文件系统分析
透彻分析FAT文件系统(二)
透彻分析FAT文件系统！（二）四、FAT分区原理。
先来一幅结构图：现在我们着重研究FAT格式分区内数据是如何存储的。
FAT分区格式是MICROSOFT最早支持的分区格式，依据FAT表中每个簇链的所占位数(有关概念，后面会讲到)分为fat12、fat16、fat32三种格式"变种"，但其基本存储方式是相似的。
仔细研究图7中的fat16和fat32分区的组成结构。
下面依次解释DBR、FAT1、FAT2、根目录、数据区、剩余扇区的概念。
提到的地址如无特别提示均为分区内部偏移。
4.1 关于DBR.DBR区(DOS BOOT RECORD)即操作系统引导记录区的意思，通常占用分区的第0扇区共512个字节(特殊情况也要占用其它保留扇区，我们先说第0扇)。
在这512个字节中，其实又是由跳转指令，厂商标志和操作系统版本号，BPB(BIOS Parameter Block)，扩展BPB，os引导程序，结束标志几部分组成。
以用的最多的FAT32为例说明分区DBR各字节的含义。
见图8。
图8的对应解释见表3图9给出了winhex对图8 DBR的相关参数解释：根据上边图例，我们来讨论DBR各字节的参数意义。
MBR将CPU执行转移给引导扇区，因此，引导扇区的前三个字节必须是合法的可执行的基于x86的CPU指令。
这通常是一条跳转指令，该指令负责跳过接下来的几个不可执行的字节(BPB和扩展BPB)，跳到操作系统引导代码部分。
跳转指令之后是8字节长的OEM ID，它是一个字符串，OEM ID标识了格式化该分区的操作系统的名称和版本号。
为了保留与MS-DOS的兼容性，通常Windows 2000格式化该盘是在FAT16和FAT32磁盘上的该字段中记录了“MSDOS 5.0”，在NTFS磁盘上(关于ntfs，另述)，Windows 2000记录的是“NTFS”。
通常在被Windows 95格式化的磁盘上OEM ID字段出现“MSWIN4.0”，在被Windows 95 OSR2和Windows 98格式化的磁盘上OEM ID字段出现“MSWIN4.1”。
Ext4文件系统架构分析（一）
Ext4⽂件系统架构分析（⼀）本⽂描述Ext4⽂件系统磁盘布局和元数据的⼀些分析，同样适⽤于Ext3和Ext2⽂件系统，除了它们不⽀持的Ext4的特性外。
整个分析分两篇博⽂，分别概述布局和详细介绍各个布局的数据结构及组织寻址⽅式等。
感兴趣的看官敬请留意和指导！1. Ext4⽂件系统布局综述⼀个Ext4⽂件系统被分成⼀系列块组。
为减少磁盘碎⽚产⽣的性能瓶颈，块分配器尽量保持每个⽂件的数据块都在同⼀个块组中，从⽽减少寻道时间。
以4KB的数据块为例，⼀个块组可以包含32768个数据块，也就是128MB。
1.1 磁盘布局Ext4⽂件系统的标准磁盘布局如下：Ext4⽂件系统主要使⽤块组0中的超级块和块组描述符表，在其他⼀些特定块组中有超级块和块组描述符表的冗余备份。
如果块组中不含冗余备份，那么块组就以数据块位图开始。
当格式化磁盘成为Ext4⽂件系统的时候，mkfs将在块组描述符表后⾯分配预留GDT表数据块(“Reserve GDT blocks”)以⽤于将来扩展⽂件系统。
紧接在预留GDT表数据块后的是数据块位图与inode表位图，这两个位图分别表⽰本块组内的数据块与inode表的使⽤，inode表数据块之后就是存储⽂件的数据块了。
在这些各种各样的块中，超级块、GDT、块位图、Inode位图都是整个⽂件系统的元数据，当然inode表也是⽂件系统的元数据，但是inode表是与⽂件⼀⼀对应的，我更倾向于将inode当做⽂件的元数据，因为在实际格式化⽂件系统的时候，除了已经使⽤的⼗来个外，其他inode表中实际上是没有任何数据的，直到创建了相应的⽂件才会分配inode表，⽂件系统才会在inode表中写⼊与⽂件相关的inode信息。
1.2 Flexible 块组（flex_bg）Flexible 块组（flex_bg）是从Ext4开始引⼊的新特性。
在⼀个flex_bg中，⼏个块组在⼀起组成⼀个逻辑块组flex_bg。
操作系统中文件系统的安全性和可靠性分析
操作系统中文件系统的安全性和可靠性分析在计算机操作系统中，文件系统起到了存储和管理数据的重要作用。
为了确保数据的安全性和可靠性，文件系统需要具备一定的安全性和可靠性特性。
本文将对操作系统中文件系统的安全性和可靠性进行分析，探讨文件系统在保护数据安全和确保系统可靠运行方面的重要性。
1. 文件系统的安全性文件系统的安全性是指对数据进行保护和防止未经授权的访问。
在操作系统中，文件系统通过以下几个方面来确保数据的安全性：1.1 访问控制文件系统通过访问控制机制限制用户对文件的访问权限。
用户需要通过身份验证和授权才能访问文件，确保只有合法的用户才能进行读写操作。
