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 根據上邊圖例，我們來(lái)討論 DBR 各字節的參數意義。MBR 將 CPU 執行轉移給引導扇區，因此，引導扇區的前三個(gè)字節必須是合法的可執行的基于 x86 的 CPU 指令。這通常是一條跳轉指令，該指令負責跳過(guò)接下來(lái)的幾個(gè)不可執行的字節 (BPB 和擴展 BPB) ，跳到操作系統引導代碼部分。跳轉指令之后是 8 字節長(cháng)的 OEM ID ，它是一個(gè)字符串，  OEM ID 標識了格式化該分區的操作系統的名稱(chēng)和版本號。為了保留與 MS-DOS 的兼容性，通常 Windows 2000 格式化該盤(pán)是在 FAT16 和 FAT32 磁盤(pán)上的該字段中記錄了 “MSDOS 5.0” ，在 NTFS 磁盤(pán)上 ( 關(guān)于 ntfs ，另述 ) ， Windows 2000 記錄的是 “NTFS” 。通常在被 Windows 95 格式化的磁盤(pán)上 OEM ID 字段出現 “MSWIN4.0” ，在被 Windows 95 OSR2 和 Windows 98 格式化的磁盤(pán)上 OEM ID 字段出現 “MSWIN4.1” 。接下來(lái)的從偏移 0x0B 開(kāi)始的是一段描述能夠使可執行引導代碼找到相關(guān)參數的信息。通常稱(chēng)之為 BPB(BIOS Parameter Block) ， BPB 一般開(kāi)始于相同的位移量，因此，標準的參數都處于一個(gè)已知的位置。磁盤(pán)容量和幾何結構變量都被封在 BPB 之中。由于引導扇區的第一部分是一個(gè) x86 跳轉指令。因此，將來(lái)通過(guò)在 BPB 末端附加新的信息，可以對 BPB 進(jìn)行擴展。只需要對該跳轉指令作一個(gè)小的調整就可以適應 BPB 的變化。圖 9 已經(jīng)列出了項目的名稱(chēng)和取值，為了系統的研究，針對圖 8 ，將 FAT32 分區格式的 BPB 含義和擴展 BPB 含義釋義為表格，見(jiàn)表 4 和表 5 。DBR 的偏移 0x5A 開(kāi)始的數據為操作系統引導代碼。這是由偏移 0x00 開(kāi)始的跳轉指令所指向的。在圖 8 所列出的偏移 0x00~0x02 的跳轉指令 "EB 58 90" 清楚地指明了 OS 引導代碼的偏移位置。 jump 58H 加上跳轉指令所需的位移量，即開(kāi)始于 0x5A 。此段指令在不同的操作系統上和不同的引導方式上，其內容也是不同的。大多數的資料上都說(shuō) win98, 構建于 fat 基本分區上的 win2000,winxp 所使用的 DBR 只占用基本分區的第 0 扇區。他們提到，對于 fat32 ，一般的 32 個(gè)基本分區保留扇區只有第 0 扇區是有用的。實(shí)際上，以 FAT32 構建的操作系統如果是 win98, 系統會(huì )使用基本分區的第 0 扇區和第 2 扇區存儲 os 引導代碼；以 FAT32 構建的操作系統如果是 win2000 或 winxp, 系統會(huì )使用基本分區的第 0 扇區和第 0xC 扇區 (win2000 或 winxp, 其第 0xC 的位置由第 0 扇區的 0xAB 偏移指出 ) 存儲 os 引導代碼。所以，在 fat32 分區格式上，如果 DBR 一扇區的內容正確而缺少第 2 扇區 (win98 系統 ) 或第 0xC 扇區 (win2000 或 winxp 系統 ) ，系統也是無(wú)法啟動(dòng)的。如果自己手動(dòng)設置 NTLDR 雙系統，必須知道這一點(diǎn)。DBR 扇區的最后兩個(gè)字節一般存儲值為 0x55AA 的 DBR 有效標志，對于其他的取值，系統將不會(huì )執行 DBR 相關(guān)指令。上面提到的其他幾個(gè)參與 os 引導的扇區也需以 0x55AA 為合法結束標志。FAT16 DBR ：FAT32 中 DBR 的含義大致如此，對于 FAT12 和 FAT16 其基本意義類(lèi)似，只是相關(guān)偏移量和參數意義有小的差異， FAT 格式的區別和來(lái)因，以后會(huì )說(shuō)到，此處不在多說(shuō) FAT12 與 FAT16 。