大廠面試愛問的「調(diào)度算法」，20 張圖一舉拿下
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前言
最近，我偷偷潛伏在各大技術(shù)群，因為秋招在即，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)的知識點考察還是比較多的，大廠就是大廠就愛問基礎知識。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)度機制，分別是「進程調(diào)度/頁面置換/磁盤調(diào)度算法」，供大家復習，希望大家在秋招能斬獲自己心意的 offer。
正文
進程調(diào)度算法
進程調(diào)度算法也稱 CPU 調(diào)度算法，畢竟進程是由 CPU 調(diào)度的。
當 CPU 空閑時，操作系統(tǒng)就選擇內(nèi)存中的某個「就緒狀態(tài)」的進程，并給其分配 CPU。
什么時候會發(fā)生 CPU 調(diào)度呢?通常有以下情況：
- 當進程從運行狀態(tài)轉(zhuǎn)到等待狀態(tài);
- 當進程從運行狀態(tài)轉(zhuǎn)到就緒狀態(tài);
- 當進程從等待狀態(tài)轉(zhuǎn)到就緒狀態(tài);
- 當進程從運行狀態(tài)轉(zhuǎn)到終止狀態(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，當進程正在運行時，它就會一直運行，直到該進程完成或發(fā)生某個事件而被阻塞時，才會把 CPU 讓給其他進程。
而搶占式調(diào)度，顧名思義就是進程正在運行的時，可以被打斷，使其把 CPU 讓給其他進程。那搶占的原則一般有三種，分別是時間片原則、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?假設有一個進程是處于等待狀態(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)先級來進行調(diào)度的，那么它就會立馬搶占正在運行的進程，所以這個時候就會發(fā)生 CPU 調(diào)度。
那第 2 種狀態(tài)通常是時間片到的情況，因為時間片到了就會發(fā)生中斷，于是就會搶占正在運行的進程，從而占用 CPU。
調(diào)度算法影響的是等待時間(進程在就緒隊列中等待調(diào)度的時間總和)，而不能影響進程真在使用 CPU 的時間和 I/O 時間。
接下來，說說常見的調(diào)度算法：
- 先來先服務調(diào)度算法
- 最短作業(yè)優(yōu)先調(diào)度算法
- 高響應比優(yōu)先調(diào)度算法
- 時間片輪轉(zhuǎn)調(diào)度算法
- 最高優(yōu)先級調(diào)度算法
- 多級反饋隊列調(diào)度算法
先來先服務調(diào)度算法
最簡單的一個調(diào)度算法，就是非搶占式的先來先服務(First Come First Severd, FCFS)算法了。
FCFS 調(diào)度算法
顧名思義，先來后到，每次從就緒隊列選擇最先進入隊列的進程，然后一直運行，直到進程退出或被阻塞，才會繼續(xù)從隊列中選擇第一個進程接著運行。
這似乎很公平，但是當一個長作業(yè)先運行了，那么后面的短作業(yè)等待的時間就會很長，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)先選擇運行時間最短的進程來運行，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，一個長作業(yè)在就緒隊列等待運行，而這個就緒隊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)時間變長，致使長作業(yè)長期不會被運行。
高響應比優(yōu)先調(diào)度算法
前面的「先來先服務調(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)。
每次進行進程調(diào)度時，先計算「響應比優(yōu)先級」，然后把「響應比優(yōu)先級」最高的進程投入運行，「響應比優(yōu)先級」的計算公式：
從上面的公式，可以發(fā)現(xiàn)：
- 如果兩個進程的「等待時間」相同時，「要求的服務時間」越短，「響應比」就越高，這樣短作業(yè)的進程容易被選中運行;
- 如果兩個進程「要求的服務時間」相同時，「等待時間」越長，「響應比」就越高，這就兼顧到了長作業(yè)進程，因為進程的響應比可以隨時間等待的增加而提高，當其等待時間足夠長時，其響應比便可以升到很高，從而獲得運行的機會;
時間片輪轉(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間片輪轉(zhuǎn)(Round Robin, RR)調(diào)度算法。
RR 調(diào)度算法
