Gentoo中文社区

Step1 设置locale
  1>编辑/etc/locale.gen，在最后加入两行“zh_CN.UTF-8 UTF-8”和“zh_CN.GBK GBK”，如下

    zh_CN.UTF-8 UTF-8 
    zh_CN.GBK GBK 
    en_GB.UTF-8 UTF-8 

  2>运行locale-gen命令，生成locale：
     #locale-gen 

  3>编辑/etc/env.d/02locale，若没有则创建，加入一行“LANG="zh_CN.GBK"”，如下：

    #nano /etc/env.d/02locale 
    ##02locale内容简单如下就ok了 
    LANG="zh_CN.GBK" 

   4>运行env-update更新环境

     #env-update 

Step2 安装字体

    经过Step1设置后编码已经是中文了，可以运行locale命令查看之，但是由于默认的字体并不能显示中文，而会乱码。所以要换一个字体

    1>选择你喜欢的字体，ttc或ttf格式，比如仿宋simsun.ttc

    2>复制到任意目录下，比如/usr/share/fonts/ttf下，然后执行如下字体相关的命令

    #cp simsun.ttc /usr/share/fonts/ttf/simsun.ttf   
    #cd /usr/share/fonts/ttf 
    #sudo chmod 644 simsun.ttf 
    #sudo mkfontdir 
    #sudo mkfontscale 

    3>配置X Window的字体显示

     #编辑配置文件 
    #nano /etc/X11/xorg.conf 
    #在Files Section中加入，没有就创建，如下 
    Section "Files" 
            … 
            FontPath     "/usr/share/fonts/ttf" 
            … 
    EndSection

   4>更新字体配置
     #sudo fc-cache -fv

界面中文:
emerge -av wqy-zenhei
eselect fontconfig enable 44-wqy-zenhei.conf
eselect fontconfig enable 66-wqy-zenhei-sharp.conf
xset fp rehash
其中wqy-zenhei被masked,另外加入"X" USE标记

(==) Using system config directory "/usr/share/X11/xorg.conf.d"
MESA-LOADER: failed to open iris: /usr/lib64/dri/iris_dri.so: cannot open shared object file: No such file or directory (search paths /usr/lib64/dri, suffix _dri)
failed to load driver: iris
MESA-LOADER: failed to open zink: /usr/lib64/dri/zink_dri.so: cannot open shared object file: No such file or directory (search paths /usr/lib64/dri, suffix _dri)
failed to load driver: zink
/root/.xinitrc: line 2: exec: gnome-session: not found
xinit: connection to X server lost

查询得知双显卡的问题，正在找解决办法

root允许弱口令： enforce=none

vim /etc/security/passwdqc.conf

min=disabled,24,11,8,7
max=72
passphrase=3
match=4
similar=deny
random=47
enforce=none
retry=3

/etc/init.d/sshd start
bash: /etc/init.d/sshd: /sbin/openrc-run: bad interpreter: No such file or directory

正在解决

换成open-rc

http://oneindex.gentoo.site/PDF/ESXi&vC … df?preview

强烈建议对照官方文档参考

    从gentoo官网下载iso，我这里下载的是amd64下的Minimal Installation CD

    如果要制作USB启动盘，可以使用Rufus

    光盘/U盘启动

    网络链接

      ping -c 1 www.baidu.com

    如果能ping通，直接进行安装，否则通过ifconfig查看网卡名字

        如果是有线网卡，网卡名称是enp3s0，执行

              ifconfig enp3s0 192.168.1.168 broadcast 192.168.1.255 netmask 255.255.255.0
              ip route add via 192.168.1.1 dev enp3s0
              echo "nameserver 114.114.114.114" > /etc/resolv.conf 

        如果是无线网卡，网卡名称是wlp3s0

            加密方式是wep

              iwlist wlp3s0 scanning                                      #查看附近的ESSID
              iw dev wlp3s0 info
              iw dev wlp3s0 link
              ip link set dev wlp3s0 up
              iw dev wlp3s0 connect -w ESSID                               #没有密码
              iw dev wlp3s0 connect -w ESSID key 0:d:1234123412341234abc   #密码是16进制
              iw dev wlp3s0 connect -w ESSID key 0:some-password           #密码是ASCII格式 
              dhcpcd wlp3s0                                                #获取ip
              iwconfig                                                     #查看是否连接指定的SSID 

            加密方式是wpa/wpa2，这个方法也支持wep加密
            在/etc/wpasupplicant/wpa_supplicant.conf里增加

                  network {
                      ssid="ESSID"
                      psk="密码"
                      priority=1
                  } 

            执行

                  wpa_supplicant -i wlp3s0 -c /etc/wpa_supplicant/wpa_supplicant.conf  #运行wpa_supplicant
                  dhcpcd wlp3s0                                                        #获取ip
                  iwconfig                                                             #查看是否连接指定的SSID

    我这里为了安装方便，通过ssh安装

        启动ssh服务

          /etc/init.d/sshd start 
          或 
          rc-service sshd start

        修改root密码

          passwd

    从其他电脑通过ssh连接过来

    使用parted进行GPT分区(UEFI必须是GPT分区格式，且用parted或gdisk)

        交互式操作

          parted -a optimal /dev/sda      #-a 优化分区对齐
          (parted) mklabel gpt            #设置GPT分区格式
          (parted) unit mib
          (parted) mkpart primary 1 3     #固定为2M的bios启动分区，GPT和GRUB2一起使用时必须要有这个,UEFI下不需要
          (parted) name 1 grub
          (parted) set 1 bios_grub on
          (parted) mkpart primary 3 131       #boot分区
          (parted) name 2 boot
          (parted) set 2 boot on              #当使用UEFI接口来引导系统时（取代BIOS），要将引导分区标识为EFI系统分区。当“boot”选项在这个分区被设置时，Parted可以自动完成此事。
          (parted) mkpart primary 131 643     #交换分区
          (parted) name 3 swap
          (parted) mkpart primary 643 -1      #简单起见，剩下的全部在/分区，实际中可以把home、var等分区独立出来
          (parted) name 4 rootfs
          (parted) quit

        非交互式操作，注释见上方

          yes | parted -a optimal /dev/sda mklabel gpt
          parted -a optimal /dev/sda unit mib
          parted -a optimal /dev/sda mkpart primary 1 3
          parted -a optimal /dev/sda name 1 grub
          parted -a optimal /dev/sda set 1 bios_grub on
          parted -a optimal /dev/sda mkpart primary 3 131
          parted -a optimal /dev/sda name 2 boot
          parted -a optimal /dev/sda set 2 boot on
          parted -a optimal /dev/sda mkpart primary 131 643
          parted -a optimal /dev/sda name 3 swap
          parted -a optimal -- /dev/sda mkpart primary 643 -1
          parted -a optimal /dev/sda name 4 rootfs
          parted -a optimal /dev/sda p

    格式化分区

      mkfs.ext2 /dev/sda2     #UEFI是mkfs.vfat -F 32 /dev/sda2
      mkfs.ext4 /dev/sda4
      mkswap /dev/sda3
      swapon /dev/sda3

