Новини освіти і науки:

G+

Тлумачний словник
Авто
Автоматизація
Архітектура
Астрономія
Аудит
Біологія
Будівництво
Бухгалтерія
Винахідництво
Виробництво
Військова справа
Генетика
Географія
Геологія
Господарство
Держава
Дім
Екологія
Економетрика
Економіка
Електроніка
Журналістика та ЗМІ
Зв'язок
Іноземні мови
Інформатика
Історія
Комп'ютери
Креслення
Кулінарія
Культура
Лексикологія
Література
Логіка
Маркетинг
Математика
Машинобудування
Медицина
Менеджмент
Метали і Зварювання
Механіка
Мистецтво
Музика
Населення
Освіта
Охорона безпеки життя
Охорона Праці
Педагогіка
Політика
Право
Програмування
Промисловість
Психологія
Радіо
Регилия
Соціологія
Спорт
Стандартизація
Технології
Торгівля
Туризм
Фізика
Фізіологія
Філософія
Фінанси
Хімія
Юриспунденкция

КОНСПЕКТ ЛЕКЦІЙ 3 страница

В багатьох системах є механізми, що забезпечують використання обох кодів та взаємне представлення одного коду в інший.

Група взаємозв’язаних символів називається – полем. Поля бувають – числові, алфавітні, алфавітно–цифрові. Спеціальні символи – символьне поле.

Група взаємозв’язаних полів – це запис.

Ключ запису – це керуюче поле, яке однозначно ідентифікує даний запис.

Група взаємозв’язаних записів – це файл.

Найвищий рівень ієрархії даних часто називають – базою даних. База даних складається з групи взаємозв’язаних файлів.

Об’єднання в блоки та буферизація

Фізичний запис або блок – це одиниця інформації, яка реально читається з пристрою, або записується на нього.

Логічний запис – це сукупність даних, яка розглядається як одне ціле.

Якщо кожний фізичний запис вміщує тільки один логічний запис, то такий файл складається із не зблокованих записів.

Якщо кожний фізичний запис може вміщувати декілька логічних, то такий файл складається з записів, об’єднаних в блоки, або зблокованих записів.

У файлі з записами фіксованої довжини, всі записи мають однакову довжину, а розмір блоку звичайно є цілим кратним розміру запису.

У файлі з записами змінної довжини записи можуть мінятися за розміром до розміру блоку.

Формати записів

BL – довжина блоку; RL – довжина запису; Поля лічильників вміщають різноманітну керуючу інформацію: номер циліндра; номер головки; номер запису; довжина поля даних; контрольні байти.

Буферування – дозволяє виконувати обчислення одночасно з операціями вводу–виводу.

В основній пам’яті виділяються певні ділянки, де можна розташувати декілька фізичних блоків файлу одразу. Кожна з таких ділянок називається буфером.

Найбільш поширена схема буферизації – називається подвійною буферизацією і працює таким чином.

Розглянемо на прикладі виводу даних.

Існує два буфери.

- Спочатку записи, що формуються працюючим процесом, розміщуються в першому буфері, доки він не заповниться.

- Після цього ініціюється передача блоку даних з першого буферу в зовнішню пам’ять.

- Під час виконання цієї передачі процес продовжує формувати записи, які тепер розміщуються в другому буфері.

- Коли другий буфер заповниться та закінчиться передача даних з першого буферу, ініціюється передача даних з другого буферу.

- Процес продовжує роботу та формує записи, які тепер знову розміщуються в перший буфер.

Таке перемикання з буферу на буфер дозволяє виконувати операції вводу–виводу паралельно з обчисленнями.

Організація файлів

Під організацією файлів розуміється спосіб розміщення записів файла в зовнішній пам’яті. Зараз найбільш відомі такі види організації файлів:

1. Послідовна. Записи розташовуються у фізичному порядку. „Наступний” запис – це запис, який фізично іде слідом за попереднім. Така організація застосовується для файлів, що зберігаються на магнітній стрічці, виводяться на друк, перфокарти, перфострічки і т.п., тому що вони в принципі є послідовними носіями даних. Файли на дисках також можуть мати послідовну організацію.

2. Індексно–послідовна. Записи розташовуються в логічній послідовності у відповідності із значенням ключів, які є в кожному записі. В системі маємо спеціальний системний індекс, де вказані фізичні адреси певних головних записів. Доступ до індексно–послідовних записів може відбуватись послідовно відповідно до зростання (зменшення) значення ключа, або безпосередньо за ключем, шляхом пошуку за системним індексом. Такі файли звичайно зберігаються на дисках.