每個進程被分配一個時間段，稱為時間片(Quantum)，即允許該進程在該時間段中運行。
- 如果時間片用完，進程還在運行，那么將會把此進程從 CPU 釋放出來，并把 CPU 分配另外一個進程;
- 如果該進程在時間片結(jié)束前阻塞或結(jié)束，則 CPU 立即進行切換;
另外，時間片的長度就是一個很關(guān)鍵的點：
- 如果時間片設得太短會導致過多的進程上下文切換，降低了 CPU 效率;
- 如果設得太長又可能引起對短作業(yè)進程的響應時間變長;
通常時間片設為 20ms~50ms 通常是一個比較合理的折中值。
最高優(yōu)先級調(diào)度算法
前面的「時間片輪轉(zhuǎn)算法」做了個假設，即讓所有的進程同等重要，也不偏袒誰，大家的運行時間都一樣。
但是，對于多用戶計算機系統(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)度程序能從就緒隊列中選擇最高優(yōu)先級的進程進行運行，這稱為最高優(yōu)先級(Highest Priority First，HPF)調(diào)度算法。
進程的優(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)建進程時候，就已經(jīng)確定了優(yōu)先級了，然后整個運行時間優(yōu)先級都不會變化;
- 動態(tài)優(yōu)先級：根據(jù)進程的動態(tài)變化調(diào)整優(yōu)先級，比如如果進程運行時間增加，則降低其優(yōu)先級，如果進程等待時間(就緒隊列的等待時間)增加，則升高其優(yōu)先級，也就是隨著時間的推移增加等待進程的優(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：當就緒隊列中出現(xiàn)優(yōu)先級高的進程，運行完當前進程，再選擇優(yōu)先級高的進程。
- 搶占式：當就緒隊列中出現(xiàn)優(yōu)先級高的進程，當前進程掛起，調(diào)度優(yōu)先級高的進程運行。
但是依然有缺點，可能會導致低優(yōu)先級的進程永遠不會運行。
多級反饋隊列調(diào)度算法
多級反饋隊列(Multilevel Feedback Queue)調(diào)度算法是「時間片輪轉(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」表示有多個隊列，每個隊列優(yōu)先級從高到低，同時優(yōu)先級越高時間片越短。
- 「反饋」表示如果有新的進程加入優(yōu)先級高的隊列時，立刻停止當前正在運行的進程，轉(zhuǎn)而去運行優(yōu)先級高的隊列;
多級反饋隊列
來看看，它是如何工作的：
- 設置了多個隊列，賦予每個隊列不同的優(yōu)先級，每個隊列優(yōu)先級從高到低，同時優(yōu)先級越高時間片越短;
- 新的進程會被放入到第一級隊列的末尾，按先來先服務的原則排隊等待被調(diào)度，如果在第一級隊列規(guī)定的時間片沒運行完成，則將其轉(zhuǎn)入到第二級隊列的末尾，以此類推，直至完成;
- 當較高優(yōu)先級的隊列為空，才調(diào)度較低優(yōu)先級的隊列中的進程運行。如果進程運行時，有新進程進入較高優(yōu)先級的隊列，則停止當前運行的進程并將其移入到原隊列末尾，接著讓較高優(yōu)先級的進程運行;
可以發(fā)現(xiàn)，對于短作業(yè)可能可以在第一級隊列很快被處理完。對于長作業(yè)，如果在第一級隊列處理不完，可以移入下次隊列等待被執(zhí)行，雖然等待的時間變長了，但是運行時間也會更長了，所以該算法很好的兼顧了長短作業(yè)，同時有較好的響應時間。
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 CPU 訪問的頁面不在物理內(nèi)存時，便會產(chǎn)生一個缺頁中斷，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
- 在 CPU 里訪問一條 Load M 指令，然后 CPU 會去找 M 所對應的頁表項。
- 如果該頁表項的狀態(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。
- 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。
- 找到磁盤中對應的頁面后，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。
- 頁面從磁盤換入到物理內(nèi)存完成后，則把頁表項中的狀態(tài)位修改為「有效的」。
- 最后，CPU 重新執(zhí)行導致缺頁異常的指令。
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，就說明此時內(nèi)存已滿了，這時候，就需要「頁面置換算法」選擇一個物理頁，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的狀態(tài)改成「無效的」，最后把正在訪問的頁面裝入到這個物理頁中。