    挂载分区

      mount /dev/sda4 /mnt/gentoo

    修改时间，注意参数要替换成具体数字(Month, Day, hour, minute and Year)

      date MMDDhhmmYYYY 
      或者(最好) 
      ntpd -q -g

    安装stage3

      cd /mnt/gentoo

    去gentoo官网下载对应的stage3包

      tar xpf stage3-*.tar.* --xattrs-include='*.*' --numeric-owner
      rm -rf stage3-*.tar.*

    配置make.conf里的编译选项 查看CPU类型

      cat /proc/cpuinfo | grep name | cut -f2 -d: | uniq -c

    在/mnt/gentoo/etc/portage/make.conf里配置

      CFLAGS="-march=native -O2 -pipe"   #native表示使用当前系统体系结构，-pipe表示使用管道加快速度，如果内存不足，就去掉
      CXXFLAGS="${CFLAGS}"
      MAKEOPTS="-j3"          #cpu核数+1=3

    配置源

      #按空格选择
      mirrorselect -i -o >> /mnt/gentoo/etc/portage/make.conf  #相当于再make.conf里增加GENTOO_MIRRORS="https://mirror.bjtu.edu.cn/gentoo/ http://mirrors.163.com/gentoo/ http://gentoo.aditsu.net:8000/ rsync://ftp.iij.ad.jp/pub/linux/gentoo/ http://ftp.iij.ad.jp/pub/linux/gentoo/ http://ftp.jaist.ac.jp/pub/Linux/Gentoo/ rsync://ftp.jaist.ac.jp/pub/Linux/Gentoo/"
      mkdir -p /mnt/gentoo/etc/portage/repos.conf 
      cp /mnt/gentoo/usr/share/portage/config/repos.conf /mnt/gentoo/etc/portage/repos.conf/gentoo.conf 

    拷贝DNS信息

      cp -L /etc/resolv.conf /mnt/gentoo/etc/

    chroot

      mount -t proc proc /mnt/gentoo/proc
      mount --rbind /sys /mnt/gentoo/sys
      mount --make-rslave /mnt/gentoo/sys  #安装systemd支持时所需要
      mount --rbind /dev /mnt/gentoo/dev
      mount --make-rslave /mnt/gentoo/dev  #安装systemd支持时所需要
      chroot /mnt/gentoo /bin/bash
      source /etc/profile
      export PS1="(chroot) $PS1"

    挂载boot分区

      mkdir /boot
      mount /dev/sda2 /boot

    安装portage最新快照(通常是24小时内)

      emerge-webrsync

    查看new，这个环节比较重要，我这里没有影响
    通过eselect news list和eselect news read 编号 查看news,以下都是news里的一些信息
    如果/和/usr在不同分区，内核必须使用initramfs

    更新portage数据库(通常是1小时内)

      emerge --sync

    选择合适的profile

      eselect profile list

      #如果是desktop
      eselect profile set 16
      或
      eselect profile set default/linux/amd64/17.0/desktop

      #如果是desktop+gnome
      eselect profile set 17
      或
      eselect profile set default/linux/amd64/17.0/desktop/gnome

      #如果是systemd
      #参考 https://wiki.gentoo.org/wiki/Systemd
      eselect profile set 25
      或
      eselect profile set default/linux/amd64/17.0/systemd

      #如果是desktop+systemd
      #参考 https://wiki.gentoo.org/wiki/Systemd/In … om_scratch
      eselect profile set 18
      或
      eselect profile set default/linux/amd64/17.0/desktop/gnome/systemd

    更新@world

      emerge -av -uDN @world

    根据提示

      eselect pinentry set pinentry-gnome3

    我习惯用vim

      emerge -av vim
      eselect vi set vim # eselect vi set 1
      eselect vi list
      eselect editor set /usr/bin/vi # eselect editor set 3
      eselect editor list
      . /etc/profile

    配置make.conf

        查看当前的USE设置

          emerge --info | grep ^USE

        查看cpu支持的指令集

          emerge -1v app-portage/cpuid2cpuflags
          cpuid2cpuflags        #记下执行结果，下一步用到

        修改/etc/portage/make.conf，显卡配置参考Xorg/Guide

          LINGUAS="zh_CN en"      #安装软件包的时候，如果有中文语言包，就顺便装上
          L10N="zh-CN"            #安装thunderbird(bin版本中文显示有问题)、libreoffice-l10n的时候，安装中文包
          VIDEO_CARDS="intel i965"     #请根据自己的显卡类型填入，virtualbox虚拟机里是virtualbox
          INPUT_DEVICES="libinput evdev keyboard mouse synaptics"     #synaptics是触摸板，libinput已经包含evdev
          USE="python pulseaudio git subversion mercurial sync-plugin-portage gnome-keyring bash-completion vim-syntax tk icu" #icu是安装chromium需要
          CPU_FLAGS_X86="mmx mmxext sse sse2 sse3 sse4_1 ssse3"   #上一步看到的指令集
          ABI_X86="32 64"     #安装32位和64位，如果存在循环依赖，可以先注释掉
          #UEFI
          #GRUB_PLATFORMS="efi-32 efi-64 pc"
          GRUB_PLATFORMS="efi-64"

    设置时区

      echo "Asia/Shanghai" > /etc/timezone
      emerge --config sys-libs/timezone-data  #时间可能不对，查看下是否需要设置

    设置字符集

        在/etc/locale.gen里增加

          en_US ISO-8859-1
          en_US.UTF-8 UTF-8
          zh_CN.UTF-8 UTF-8
          zh_CN.GB2312 GB2312
          zh_CN.GBK GBK
          zh_CN GB18030

        更新

          locale-gen
          eselect locale list
          eselect locale set zh_CN.utf8 # eselect locale set 10
          . /etc/profile

        继续
        在/etc/env.d/02locale里增加

          LC_COLLATE="C"
          env-update && source /etc/profile && export PS1="(chroot) $PS1"

    分区挂载设置(使用genkernel需要先设置好boot挂载)
    编辑/etc/fstab，注意，如果是UEFI，则boot分区挂载为vfat(非ext2)

      /dev/sda2     /boot        ext2     defaults,noatime     0 2
      /dev/sda3     none           swap      sw                0 0
      /dev/sda4     /            ext4     noatime              0 1
      /dev/cdrom    /mnt/cdrom   auto     noauto,user          0 0

    安装内核和常用工具，注意，systemd下是genkernel-next

      emerge -av gentoo-sources pciutils genkernel app-portage/eix mcelog gentoolkit #iproute2已安装
      cd /usr/src/linux
      #如果使用systemd
      ln -sf /proc/self/mounts /etc/mtab

