，這樣短作業(yè)的進(jìn)程容易被選中運(yùn)行;
• 如果兩個(gè)進(jìn)程「要求的服務(wù)時(shí)間」相同時(shí)，「等待時(shí)間」越長，「響應(yīng)比」就越高，這就兼顧到了長作業(yè)進(jìn)程，因?yàn)檫M(jìn)程的響應(yīng)比可以隨時(shí)間等待的增加而提高，當(dāng)其等待時(shí)間足夠長時(shí)，其響應(yīng)比便可以升到很高，從而獲得運(yùn)行的機(jī)會;

時(shí)間片輪轉(zhuǎn)調(diào)度算法

最古老、最簡單、最公平且使用最廣的算法就是時(shí)間片輪轉(zhuǎn)(Round Robin, RR)調(diào)度算法。

RR 調(diào)度算法

每個(gè)進(jìn)程被分配一個(gè)時(shí)間段，稱為時(shí)間片(Quantum)，即允許該進(jìn)程在該時(shí)間段中運(yùn)行。

• 如果時(shí)間片用完，進(jìn)程還在運(yùn)行，那么將會把此進(jìn)程從 CPU 釋放出來，并把 CPU 分配另外一個(gè)進(jìn)程;
• 如果該進(jìn)程在時(shí)間片結(jié)束前阻塞或結(jié)束，則 CPU 立即進(jìn)行切換;

另外，時(shí)間片的長度就是一個(gè)很關(guān)鍵的點(diǎn)：

• 如果時(shí)間片設(shè)得太短會導(dǎo)致過多的進(jìn)程上下文切換，降低了 CPU 效率;
• 如果設(shè)得太長又可能引起對短作業(yè)進(jìn)程的響應(yīng)時(shí)間變長;

通常時(shí)間片設(shè)為 20ms~50ms 通常是一個(gè)比較合理的折中值。

最高優(yōu)先級調(diào)度算法

前面的「時(shí)間片輪轉(zhuǎn)算法」做了個(gè)假設(shè)，即讓所有的進(jìn)程同等重要，也不偏袒誰，大家的運(yùn)行時(shí)間都一樣。

但是，對于多用戶計(jì)算機(jī)系統(tǒng)就有不同的看法了，它們希望調(diào)度是有優(yōu)先級的，即希望調(diào)度程序能從就緒隊(duì)列中選擇最高優(yōu)先級的進(jìn)程進(jìn)行運(yùn)行，這稱為最高優(yōu)先級(Highest Priority First，HPF)調(diào)度算法。

進(jìn)程的優(yōu)先級可以分為，靜態(tài)優(yōu)先級或動態(tài)優(yōu)先級：

• 靜態(tài)優(yōu)先級：創(chuàng)建進(jìn)程時(shí)候，就已經(jīng)確定了優(yōu)先級了，然后整個(gè)運(yùn)行時(shí)間優(yōu)先級都不會變化;
• 動態(tài)優(yōu)先級：根據(jù)進(jìn)程的動態(tài)變化調(diào)整優(yōu)先級，比如如果進(jìn)程運(yùn)行時(shí)間增加，則降低其優(yōu)先級，如果進(jìn)程等待時(shí)間(就緒隊(duì)列的等待時(shí)間)增加，則升高其優(yōu)先級，也就是隨著時(shí)間的推移增加等待進(jìn)程的優(yōu)先級。

該算法也有兩種處理優(yōu)先級高的方法，非搶占式和搶占式：

• 非搶占式：當(dāng)就緒隊(duì)列中出現(xiàn)優(yōu)先級高的進(jìn)程，運(yùn)行完當(dāng)前進(jìn)程，再選擇優(yōu)先級高的進(jìn)程。
• 搶占式：當(dāng)就緒隊(duì)列中出現(xiàn)優(yōu)先級高的進(jìn)程，當(dāng)前進(jìn)程掛起，調(diào)度優(yōu)先級高的進(jìn)程運(yùn)行。

但是依然有缺點(diǎn)，可能會導(dǎo)致低優(yōu)先級的進(jìn)程永遠(yuǎn)不會運(yùn)行。

多級反饋隊(duì)列調(diào)度算法

多級反饋隊(duì)列(Multilevel Feedback Queue)調(diào)度算法是「時(shí)間片輪轉(zhuǎn)算法」和「最高優(yōu)先級算法」的綜合和發(fā)展。