常见的访问控制方式包括基于角色的访问控制（RBAC）和访问控制列表（ACL）等。
1.2 数据加密文件系统可以对数据进行加密，以防止数据在传输或存储过程中被非法获取。
数据加密可以采用对称加密算法或非对称加密算法，确保数据在存储和传输过程中的机密性和完整性。
1.3 审计和日志文件系统可以记录用户的操作日志和系统行为，以便进行审计和追踪。
通过审计和日志功能，可以实时监测和分析系统的安全事件，及时发现和应对潜在的威胁和攻击。
1.4 安全策略与漏洞修复文件系统的安全性还涉及到安全策略的制定和漏洞修复的及时性。
操作系统厂商和开发者需要对文件系统的安全漏洞进行修复，并提供安全更新和补丁程序。
此外，制定合理的安全策略和标准，对文件系统进行安全审查和评估，是确保文件系统安全性的重要措施。
2. 文件系统的可靠性文件系统的可靠性是指系统能够在各种异常情况下保持正常运行，并确保数据的完整性和可恢复性。
文件系统的可靠性主要体现在以下几个方面：2.1 数据一致性文件系统需要保证数据的一致性，即数据在读写过程中不会发生错误或损坏。
为了确保数据一致性，文件系统采用事务机制和日志记录，以及实现缓存一致性等措施。
在系统异常崩溃或断电等情况下，文件系统能够通过一致性恢复策略来恢复数据一致性。
UBI文件系统分析
/* * Check if we already have the same MTD device attached. * * Note, this function assumes that UBI devices creations and deletions * are serialized, so it does not take the &ubi_devices_lock. */ for (i = 0; i < UBI_MAX_DEVICES; i++) {
ubi->vid_hdr_offset = vid_hdr_offset; ubi->autoresize_vol_id = -1;
mutex_init(&ubi->buf_mutex); mutex_init(&ubi->ckvol_mutex); mutex_init(&ubi->mult_mutex); mutex_init(&ubi->volumes_mutex); spin_lock_init(&ubi->volumes_lock); 初始化信号 ubi_msg("attaching mtd%d to ubi%d", mtd->index, ubi_num);
int err; struct ubi_scan_info *si;
si = ubi_scan(ubi); ********************************************************************* ************* 这儿通过 ubi_scan 函数来扫描 MTD 分区的每一块。具体是调用 static int process_eb(struct ubi_device *ubi, struct ubi_scan_info *si,int pnum) 函数来读取 EC 和 VID 头（即没一块的前两页），在读每一页的时候，会调用 check_pattern 函数来判断这一页是否为空，如果每一页都是空的，那么就会 发现这个 MTD 分区是空的。 ********************************************************************* *************
UBI文件系统分析
ubi_err("min. I/O unit (%d) is not power of 2", ubi->min_io_size);
return -EINVAL; }
ubi_assert(ubi->hdrs_min_io_size > 0); ubi_assert(ubi->hdrs_min_io_size <= ubi->min_io_size); ubi_assert(ubi->min_io_size % ubi->hdrs_min_io_size == 0);
ubi->peb_size = ubi->mtd->erasesize; ubi->peb_count = ubi->mtd->size / ubi->mtd->erasesize; Peb_count 是指逻辑块的数目，也就是总的大小除以每一页的大小 ubi->flash_size = ubi->mtd->size;
if (ubi->mtd->block_isbad && ubi->mtd->block_markbad) ubi->bad_allowed = 1;