    配置参考Configuring the Linux kernel
    蓝牙、打印机等配置参考Gentoo_Kernel_Configuration_Guide
    显卡配置参考Xorg/Guide
    无线网卡参考Wifi
    声卡配置参考ALSA 蓝牙配置参考Bluetooth 电源管理配置参考Power management/Guide USB管理配置参考USB/Guide ipv6配置参考IPv6_router_guide
    systemd配置参考systemd和systemd/Installing Gnome3 from scratch 照参考进行配置，CPU类型需要按照实际选择
    设置CONFIG_SND_HDA_PREALLOC_SIZE为2048，HD-Audio Driver的配置 设置CONFIG_PPP_BSDCOMP，ppp用到

      emerge -av sys-kernel/linux-firmware   #这个是无线网卡的驱动,参考https://wiki.gentoo.org/wiki/Wifi，一般已在上一步自动安装了
      #如果需要支持lvm或raid，增加参数--lvm --mdadm
      genkernel --menuconfig all     #如果不设置，可以直接genkernel all

    网络设置，enp3s0是网卡名字，请替换为自己的网卡名字

        编辑/etc/conf.d/hostname

          hostname="home"

        编辑/etc/hosts，增加主机名到127.0.0.1后面

        安装netifrc

          emerge --noreplace netifrc

        设置网络，编辑/etc/conf.d/net，修改如下 前三行是固定ip，第四行是动态ip，选择一个就可以了

          config_enp3s0="192.168.1.173 netmask 255.255.255.0 brd 192.168.1.255"
          routes_enp3s0="default via 192.168.1.1"
          dns_servers="114.114.114.114 223.5.5.5 192.168.1.1"
          config_enp3s0="dhcp"

        如果是多ip，第一行改成

          config_enp3s0="192.168.1.173 netmask 255.255.255.0 brd 192.168.1.255 
          192.168.1.174 netmask 255.255.255.0 brd 192.168.1.255 
          192.168.1.175 netmask 255.255.255.0 brd 192.168.1.255"

        设置自启动

          cd /etc/init.d
          ln -s net.lo net.enp3s0
          rc-update add net.enp3s0 default

    设置新系统的root密码，一定要做，否则重启后无法登陆

      passwd

    安装一些必要的系统工具

      emerge -av syslog-ng cronie mlocate net-misc/dhcpcd logrotate sudo
      #如果是pppoe
      emerge -av ppp
      #如果是无线网络
      emerge -av wpa_supplicant
      rc-update add syslog-ng default
      rc-update add cronie default
      rc-update add sshd default
      rc-update add dhcpcd default

    这里普通用户用crontab -l报'/var/spool/cron/crontabs' is not a directory, bailing out.（现在已经不需要了）

      chmod o+rx /var/spool/cron

    安装引导，os-prober是多系统的时候有用

      emerge -av sys-boot/grub os-prober

    grub的默认配置在/etc/default/grub，比如可以把超时时间改成3秒
    /dev/sda是启动分区所在

      #如果是BIOS
      grub-install /dev/sda

      #如果是UEFI
      grub-install --target=x86_64-efi --efi-directory=/boot
      #如果报错：Could not prepare Boot variable: Read-only file system，先执行下面命令再执行install
      mount -o remount,rw /sys/firmware/efi/efivars
      #如果重启没有出现grub界面，参考https://www.linuxidc.com/Linux/2017-10/147754.htm
      #注意引导命令是\EFI\gentoo\grubx64.efi
      #进入后执行grub-install --target=x86_64-efi --efi-directory=/boot --removable会自动生成
      #/boot/EFI/BOOT/BOOTX64.EFI文件，然后就可以重启成功了

      grub-mkconfig -o /boot/grub/grub.cfg

    安装完成，重启，建议在shutdown后才把光盘取出，否则可能会报io错误

      exit
      cd
      umount -l /mnt/gentoo/dev{/shm,/pts,}
      umount -R /mnt/gentoo{/boot,/proc,}
      shutdown -h now

1.进程和线程以及他们的区别

进程：进程是对运行时程序的封装，是系统进行资源调度和分配的基本单位，实现操作系统的并发。

线程：线程是进程的子任务，是CPU调度和分配的基本单位。

    一个程序至少拥有一个进程，一个进程至少拥有一个线程，线程依赖于进程而存在。进程执行时拥有独立的内存单元，而多个线程共享进程的内存。

2.进程间的通信方式

管道及命名管道：管道可用于具有父子亲缘关系的进程间的通信，有名管道除了具有管道所具有的功能外，它还允许无亲缘关系的进程间的通信。

信号：信号是一种比较复杂的通信方式，用于接收进程某个事件已发生。

消息队列：消息队列是消息的链接表，它克服了，以上两种通信方式中信号量有限的缺点，具有写权限的进程可以按照一定的规则向消息队列中添加新信息，具有读权限的进程可以从消息队列中读取信息。

共享内存：可以说是最有用的进程间通信方式。它使得多个进程可以访问同一块内存空间，不同进程可以及时看到对方进程对共享内存中数据的更新。这种方式依赖于某种同步操作，如互斥锁和信号量等。

信号量：主要作为进程之间及同一进程的不同线程之间的同步和互斥手段。

套接字：这是一种更为一般的进程间通信机制，他可以用于网络中不同机器之间的进程间的通信，应用非常广泛。
3.线程的同步方式

互斥量：采用互斥对象机制，只有拥有互斥对象的线程才有访问公共资源的权限，因为互斥对象只有一个，所以可以保证公共资源不会同时被多个线程访问。

信号量：它允许同一时刻多个线程访问同一资源，但是需要控制同一时刻访问此资源的最大线程数量。

事件（信号）：通过通知操作的方式来保持多线程同步，还可以方便的实现多线程优先级的比较操作。
4.死锁，死锁产生条件

死锁：在两个或多个并发进程中，如果每个进程持有某种资源而等待其他进程释放它或者它们保持的资源，再改变这种状态之前，都不能向前推进，称这一组进程产生了死锁。（由于不合理的推进顺序或者资源分配导致产生了环路等待）

死锁产生的四个必要条件：

    互斥：至少一个资源处于非共享模式，即一次只能被一个进程使用；若其他进程申请使用该资源，则必须等到该资源被释放为止。

    占有并等待：一个进程必须占有至少一个资源，并等待另一个资源，而该资源为其他进程所占有

    非抢占：进程不能被强占，即资源只能被进程在完成任务后自愿释放。

    循环等待：若干进程之间形成一种头尾相接的环形等待资源关系。

5.死锁处理的基本策略和常用方法：

    预防死锁，避免死锁，检测死锁，解除死锁，鸵鸟算法（把头埋进沙子里，当做啥也没发生）

6.死锁预防的基本思想：

    只要确保死锁发生的四个必要条件中至少一个不成立，就能预防死锁的发生。

具体方法：

    打破互斥条件：允许进程同时访问某些资源。但是，有些进程不能被同时访问是由资源的属性决定的，因此这种方法并无实用价值。
    打破占有并等待条件：可以实行资源的预先分配策略（进程在运行前一次性向系统申请它所需要的所有资源，若所需全部资源得不到满足，则不分配任何资源，此进程暂不运行；只有当系统满足当前进程所有资源时，才一次性的将全部资源分配给该进程）或者只允许在没有占有资源时才可以申请资源（一个进程可以申请资源并使用他们，但是当前进程申请更多资源前，必须释放所占有资源）。这种策略存在一些缺点，在很多情况下，无法预知一个进程执行前所需的全部资源，因为进程是动态执行的，不可预知的；同时，会降低资源利用率，导致降低进程的并发性。
    打破非抢占条件：允许进程强行从占有者那里夺取某些资源。当一个进程占有了一部分资源，在其中请求新的资源且得不到满足，它必须释放所有的资源以使其他线程使用，这种预防死锁的方式实现起来困难会降低系统性能。
    打破循环等待条件：实行资源有序分配策略。对所有资源排序编号，所有进程对资源的请求必须严格按照资源序号递增的顺序提出，即只占用了小号资源才能申请大号资源，这样就不会产生环路，预防死锁发生。