3. Пряма. Доступ до записів відбувається прямо (довільно) за їх фізичними адресами на запам’ятовуючому пристрої прямого доступу (ЗППД). Прикладна програма розміщує записи на ЗППД в довільному (зручному) неї порядку. Файли прямої організації вимагають, щоб користувач мав детальне представлення про фізичні особливості зовнішніх ЗП, на яких зберігаються файли.

4. Бібліотечна. Це файл, який складається з послідовних підфайлів. Кожний послідовний підфайл називається елементом або геном файлу. Початкова адреса кожного такого елементу зберігається в директорії файлу. Такі файли часто використовуються для зберігання програмних бібліотек.

Ці види організації файлів мають багато варіантів, які застосовуються в реальних системах.

Носій записів, який використовується в кожному конкретному зовнішньому ЗП називається томом.

Методи доступу

В ОС, як правило, реалізуються декілька методів доступу. Метод доступу(access method) – це сукупність угод та засобів, за допомогою яких реалізується заданий спосіб обміну фізичними записами файла.

Виділяють дві категорії МД:

- метод доступу з чергами (queued access method, QAM);

- базисні методи доступу.(basic access method, BAM).

Перший застосовується в тих випадках, коли послідовність обробки записів можна передбачити. Наприклад, при послідовній та індексно–послідовній організації файлів. У них передбачається випереджуюча буферизація та планування операцій вводу–виводу, т.п. Ці засоби, направлені на те, щоб, по можливості, до кінця обробки одного запису наступний запис був готовий до обробки. В оперативній пам’яті в кожний конкретний момент часу знаходиться більше одного запису. Це дозволяє суміщати обробку записів та виконання операцій вводу–виводу.

Ці методи доступу забезпечують також автоматичне блокування та деблокування записів, так що користувач може про це не думати.

Базисні методи доступу застосовуються звичайно у випадках, коли послідовність обробки записів передбачити не можливо. Кожна процедура обміну даними викликається, відповідним оператором вводу–виводу в програмі, що виконується. ОС не забезпечує автоматичне блокування, деблокування, попередню буферизацію та синхронізацію операцій обміну з обробкою.

Ці методи застосовуються в ситуаціях, коли прикладним програмам користувача треба керувати доступом до записів, але без небажаних накладних витрат, що властиво методам доступу чергами.

Базисними методами читаються та записуються фізичні блоки. Блокування та деблокування (якщо вони необхідні в конкретному випадку) виконує сам користувач.

Характеристики файлів

Для файлів, як правило, вказують такі характеристики:

1. Змінність. Ця характеристика пов’язана з тим, як часто заносяться у файл нові записи, та вилучаються старі. Коли ця частота мала, файл називається статичним, велика – динамічним або змінним файлом.

2. Активність. Визначається процентом записів файлів, що обробляються за час якогось періоду роботи з пам’яттю.

3. Розмір. Визначає кількість інформації, що зберігається у файлі.

Файлова система

Як вже відзначалося, файлова система – це важливий компонент ОС. Вона вміщує, як правило, такі засоби:

1. Методи доступу. Визначають конкретну організацію доступу до даних, що зберігаються у файлах.

2. Засоби керування файлами. Забезпечують зберігання файлів, звертання до них, колективне керування та захист.

3. Засоби керування зовнішньою пам’яттю. Забезпечують розподіл простору зовнішньої пам’яті для розміщення файлів.

4. Засоби забезпечення цілісності файлів. Вони покликані гарантувати збереження інформації файлу.

Гарантована цілісність файлу означає, що у файлі завжди буде зберігатись лише та інформація, яка в ньому повинна бути, тобто та, яку визначає користувач.

Головне завдання файлової системи – це розподіл простору зовнішньої пам’яті та керування її роботою, зокрема, роботою дискової пам’яті.

Розглянемо приклад:

Маємо велику обчислювальну систему, що працює в режимі розподілу часу та обслуговує до 100 терміналів, до яких може мати доступ декілька тисяч користувачів. Кожний із, користувачів може мати в обчислювальній системі декілька рахунків, за допомогою яких виконується облік робіт, що виконується за різними проектами. Із кожною роботою може бути пов’язана велика кількість файлів.