顧名思義：

• 「多級」表示有多個(gè)隊(duì)列，每個(gè)隊(duì)列優(yōu)先級從高到低，同時(shí)優(yōu)先級越高時(shí)間片越短。
• 「反饋」表示如果有新的進(jìn)程加入優(yōu)先級高的隊(duì)列時(shí)，立刻停止當(dāng)前正在運(yùn)行的進(jìn)程，轉(zhuǎn)而去運(yùn)行優(yōu)先級高的隊(duì)列;

 

多級反饋隊(duì)列

來看看，它是如何工作的：

• 設(shè)置了多個(gè)隊(duì)列，賦予每個(gè)隊(duì)列不同的優(yōu)先級，每個(gè)隊(duì)列優(yōu)先級從高到低，同時(shí)優(yōu)先級越高時(shí)間片越短;
• 新的進(jìn)程會被放入到第一級隊(duì)列的末尾，按先來先服務(wù)的原則排隊(duì)等待被調(diào)度，如果在第一級隊(duì)列規(guī)定的時(shí)間片沒運(yùn)行完成，則將其轉(zhuǎn)入到第二級隊(duì)列的末尾，以此類推，直至完成;
• 當(dāng)較高優(yōu)先級的隊(duì)列為空，才調(diào)度較低優(yōu)先級的隊(duì)列中的進(jìn)程運(yùn)行。如果進(jìn)程運(yùn)行時(shí)，有新進(jìn)程進(jìn)入較高優(yōu)先級的隊(duì)列，則停止當(dāng)前運(yùn)行的進(jìn)程并將其移入到原隊(duì)列末尾，接著讓較高優(yōu)先級的進(jìn)程運(yùn)行;

可以發(fā)現(xiàn)，對于短作業(yè)可能可以在第一級隊(duì)列很快被處理完。對于長作業(yè)，如果在第一級隊(duì)列處理不完，可以移入下次隊(duì)列等待被執(zhí)行，雖然等待的時(shí)間變長了，但是運(yùn)行時(shí)間也會更長了，所以該算法很好的兼顧了長短作業(yè)，同時(shí)有較好的響應(yīng)時(shí)間。

內(nèi)存頁面置換算法

在了解內(nèi)存頁面置換算法前，我們得先談一下缺頁異常(缺頁中斷)。

當(dāng) CPU 訪問的頁面不在物理內(nèi)存時(shí)，便會產(chǎn)生一個(gè)缺頁中斷，請求操作系統(tǒng)將所缺頁調(diào)入到物理內(nèi)存。那它與一般中斷的主要區(qū)別在于：

• 缺頁中斷在指令執(zhí)行「期間」產(chǎn)生和處理中斷信號，而一般中斷在一條指令執(zhí)行「完成」后檢查和處理中斷信號。
• 缺頁中斷返回到該指令的開始重新執(zhí)行「該指令」，而一般中斷返回回到該指令的「下一個(gè)指令」執(zhí)行。

我們來看一下缺頁中斷的處理流程，如下圖：

缺頁中斷的處理流程

1. 在 CPU 里訪問一條 Load M 指令，然后 CPU 會去找 M 所對應(yīng)的頁表項(xiàng)。
2. 如果該頁表項(xiàng)的狀態(tài)位是「有效的」，那 CPU 就可以直接去訪問物理內(nèi)存了，如果狀態(tài)位是「無效的」，則 CPU 則會發(fā)送缺頁中斷請求。
3. 操作系統(tǒng)收到了缺頁中斷，則會執(zhí)行缺頁中斷處理函數(shù)，先會查找該頁面在磁盤中的頁面的位置。
4. 找到磁盤中對應(yīng)的頁面后，需要把該頁面換入到物理內(nèi)存中，但是在換入前，需要在物理內(nèi)存中找空閑頁，如果找到空閑頁，就把頁面換入到物理內(nèi)存中。
5. 頁面從磁盤換入到物理內(nèi)存完成后，則把頁表項(xiàng)中的狀態(tài)位修改為「有效的」。
6. 最后，CPU 重新執(zhí)行導(dǎo)致缺頁異常的指令。

上面所說的過程，第 4 步是能在物理內(nèi)存找到空閑頁的情況，那如果找不到呢?