7.死锁避免的基本思想

死锁避免的基本思想是动态的检测资源分配状态，以确保循环等待条件不成立，从而确保系统处于安全状态。所谓的安全状态指：如果系统能按照某个顺序为每个进程分配资源，那么系统状态是安全的，换句话说就是，如果存在一个安全序列，那么系统处于安全状态。资源分配图算法和银行家算法是两种经典的死锁避免算法，其可以确保，系统始终处于安全状态。其中资源分配图算法应用场景为每种资源类型只有一个实例（申请边，分配边，需求边，不形成环再允许分配）而银行家算法应用于每种资源类型可以有多个实例的场景。
8.死锁解除的常用方法

进程终止和资源抢占：

    所谓进程终止是指简单地终止一个或多个进程以打破循环等待，包括两种方式：终止死锁进程和一次只终止一个进程直到取消死锁循环为止。

    所谓资源抢占是指从一个或多个死锁进程那里抢占一个或多个资源，此时需要考虑三个问题：

        选择一个牺牲品
        回滚，回滚到安全状态
        饥饿，在代价因素中加上回滚次数，回滚的越多则越不可能继续被作为牺牲品。避免一个进程被一直回滚。

9.进程有几种状态

    就绪状态：进程已获得除处理机外的所需资源，等待分配处理及资源
    运行状态：占用处理机资源运行，处于此状态的进程数小于等于CPU数
    阻塞状态：进程等待某种条件，条件满足前无法执行

10.线程有哪几种状态

    就绪：线程准备运行，不一定立马就能开始执行
    运行中：进程正在执行线程代码
    等待中：线程处于阻塞状态，等待外部的处理结束
    睡眠中：线程被强制睡眠
    I/O阻塞：等待I/O操作完成
    同步阻塞：等待获取锁
    死亡：线程完成了执行

11.分页和分段有什么区别（内存管理）

    段式分配管理是一种符合用户视角的内存分配管理方案，在段式存储管理中，将程序的地址空间划分为若干段，堆栈段；这样每个进程有一个二维地址空间，相互独立，互不干扰。段式管理的优点是：没有内碎片（因为段大小可变，改变段大小来消除内碎片）。但段换入换出时，会产生外部碎片（比如4K的段换5K的段，会产生1K的外碎片）

    页式存储管理方案是一种用户视角内存与物理内存相分离的内存分配管理方案。在页式存储管理中，将程序的逻辑地址分为固定大小的页，而物理内存划分为同样大小的帧，程序加载时，可以将任意一页放入内存中任意一个帧，这些帧不必连续，从而实现离散分离。页式存储管理的优点是：没有外部碎片（因为页大小固定），单会产生内碎片（一个页可能填充不满）

两者不同点：

    目的不同：分页是由于系统管理的需要而不是用户的需要，他是信息的物理单位；分段的目的是为了更好地满足用户的需要，它是信息的逻辑单位，它含有一组其意义相对完整的信息
    大小不同：页的大小固定且有系统决定，而段的长度大小却不固定，由其所完成的功能决定
    地址空间不同：段向用户提供二维地址空间，页向用户提供的是一维地址空间
    信息共享：段是信息的逻辑单位，便于存储保护和信息的共享，页的保护、共享受到限制
    内存碎片：页式存储管理的优点是没有外碎片，单会产生内碎片，段式管理的优点是没有内碎片，但段的换入换出时会产生外部碎片

12.操作系统进程调度策略

    FCFS（先来先服务，队列实现，非抢占）：先请求CPU的进程先分配到CPU
    SJF（最短作业优先调度算法）：平均等待时间最短，但难以知道下一个CPU区间长度
    优先级调度算法（可以是抢占的也可以是非抢占的）：优先级越高的越先分配到CPU，相同优先级先到先服务，存在的主要问题是：低优先级进程无穷等待CPU，会导致无穷阻塞式饥饿，解决方案：老化（随着时间推移，那些越老的进程优先级越高）
    时间片轮转调度算法（可抢占）：队列中没有进程被分配超过一个时间片的CPU时间，除非他是唯一可运行的进程。如果进程的CPU区间超过了一个时间片，那么进程就被抢占并放回就绪队列
    多级队列调度算法：将就绪队列分成多个独立的队列，每个队列都有自己独立的调度算法，队列之间采用固定优先级抢占调度，其中，一个进程根据自身属性被永久地分配到一个队列中。
    多级反馈队列调度算法：与多级队列调度算法相比，其允许进程在多列之间移动，若进程使用过多CPU时间，那么他会被转移到更低的优先级队列，在较低的优先级队列等待时间过长的进程会被转移到更高优先级的队列，以防饥饿发生。

13.进程同步的机制有哪些

    原子操作，信号量机制，自旋锁管理，会合、分布式管理（?）

14.虚拟内存是什么

    内存的发展历程：没有内存抽象->有内存抽象->连续内存分配->不连续内存分配

    虚拟内存允许执行进程不完全在内存中。虚拟内存的基本思想是：每个进程拥有独立的地址空间，这个空间被分为相等大小的多个块，称为页，每个页都是一段连续的地址。这些页被映射到物理内存，但并不是所有的页都必须在内存中才能运行程序。当程序引用到一部分在物理内存中的地址空间时，由硬件立即进行必要的映射；当程序引用到一部分不在物理内存中的地址空间时，有操作系统负责将缺失的部分装入物理内存并重新执行失败的命令。这样，对于进程而言，逻辑上似乎拥有很大的内存空间，实际其中一部分对应物理内存上的一块（称为帧，通常也和帧大小相等），还有一些没加载在内存中的对应在硬盘上，注意：请求分页系统，请求分段系统和请求段页式系统都是针对虚拟内存的，通常请求实现内存和外村的信息置换，虚拟内存实际上可以比物理内存大。当访问虚拟内存时，会访问内存管理单元去匹配对应的物理地址，如果虚拟内存的页并不存在于物理内存中会产生缺页中断，从磁盘取得缺的页放入内存，如果内存已满，会根据某种算法将磁盘中的页换出。