У великих системах розподілу часу на кожну роботу припадає 10..100 файлів. Таким чином в дисковій пам’яті системи може знаходитись до 100 тисяч файлів.

Необхідно мати можливість швидкого доступу до цих файлів, щоб забезпечити малий час відповіді на запит користувачів.

Файлова система в цьому випадку може бути організована таким чином (рис.)

Кореневий вузол показує, в якому місці дискової пам’яті починається кореневий каталог, в якому в свою чергу вміщуються адреси різних каталогів користувачів. Каталог користувача вміщує по одному запису для кожного з файлів користувача. Кожний запис показує в якому місці дискової пам’яті зберігається відповідний файл.

Імена файлів повинні бути унікальними тільки в рамках певного каталогу користувача. В той же час системне ім’я файла повинно бути унікальним в рамках файлової системи. В файлових системах з ієрархічною структурою системне ім’я файлу звичайно формується як ім’я шляху від кореневої директорії до цього файлу.

Виділення та звільнення місця в пам’яті

Проблема виділення та звільнення місця в дисковій пам’яті в дечому нагадує проблему розподілення основної пам’яті при мультипрограмуванні із змінними розділами.

Якщо бажано розміщувати файли в сусідніх ділянках дискової пам’яті, то ці ділянки необхідно зібрати разом. Але, оскільки, в процесі роботи системи файли спотворюються і знищуються, з часом простір дискової пам’яті звичайно робиться все більш фрагментованим. У зв’язку з цим при розміщенні наступних файлів вони розміщуються розкиданими блоками.

Один із можливих способів розв’язку цієї проблеми полягає в тому, щоб періодично виконувати ущільнення вмісту пам’яті – „збирання сміття.” Файли можна реорганізувати таким чином, щоб вони займали сусідні ділянки дискової пам’яті, а вільні ділянки можна зібрати в єдиний блок або групу великих блоків. Деякі системи передбачають динамічне збирання сміття в процесі роботи (як правило, в не робочий час). Система може вибирати для реорганізації файли тих користувачів, які в біжучий момент не працюють, або файли, до яких не було звертання на протязі довгого часу.

При створені ефективної файлової системи необхідно чітко уявляти собі, який контингент користувачів вона буде обслуговувати. Зокрема, треба знати кількість користувачів, середню кількість файлів на одного користувача, характер задач, що розв’язуються, та інше. Ці файли необхідно ретельно аналізувати, для того, щоб визначити найбільш раціональні форми організації файлів і їх директорій.

Зв’язаний розподіл пам’яті

При такому розподілі кожному файлу відводиться одна неперервна ділянка зовнішньої пам’яті. Користувач завчасно вказує розмір ділянки, необхідної для розміщення створюваного файла. Якщо потрібної за розміром неперервної вільної області нема, файл створити не можливо.

Позитивним в такому розподілі є те, що послідовні логічні записи розміщуються, як правило, фізично поруч. Це підвищує швидкість доступу.

Каталоги файлів у системах із зв’язаним розподілом розміщаються досить просто. Для кожного файлу необхідно зберігати тільки початкову адресу та довжину файла.

Зв’язаний розподіл має і певні недоліки. Коли файли знищуються, простір, який вони займають, повертається в список вільних ресурсів. Цей простір надається для розміщення нових файлів, які повинні за розміром відповідати вільним ділянкам. Таким чином, сусідні вільні області зовнішньої пам’яті необхідно об’єднувати, може бути періодичне ущільнення пам’яті, для того, щоб створювались великі вільні ділянки для розміщення нових файлів. При умові, коли розміри файлів з часом міняються, зв’язаний розподіл може бути нераціональним.

Незв’язаний розподіл пам’яті

Його поширення викликано тим, що файли з часом або збільшуються, або зменшуються, а користувач, як правило, завчасно не знає, якого розміру будуть його файли.

1) Розподіл за допомогою списків секторів

Дискова пам’ять розглядається як набір індивідуальних секторів. Файли складаються з секторів, які можуть знаходитись в різних місцях дискової пам’яті. Сектори, що належать одному файлу, вміщують посилки–покажчики один на одного, які створюють список. У списку вільного простору вміщуються всі вільні сектори дискової пам’яті.

Коли з’являється необхідність збільшити розмір файлу, відповідний процес робить запит на додаткову кількість секторів з числа вільних. Файли, розмір яких зменшується, повертають сектори, що вивільнилися у список вільного простору. Проблеми ущільнення пам’яті не виникає.