這里提一下，頁表項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，供程序訪問時參考。
- 訪問字段：用于記錄該頁在一段時間被訪問的次數(shù)，供頁面置換算法選擇出頁面時參考。
- 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)入該頁時使用。
這里我整理了虛擬內(nèi)存的管理整個流程，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，當出現(xiàn)缺頁異常，需調(diào)入新頁面而內(nèi)存已滿時，選擇被置換的物理頁面，也就是說選擇一個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)
- 先進先出置換算法(FIFO)
- 最近最久未使用的置換算法(LRU)
- 時鐘頁面置換算法(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」最長時間不訪問的頁面。
所以，該算法實現(xiàn)需要計算內(nèi)存中每個邏輯頁面的「下一次」訪問時間，然后比較，選擇未來最長時間不訪問的頁面。
我們舉個例子，假設一開始有 3 個空閑的物理頁，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，但是實際系統(tǒng)中無法實現(xiàn)，因為程序訪問頁面時是動態(tài)的，我們是無法預知每個頁面在「下一次」訪問前的等待時間。
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。
先進先出置換算法
既然我們無法預知頁面在下一次訪問前所需的等待時間，那我們可以選擇在內(nèi)存駐留時間很長的頁面進行中置換，這個就是「先進先出置換」算法的思想。
還是以前面的請求的頁面序列作為例子，假設使用先進先出置換算法，則過程如下圖：
先進先出置換算法
在這個請求的頁面序列中，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，選擇最長時間沒有被訪問的頁面進行置換，也就是說，該算法假設已經(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 在理論上是可以實現(xiàn)的，但代價很高。為了完全實現(xiàn) LRU，需要在內(nèi)存中維護一個所有頁面的鏈表，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)存時都必須要更新「整個鏈表」。在鏈表中找到一個頁面，刪除它，然后把它移動到表頭是一個非常費時的操作。
所以，LRU 雖然看上去不錯，但是由于開銷比較大，實際應用中比較少使用。
時鐘頁面置換算法
那有沒有一種即能優(yōu)化置換的次數(shù)，也能方便實現(xiàn)的算法呢?
時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。
該算法的思路是，把所有的頁面都保存在一個類似鐘面的「環(huán)形鏈表」中，一個表針指向最老的頁面。
當發(fā)生缺頁中斷時，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位置，然后把表針前移一個位置;
- 如果訪問位是 1 就清除訪問位，并把表針前移一個位置，重復這個過程直到找到了一個訪問位為 0 的頁面為止;
我畫了一副時鐘頁面置換算法的工作流程圖，你可以在下方看到：
時鐘頁面置換算法
了解了這個算法的工作方式，就明白為什么它被稱為時鐘(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算法不常用，而是當發(fā)生缺頁中斷時，選擇「訪問次數(shù)」最少的那個頁面，并將其淘汰。
它的實現(xiàn)方式是，對每個頁面設置一個「訪問計數(shù)器」，每當一個頁面被訪問時，該頁面的訪問計數(shù)器就累加 1。在發(fā)生缺頁中斷時，淘汰計數(shù)器值最小的那個頁面。
看起來很簡單，每個頁面加一個計數(shù)器就可以實現(xiàn)了，但是在操作系統(tǒng)中實現(xiàn)的時候，我們需要考慮效率和硬件成本的。
要增加一個計數(shù)器來實現(xiàn)，這個硬件成本是比較高的，另外如果要對這個計數(shù)器查找哪個頁面訪問次數(shù)最小，查找鏈表本身，如果鏈表長度很大，是非常耗時的，效率不高。
但還有個問題，LFU 算法只考慮了頻率問題，沒考慮時間的問題，比如有些頁面在過去時間里訪問的頻率很高，但是現(xiàn)在已經(jīng)沒有訪問了，而當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，就會可能會誤傷當前剛開始頻繁訪問，但訪問次數(shù)還不高的頁面。