我將 FAT16 的扇區參數意義列表。感興趣的朋友自己研究一下，和 FAT32 大同小異的。 4.2   關(guān)于保留扇區在上述 FAT 文件系統 DBR 的偏移 0x0E 處，用 2 個(gè)字節存儲保留扇區的數目。所謂保留扇區 ( 有時(shí)候會(huì )叫系統扇區，隱藏扇區 ) ，是指從分區 DBR 扇區開(kāi)始的僅為系統所有的扇區，包括 DBR 扇區。在 FAT16 文件系統中，保留扇區的數據通常設置為 1 ，即僅僅 DBR 扇區。而在 FAT32 中，保留扇區的數據通常取為 32 ，有時(shí)候用 Partition Magic 分過(guò)的 FAT32 分區會(huì )設置 36 個(gè)保留扇區，有的工具可能會(huì )設置 63 個(gè)保留扇區。FAT32 中的保留扇區除了磁盤(pán)總第 0 扇區用作 DBR ，總第 2 扇區 (win98 系統 ) 或總第 0xC 扇區 (win2000,winxp) 用作 OS 引導代碼擴展部分外，其余扇區都不參與操作系統管理與磁盤(pán)數據管理，通常情況下是沒(méi)作用的。操作系統之所以在 FAT32 中設置保留扇區，是為了對 DBR 作備份或留待以后升級時(shí)用。 FAT32 中， DBR 偏移 0x34 占 2 字節的數據指明了 DBR 備份扇區所在，一般為 0x06 ，即第 6 扇區。當 FAT32 分區 DBR 扇區被破壞導致分區無(wú)法訪(fǎng)問(wèn)時(shí)?？梢杂玫?6 扇區的原備份替換第 0 扇區來(lái)找回數據。4.3  FAT 表和數據的存儲原則FAT 表 (File Allocation Table  文件分配表 ) ，是 Microsoft 在 FAT 文件系統中用于磁盤(pán)數據 ( 文件 ) 索引和定位引進(jìn)的一種鏈式結構。假如把磁盤(pán)比作一本書(shū)， FAT 表可以認為相當于書(shū)中的目錄，而文件就是各個(gè)章節的內容。但 FAT 表的表示方法卻與目錄有很大的不同。在 FAT 文件系統中，文件的存儲依照 FAT 表制定的簇鏈式數據結構來(lái)進(jìn)行。同時(shí)， FAT 文件系統將組織數據時(shí)使用的目錄也抽象為文件，以簡(jiǎn)化對數據的管理。★ 存儲過(guò)程假想：我們模擬對一個(gè)分區存儲數據的過(guò)程來(lái)說(shuō)明 FAT 文件系統中數據的存儲原則。假定現在有一個(gè)空的完全沒(méi)有存放數據的磁盤(pán)，大小為 100KB ，我們將其想象為線(xiàn)形的空間地址。為了存儲管理上的便利，我們人為的將這 100KB 的空間均分成 100 份，每份 1KB 。我們來(lái)依次存儲這樣幾個(gè)文件： A.TXT( 大小 10KB),B.TXT( 大小 53.6KB) ， C.TXT( 大小 20.5KB) 。最起碼能夠想到，我們可以順序的在這 100KB 空間中存放這 3 個(gè)文件。同時(shí)不要忘了，我們還要記下他們的大小和開(kāi)始的位置，這樣下次要用時(shí)才能找的到，這就像是目錄。為了便于查找，我們假定用第 1K 的空間來(lái)存儲他們的特征 ( 屬性 ) 。還有，我們設計的存儲單位是 1KB ，所以， A.TXT 我們需要 10 個(gè)存儲單位 ( 為了說(shuō)明方便，我們把存儲單位叫做 “ 簇 ” 吧。也能少打點(diǎn)字，呵呵。 ) ， B.TXT 需要 54 個(gè)簇， C.TXT 需要 21 個(gè)簇?？赡苡腥藭?huì )說(shuō) B.TXT 和 C.TXT 不是各自浪費了不到 1 簇的空間嗎？干嘛不讓他們緊挨著(zhù)，不是省地方嗎？我的回答是，如果按照這樣的方式存儲，目錄中原本只需要記下簇號，現在還需要記下簇內的偏移，這樣會(huì )增加目錄的存儲量，而且存取沒(méi)有了規則，讀取也不太方便，是得不償失的。根據上面所說(shuō)的思想，我們設計了這樣的圖 4.3.1 所示的存儲方式。我們再考慮如何來(lái)寫(xiě)這三個(gè)文件的目錄。對于每個(gè)文件而言，一定要記錄的有：文件名，開(kāi)始簇，大小，創(chuàng )建日期、時(shí)間，修改日期、時(shí)間，文件的讀寫(xiě)屬性等。這里大小能不能用結束簇來(lái)計算呢？