找不到空閑頁的話，就說明此時(shí)內(nèi)存已滿了，這時(shí)候，就需要「頁面置換算法」選擇一個(gè)物理頁，如果該物理頁有被修改過(臟頁)，則把它換出到磁盤，然后把該被置換出去的頁表項(xiàng)的狀態(tài)改成「無效的」，最后把正在訪問的頁面裝入到這個(gè)物理頁中。

這里提一下，頁表項(xiàng)通常有如下圖的字段：

 

 

那其中：

• 狀態(tài)位：用于表示該頁是否有效，也就是說是否在物理內(nèi)存中，供程序訪問時(shí)參考。
• 訪問字段：用于記錄該頁在一段時(shí)間被訪問的次數(shù)，供頁面置換算法選擇出頁面時(shí)參考。
• 修改位：表示該頁在調(diào)入內(nèi)存后是否有被修改過，由于內(nèi)存中的每一頁都在磁盤上保留一份副本，因此，如果沒有修改，在置換該頁時(shí)就不需要將該頁寫回到磁盤上，以減少系統(tǒng)的開銷;如果已經(jīng)被修改，則將該頁重寫到磁盤上，以保證磁盤中所保留的始終是最新的副本。
• 硬盤地址：用于指出該頁在硬盤上的地址，通常是物理塊號，供調(diào)入該頁時(shí)使用。

這里我整理了虛擬內(nèi)存的管理整個(gè)流程，你可以從下面這張圖看到：

虛擬內(nèi)存的流程

所以，頁面置換算法的功能是，當(dāng)出現(xiàn)缺頁異常，需調(diào)入新頁面而內(nèi)存已滿時(shí)，選擇被置換的物理頁面，也就是說選擇一個(gè)物理頁面換出到磁盤，然后把需要訪問的頁面換入到物理頁。

那其算法目標(biāo)則是，盡可能減少頁面的換入換出的次數(shù)，常見的頁面置換算法有如下幾種：

• 最佳頁面置換算法(OPT)
• 先進(jìn)先出置換算法(FIFO)
• 最近最久未使用的置換算法(LRU)
• 時(shí)鐘頁面置換算法(Lock)
• 最不常用置換算法(LFU)
• 最佳頁面置換算法

最佳頁面置換算法

基本思路是，置換在「未來」最長時(shí)間不訪問的頁面。

所以，該算法實(shí)現(xiàn)需要計(jì)算內(nèi)存中每個(gè)邏輯頁面的「下一次」訪問時(shí)間，然后比較，選擇未來最長時(shí)間不訪問的頁面。

我們舉個(gè)例子，假設(shè)一開始有 3 個(gè)空閑的物理頁，然后有請求的頁面序列，那它的置換過程如下圖：

最佳頁面置換算法

在這個(gè)請求的頁面序列中，缺頁共發(fā)生了 7 次(空閑頁換入 3 次 + 最優(yōu)頁面置換 4 次)，頁面置換共發(fā)生了 4 次。

這很理想，但是實(shí)際系統(tǒng)中無法實(shí)現(xiàn)，因?yàn)槌绦蛟L問頁面時(shí)是動態(tài)的，我們是無法預(yù)知每個(gè)頁面在「下一次」訪問前的等待時(shí)間。

所以，最佳頁面置換算法作用是為了衡量你的算法的效率，你的算法效率越接近該算法的效率，那么說明你的算法是高效的。

先進(jìn)先出置換算法

既然我們無法預(yù)知頁面在下一次訪問前所需的等待時(shí)間，那我們可以選擇在內(nèi)存駐留時(shí)間很長的頁面進(jìn)行中置換，這個(gè)就是「先進(jìn)先出置換」算法的思想。