ubi->min_io_size = ubi->mtd->writesize; ubi->hdrs_min_io_size = ubi->mtd->writesize >> ubi->mtd>subpage_sft; if (!is_power_of_2(ubi->min_io_size)) {
if (mtd->type == MTD_UBIVOLUME) { ubi_err("refuse attaching mtd%d - it is already emulated on " "top of UBI", mtd->index); return -EINVAL;
详解FAT32文件系统
详解FAT32⽂件系统详解FAT32⽂件系统硬盘是⽤来存储数据的，为了使⽤和管理⽅便，这些数据以⽂件的形式存储在硬盘上。
任何操作系统都有⾃⼰的⽂件管理系统，不同的⽂件系统⼜有各⾃不同的逻辑组织⽅式。
例如：常见的⽂件系统有FAT，NTFS，EXT，UFS，HFS+等等。
下⾯就来学习⼀下基于Windows的FAT32⽂件系统。
FAT32⽂件系统由DBR及其保留扇区，FAT1，FAT2和DATA四个部分组成，其机构如下图：这些结构是在分区被格式化时创建出来的，含义解释如下：DBR及其保留扇区：DBR的含义是DOS引导记录，也称为操作系统引导记录，在DBR之后往往会有⼀些保留扇区。
FAT1：FAT的含义是⽂件分配表，FAT32⼀般有两份FAT，FAT1是第⼀份，也是主FAT。
FAT2：FAT2是FAT32的第⼆份⽂件分配表，也是FAT1的备份。
DATA：DATA也就是数据区，是FAT32⽂件系统的主要区域，其中包含⽬录区域。
⼀、分析FAT32⽂件系统的DBRFAT32⽂件系统的DBR有5部分组成，分别为跳转指令，OEM代号，BPB，引导程序和结束标志。
如下图是我U 盘上⼀个完整的FAT32⽂件系统的DBR。
E8 58 90 :(跳转指令) 本⾝占2字节它将程序执⾏流程跳转到引导程序处。
“EB 58 90″清楚地指明了OS引导代码的偏移位置。
jump 58H加上跳转指令所需的位移量，即开始于0x5A。
4D 53 57 49 4E 34 2E 31 :(OEM代号) 这部分占8字节，其内容由创建该⽂件系统的OEM⼚商具体安排。
跳转指令之后是8字节长的OEM ID，它是⼀个字符串， OEM ID标识了格式化该分区的操作系统的名称和版本号。
为了保留与MS-DOS的兼容性，通常Windows 2000格式化该盘是在FAT16和FAT32磁盘上的该字段中记录了“MSDOS 5.0”，在NTFS磁盘上(关于ntfs，另述)，Windows 2000记录的是“NTFS”。
多种集群文件系统的介绍及分析
多种集群文件系统的介绍及分析1.什么是集群文件系统“集群”主要分为高性能集群HPC(High Performance Cluster)、高可用集群HAC(High Availablity Cluster)和负载均衡集群LBC(Load Balancing Cluster)。
集群文件系统是指协同多个节点提供高性能、高可用或负载均衡的文件系统，消除了单点故障和性能瓶问题。
对于客户端来说集群是透明的，它看到是一个单一的全局命名空间，用户文件访问请求被分散到所有集群上进行处理。
此外，可扩展性(包括Scale-Up和Scale-Out)、可靠性、易管理等也是集群文件系统追求的目标。
在元数据管理方面，可以采用专用的服务器，也可以采用服务器集群，或者采用完全对等分布的无专用元数据服务器架构。
目前典型的集群文件系统有SONAS, ISILON, IBRIX, NetAPP-GX, Lustre, PVFS2, GlusterFS, Google File System （GFS）, LoongStore, CZSS等。
2.集群文件系统的三种主流技术架构从整体架构来看，集群文件系统由存储子系统、NAS集群(机头)、客户端和网络组成。
存储子系统可以采用存储区域网络SAN、直接连接存储DAS或者面向对象存储设备OSD 的存储架构，SAN和DAS架构方式需要通过存储集群来管理后端存储介质，并以SAN文件系统或集群文件系统的方式为NAS集群提供标准文件访问接口。
在基于OSD架构中，NAS集群管理元数据，客户端直接与OSD设备直接交互进行数据访问，这就是并行NAS，即pNFS/NFSv4.1。
NAS集群是NFS/CIS网关，为客户端提供标准文件级的NAS服务。
对于SAN和DAS架构，NAS集群同时承担元数据和I/O数据访问功能，而OSD架构方式仅需要承担元数据访问功能。
根据所采用的后端存储子系统的不同，可以把集群NAS分为三种技术架构，即SAN共享存储架构、集群文件系统架构和pNFS/NFSv4.1架构。
透彻分析FAT文件系统
透彻分析FAT文件系统FAT文件系统（File Allocation Table）是一种广泛用于存储设备的文件系统类型，尤其是在早期的操作系统中广泛使用。