一定不能，因為文件的大小不一定就是整數個(gè)簇的大小，否則的話(huà)像 B.TXT 的內容就是 54KB 的內容了，少了固然不行，可多了也是不行的。那么我們怎么記錄呢？可以想象一下。為了管理上的方便，我們用數據庫的管理方式來(lái)管理我們的目錄。于是我把 1KB 再分成 10 份，假定開(kāi)始簇號為 0 ，定義每份 100B 的各個(gè)位置的代表含義如圖 4.3.2這樣設計的結構絕對可以對文件進(jìn)行正確的讀寫(xiě)了。接著(zhù)讓我們設計的文件系統工作吧。先改動(dòng)個(gè)文件，比如 A.TXT ，增加點(diǎn)內容吧！咦？增加后往哪里放呀，雖然存儲塊的后面有很多空間，但緊隨其后 B.TXT 的數據還頂著(zhù)呢？要是把 A.TXT 移到后邊太浪費處理資源，而且也不一定解決問(wèn)題。這個(gè)問(wèn)題看來(lái)暫時(shí)解決不了。那我們換個(gè)操作，把 B.txt 刪了， b.txt 的空間隨之釋放。這時(shí)候空間如圖 4.3.3 ，目錄如圖 4.3.4這個(gè)操作看來(lái)還可以，我們接著(zhù)做，在存入一個(gè)文件 D.txt( 大小為 60.3KB), 總共 100 簇的空間只用了 31 簇，還有 68 簇剩余，按說(shuō)能放下?？墒?？往那里放呢？沒(méi)有 61 個(gè)連續的空間了，目錄行沒(méi)辦法寫(xiě)了，看來(lái)無(wú)連續塊存儲暫時(shí)也不行。你一定能夠想到我們可以在連續空間不夠或增加文件長(cháng)度的時(shí)候轉移影響我們操作的其他文件，從而騰出空間來(lái)，但我要問(wèn)你，那不是成天啥也不要干了，就是倒騰東西了嗎？看來(lái)我們設計的文件系統有致命的漏洞，怎么解決呢？其實(shí)可以這樣解決：首先我們允許文件的不連續存儲。目錄中依然只記錄開(kāi)始簇和文件的大小。那么我們怎么記錄文件占用那些簇呢，以文件映射簇不太方便，因為文件名是不固定的。我們換個(gè)思想，可以用簇來(lái)映射文件，在整個(gè)存儲空間的前部留下幾簇來(lái)記錄數據區中數據與簇號的關(guān)系。對于上例因為總空間也不大，所以用前部的 1Kb 的空間來(lái)記錄這種對應，假設 3 個(gè)文件都存儲，空間分配如圖 4.3.5 ，同時(shí)修改一下目錄，如圖 4.3.6第一簇用來(lái)記錄數據區中每一簇的被占用情況，暫時(shí)稱(chēng)其為文件分配表。結合文件分配表和文件目錄就可以達到完全的文件讀取了。我們想到，把文件分配表做成一個(gè)數據表，以圖 4.3.7 的形式記錄簇與數據的對應。用圖 4.3.7 的組織方式是完全可以實(shí)現對文件占有簇的記錄的。但還不夠效率。比如文件名在文件分配表中記錄太多，浪費空間，而實(shí)際上在目錄中已經(jīng)記錄了文件的開(kāi)始簇了。所以可以改良一下，用鏈的方式來(lái)存放占有簇的關(guān)系，變成圖 4.3.8 的組織方式。參照圖 4.3.8 來(lái)理解一下文件分配表的意義。如文件 a.txt 我們根據目錄項中指定的 a.txt 的首簇為 2 ，然后找到文件分配表的第 2 簇記錄，上面登記的是 3 ，我們就能確定下一簇是 3 。找到文件分配表的第 3 簇記錄，上面登記的是 4 ，我們就能確定下一簇是 4...... 直到指到第 11 簇，發(fā)現下一個(gè)指向是 FF ，就是結束。文件便絲毫無(wú)誤讀取完畢。我們再看上面提到的第三種情況，就是將 b.txt 刪除以后，存入一個(gè)大小為 60.3KB 的 d.txt 。利用簇鏈可以很容易的實(shí)現。實(shí)現后的磁盤(pán)如圖 4.3.9  4.3.10  4.3.11 上面是我們對文件存儲的一種假設，也該揭開(kāi)謎底的時(shí)候了。上面的思想其實(shí)就是 fat 文件系統的思想的精髓 ( 但并不是，尤其像具體的參數的意義與我們所舉的例子是完全不同的。請忘掉上邊細節，努力記憶下邊 ) 。★ FAT16 存儲原理 :當把一部分磁盤(pán)空間格式化為 fat 文件系統時(shí)， fat 文件系統就將這個(gè)分區當成整塊可分配的區域進(jìn)行規劃，以便于數據的存儲。一般來(lái)講，其劃分形式如圖 7 所示。