【CO003】操作系统笔记8 —— FAT32

笔者：YY同学

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文章目录

• • FAT32 Trial 1.0
  • FAT32 Trial 2.0
  • FAT32 Trial 2.1
  • FAT32 Trial 2.2
  • FAT32 Trial 3.0
  • FAT32 路径遍历
  • FAT32 特定文件系统信息
  • FAT32 文件的读写、删除及复原
  • FAT 家族成员

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FAT（File Allocation Table）是属于 Windows 的文件系统，简单且便于学习。FAT 家族包含 FAT12、FAT16、FAT32、NTFS等，接下来我们会以 FAT32 为例进行介绍。

FAT32 Trial 1.0

大型块状书本式架构，Filename 相当于书的章节，起始地址相当于书的起始页，结束地址相当于 NIL。目前第一版已经很少投入使用了，但会出现在一些 read-only 的情况下，例如 ISO9660 和 Juliet FS。

• 优点：块状内存，空间申请和销毁速度很快。
• 缺点：
  1. 因为是块状结构，存在空间销毁后原本的空间无法容纳更大的文件，造成外部片段溢出，需要额外花费代价来腾挪。
     
  2. 文件大小可能会变化，而块状内存大小固定，很难随着文件的大小扩大或缩小内存空间。

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FAT32 Trial 2.0

在第一版的基础上有所改进。首先将块状结构分割成很多更小的等大单位块（block，微软里叫 cluster），然后借用 VM 的知识，允许同一文件的块在物理地址上不连续。并且增设了根目录数组来记录各个文件包含的所有块位置信息。

• 优点：非连续性内存设计解决了外部片段溢出的问题，同时也提供了内存扩大缩小的灵活性。
• 缺点：根目录是一个数组结构（array），因此无法链接到具体的块位置。

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FAT32 Trial 2.1

使用链表结构，借用每个块头部的一点空间，放入一个指向下一个块地址的指针，从而实现块的自动寻址。根目录数组用于记录文件块的起始位置信息和文件大小，同时在根目录前面增设未使用空间管理表，用于记录第一块未被使用的空间地址。

• 优点：
  1. 完美解决外部片段溢出问题。
  2. 实现文件大小的自由扩展和缩小。
  3. 未使用空间管理在技术上很容易实现。
• 缺点：
  1. 如果要访问某个文件内部某位置的信息，由于根目录只记录文件起始块的位置，因此访问目标文件存在随机访问问题（Random Access），最差情况下 I/O 复杂度 O(n)。
  2. 存在内部片段溢出问题。单位块是有大小的，很有可能内部无法完全占满，存在空间浪费（这个问题无法解决）。
     

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FAT32 Trial 2.2

在 2.1 的基础上将节点链表中心化，放在 File Allocation Table（FAT）里。每次查找时，只需要通过 FAT 的顺序寻址就能直接找到需要文件内容对应的块节点，然后根据节点位置直接获取对应的文件内容，这样搜索指针的速度要比搜索文件内容的速度快。一般 FAT 会被安装进 kernel 里，为了更好地解决随机访问问题。

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FAT32 Trial 3.0

采用 Index Node Structure，采用树状结构和指针存储数据，Linux 的 Ext 系列也普遍采用这种结构。

i-Node 内部结构：

• 数据块（Data Block）：用于存储数据。
• 直接块（Direct Block）：指向数据块的指针，可以直接访问。
• 非直接块（Indirect Block）：指向非直接块或者存储数据块的地址块。非直接块有一级、二级、三级等，区别就是层级数不同。
  