在本文中，我们将更深入地探讨FAT文件系统的工作原理和一些特性。
FAT文件系统最早由微软公司于1970年代初设计并推出，目的是为了在早期计算机上实现简单而高效的文件存储。
它的设计原则是易于实现和跨平台兼容，并且在磁盘空间利用率和性能之间找到一个平衡。
FAT文件系统的核心组件是文件分配表（File Allocation Table），它是一个表格，用于记录存储设备上每个文件的分配情况。
每个表项的大小固定为12、16或32位（取决于FAT版本），用于表示磁盘上的一个簇（cluster）。
一个簇是FAT文件系统中分配存储空间的最小单位。
当文件被写入磁盘时，FAT文件系统将为该文件分配一个或多个簇来存储文件数据。
分配的簇号将记录在文件分配表中，并且会按照顺序链接在一起，形成一个簇链表。
通过遍历簇链表，操作系统就可以找到文件的每个簇，从而读取或写入文件数据。
在FAT文件系统中，目录也被视为一种特殊的文件。
目录包含文件和子目录的记录项，每个记录项都有一个文件名和对应的簇号。
通过遍历目录中的记录项，操作系统可以找到具体文件的位置和属性。
为了提高磁盘空间利用率，FAT文件系统使用了簇的概念。
簇的大小在格式化磁盘时被设定，通常为2KB、4KB或8KB。
这样一来，当一个文件的大小不是簇大小的整数倍时，会出现空闲空间浪费的情况。
例如，一个2KB的文件会占用一个簇的空间，而剩余的空间将会被浪费掉。
FAT文件系统还支持文件的组织层次，即目录结构。
目录结构是以层次结构组织的，每个目录都可以包含文件和子目录。
根目录是整个文件系统的起点，而其他目录则通过层层嵌套的方式对文件进行组织。
此外，FAT文件系统还提供了一些特性来增强文件系统的可用性，例如长文件名支持、文件属性和权限、文件碎片整理等。
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Flash的访问过程（续）
初始化后，flash在I/O系统中的状态
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文件的访问过程（续）
文件的存储介质flash
以访问文件/flash/startup为例。首先以“flash”为 关键字查找iosDvList，找到DOS_VOLUME_DESC结 构。在该结构的成员中包含指向CBIO_DEV设备的 指针，在CBIO_DEV结构中又包含了指向BLK_DEV 的指针。Flash即由BLK_DEV结构描述。
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典型文件系统的布局
i节点位图
引导块
超级块 逻辑块位图
inode
数据区
典型文件系统布局
引导块
引导块存放计算机加电启动时可由ROM BIOS自动读入的执行代码和数据。 超级块用于存放该存储设备上文件系统结构的信息，如各部分的大小等。 inode区存放文件和目录的索引节点inode。每一个文件和目录都对应一个 inode，每个inode结构中存放着对应文件（或目录）的相关信息，如文件位 置，长度，属性等。 存放文件和目录的区域。
FAT表
文件存储的疑问
一个dir_entry结构代表一个文件（或目录），但代表该文件位置信息 的成员仅有startClust指向文件的起始簇，那又怎样来确定文件占用了 哪些簇呢？结束簇又在哪个地方呢？
文件和目录的不同点
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文件查找过程
下面以文件/usr/etc/net.conf的查找过程来进一步说明文件系统布局的细节
查找到/usr/ etc对应的 inode
dosFs与TFFS的接口
从上图可以看出，dosFs与TFFS的接口其实就是CBIO与TFFS系统 的接口。
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CBIO和TFFS系统的接口
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CBIO和TFFS系统的接口（续）
函数封装
在CBIO层，TFFS系统提供的接口主要被封装成了两 个函数blkWrapIoctl()和blkWrapRW()。在CBIO层， 对TFFS的操作都通过调用这两个函数来实现。 该函数主要用来对TFFS进行ioctl操作，它通过内部 调用TFFS提供的tffsIoctl()来实现。 该函数主要用来对TFFS进行读写操作，它通过内部 调用TFFS提供的tffsBlkRd()和tffsBlkWrt()来实现。
文件和目录的不同点
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文件查找过程
