1. 同乙個程序在寫的過程中就不能發出讀的請求，反之，在讀的過程中也不能發出寫的請求。
2. 當乙個程序正在對硬碟進行寫或者讀的時候，其他程序就不能發出硬碟操作命令，只能進入睡眠狀態，等待硬碟空閒，而不能做其他事情。
所以要解決上面的問題，最好的方法就是定義乙個請求佇列，將程序發出的各種請求放在佇列中，至於什麼時候硬碟開始讀寫就不用管了，程序就可以執行其它的操作。定義這個佇列的另乙個優點就是可以使用所謂的電梯演算法，在頻繁進行磁碟操作的時候可以非常有效的減少磁頭移動的總距離，增加磁碟壽命。
linux0.11定義的請求項的資料結構如下：
struct request ;
struct request request[nr_request];
struct blk_dev_struct ;
struct blk_dev_struct blk_dev[nr_blk_dev] = , /* no_dev */
, /* dev mem */
, /* dev fd */
, /* dev hd */
, /* dev ttyx */
, /* dev tty */
/* dev lp */
};
在硬碟初始化的時候（hd_init()）就已經為硬碟指定了請求項的操作函式do_hd_request，所有進行硬碟讀寫的操作最終都會呼叫這個函式。當高層執行塊裝置讀寫操作的時候會呼叫低層ll_rw_block函式獲取主裝置號，然後又呼叫make_request函式從請求項佇列中獲取乙個空的請求項，並將資訊填入該請求項結構體，最後呼叫add_request函式。在add_request函式中，首先會判斷當前請求項是否正忙，也即判斷current_request指標是否為空，如果為空，則表示當前硬碟處於空閒中，因此可以立即對硬碟進行操作，如果current_request指標不為空，表示硬碟正忙，則將當前請求項插入到請求項佇列中，注意插入之前會對佇列中的請求項以電梯演算法進行排序。
整個呼叫流程如下圖所示：
由於塊裝置的i/o響應較慢，因此在實際的讀寫過程中需要安排乙個緩衝環節，其中高速緩衝區的存在就已經非常好的平衡了檔案系統層與裝置層之間速度不匹配的情況，而這裡在裝置層中安排的請求項佇列其實也算是乙個緩衝環節，採用乙個佇列資料結構將各種塊裝置的請求以一定的順序依次進行響應，這樣又再一次提公升了作業系統的效能。
從上圖可以看出普通硬碟主要包括3個部分：磁頭，磁軌(也稱柱面)和扇區。因此乙個硬碟的容量就與這3方面有關。
磁頭(heads)：一張碟片包含兩個磁頭（正反兩面）。
扇區(sectors)：磁軌上的一小塊區域。
注意：儘管越往圓心處磁軌周長越小，但是每個磁軌上的扇區數是相等的。因為越往圓心，每個扇區所佔面積將越小。
硬碟讀寫的最小單位是扇區，想象將硬碟所有磁軌展開，然後首尾相連，所有扇區順序排列，所以要獲取或設定硬碟中乙個扇區的資料（定位乙個扇區），必須向硬碟驅動器提供這3個引數：磁頭號，柱面號以及扇區號。比如硬碟的mbr扇區定位為：0磁頭，0柱面，1扇區。
硬碟的扇區被上層抽象成邏輯塊(block)，乙個邏輯塊占用兩個扇區，硬碟開始表示第1塊，這樣上層程式就可以通過邏輯塊號訪問硬碟。所以上層要訪問硬碟中的某一邏輯塊的內容，首先要將該邏輯號轉換為順序扇區號（sector=block x 2），然後將順序扇區號轉換為磁頭號，柱面號以及扇區號，最後在該扇區處讀寫兩個扇區的內容。
順序扇區號轉換為磁頭號，柱面號以及扇區號的公式如下：
sector / track_secs = 整數是tracks，餘數是sec
tracks / dev_heads = 整數是cyl，餘數是head
其中：輸入：sector：順序扇區號；dev_heads：磁頭總數；track_secs：每磁軌的扇區數；tracks：當前磁軌總數。
輸出：head, cys, sec
趙炯，linux核心完全注釋.
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