Цей метод має певні недоліки:

1. Оскільки записи файлу можуть розміщуватись в різних місцях дискової пам’яті, вибірка логічно суміжних записів може бути пов’язана з довготривалими пошуками.

2. Також маємо накладні витрати машинного часу для обробки посилок–покажчиків.

3. Зберігання покажчиків в елементах списків веде до зменшення об’єму пам’яті, що надається для зберігання даних.

2) Поблочний розподіл

Існує схема, що забезпечує більш ефективне керування зовнішньою пам’яттю і при цьому зменшує витрати машинного часу. Вона об’єднує методи зв’язаного та незв’язаного розподілу.

В цій схемі пам’ять розподіляється не індивідуальними секторами, а блоками суміжних секторів (екстентами). При виділенні нових блоків, система намагається вибрати вільні блоки як можна ближче до вже існуючих блоків файла. При кожному звертанні до файла спочатку визначається відповідний блок, а потім відповідний сектор в рамках цього блоку.

Існує декілька способів реалізації систем поблочного розподілення: за допомогою:

- ланцюжків блоків;

- ланцюжків індексних блоків;

- таблиць відображення.

а) Схема з ланцюжками блоків.

Рядок в каталогу користувача вказує на перший блок файлу. Кожний з блоків фіксованої довжини, що входить до складу файлу, вміщує дві частини: блок даних та покажчик на наступний блок. Мінімальна одиниця пам’яті, що виділяється –– це блок фіксованого розміру, який включає, як правило, багато секторів. Звичайно, розмір блоку вибирається рівним повній доріжці дискового накопичувача. Для знаходження конкретного запису необхідно продивитися ланцюжок блоків, знайти відповідний блок, а потім проглянути цей блок, доки не буде знайдений відповідний запис.

Перегляд ланцюжка блоків необхідно починати з самого початку. А оскільки блоки розкидані по всьому диску, то процес перегляду може займати багато часу, який втрачається на переміщення головок диску.

При такому підході виконувати вставки та виключення блоків досить легко – це робиться шляхом модифікації покажчиків попереднього блоку. В деяких системах для прискорення перегляду та пошуку необхідних записів в списках застосовується подвійне зв’язування, тобто формуються як прямі, так і зворотні посилки між блоками. Перегляд може відбуватись в довільному напрямі.

б) Схема з ланцюжками індексів.

Покажчики розміщуються в окремі індексні блоки. Кожний індексний блок вміщує фіксовану кількість елементів. Кожний рядок – стаття, вміщує ідентифікатор запису та покажчик на цей запис. Якщо для опису файла необхідно більш ніж один індексний блок, то організується ланцюжок індексних блоків.

Основна перевага ланцюжків індексних блоків у порівнянні з звичайними ланцюжками блоків полягає в тому, що для пошуку потрібного блоку досить продивитися тільки самі індексні блоки.

Для скорочення часу пошуку індексні блоки можна розташувати поряд один одного в зовнішній пам’яті. Якщо вимагається дуже швидкий пошук, індексні блоки можуть зберігатись в основній пам'яті.

Після того, як за допомогою індексних блоків виявлено місцезнаходження відповідного запису, блок даних, що вміщує цей запис, переписується в основну пам’ять.

Основний недолік такої схеми полягає в тому, що для встановлення додаткових записів може бути необхідною повна перебудова структури індексних блоків.

в) Схема з таблицями поблочного відображення.

Замість покажчиків використовуються номери блоків. Звичайно ці номери легко перетворюються у фактичні адреси блоків з врахуванням геометрії диска. Маємо таблицю відображення фактів, в якій вміщується по одному рядку на кожний блок диску.

Рядок в каталогу користувача вказує на рядок таблиці відображення, що відповідає першому блоку даного файлу. Кожний рядок таблиці відображення містить номер наступного блоку даного файлу. Таким чином, всі блоки файлу можемо знайти, послідовно проглядаючи рядки таблиці відображення файлів.

В тих рядках таблиці відображення файлів, які відповідають останнім блокам файлів, звичайно записується деяке граничне значення, наприклад “Nil”, яке позначає, що цим блоком завершується даний файл.

У деяких рядках таблиці відображення записується ознака “Вільний”, яка позначає, що цей блок може бути виділений при черговому запису. Система може або проглядати таблицю відображення файлів, для того, щоб знайти вільний блок, або може просто вести список вільних блоків.