15.页面置换算法有哪些

    FIFO先进先出算法：比如作业调度（实现简单）
    LRU最近最少用算法根据使用时间到现在的长短来判断
    OPT最优置换算法：理论最优，保证置换出去的页是不再被使用的页（或最长时间里不被使用的页）
    LFU最少使用次数算法：根据使用次数判断

16. 虚拟内存的应用与优点有哪些

    虚拟内存很适合在多道程序设计系统中使用，许多程序的片段同时保存在内存中。当一个程序等待它的一部分读入内存时，可以吧CPU交给另一个进程使用。

    在内存中可以保留多个进程，系统并发性提高
    接触了用户与内存间的紧密约束，进程可以比内存的全部空间还大

17.颠簸是什么（抖动）

颠簸本质上是指频繁的页调度行为，具体来讲，进程发生缺页中断，这时必须置换某一个页。然而，其他所有页都在使用，它置换一个页，但又立刻再次需要这个页。因此会不断地产生缺页中断，导致整个系统效率急剧下降，这种现象称为颠簸。
18.如何解决内存颠簸

    如果是因为页面置换策略失误，可以修改算法来解决这个问题
    如果是因为运行的程序太多，造成程序无法同时将所有频繁访问的页面调入内存，则要降低多道程序的数量
    否则，终止该进程或增加物理内存的容量

19.局部性原理是什么

    时间上的局限性：最近被访问的页在不久的将来还会被访问
    空间上的局限性：内存中被访问的页周围的页很可能被访问

一、硬盘的物理结构：

    硬盘存储数据是根据电、磁转换原理实现的。硬盘由一个或几个表面镀有磁性物质的金属或玻璃等物质盘片以及盘片两面所安装的磁头和相应的控制电路组成(图1)，其中盘片和磁头密封在无尘的金属壳中。
硬 盘工作时，盘片以设计转速高速旋转，设置在盘片表面的磁头则在电路控制下径向移动到指定位置然后将数据存储或读取出来。当系统向硬盘写入数据时，磁头中 “写数据”电流产生磁场使盘片表面磁性物质状态发生改变，并在写电流磁场消失后仍能保持，这样数据就存储下来了；当系统从硬盘中读数据时，磁头经过盘片指 定区域，盘片表面磁场使磁头产生感应电流或线圈阻抗产生变化，经相关电路处理后还原成数据。因此只要能将盘片表面处理得更平滑、磁头设计得更精密以及尽量 提高盘片旋转速度，就能造出容量更大、读写数据速度更快的硬盘。这是因为盘片表面处理越平、转速越快就能越使磁头离盘片表面越近，提高读、写灵敏度和速 度；磁头设计越小越精密就能使磁头在盘片上占用空间越小，使磁头在一张盘片上建立更多的磁道以存储更多的数据。

    二、硬盘的逻辑结构。

    硬盘由很多盘片(platter)组成，每个盘片的每个面都有一个读写磁头。如果有N个盘片。就有2N个面，对应2N个磁头(Heads)，从0、1、 2开始编号。每个盘片被划分成若干个同心圆磁道(逻辑上的，是不可见的。)每个盘片的划分规则通常是一样的。这样每个盘片的半径均为固定值R的同心圆再逻 辑上形成了一个以电机主轴为轴的柱面(Cylinders)，从外至里编号为0、1、2……每个盘片上的每个磁道又被划分为几十个扇区(Sector)， 通常的容量是512byte，并按照一定规则编号为1、2、3……形成Cylinders×Heads×Sector个扇区。这三个参数即是硬盘的物理参 数。我们下面的很多实践需要深刻理解这三个参数的意义。

    三、磁盘引导原理。

3.1 MBR(master boot record)扇区：
    计算机在按下power键以后，开始执行主板bios程序。进行完一系列检测和配置以后。开始按bios中设定的系统引导顺序引导系统。假定现在是硬 盘。Bios执行完自己的程序后如何把执行权交给硬盘呢。交给硬盘后又执行存储在哪里的程序呢。其实，称为mbr的一段代码起着举足轻重的作用。 MBR(master boot record),即主引导记录，有时也称主引导扇区。位于整个硬盘的0柱面0磁头1扇区(可以看作是硬盘的第一个扇区)，bios在执行自己固有的程序以 后就会jump到mbr中的第一条指令。将系统的控制权交由mbr来执行。在总共512byte的主引导记录中，MBR的引导程序占了其中的前446个字 节(偏移0H~偏移1BDH)，随后的64个字节(偏移1BEH~偏移1FDH)为DPT(Disk PartitionTable，硬盘分区表)，最后的两个字节“55 AA”(偏移1FEH~偏移1FFH)是分区有效结束标志。
    MBR不随操作系统的不同而不同，意即不同的操作系统可能会存在相同的MBR，即使不同，MBR也不会夹带操作系统的性质。具有公共引导的特性。
我们来分析一段mbr。下面是用winhex查看的一块希捷120GB硬盘的mbr。

   你的硬盘的MBR引导代码可能并非这样。不过即使不同，所执行的功能大体是一样的。这是wowocock关于磁盘mbr的反编译，已加了详细的注释，感兴趣可以细细研究一下。
    我们看DPT部分。操作系统为了便于用户对磁盘的管理。加入了磁盘分区的概念。即将一块磁盘逻辑划分为几块。磁盘分区数目的多少只受限于C～Z的英文字母 的数目，在上图DPT共64个字节中如何表示多个分区的属性呢?microsoft通过链接的方法解决了这个问题。在DPT共64个字节中，以16个字节 为分区表项单位描述一个分区的属性。也就是说，第一个分区表项描述一个分区的属性，一般为基本分区。第二个分区表项描述除基本分区外的其余空间，一般而 言，就是我们所说的扩展分区。这部分的大体说明见表1。

 
表1  图2分区表第一字段
字节位移     字段长度     值     字段名和定义
0x01BE     BYTE     0x80        引导指示符(Boot Indicator)   指明该分区是否是活动分区。
0x01BF     BYTE     0x01     开始磁头(Starting Head)
0x01C0     6位     0x01     开始扇区(Starting Sector) 只用了0~5位。后面的两位(第6位和第7位)被开始柱面字段所使用
0x01C1     10位     0x00     开始柱面(Starting Cylinder)   除了开始扇区字段的最后两位外，还使用了1位来组成该柱面值。开始柱面是一个10位数，最大值为1023
0x01C2     BYTE     0x07     系统ID(System ID) 定义了分区的类型，详细定义，请参阅图4
0x01C3     BYTE     0xFE     结束磁头(Ending Head)
0x01C4     6位     0xFF     结束扇区(Ending Sector)     只使用了0~5位。最后两位(第6、7位)被结束柱面字段所使用
0x01C5     10位     0x7B     结束柱面(Ending Cylinder) 除了结束扇区字段最后的两位外，还使用了1位，以组成该柱面值。结束柱面是一个10位的数，最大值为1023
0x01C6     DWORD     0x0000003F     相对扇区数(Relative Sectors) 从该磁盘的开始到该分区的开始的位移量，以扇区来计算
0x01CA     DWORD     0x00DAA83D     总扇区数(Total Sectors) 该分区中的扇区总数