我們把 FAT16 部分提取出來(lái)，詳細描述一下：FAT16 是 Microsoft 較早推出的文件系統，具有高度兼容性，目前仍然廣泛應用于個(gè)人電腦尤其是移動(dòng)存儲設備中， FAT16 簡(jiǎn)單來(lái)講由圖 4.3.12 所示的 6 部分組成 ( 主要是前 5 部分 ) 。引導扇區 (DBR) 我們已經(jīng)說(shuō)過(guò) ,FAT16 在 DBR 之后沒(méi)有留有任何保留扇區，其后緊隨的便是 FAT 表。 FAT 表是 FAT16 用來(lái)記錄磁盤(pán)數據區簇鏈結構的。像前面我們說(shuō)過(guò)的例子一樣， FAT 將磁盤(pán)空間按一定數目的扇區為單位進(jìn)行劃分，這樣的單位稱(chēng)為簇。通常情況下，每扇區 512 字節的原則是不變的。簇的大小一般是 2n (n 為整數 ) 個(gè)扇區的大小，像 512B,1K,2K,4K,8K,16K,32K ， 64K 。實(shí)際中通常不超過(guò) 32K 。   之所以簇為單位而不以扇區為單位進(jìn)行磁盤(pán)的分配，是因為當分區容量較大時(shí)，采用大小為 512b 的扇區管理會(huì )增加 fat 表的項數，對大文件存取增加消耗，文件系統效率不高。分區的大小和簇的取值是有關(guān)系的，見(jiàn)表 9注意：少于 32680 個(gè)扇區的分區中，簇空間大小可最多達到每個(gè)簇 8 個(gè)扇區。不管用戶(hù)是使用磁盤(pán)管理器來(lái)格式化分區，還是使用命令提示行鍵入 format 命令格式化，格式化程序都創(chuàng )建一個(gè) 12 位的 FAT 。少于 16MB 的分區，系統通常會(huì )將其格式化成 12 位的 FAT ， FAT12 是 FAT 的初始實(shí)現形式，是針對小型介質(zhì)的。 FAT12 文件分配表要比 FAT16 和 FAT32 的文件分配表小，因為它對每個(gè)條目使用的空間較少。這就給數據留下較多的空間。所有用 FAT12 格式化的 5.25 英寸軟盤(pán)以及 1.44MB 的 3.5 英寸軟盤(pán)都是由 FAT12 格式化的。除了 FAT 表中記錄每簇鏈結的二進(jìn)制位數與 FAT16 不同外，其余原理與 FAT16 均相同，不再單獨解釋。格式化 FAT16 分區時(shí)，格式化程序根據分區的大小確定簇的大小，然后根據保留扇區的數目、根目錄的扇區數目、數據區可分的簇數與 FAT 表本身所占空間   來(lái)確定 FAT 表所需的扇區數目，然后將計算后的結果寫(xiě)入 DBR 的相關(guān)位置。FAT16 DBR 參數的偏移 0x11 處記錄了根目錄所占扇區的數目。偏移 0x16 記錄了 FAT 表所占扇區的數據。偏移 0x10 記錄了 FAT 表的副本數目。系統在得到這幾項參數以后，就可以確定數據區的開(kāi)始扇區偏移了。FAT16 文件系統從根目錄所占的 32 個(gè)扇區之后的第一個(gè)扇區開(kāi)始以簇為單位進(jìn)行數據的處理，這之前仍以扇區為單位。對于根目錄之后的第一個(gè)簇，系統并不編號為第 0 簇或第 1 簇  ( 可能是留作關(guān)鍵字的原因吧 ) ，而是編號為第 2 簇，也就是說(shuō)數據區順序上的第 1 個(gè)簇也是編號上的第 2 簇。FAT 文件系統之所以有 12 ， 16 ， 32 不同的版本之分，其根本在于 FAT 表用來(lái)記錄任意一簇鏈接的二進(jìn)制位數。以 FAT16 為例，每一簇在 FAT 表中占據 2 字節 ( 二進(jìn)制 16 位 ) 。所以， FAT16 最大可以表示的簇號為 0xFFFF( 十進(jìn)制的 65535) ，以 32K 為簇的大小的話(huà)， FAT32 可以管理的最大磁盤(pán)空間為： 32KB×65535=2048MB, 這就是為什么 FAT16 不支持超過(guò) 2GB 分區的原因。FAT 表實(shí)際上是一個(gè)數據表，以 2 個(gè)字節為單位，我們暫將這個(gè)單位稱(chēng)為 FAT 記錄項，通常情況其第 1 、 2 個(gè)記錄項 ( 前 4 個(gè)字節 ) 用作介質(zhì)描述。從第三個(gè)記錄項開(kāi)始記錄除根目錄外的其他文件及文件夾的簇鏈情況。