文件大小和非直接块数量：

• 每个块的大小固定，为 2 x 2^{x} 2x bytes。
• 数据块是直接存放数据，因此 12 个直接块指向 12 个数据块，总 size = 12 ∗ 2 x 12*2^x 12∗2x bytes。
• 如果是一级非直接块，内部存放的是地址的合集。一个地址 size 是 4 bytes，因此一个非直接块里就会有 2 x 4 \frac{2^x}{4} 42x​ 个地址，每个都指向一个数据块，因此数据块的总 size = 2 x 4 ∗ 2 x = 2 2 x − 2 \frac{2^x}{4}*2^{x}=2^{2x-2} 42x​∗2x=22x−2 bytes。
• 在计算总文件大小的时候，要先数清楚有几个直接块，几个一级非直接块，几个二级非直接块，几个三级非直接块…把所有块指向的数据块总数相加即是文件大小。一般地，文件大小往往会取决于级数最高的那个非直接块的数量级，因为它的次方数是最高的。
• 计算非直接块数量的时候，要注意对于每种类的非直接块，都要把其包含的所有层级都考虑进去。例如，一个二级非直接块应该包含一个二级非直接块和 2 x − 2 2^{x-2} 2x−2 个一级非直接块。
  
  

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FAT32 路径遍历

Root Directory 下的路径入口及属性值

1. 路径入口有 32 bytes，其中第 0 位表示文件名的首字符。如果该文件不存在则首字符为空（0x00），如果文件被删除则首字符为 “_”（0xe5，表示下划短线） 。
2. 第 20、21 位表示首块地址的 MSB 两位，第 26、27 位则表示首块地址的 LSB 两位。但计算机内部存储的地址顺序会涉及到读取字节顺序问题，一般会有大端（Big-endian）和小端（Little-endian）两种。我们一般默认计算机从左到右是从低地址（0x000）到高地址（0xFFF）。大端是指在低地址存放 MSB，小端是指在低地址存放 LSB。正常情况下，大端存放更符合人们的思维。当然两种方式都是存在的，这取决于不同的 CPU 架构。Motorola 的 PowerPC 系列采用大端设计，而 Intel 的 x86 系列则采用小端设计。
3. 28~31 位表示文件大小，4 bytes 可以表示 32 bits 的文件大小，保留 1 byte，因此文件最大是 2 32 − 1 2^{32}-1 232−1 bytes = 4 G − 1 4G-1 4G−1 bytes。

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FAT32 特定文件系统信息

特定文件系统信息是一组 MBR code，在 FAT 和 NTFS 中存储在 Boot Sector，在 Ext2 和 Ext3 中存储在超级块（Superblock）。在电脑开机时，计算机会读取 FS 特定信息来启动（boot）不同的 OS 和分区。

典型的 FAT32 整体设计结构

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FAT32 文件的读写、删除及复原

1. 文件读取：在 FAT 中找到起始 cluster 位置，读取下一个 cluster 的地址直至出现 EOF，表示这是该文件的最后一块数据。
   
   
2. 文件写入：先找到最后一块 cluster，在空白部分继续写。写满之后找到下一块空余的 cluster 分配空间并继续写入，最后用链表将新分配的 cluster 的节点加入 FAT，将 EOF 移至该 cluster 的下一个节点（类似链表的建立）。
   
   
   
3. 文件删除：在 FAT 中找到该文件的所有块然后释放空间（注意只是释放指针空间，让指针不指向数据，数据块并未删除），更新文件信息（空余块的数量和下一个空余块的位置），最后在路径入口将文件名首字符改为 “_”，下一次 FAT 就无法根据路径名查找到该文件。
   
   
   
4. 文件复原：如果发现误删文件需要第一时间给电脑关机断电，有可能可以终止文件删除的进程然后使电脑自动回档。如果已经删除了也是有机会抢救回来的，因为我们知道删除文件只是更改 FAT 里的指针，而首块地址和所有的数据都是没有被改过的。因此如果文件大小只为 1 个 cluster，大概率可以通过首块地址找回数据；如果文件大小大于 1 cluster，我们也可以通过校验和以及原文件的大小暴力找回。
   

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FAT 家族成员

记住两条公式：

1. c l u s t e r 总 数 = 2 c l u s t e r 地 址 位 数 cluster 总数 = 2^{cluster 地址位数} cluster总数=2cluster地址位数
2. F S 大 小 = c l u s t e r 总 数 ∗ 单 位 c l u s t e r 大 小 FS 大小 = cluster 总数 * 单位 cluster 大小 FS大小=cluster总数∗单位cluster大小

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来源： https://blog.csdn.net/qq_42950838/article/details/118958614