注：上表中的超过1字节的数据都以实际数据显示，就是按高位到地位的方式显示。存储时是按低位到高位存储的。两者表现不同，请仔细看清楚。以后出现的表，图均同。

也可以在winhex中看到这些参数的意义：

    说明： 每个分区表项占用16个字节，假定偏移地址从0开始。如图3的分区表项3。分区表项4同分区表项3。
    1、0H偏移为活动分区是否标志，只能选00H和80H。80H为活动，00H为非活动。其余值对microsoft而言为非法值。 
    2、重新说明一下(这个非常重要)：大于1个字节的数被以低字节在前的存储格式格式(little endian format)或称反字节顺序保存下来。低字节在前的格式是一种保存数的方法，这样，最低位的字节最先出现在十六进制数符号中。例如，相对扇区数字段的值 0x3F000000的低字节在前表示为0x0000003F。这个低字节在前的格式数的十进制数为63。 
    3、系统在分区时，各分区都不允许跨柱面，即均以柱面为单位，这就是通常所说的分区粒度。有时候我们分区是输入分区的大小为7000M，分出来却是 6997M，就是这个原因。 偏移2H和偏移6H的扇区和柱面参数中,扇区占6位(bit)，柱面占10位(bit)，以偏移6H为例，其低6位用作扇区数的二进制表示。其高两位做柱 面数10位中的高两位，偏移7H组成的8位做柱面数10位中的低8位。由此可知，实际上用这种方式表示的分区容量是有限的，柱面和磁头从0开始编号,扇区 从1开始编号,所以最多只能表示1024个柱面×63个扇区×256个磁头×512byte=8455716864byte。即通常的8.4GB(实际上 应该是7.8GB左右)限制。实际上磁头数通常只用到255个(由汇编语言的寻址寄存器决定),即使把这3个字节按线性寻址，依然力不从心。 在后来的操作系统中，超过8.4GB的分区其实已经不通过C/H/S的方式寻址了。而是通过偏移CH～偏移FH共4个字节32位线性扇区地址来表示分区所 占用的扇区总数。可知通过4个字节可以表示2^32个扇区，即2TB=2048GB，目前对于大多数计算机而言，这已经是个天文数字了。在未超过 8.4GB的分区上，C/H/S的表示方法和线性扇区的表示方法所表示的分区大小是一致的。也就是说，两种表示方法是协调的。即使不协调，也以线性寻址为 准。(可能在某些系统中会提示出错)。超过8.4GB的分区结束C/H/S一般填充为FEH FFH FFH。即C/H/S所能表示的最大值。有时候也会用柱面对1024的模来填充。不过这几个字节是什么其实都无关紧要了。 
    虽然现在的系统均采用线性寻址的方式来处理分区的大小。但不可跨柱面的原则依然没变。本分区的扇区总数加上与前一分区之间的保留扇区数目依然必须是柱面容 量的整数倍。(保留扇区中的第一个扇区就是存放分区表的MBR或虚拟MBR的扇区，分区的扇区总数在线性表示方式上是不计入保留扇区的。如果是第一个分 区，保留扇区是本分区前的所有扇区。
    附：分区表类型标志如图4

3.2 扩展分区：
    扩展分区中的每个逻辑驱动器都存在一个类似于MBR的扩展引导记录( Extended Boot Record, EBR)，也有人称之为虚拟mbr或扩展mbr，意思是一样的。扩展引导记录包括一个扩展分区表和该扇区的标签。扩展引导记录将记录只包含扩展分区中每个 逻辑驱动器的第一个柱面的第一面的信息。一个逻辑驱动器中的引导扇区一般位于相对扇区32或63。但是，如果磁盘上没有扩展分区，那么就不会有扩展引导记 录和逻辑驱动器。第一个逻辑驱动器的扩展分区表中的第一项指向它自身的引导扇区。第二项指向下一个逻辑驱动器的EBR。如果不存在进一步的逻辑驱动器，第 二项就不会使用，而且被记录成一系列零。如果有附加的逻辑驱动器，那么第二个逻辑驱动器的扩展分区表的第一项会指向它本身的引导扇区。第二个逻辑驱动器的 扩展分区表的第二项指向下一个逻辑驱动器的EBR。扩展分区表的第三项和第四项永远都不会被使用。
    通过一幅4分区的磁盘结构图可以看到磁盘的大致组织形式。如图5：

    关于扩展分区，如图6所示，扩展分区中逻辑驱动器的扩展引导记录是一个连接表。该图显示了一个扩展分区上的三个逻辑驱动器，说明了前面的逻辑驱动器和最后一个逻辑驱动器之间在扩展分区表中的差异。

    除了扩展分区上最后一个逻辑驱动器外，表2中所描述的扩展分区表的格式在每个逻辑驱动器中都是重复的：第一个项标识了逻辑驱动器本身的引导扇区，第二个项 标识了下一个逻辑驱动器的EBR。最后一个逻辑驱动器的扩展分区表只会列出它本身的分区项。最后一个扩展分区表的第二个项到第四个项被使用。   

   表2  扩展分区表项的内容
扩展分区表项     分区表项的内容
第一个项     包括数据的开始地址在内的与扩展分区中当前逻辑驱动器有关的信息
第二个项     有关扩展分区中的下一个逻辑驱动器的信息，包括包含下一个逻辑驱动器的EBR的扇区的地址。如果不存在进一步的逻辑驱动器的话，该字段不会被使用
第三个项     未用
第四个项     未用

 
    扩展分区表项中的相对扇区数字段所显示的是从扩展分区开始到逻辑驱动器中第一个扇区的位移的字节数。总扇区数字段中的数是指组成该逻辑驱动器的扇区数目。总扇区数字段的值等于从扩展分区表项所定义的引导扇区到逻辑驱动器末尾的扇区数。

    有时候在磁盘的末尾会有剩余空间，剩余空间是什么呢？我们前面说到，分区是以1柱面的容量为分区粒度的，那么如果磁盘总空间不是整数个柱面的话，不够一个 柱面的剩下的空间就是剩余空间了，这部分空间并不参与分区，所以一般无法利用。照道理说，磁盘的物理模式决定了磁盘的总容量就应该是整数个柱面的容量，为 什么会有不够一个柱面的空间呢。在我的理解看来，本来现在的磁盘为了更大的利用空间，一般在物理上并不是按照外围的扇区大于里圈的扇区这种管理方式，只是 为了与操作系统兼容而抽象出来CHS。可能其实际空间容量不一定正好为整数个柱面的容量吧。 
 

    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    

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    表3   FAT32分区上DBR中各部分的位置划分   
字节位移     字段长度     字段名     对应图8颜色
0x00     3个字节     跳转指令     
0x03     8个字节     厂商标志和os版本号     
0x0B     53个字节     BPB     
0x40     26个字节     扩展BPB     
0x5A     420个字节     引导程序代码     
0x01FE     2个字节     有效结束标志     