根據簇的表現情況 FAT 用相應的取值來(lái)描述，見(jiàn)表 10看一幅在 winhex 所截 FAT16 的文件分配表，圖 10 ：如圖， FAT 表以 "F8 FF FF FF"  開(kāi)頭，此 2 字節為介質(zhì)描述單元，并不參與 FAT 表簇鏈關(guān)系。小紅字標出的是 FAT 扇區每 2 字節對應的簇號。相對偏移 0x4~0x5 偏移為第 2 簇 ( 順序上第 1 簇 ) ，此處為 FF, 表示存儲在第 2 簇上的文件 ( 目錄 ) 是個(gè)小文件，只占用 1 個(gè)簇便結束了。第 3 簇中存放的數據是 0x0005 ，這是一個(gè)文件或文件夾的首簇。其內容為第 5 簇，就是說(shuō)接下來(lái)的簇位于第 5 簇 ?D?D 〉  FAT 表指引我們到達 FAT 表的第 5 簇指向，上面寫(xiě)的數據是 "FF FF", 意即此文件已至尾簇。第 4 簇中存放的數據是 0x0006 ，這又是一個(gè)文件或文件夾的首簇。其內容為第 6 簇，就是說(shuō)接下來(lái)的簇位于第 6 簇 ?D?D 〉 FAT 表指引我們到達 FAT 表的第 6 簇指向，上面寫(xiě)的數據是 0x0007 ，就是說(shuō)接下來(lái)的簇位于第 7 簇 ?D?D 〉 FAT 表指引我們到達 FAT 表的第 7 簇指向 …… 直到根據 FAT 鏈讀取到扇區相對偏移 0x1A~0x1B ，也就是第 13 簇，上面寫(xiě)的數據是 0x000E ，也就是指向第 14 簇 ?D?D 〉 14 簇的內容為 "FF FF" ，意即此文件已至尾簇。后面的 FAT 表數據與上面的道理相同。不再分析。FAT 表記錄了磁盤(pán)數據文件的存儲鏈表，對于數據的讀取而言是極其重要的，以至于 Microsoft 為其開(kāi)發(fā)的 FAT 文件系統中的 FAT 表創(chuàng )建了一份備份，就是我們看到的 FAT2 。 FAT2 與 FAT1 的內容通常是即時(shí)同步的，也就是說(shuō)如果通過(guò)正常的系統讀寫(xiě)對 FAT1 做了更改，那么 FAT2 也同樣被更新。如果從這個(gè)角度來(lái)看，系統的這個(gè)功能在數據恢復時(shí)是個(gè)天災。FAT 文件系統的目錄結構其實(shí)是一顆有向的從根到葉的樹(shù)，這里提到的有向是指對于 FAT 分區內的任一文件 ( 包括文件夾 ) ，均需從根目錄尋址來(lái)找到?？梢赃@樣認為：目錄存儲結構的入口就是根目錄。FAT 文件系統根據根目錄來(lái)尋址其他文件 ( 包括文件夾 ) ，故而根目錄的位置必須在磁盤(pán)存取數據之前得以確定。 FAT 文件系統就是根據分區的相關(guān) DBR 參數與 DBR 中存放的已經(jīng)計算好的 FAT 表 (2 份 ) 的大小來(lái)確定的。格式化以后，跟目錄的大小和位置其實(shí)都已經(jīng)確定下來(lái)了：位置緊隨 FAT2 之后，大小通常為 32 個(gè)扇區。根目錄之后便是數據區第 2 簇。FAT 文件系統的一個(gè)重要思想是把目錄 ( 文件夾 ) 當作一個(gè)特殊的文件來(lái)處理， FAT32 甚至將根目錄當作文件處理 ( 旁： NTFS 將分區參數、安全權限等好多東西抽象為文件更是這個(gè)思想的升華 ) ，在 FAT16 中，雖然根目錄地位并不等同于普通的文件或者說(shuō)是目錄，但其組織形式和普通的目錄 ( 文件夾 ) 并沒(méi)有不同。 FAT 分區中所有的文件夾 ( 目錄 ) 文件，實(shí)際上可以看作是一個(gè)存放其他文件 ( 文件夾 ) 入口參數的數據表。所以目錄的占用空間的大小并不等同于其下所有數據的大小，但也不等同于 0 。通常是占很小的空間的，可以看作目錄文件是一個(gè)簡(jiǎn)單的二維表文件。其具體存儲原理是：不管目錄文件所占空間為多少簇，一簇為多少字節。系統都會(huì )以 32 個(gè)字節為單位進(jìn)行目錄文件所占簇的分配。這 32 個(gè)字節以確定的偏移來(lái)定義本目錄下的一個(gè)文件 ( 或文件夾 ) 的屬性，實(shí)際上是一個(gè)簡(jiǎn)單的二維表。這 32 個(gè)字節的各字節偏移定義如表 11 ：對表 11 中的一些取值進(jìn)行說(shuō)明：(1) 、對于短文件名，系統將文件名分成兩部分進(jìn)行存儲，即主文件名 + 擴展名。 0x0~0x7 字節記錄文件的主文件名， 0x8~0xA 記錄文件的擴展名，取文件名中的 ASCII 碼值。