那這個問題的解決的辦法還是有的，可以定期減少訪問的次數(shù)，比如當發(fā)生時間中斷時，把過去時間訪問的頁面的訪問次數(shù)除以 2，也就說，隨著時間的流失，以前的高訪問次數(shù)的頁面會慢慢減少，相當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，一般會有多個盤片，每個盤面都有自己的磁頭。右邊的圖就是一個盤片的結(jié)構(gòu)，盤片中的每一層分為多個磁道，每個磁道分多個扇區(qū)，每個扇區(qū)是 512 字節(jié)。那么，多個具有相同編號的磁道形成一個圓柱，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。
尋道的時間是磁盤訪問最耗時的部分，如果請求順序優(yōu)化的得當，必然可以節(jié)省一些不必要的尋道時間，從而提高磁盤的訪問性能。
假設有下面一個請求序列，每個數(shù)字代表磁道的位置：
98，183，37，122，14，124，65，67
初始磁頭當前的位置是在第 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：
- 先來先服務算法
- 最短尋道時間優(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
先來先服務(First-Come，F(xiàn)irst-Served，F(xiàn)CFS)，顧名思義，先到來的請求，先被服務。
那按照這個序列的話：
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
先來先服務算法總共移動了 640 個磁道的距離，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，那先來先服務算法在性能上就會顯得很差，因為尋道時間過長。
最短尋道時間優(yōu)先
最短尋道時間優(yōu)先(Shortest Seek First，SSF)算法的工作方式是，優(yōu)先選擇從當前磁頭位置所需尋道時間最短的請求，還是以這個序列為例子：
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
最短尋道時間優(yōu)先
磁頭移動的總距離是 236 磁道，相比先來先服務性能提高了不少。
但這個算法可能存在某些請求的饑餓，因為本次例子我們是靜態(tài)的序列，看不出問題，假設是一個動態(tài)的請求，如果后續(xù)來的請求都是小于 183 磁道的，那么 183 磁道可能永遠不會被響應，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：磁頭有可能再一個小區(qū)域內(nèi)來回得移動。
為了防止這個問題，可以規(guī)定：磁頭在一個方向上移動，訪問所有未完成的請求，直到磁頭到達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方向移動，直到在那個方向上沒有請求為止，然后改變方向。
還是以這個序列為例子，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
磁頭先響應左邊的請求，直到到達最左端( 0 磁道)后，才開始反向移動，響應右邊的請求。
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的頻率會比較多，也就是說每個磁道的響應頻率存在差異。
循環(huán)掃描算法
掃描算法使得每個磁道響應的頻率存在差異，那么要優(yōu)化這個問題的話，可以總是按相同的方向進行掃描，使得每個磁道的響應頻率基本一致。
循環(huán)掃描(Circular Scan, CSCAN )規(guī)定：只有磁頭朝某個特定方向移動時，才處理磁道訪問請求，而返回時直接快速移動至最靠邊緣的磁道，也就是復位磁頭，這個過程是很快的，并且返回中途不處理任何請求，該算法的特點，就是磁道只響應一個方向上的請求。
還是以這個序列為例子，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)，但這個返回的途中是不響應任何請求的，直到到達最開始的磁道后，才繼續(xù)順序響應右邊的請求。
循環(huán)掃描算法相比于掃描算法，對于各個位置磁道響應頻率相對比較平均。
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。
那這其實是可以優(yōu)化的，優(yōu)化的思路就是磁頭在移動到「最遠的請求」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，磁頭在每個方向上僅僅移動到最遠的請求位置，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，磁頭在每個方向上僅僅移動到最遠的請求位置，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請求。
C-LOOK 算法