Представлену таблицю відображення файлів можна модифікувати, якщо включити в неї ідентифікатори записів для того, щоб при пошуку потрібного запису в більшості випадків можна було б обмежитись переглядом тільки таблиці відображення файлів.

Основна перевага такої схеми полягає в тому, що за таблицею відображення можна зробити висновок про фізичне сусідство блоків, що розташовані на диску.

Коли з’являється необхідність виділення нового блоку, відносно легко знайти вільний блок пам’яті, який знаходиться досить близько від інших блоків даного файлу.

Ця схема спрощує операції по установці та вилученню записів.

Дескриптор файлу (file descriptor)

Дескриптор файлу або блок керування файлом – це керуючий блок, який вміщує інформацію, необхідну системі для виконання різних операцій з файлом. Це структура, яка сильно залежить від конкретної системи. Як правило, дескриптор містить наступну інформацію:

- символічне ім.’я файлe;

- розміщення файлу в зовнішній пам’яті;

- тип організації файлу (послідовна, індексно- послідовна і т.п.);

- тип пристрою;

- дані для керування доступом;

- тип файлу (дані, об’єктна програма, вихідна програма на конкретній мові і т.п.);

- диспозиція (постійний або тимчасовий робочий файл);

- дата та час створення файлу;

- дата знищення;

- дата і час останньої модифікації;

- лічильники активності доступу (наприклад, кількість звертань по читанню).

Як правило, дескриптори файлів зберігаються в зовнішній пам’яті. Вони передаються в основну пам’ять тільки після відкриття відповідного файлу. Дескриптором файлу керує файлова система – користувач не може безпосередньо до нього звертатись.

Матриця керування доступом

Один з можливих способів керування доступом до файлів полягає в тому, щоб створити двомірну матрицю керування доступом, в якій показані всі файли системи.

Файл

Користувач

Елемент A_{i j} приймає значення 1, якщо користувачу і дозволяється доступ до файлу j; в протилежному випадку A_{i j} = 0.

У системі з великою кількістю користувачів та файлів ця матриця може виявитись дуже великою і при тому дуже розрідженою. Надання одному користувачу права доступу до файлів другого користувача це скоріше виняток, ніж правило.

Щоб така матриця керування доступом була корисна для реальних систем, доцільно використовувати спеціальні коди для різних прав доступу, таких як:

“тільки для читання”;

“тільки для записів”;

“тільки для виконання”;

“для читання – записів”,

і т.п.

Керування доступом в залежності від класів користувачів

Матриця може бути такою великою, що реалізувати її практично неможливо. Існує спосіб, що вимагає значно менше місця в пам'яті системи – це керування доступом до файлів в залежності від класів користувачів. Звичайна класифікація передбачає такі категорії:

“Власник” – це користувач, який створив даний файл;

“Вказаний, допущений користувач” - власник файлу вказує, що з його файлом може працювати інша людина;

“Група” або “Проект”. Користувачі часто є членами групи, що разом працюють над конкретним проектом. В такому випадку всім членам такої групи надається доступ до певних файлів.

“Загальнодоступний” - доступ дозволяється для якого завгодно користувача даної системи. Поняття “загальнодоступний” означає, що користувачам дозволяється читати або використовувати файл, а робити записи в ньому забороняється.

Копіювання та відновлення інформації

ОС взагалі та файлові системи зокрема повинні розроблятися з врахуванням можливості руйнування інформації.

Найбільш розповсюджений спосіб – періодичне копіювання. Але це не виключає можливості втратити всіх змін у файлі з моменту його останнього копіювання.

Ще один спосіб – реєстрація, протоколювання всіх змін у файлі. Така надлишковість може бути досить дорогою, але дозволяє реконструювати всю роботу. При умові, звичайно, що диск реєстрування (журнальний) не виявився також зіпсованим.

Не існує ніяких засобів, що гарантують абсолютну безпечність файлів.

Схема періодичного копіювання має декілька недоліків:

- на час копіювання може виникнути необхідність закрити систему для звичайних користувачів;

- розміри файлових систем можуть бути дуже великі і дублювання може вимагати багато машинного часу;

- відновити інформацію можна тільки до стану останньої копії.

Перевага періодичного копіювання – дозволяє реорганізувати файлову систему таким чином, щоб блоки файлів користувачів, що розкинуті по дисковій пам’яті, можна розмістити більш компактно, поруч один з одним. Це звичайно, дає можливість більш швидкого доступу до файлів користувачів.