不記錄主文件名與擴展名之間的 "."   主文件名不足 8 個(gè)字符以空白符 (20H) 填充，擴展名不足 3 個(gè)字符同樣以空白符 (20H) 填充。 0x0 偏移處的取值若為 00H ，表明目錄項為空；若為 E5H ，表明目錄項曾被使用，但對應的文件或文件夾已被刪除。 ( 這也是誤刪除后恢復的理論依據 ) 。文件名中的第一個(gè)字符若為 “.” 或 “..” 表示這個(gè)簇記錄的是一個(gè)子目錄的目錄項。 “.” 代表當前目錄； “..” 代表上級目錄 ( 和我們在 dos 或 windows 中的使用意思是一樣的，如果磁盤(pán)數據被破壞，就可以通過(guò)這兩個(gè)目錄項的具體參數推算磁盤(pán)的數據區的起始位置，猜測簇的大小等等，故而是比較重要的 )(2) 、 0xB 的屬性字段：可以看作系統將 0xB 的一個(gè)字節分成 8 位，用其中的一位代表某種屬性的有或無(wú)。這樣，一個(gè)字節中的 8 位每位取不同的值就能反映各個(gè)屬性的不同取值了。如 00000101 就表示這是個(gè)文件，屬性是只讀、系統。(3) 、 0xC~0x15 在原 FAT16 的定義中是保留未用的。在高版本的 WINDOWS 系統中有時(shí)也用它來(lái)記錄修改時(shí)間和最近訪(fǎng)問(wèn)時(shí)間。那樣其字段的意義和 FAT32 的定義是相同的，見(jiàn)后邊 FAT32 。(4) 、 0x16~0x17 中的時(shí)間 = 小時(shí) *2048+ 分鐘 *32+ 秒 /2 。得出的結果換算成 16 進(jìn)制填入即可。也就是： 0x16 字節的 0~4 位是以 2 秒為單位的量值； 0x16 字節的 5~7 位和 0x17 字節的 0~2 位是分鐘； 0x17 字節的 3~7 位是小時(shí)。(5) 、 0x18~0x19 中的日期 =( 年份 -1980)*512+ 月份 *32+ 日。得出的結果換算成 16 進(jìn)制填入即可。也就是： 0x18 字節 0~4 位是日期數； 0x18 字節 5~7 位和 0x19 字節 0 位是月份； 0x19 字節的 1~7 位為年號，原定義中 0~119 分別代表 1980~2099 ，目前高版本的 Windows 允許取 0~127 ，即年號最大可以到 2107 年。(6) 、 0x1A~0x1B 存放文件或目錄的表示文件的首簇號，系統根據掌握的首簇號在 FAT 表中找到入口，然后再跟蹤簇鏈直至簇尾，同時(shí)用 0x1C~0x1F 處字節判定有效性。就可以完全無(wú)誤的讀取文件 ( 目錄 ) 了。(7) 、普通子目錄的尋址過(guò)程也是通過(guò)其父目錄中的目錄項來(lái)指定的，與數據文件 ( 指非目錄文件 ) 不同的是目錄項偏移 0xB 的第 4 位置 1 ，而數據文件為 0 。對于整個(gè) FAT 分區而言，簇的分配并不完全總是分配干凈的。如一個(gè)數據區為 99 個(gè)扇區的 FAT 系統，如果簇的大小設定為 2 扇區，就會(huì )有 1 個(gè)扇區無(wú)法分配給任何一個(gè)簇。這就是分區的剩余扇區，位于分區的末尾。有的系統用最后一個(gè)剩余扇區備份本分區的 DBR ，這也是一種好的備份方法。早的 FAT16 系統并沒(méi)有長(cháng)文件名一說(shuō)， Windows 操作系統已經(jīng)完全支持在 FAT16 上的長(cháng)文件名了。 FAT16 的長(cháng)文件名與 FAT32 長(cháng)文件名的定義是相同的，關(guān)于長(cháng)文件名，在 FAT32 部分再詳細作解釋。★ FAT32 存儲原理：FAT32 是個(gè)非常有功勞的文件系統， Microsoft 成功地設計并運用了它，直到今天 NTFS 鋪天蓋地襲來(lái)的時(shí)候， FAT32 依然占據著(zhù) Microsoft Windows 文件系統中重要的地位。 FAT32 最早是出于 FAT16 不支持大分區、單位簇容量大以致空間急劇浪費等缺點(diǎn)設計的。實(shí)際應用中， FAT32 還是成功的。FAT32 與 FAT16 的原理基本上是相同的，圖 4.3.13 標出了 FAT32 分區的基本構成。