還是以前面的請求的頁面序列作為例子，假設(shè)使用先進(jìn)先出置換算法，則過程如下圖：

先進(jìn)先出置換算法

在這個(gè)請求的頁面序列中，缺頁共發(fā)生了 10 次，頁面置換共發(fā)生了 7 次，跟最佳頁面置換算法比較起來，性能明顯差了很多。

最近最久未使用的置換算法

最近最久未使用(LRU)的置換算法的基本思路是，發(fā)生缺頁時(shí)，選擇最長時(shí)間沒有被訪問的頁面進(jìn)行置換，也就是說，該算法假設(shè)已經(jīng)很久沒有使用的頁面很有可能在未來較長的一段時(shí)間內(nèi)仍然不會被使用。

這種算法近似最優(yōu)置換算法，最優(yōu)置換算法是通過「未來」的使用情況來推測要淘汰的頁面，而 LRU 則是通過「歷史」的使用情況來推測要淘汰的頁面。

還是以前面的請求的頁面序列作為例子，假設(shè)使用最近最久未使用的置換算法，則過程如下圖：

最近最久未使用的置換算法

在這個(gè)請求的頁面序列中，缺頁共發(fā)生了 9 次，頁面置換共發(fā)生了 6 次，跟先進(jìn)先出置換算法比較起來，性能提高了一些。

雖然 LRU 在理論上是可以實(shí)現(xiàn)的，但代價(jià)很高。為了完全實(shí)現(xiàn) LRU，需要在內(nèi)存中維護(hù)一個(gè)所有頁面的鏈表，最近最多使用的頁面在表頭，最近最少使用的頁面在表尾。

困難的是，在每次訪問內(nèi)存時(shí)都必須要更新「整個(gè)鏈表」。在鏈表中找到一個(gè)頁面，刪除它，然后把它移動到表頭是一個(gè)非常費(fèi)時(shí)的操作。

所以，LRU 雖然看上去不錯(cuò)，但是由于開銷比較大，實(shí)際應(yīng)用中比較少使用。

時(shí)鐘頁面置換算法

那有沒有一種即能優(yōu)化置換的次數(shù)，也能方便實(shí)現(xiàn)的算法呢?

時(shí)鐘頁面置換算法就可以兩者兼得，它跟 LRU 近似，又是對 FIFO 的一種改進(jìn)。

該算法的思路是，把所有的頁面都保存在一個(gè)類似鐘面的「環(huán)形鏈表」中，一個(gè)表針指向最老的頁面。

當(dāng)發(fā)生缺頁中斷時(shí)，算法首先檢查表針指向的頁面：

• 如果它的訪問位位是 0 就淘汰該頁面，并把新的頁面插入這個(gè)位置，然后把表針前移一個(gè)位置;
• 如果訪問位是 1 就清除訪問位，并把表針前移一個(gè)位置，重復(fù)這個(gè)過程直到找到了一個(gè)訪問位為 0 的頁面為止;

我畫了一副時(shí)鐘頁面置換算法的工作流程圖，你可以在下方看到：

時(shí)鐘頁面置換算法

了解了這個(gè)算法的工作方式，就明白為什么它被稱為時(shí)鐘(Clock)算法了。

最不常用算法

最不常用(LFU)算法，這名字聽起來很調(diào)皮，但是它的意思不是指這個(gè)算法不常用，而是當(dāng)發(fā)生缺頁中斷時(shí)，選擇「訪問次數(shù)」最少的那個(gè)頁面，并將其淘汰。

它的實(shí)現(xiàn)方式是，對每個(gè)頁面設(shè)置一個(gè)「訪問計(jì)數(shù)器」，每當(dāng)一個(gè)頁面被訪問時(shí)，該頁面的訪問計(jì)數(shù)器就累加 1。在發(fā)生缺頁中斷時(shí)，淘汰計(jì)數(shù)器值最小的那個(gè)頁面。

看起來很簡單，每個(gè)頁面加一個(gè)計(jì)數(shù)器就可以實(shí)現(xiàn)了，但是在操作系統(tǒng)中實(shí)現(xiàn)的時(shí)候，我們需要考慮效率和硬件成本的。

要增加一個(gè)計(jì)數(shù)器來實(shí)現(xiàn)，這個(gè)硬件成本是比較高的，另外如果要對這個(gè)計(jì)數(shù)器查找哪個(gè)頁面訪問次數(shù)最小，查找鏈表本身，如果鏈表長度很大，是非常耗時(shí)的，效率不高。