Періодичне копіювання не влаштовує, якщо відновлення треба робити швидко, за останнім станом системи. Для цього є ефективніший спосіб – „інкрементний”, або покроковий „дампінг”. Всі файли, вміст яких обновлюється під час роботи з терміналом, починаються спеціальними ознаками. Коли користувач відключається від системи, список усіх цих файлів, передається певному системному процесу, який виконує їх копіювання. Недолік – він не допоможе, коли в момент збою користувач знаходиться ближче до кінця довготривалого сеансу роботи з терміналом.

Для систем, в яких втрата результатів навіть мінімальної кількості робіт є недопустимою, більш підходить спосіб протоколювання (занесення в журнал) звертань. Тут кожна зміна дублюється в той же час, коли вона відбулася. Таку інтенсивність дублювання легше забезпечити для інтерактивних систем, де загальний об’єм робіт обмежується відносно низькими швидкостями відповіді людини.

Планування роботи з дисковою пам’яттю

Для того, щоб отримати можливість доступу до конкретного запису даних, що розташований на диску з головками, що переміщаються, в загальному випадку необхідно виконати декілька операцій (Рис. __).

Рис. __

Група доріжок, що знаходиться під всіма головками читання-запису в конкретному положення каретки, створює вертикальний циліндр.

Час, що витрачається на переміщення ділянки поверхні з біжучого положення в положення під головкою читання, називається часом очікування.

Таким чином, для пошуку конкретного запису даних треба:

- перш за все каретку треба встановити на відповідний циліндр (це пошук циліндру);

- потім треба чекати, коли під головкою опиниться точка на диску, що обертається, з якої починається запис (це пошук запису або пошук на доріжці, з яким зв’язаний час очікування).

- потім сам запис, який в принципі може мати довільний розмір (до повного кола), повинен пройти під головкою читання-запису (час передачі).

Кожна з цих операцій зв’язана з механічним рухом, тому загальний час доступу до конкретного запису (досяжність) ≈ 0,01 сек., що досить багато в порівняні з роботою ЦП.

Призначення планування

В багатопрограмних обчислювальних системах одночасно виконується багато процесів, які можуть генерувати запити на звертання до дисків.

Оскільки ці процеси роблять запити значно швидше, ніж їх обслуговують дискові пристрої, в яких головки переміщаються, то до кожного пристрою формується черга запитів.

В деяких обчислювальних системах ці запити обслуговуються в порядку надходження, тобто за принципом FCFS (First Come First Served, перший, що прийшов, обслуговується першим).

Це справедливий метод надання послуг, але при підвищенні частоти запитів, тобто навантаження, він може приводити до дуже великих затримок.

Для методу FCFS характерним є випадковість пошуку, при якому запити, що надходять послідовно, можуть викликати досить довгі в часі підводи головок від самих зовнішніх до самих внутрішніх циліндрів.

Щоб звести до мінімуму час пошуку, доцільно навести порядок в запитах, за яким –небудь іншим принципом, ніж FCFS. Цей порядок і називається плануванням роботи з диском.

Рис. __

Планування вимагає ретельного аналізу запитів, що очікуютьв черзі для того, щоб визначити найбільш ефективний порядок їх обслуговування. Планувальник дискової пам’яті аналізує позиційні взаємозв’язки між запитами, що очікують. Після чого черга запитів перебудовується таким чином, щоб їх виконання відбувалось при мінімальних механічних переміщеннях.

Маємо два найбільш поширених види планування:

- оптимізація (за часом) пошуку циліндра;

- оптимізація (за часом) очікування запису.

Оскільки час пошуку циліндрів перевищує час очікування записів, як правило, на порядок, більшість алгоритмів планування ставить за мету мінімізацію часу пошуку циліндрів для деякої множини запитів.

Мінімізація часу очікування дає якийсь ефект тільки при дуже великих навантаженнях.

В умовах малих навантажень (тобто при невеликій середній довжині черги запитів) принцип FCFS можна вважати найбільш прийнятною дисципліною обслуговування запитів.

Читайте також:

<== попередня сторінка	\|	наступна сторінка ==>
КОНСПЕКТ ЛЕКЦІЙ 2 страница	\|	КОНСПЕКТ ЛЕКЦІЙ 4 страница

Не знайшли потрібну інформацію? Скористайтесь пошуком google:

Генерація сторінки за: 0.02 сек.