下面仍以文件/usr/etc/net.conf的查找过程来进一步说明文件系统布局的细节
主要内容
dosFs在系统中的位置 dosFs与I/O系统的接口 dosFs与TFFS的接口 dosFs在介质中的布局 dosFs的核心运行机制 dosFs的初始化
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文件系统的总体结构
iosDvList iosDvList存放了在I/O系统中注册了的设备文件。当文件系统 初始化完成后，即在iosDvList链表中插入了一个设备名为 “flash”的设备。 DOS_VOLUME_DESC DOS_VOLUME_DESC描述了一个DOS卷，其成员devHdl指明 了该设备对应的驱动；并包含了指向CBIO_DEV的指针。 CBIO_DEV CBIO_DEV是高速缓冲区CBIO的描述符，其成员包括了对 CBIO进行操作的函数cbioFuncs；并包含了指向BLK_DEV的指 针。 BLK_DEV BLK_DEV是TFFS设备（如带有TFFS系统的FLASH）的描述符。 其成员包括了对该设备进行操作的函数，如bd_blkRd()， bd_blkWrt()等。
主要内容
dosFs在系统中的位置 dosFs与I/O系统的接口 dosFs与TFFS的接口 dosFs在介质中的布局 dosFs的核心运行机制 dosFs的初始化
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与文件相关的区域
/usr/etc/ net.conf FAT表 根目录所在的 cluster /usr所在的 cluster /usr/etc所在 的cluster /usr/etc/ net.conf所在 的cluster
dosFs在系统中的位置
典型文件系统的结构
典型文件系统结构图
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dosFs在系统中的位置（续）
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文件的访问方法
同上，找到的DOS_VOLUME_DESC结构中，包含了 DEV_HDL结构，在该结构中包含成员drvNum，其 对应drvTable[]数组中的驱动，即drvTable[drvNum] 即为该设备的驱动。
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注：考虑write/creat/delete三种操作，红色 为三种操作都会影响的区域
与文件/usr/etc/net.conf相关的区域
对文件进行操作时，会影响的区域如图所示。 发生异常（如掉电）时，正在操作区域会影 响文件系统的损坏程度。
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类dir_entry 查找结果由 DIRENT_PTR 描述 u_int deNum u_int sector off_t offset 以查找/usr/etc/net.conf为例 查找根目录搜索usr目录对 应的dir_entry fileName creatTime modTime startClust size
dosFs文件系统的布局
FAT1的备份
引导块
FAT1
FAT2
根目录 dosFs文件系统布局
文件和目录
剩余簇
引导块
FAT表
引导块存放计算机加电启动时可由ROM BIOS自动读入的执行代码和数据。 存储簇（cluster）链表的信息。 根目录的数据块，存储根目录下的文件或目录的索引结构，该结构类似于 dir_entry。 存放普通文件和目录的区域。
„ „
由dir_entry对应的 startClut，由FAT表来确定 usr目录所在的簇(cluster)
startClust nextClust
FAT表 2 9
1 2
„ „
9 0xff
0xff代表文 件结束
„ „
在/usr目录所在的cluster 中，以”net.conf”来查找对 应的dir_entry
/usr/etc所在 的块
本块存放的为 dir_entry结构
unsigned short inode char name[NAME_LEN]
以name为来查找 到对应的 dir_entry
dir_entry中指 向的inode
inode指向file所在的块
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Flash的访问过程
I/O系统中的三张核心表
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