但還有個(gè)問題，LFU 算法只考慮了頻率問題，沒考慮時(shí)間的問題，比如有些頁面在過去時(shí)間里訪問的頻率很高，但是現(xiàn)在已經(jīng)沒有訪問了，而當(dāng)前頻繁訪問的頁面由于沒有這些頁面訪問的次數(shù)高，在發(fā)生缺頁中斷時(shí)，就會可能會誤傷當(dāng)前剛開始頻繁訪問，但訪問次數(shù)還不高的頁面。

那這個(gè)問題的解決的辦法還是有的，可以定期減少訪問的次數(shù)，比如當(dāng)發(fā)生時(shí)間中斷時(shí)，把過去時(shí)間訪問的頁面的訪問次數(shù)除以 2，也就說，隨著時(shí)間的流失，以前的高訪問次數(shù)的頁面會慢慢減少，相當(dāng)于加大了被置換的概率。

磁盤調(diào)度算法

我們來看看磁盤的結(jié)構(gòu)，如下圖：

磁盤的結(jié)構(gòu)

常見的機(jī)械磁盤是上圖左邊的樣子，中間圓的部分是磁盤的盤片，一般會有多個(gè)盤片，每個(gè)盤面都有自己的磁頭。右邊的圖就是一個(gè)盤片的結(jié)構(gòu)，盤片中的每一層分為多個(gè)磁道，每個(gè)磁道分多個(gè)扇區(qū)，每個(gè)扇區(qū)是 512 字節(jié)。那么，多個(gè)具有相同編號的磁道形成一個(gè)圓柱，稱之為磁盤的柱面，如上圖里中間的樣子。

磁盤調(diào)度算法的目的很簡單，就是為了提高磁盤的訪問性能，一般是通過優(yōu)化磁盤的訪問請求順序來做到的。

尋道的時(shí)間是磁盤訪問最耗時(shí)的部分，如果請求順序優(yōu)化的得當(dāng)，必然可以節(jié)省一些不必要的尋道時(shí)間，從而提高磁盤的訪問性能。

假設(shè)有下面一個(gè)請求序列，每個(gè)數(shù)字代表磁道的位置：

98，183，37，122，14，124，65，67

初始磁頭當(dāng)前的位置是在第 53 磁道。

接下來，分別對以上的序列，作為每個(gè)調(diào)度算法的例子，那常見的磁盤調(diào)度算法有：

• 先來先服務(wù)算法
• 最短尋道時(shí)間優(yōu)先算法
• 掃描算法算法
• 循環(huán)掃描算法
• LOOK 與 C-LOOK 算法

先來先服務(wù)

先來先服務(wù)(First-Come，F(xiàn)irst-Served，F(xiàn)CFS)，顧名思義，先到來的請求，先被服務(wù)。

那按照這個(gè)序列的話：

98，183，37，122，14，124，65，67

那么，磁盤的寫入順序是從左到右，如下圖：

 

先來先服務(wù)

先來先服務(wù)算法總共移動了 640 個(gè)磁道的距離，這么一看這種算法，比較簡單粗暴，但是如果大量進(jìn)程競爭使用磁盤，請求訪問的磁道可能會很分散，那先來先服務(wù)算法在性能上就會顯得很差，因?yàn)閷さ罆r(shí)間過長。

最短尋道時(shí)間優(yōu)先

最短尋道時(shí)間優(yōu)先(Shortest Seek First，SSF)算法的工作方式是，優(yōu)先選擇從當(dāng)前磁頭位置所需尋道時(shí)間最短的請求，還是以這個(gè)序列為例子：

98，183，37，122，14，124，65，67

那么，那么根據(jù)距離磁頭( 53 位置)最近的請求的算法，具體的請求則會是下列從左到右的順序：

65，67，37，14，98，122，124，183

最短尋道時(shí)間優(yōu)先

磁頭移動的總距離是 236 磁道，相比先來先服務(wù)性能提高了不少。

但這個(gè)算法可能存在某些請求的饑餓，因?yàn)楸敬卫游覀兪庆o態(tài)的序列，看不出問題，假設(shè)是一個(gè)動態(tài)的請求，如果后續(xù)來的請求都是小于 183 磁道的，那么 183 磁道可能永遠(yuǎn)不會被響應(yīng)，于是就產(chǎn)生了饑餓現(xiàn)象，這里產(chǎn)生饑餓的原因是磁頭在一小塊區(qū)域來回移動。