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”。
    接下来的从偏移0x0B开始的是一段描述能够使可执行引导代码找到相关参数的信息。通常称之为BPB(BIOS Parameter Block)，BPB一般开始于相同的位移量，因此，标准的参数都处于一个已知的位置。磁盘容量和几何结构变量都被封在BPB之中。由于引导扇区的第一部 分是一个x86跳转指令。因此，将来通过在BPB末端附加新的信息，可以对BPB进行扩展。只需要对该跳转指令作一个小的调整就可以适应BPB的变化。图 9已经列出了项目的名称和取值，为了系统的研究，针对图8，将FAT32分区格式的BPB含义和扩展BPB含义释义为表格，见表4和表5。
表4  FAT32分区的BPB字段     
字节位移     字段长度(字节)     图8对应取值     名称和定义
0x0B     2     0x0200     扇区字节数(Bytes Per Sector) 硬件扇区的大小。本字段合法的十进制值有512、1024、2048和4096。对大多数磁盘来说，本字段的值为512
0x0D     1     0x08     每簇扇区数 (Sectors Per Cluster),一簇中的扇区数。由于FAT32文件系统只能跟踪有限个簇(最多为4 294 967 296个)，因此，通过增加每簇扇区数，可以使FAT32文件系统支持最大分区数。一个分区缺省的簇大小取决于该分区的大小。本字段的合法十进制值有1、 2、4、8、16、32、64和128。Windows 2000的FAT32实现只能创建最大为32GB的分区。但是，Windows 2000能够访问由其他操作系统(Windows 95、OSR2及其以后的版本)所创建的更大的分区
0x0e     2     0x0020     保留扇区数(Reserved Sector) 第一个FAT开始之前的扇区数，包括引导扇区。本字段的十进制值一般为32
0x10     1     0x02     FAT数(Number of FAT) 该分区上FAT的副本数。本字段的值一般为2
0x11     2     0x0000     根目录项数(Root Entries)只有FAT12/FAT16使用此字段。对FAT32分区而言,本字段必须设置为 0
0x13     2     0x0000     小扇区数(Small Sector)(只有FAT12/FAT16使用此字段)对FAT32分区而言，本字段必须设置为0
0x15     1     0xF8     媒体描述符( Media Descriptor)提供有关媒体被使用的信息。值0xF8表示硬盘，0xF0表示高密度的3.5寸软盘。媒体描述符要用于MS-DOS FAT16磁盘，在Windows 2000中未被使用
0x16     2     0x0000     每FAT扇区数(Sectors Per FAT)只被FAT12/FAT16所使用,对FAT32分区而言，本字段必须设置为0
0x18     2     0x003F     每道扇区数(Sectors Per Track) 包含使用INT13h的磁盘的“每道扇区数”几何结构值。该分区被多个磁头的柱面分成了多个磁道
0x1A     2     0x00FF     磁头数(Number of Head) 本字段包含使用INT 13h的磁盘的“磁头数”几何结构值。例如，在一张1.44MB 3.5英寸的软盘上，本字段的值为 2
0x1C     4     0x0000003F     隐藏扇区数(Hidden Sector) 该分区上引导扇区之前的扇区数。在引导序列计算到根目录的数据区的绝对位移的过程中使用了该值。本字段一般只对那些在中断13h上可见的媒体有意义。在没有分区的媒体上它必须总是为0
0x20     4     0x007D043F     总扇区数(Large Sector) 本字段包含FAT32分区中总的扇区数
0x24     4     0x00001F32     每FAT扇区数(Sectors Per FAT)(只被FAT32使用)该分区每个FAT所占的扇区数。计算机利用这个数和 FAT数以及隐藏扇区数(本表中所描述的)来决定根目录从哪里开始。该计算机还可以从目录中的项数决定该分区的用户数据区从哪里开始
0x28     2     0x00    

扩展标志(Extended Flag)(只被FAT32使用)该两个字节结构中各位的值为：
位0-3：活动 FAT数(从0开始计数，而不是1).
       只有在不使用镜像时才有效
位4-6：保留
位7：0值意味着在运行时FAT被映射到所有的FAT
     1值表示只有一个FAT是活动的
位8-15：保留
0x2A     2     0x0000     文件系统版本(File ystem Version)只供FAT32使用,高字节是主要的修订号，而低字节是次要的修订号。本字段支持将来对该FAT32媒体类型进行扩展。如果本字段非零，以前的Windows版本将不支持这样的分区
0x2C     4     0x00000002     根目录簇号(Root Cluster Number)(只供FAT32使用) 根目录第一簇的簇号。本字段的值一般为2，但不总是如此
0x30     2     0x0001     文件系统信息扇区号 (File System Information SectorNumber)(只供FAT32使用) FAT32分区的保留区中的文件系统信息(File System Information, FSINFO)结构的扇区号。其值一般为1。在备份引导扇区(Backup Boot Sector)中保留了该FSINFO结构的一个副本，但是这个副本不保持更新
0x34     2     0x0006     备份引导扇区(只供FAT32使用) 为一个非零值，这个非零值表示该分区保存引导扇区的副本的保留区中的扇区号。本字段的值一般为6，建议不要使用其他值
0x36     12     12个字节均为0x00     保留(只供FAT32使用)供以后扩充使用的保留空间。本字段的值总为0

表5   FAT32分区的扩展BPB字段           
字节位移     字段长度(字节)     图8对应取值     字段名称和定义
0x40     1     0x80     物理驱动器号( Physical Drive Number) 与BIOS物理驱动器号有关。软盘驱动器被标识为0x00，物理硬盘被标识为0x80，而与物理磁盘驱动器无关。一般地，在发出一个INT13h BIOS调用之前设置该值，具体指定所访问的设备。只有当该设备是一个引导设备时，这个值才有意义
0x41     1     0x00     保留(Reserved) FAT32分区总是将本字段的值设置为0
0x42     1     0x29     扩展引导标签(Extended Boot Signature) 本字段必须要有能被Windows 2000所识别的值0x28或0x29
0x43     4     0x33391CFE     分区序号(Volume Serial Number) 在格式化磁盘时所产生的一个随机序号，它有助于区分磁盘
0x47     11     "NO NAME"     卷标(Volume Label) 本字段只能使用一次，它被用来保存卷标号。现在，卷标被作为一个特殊文件保存在根目录中
0x52     8     "FAT32"     系统ID(System ID) FAT32文件系统中一般取为"FAT32"