FAT32 在格式化的過(guò)程中就根據分區的特點(diǎn)構建好了它的 DBR ，其中 BPB 參數是很重要的，可以回過(guò)頭來(lái)看一下表 4 和表 5 。首先 FAT32 保留扇區的數目默認為 32 個(gè)，而不是 FAT16 的僅僅一個(gè)。這樣的好處是有助于磁盤(pán) DBR 指令的長(cháng)度擴展，而且可以為 DBR 扇區留有備份空間。上面我們已經(jīng)提到，構建在 FAT32 上的 win98 或 win2000 、 winXP ，其操作系統引導代碼并非只占一個(gè)扇區了。留有多余的保留扇區就可以很好的拓展 OS 引導代碼。在 BPB 中也記錄了 DBR 扇區的備份扇區編號。備份扇區可以讓我們在磁盤(pán)遭到意外破壞時(shí)恢復 DBR 。FAT32 的文件分配表的數據結構依然和 FAT16 相同，所不同的是， FAT32 將記錄簇鏈的二進(jìn)制位數擴展到了 32 位，故而這種文件系統稱(chēng)為 FAT32 。 32 位二進(jìn)制位的簇鏈決定了 FAT 表最大可以尋址 2T 個(gè)簇。這樣即使簇的大小為 1 扇區，理論上仍然能夠尋址 1TB 范圍內的分區。但實(shí)際中 FAT32 是不能尋址這樣大的空間的，隨著(zhù)分區空間大小的增加， FAT 表的記錄數會(huì )變得臃腫不堪，嚴重影響系統的性能。所以在實(shí)際中通常不格式化超過(guò) 32GB 的 FAT32 分區。 WIN2000 及之上的 OS 已經(jīng)不直接支持對超過(guò) 32GB 的分區格式化成 FAT32 ，但 WIN98 依然可以格式化大到 127GB 的 FAT32 分區，但這樣沒(méi)必要也不推薦。同時(shí) FAT32 也有小的限制， FAT32 卷必須至少有 65527 個(gè)簇，所以對于小的分區，仍然需要使用 FAT16 或 FAT12 。分區變大時(shí)，如果簇很小，文件分配表也隨之變大。仍然會(huì )有上面的效率問(wèn)題存在。既要有效地讀寫(xiě)大文件，又要最大可能的減少空間的浪費。 FAT32 同樣規定了相應的分區空間對應的簇的大小，見(jiàn)表 12 ：FAT32 簇的取值意義和 FAT16 類(lèi)似，不過(guò)是位數長(cháng)了點(diǎn)罷了，比較見(jiàn)表 13 ：FAT32 的另一項重大改革是根目錄的文件化，即將根目錄等同于普通的文件。這樣根目錄便沒(méi)有了 FAT16 中 512 個(gè)目錄項的限制，不夠用的時(shí)候增加簇鏈，分配空簇即可。而且，根目錄的位置也不再硬性地固定了，可以存儲在分區內可尋址的任意簇內，不過(guò)通常根目錄是最早建立的 ( 格式化就生成了 ) 目錄表。所以，我們看到的情況基本上都是根目錄首簇占簇區順序上的第 1 個(gè)簇。在圖 4.3.12 中也是按這種情況制作的畫(huà)的。FAT32 對簇的編號依然同 FAT16 。順序上第 1 個(gè)簇仍然編號為第 2 簇，通常為根目錄所用 ( 這和 FAT16 是不同的， FAT16 的根目錄并不占簇區空間， 32 個(gè)扇區的根目錄以后才是簇區第 1 個(gè)簇 )FAT32 的文件尋址方法與 FAT16 相同，但目錄項的各字節參數意義卻與 FAT16 有所不同，一方面它啟用了 FAT16 中的目錄項保留字段，同時(shí)又完全支持長(cháng)文件名了。對于短文件格式的目錄項。其參數意義見(jiàn)表 14 ：說(shuō)明：(1) 、這是 FAT32 短文件格式目錄項的意義。其中文件名、擴展名、時(shí)間、日期的算法和 FAT16 時(shí)相同的。(2) 、由于 FAT32 可尋址的簇號到了 32 位二進(jìn)制數。所以系統在記錄文件 ( 文件夾 ) 開(kāi)始簇地址的時(shí)候也需要 32 位來(lái)記錄， FAT32 啟用目錄項偏移 0x12~0x13 來(lái)表示起始簇號的高 16 位。(3) 、文件長(cháng)度依然用 4 個(gè)字節表示，這說(shuō)明 FAT32 依然只支持小于 4GB 的文件 ( 目錄 ) ，超過(guò) 4GB 的文件 ( 目錄 ), 系統會(huì )截斷處理。FAT32 的一個(gè)重要的特點(diǎn)是完全支持長(cháng)文件名。長(cháng)文件名依然是記錄在目錄項中的。