掃描算法

最短尋道時(shí)間優(yōu)先算法會產(chǎn)生饑餓的原因在于：磁頭有可能再一個(gè)小區(qū)域內(nèi)來回得移動。

為了防止這個(gè)問題，可以規(guī)定：磁頭在一個(gè)方向上移動，訪問所有未完成的請求，直到磁頭到達(dá)該方向上的最后的磁道，才調(diào)換方向，這就是掃描(Scan)算法。

這種算法也叫做電梯算法，比如電梯保持按一個(gè)方向移動，直到在那個(gè)方向上沒有請求為止，然后改變方向。

還是以這個(gè)序列為例子，磁頭的初始位置是 53：

98，183，37，122，14，124，65，67

那么，假設(shè)掃描調(diào)度算先朝磁道號減少的方向移動，具體請求則會是下列從左到右的順序：

37，14，0，65，67，98，122，124，183

 

掃描算法

 

磁頭先響應(yīng)左邊的請求，直到到達(dá)最左端( 0 磁道)后，才開始反向移動，響應(yīng)右邊的請求。

掃描調(diào)度算法性能較好，不會產(chǎn)生饑餓現(xiàn)象，但是存在這樣的問題，中間部分的磁道會比較占便宜，中間部分相比其他部分響應(yīng)的頻率會比較多，也就是說每個(gè)磁道的響應(yīng)頻率存在差異。

循環(huán)掃描算法

掃描算法使得每個(gè)磁道響應(yīng)的頻率存在差異，那么要優(yōu)化這個(gè)問題的話，可以總是按相同的方向進(jìn)行掃描，使得每個(gè)磁道的響應(yīng)頻率基本一致。

循環(huán)掃描(Circular Scan, CSCAN )規(guī)定：只有磁頭朝某個(gè)特定方向移動時(shí)，才處理磁道訪問請求，而返回時(shí)直接快速移動至最靠邊緣的磁道，也就是復(fù)位磁頭，這個(gè)過程是很快的，并且返回中途不處理任何請求，該算法的特點(diǎn)，就是磁道只響應(yīng)一個(gè)方向上的請求。

還是以這個(gè)序列為例子，磁頭的初始位置是 53：

98，183，37，122，14，124，65，67

那么，假設(shè)循環(huán)掃描調(diào)度算先朝磁道增加的方向移動，具體請求會是下列從左到右的順序：

65，67，98，122，124，183，199，0，14，37

 

循環(huán)掃描算法

 

磁頭先響應(yīng)了右邊的請求，直到碰到了最右端的磁道 199，就立即回到磁盤的開始處(磁道 0)，但這個(gè)返回的途中是不響應(yīng)任何請求的，直到到達(dá)最開始的磁道后，才繼續(xù)順序響應(yīng)右邊的請求。

循環(huán)掃描算法相比于掃描算法，對于各個(gè)位置磁道響應(yīng)頻率相對比較平均。

LOOK 與 C-LOOK算法

我們前面說到的掃描算法和循環(huán)掃描算法，都是磁頭移動到磁盤「最始端或最末端」才開始調(diào)換方向。

那這其實(shí)是可以優(yōu)化的，優(yōu)化的思路就是磁頭在移動到「最遠(yuǎn)的請求」位置，然后立即反向移動。

那針對 SCAN 算法的優(yōu)化則叫 LOOK 算法，它的工作方式，磁頭在每個(gè)方向上僅僅移動到最遠(yuǎn)的請求位置，然后立即反向移動，而不需要移動到磁盤的最始端或最末端，反向移動的途中會響應(yīng)請求。

LOOK 算法

而針 C-SCAN 算法的優(yōu)化則叫 C-LOOK，它的工作方式，磁頭在每個(gè)方向上僅僅移動到最遠(yuǎn)的請求位置，然后立即反向移動，而不需要移動到磁盤的最始端或最末端，反向移動的途中不會響應(yīng)請求。

C-LOOK 算法