為了低版本的 OS 或程序能正確讀取長(cháng)文件名文件，系統自動(dòng)為所有長(cháng)文件名文件創(chuàng )建了一個(gè)對應的短文件名，使對應數據既可以用長(cháng)文件名尋址，也可以用短文件名尋址。不支持長(cháng)文件名的 OS 或程序會(huì )忽略它認為不合法的長(cháng)文件名字段，而支持長(cháng)文件名的 OS 或程序則會(huì )以長(cháng)文件名為顯式項來(lái)記錄和編輯，并隱藏起短文件名。當創(chuàng )建一個(gè)長(cháng)文件名文件時(shí)，系統會(huì )自動(dòng)加上對應的短文件名，其一般有的原則：(1) 、取長(cháng)文件名的前 6 個(gè)字符加上 "~1" 形成短文件名，擴展名不變。(2) 、如果已存在這個(gè)文件名，則符號 "~" 后的數字遞增，直到 5 。(3) 、如果文件名中 "~" 后面的數字達到 5 ，則短文件名只使用長(cháng)文件名的前兩個(gè)字母。通過(guò)數學(xué)操縱長(cháng)文件名的剩余字母生成短文件名的后四個(gè)字母，然后加后綴 "~1" 直到最后 ( 如果有必要，或是其他數字以避免重復的文件名 ) 。(4) 、如果存在老 OS 或程序無(wú)法讀取的字符，換以 "_"長(cháng)文件名的實(shí)現有賴(lài)于目錄項偏移為 0xB 的屬性字節，當此字節的屬性為：只讀、隱藏、系統、卷標，即其值為 0FH 時(shí)， DOS 和 WIN32 會(huì )認為其不合法而忽略其存在。這正是長(cháng)文件名存在的依據。將目錄項的 0xB 置為 0F ，其他就任由系統定義了， Windows9x 或 Windows 2000 、 XP 通常支持不超過(guò) 255 個(gè)字符的長(cháng)文件名。系統將長(cháng)文件名以 13 個(gè)字符為單位進(jìn)行切割，每一組占據一個(gè)目錄項。所以可能一個(gè)文件需要多個(gè)目錄項，這時(shí)長(cháng)文件名的各個(gè)目錄項按倒序排列在目錄表中，以防與其他文件名混淆。長(cháng)文件名中的字符采用 unicode 形式編碼 ( 一個(gè)巨大的進(jìn)步哦 ) ，每個(gè)字符占據 2 字節的空間。其目錄項定義如表 15 。系統在存儲長(cháng)文件名時(shí)，總是先按倒序填充長(cháng)文件名目錄項，然后緊跟其對應的短文件名。從表 15 可以看出，長(cháng)文件名中并不存儲對應文件的文件開(kāi)始簇、文件大小、各種時(shí)間和日期屬性。文件的這些屬性還是存放在短文件名目錄項中，一個(gè)長(cháng)文件名總是和其相應的短文件名一一對應，短文件名沒(méi)有了長(cháng)文件名還可以讀，但長(cháng)文件名如果沒(méi)有對應的短文件名，不管什么系統都將忽略其存在。所以短文件名是至關(guān)重要的。在不支持長(cháng)文件名的環(huán)境中對短文件名中的文件名和擴展名字段作更改 ( 包括刪除，因為刪除是對首字符改寫(xiě) E5H) ，都會(huì )使長(cháng)文件名形同虛設。長(cháng)文件名和短文件名之間的聯(lián)系光靠他們之間的位置關(guān)系維系顯然遠遠不夠。其實(shí)，長(cháng)文件名的 0xD 字節的校驗和起很重要的作用，此校驗和是用短文件名的 11 個(gè)字符通過(guò)一種運算方式來(lái)得到的。系統根據相應的算法來(lái)確定相應的長(cháng)文件名和短文件名是否匹配。這個(gè)算法不太容易用公式說(shuō)明，我們用一段 c 程序來(lái)加以說(shuō)明。假設文件名 11 個(gè)字符組成字符串 shortname[], 校驗和用 chknum 表示。得到過(guò)程如下：int i ， j,chknum=0;for (i=11; i>0; i--)chksum = ((chksum & 1) ? 0x80 : 0) + (chksum >> 1) + shortname[j++];如果通過(guò)短文件名計算出來(lái)的校驗和與長(cháng)文件名中的 0xD 偏移處數據不相等。系統無(wú)論如何都不會(huì )將它們配對的。依據長(cháng)文件名和短文件名對目錄項的定義，加上對簇的編號和鏈接， FAT32 上數據的讀取便游刃有余了。