     DBR的偏移0x5A开始的数据为操作系统引导代码。这是由偏移0x00开始的跳转指令所指向的。在图8所列出的偏移0x00~0x02的跳转指令"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。此段指令在不同的操作系统上和不同的引导方式上，其内容也是不同的。大多数的资料上都说win98, 构建于fat基本分区上的win2000,winxp所使用的DBR只占用基本分区的第0扇区。他们提到，对于fat32，一般的32个基本分区保留扇区 只有第0扇区是有用的。实际上，以FAT32构建的操作系统如果是win98,系统会使用基本分区的第0扇区和第2扇区存储os引导代码；以FAT32构 建的操作系统如果是win2000或winxp,系统会使用基本分区的第0扇区和第0xC扇区(win2000或winxp,其第0xC的位置由第0扇区 的0xAB偏移指出)存储os引导代码。所以，在fat32分区格式上，如果DBR一扇区的内容正确而缺少第2扇区(win98系统)或第0xC扇区 (win2000或winxp系统)，系统也是无法启动的。如果自己手动设置NTLDR双系统，必须知道这一点。
     DBR扇区的最后两个字节一般存储值为0x55AA的DBR有效标志，对于其他的取值，系统将不会执行DBR相关指令。上面提到的其他几个参与os引导的扇区也需以0x55AA为合法结束标志。

FAT16 DBR：
     FAT32中DBR的含义大致如此，对于FAT12和FAT16其基本意义类似，只是相关偏移量和参数意义有小的差异，FAT格式的区别和来因，以后会说 到，此处不在多说FAT12与FAT16。我将FAT16的扇区参数意义列表。感兴趣的朋友自己研究一下，和FAT32大同小异的。

表6  一个FAT16分区上的引导扇区段
字节位移     字段长度(字节)     字段名称
0x00     3     跳转指令(Jump Instruction)
0x03     8     OEM ID
0x0B     25     BPB
0x24     26     扩展BPB
0x3E     448     引导程序代码(Bootstrap Code)
0x01FE     4     扇区结束标识符(0x55AA)

表7  FAT16分区的BPB字段     
字节位移     字段长度(字节)     例值     名称和定义
0x0B     2     0x0200     扇区字节数(Bytes Per Sector) 硬件扇区的大小。本字段合法的十进制值有512、1024、2048和4096。对大多数磁盘来说，本字段的值为512
0x0D     1     0x40     每簇扇区数 (Sectors Per Cluster) 一个簇中的扇区数。由于FAT16文件系统只能跟踪有限个簇(最多为65536个)。因此，通过增加每簇的扇区数可以支持最大分区数。分区的缺省的簇的大 小取决于该 分区的大小。本字段合法的十进制值有 1、2、4、8、16、32、64和128。导致簇大于32KB(每扇区字节数*每簇扇区数)的值会引起磁盘错误和软件错误
0x0e     2     0x0001     保留扇区数(Reserved Sector) 第一个FAT开始之前的扇区数，包括引导扇区。本字段的十进制值一般为1
0x10     1     0x02     FAT数(Number of FAT)该分区上FAT的副本数。本字段的值一般为2
0x11     2     0x0200     根目录项数 (Root Entries) 能够保存在该分区的根目录文件夹中的32个字节长的文件和文件夹名称项的总数。在一个典型的硬盘上，本字段的值为512。其中一个项常常被用作卷标号 (Volume Label)，长名称的文件和文件夹每个文件使用多个项。文件和文件夹项的最大数一般为511，但是如果使用的长文件名，往往都达不到这个数
0x13     2     0x0000     小扇区数(Small Sector) 该分区上的扇区数，表示为16位(<65536)。对大于65536个扇区的分区来说，本字段的值为0，而使用大扇区数来取代它
0x15     1     0xF8     媒体描述符( Media Descriptor)提供有关媒体被使用的信息。值0xF8表示硬盘，0xF0表示高密度的3.5寸软盘。媒体描述符要用于MS-DOS FAT16磁盘，在Windows 2000中未被使用
0x16     2     0x00FC     每FAT扇区数(Sectors Per FAT) 该分区上每个FAT所占用的扇区数。计算机利用这个数和FAT数以及隐藏扇区数来决定根目录在哪里开始。计算机还可以根据根目录中的项数(512)决定该 分区的用户数据区从哪里开始
0x18     2     0x003F     每道扇区数(Sectors Per Trark)
0x1A     2     0x0040     磁头数(Number of head)
0x1C     4     0x0000003F     隐藏扇区数(Hidden Sector) 该分区上引导扇区之前的扇区数。在引导序列计算到根目录和数据区的绝对位移的过程中使用了该值
0x20     4     0x003EF001     大扇区数(Large Sector) 如果小扇区数字段的值为0，本字段就包含该FAT16分区中的总扇区数。如果小扇区数字段的值不为0，那么本字段的值为0

表8   FAT16分区的扩展BPB字段           
字节位移     字段长度(字节)     图8对应取值     字段名称和定义
0x24     1     0x80     物理驱动器号( Physical Drive Number) 与BIOS物理驱动器号有关。软盘驱动器被标识为0x00，物理硬盘被标识为0x80，而与物理磁盘驱动器无关。一般地，在发出一个INT13h BIOS调用之前设置该值，具体指定所访问的设备。只有当该设备是一个引导设备时，这个值才有意义
0x25     1     0x00     保留(Reserved) FAT16分区一般将本字段的值设置为0
0x26     1     0x29     扩展引导标签(Extended Boot Signature) 本字段必须要有能被Windows 2000所识别的值0x28或0x29
0x27     2     0x52368BA8     卷序号(Volume Serial Number) 在格式化磁盘时所产生的一个随机序号，它有助于区分磁盘
0x2B     11     "NO NAME"     卷标(Volume Label) 本字段只能使用一次，它被用来保存卷标号。现在，卷标被作为一个特殊文件保存在根目录中
0x36     8     "FAT16"     文件系统类型(File System Type) 根据该磁盘格式，该字段的值可以为FAT、FAT12或FAT16

4.2  关于保留扇区

     在上述FAT文件系统DBR的偏移0x0E处，用2个字节存储保留扇区的数目。所谓保留扇区(有时候会叫系统扇区，隐藏扇区)，是指从分区DBR扇区开始 的仅为系统所有的扇区，包括DBR扇区。在FAT16文件系统中，保留扇区的数据通常设置为1，即仅仅DBR扇区。而在FAT32中，保留扇区的数据通常 取为32，有时候用Partition Magic分过的FAT32分区会设置36个保留扇区，有的工具可能会设置63个保留扇区。
     FAT32中的保留扇区除了磁盘总第0扇区用作DBR，总第2扇区(win98系统)或总第0xC扇区(win2000,winxp)用作OS引导代码扩 展部分外，其余扇区都不参与操作系统管理与磁盘数据管理，通常情况下是没作用的。操作系统之所以在FAT32中设置保留扇区，是为了对DBR作备份或留待 以后升级时用。FAT32中，DBR偏移0x34占2字节的数据指明了DBR备份扇区所在，一般为0x06，即第6扇区。当FAT32分区DBR扇区被破 坏导致分区无法访问时。可以用第6扇区的原备份替换第0扇区来找回数据。

4.3  FAT表和数据的存储原则。

       FAT表(File Allocation Table 文件分配表)，是Microsoft在FAT文件系统中用于磁盘数据(文件)索引和定位引进的一种链式结构。假如把磁盘比作一本书，FAT表可以认为相当 于书中的目录，而文件就是各个章节的内容。但FAT表的表示方法却与目录有很大的不同。
      在FAT文件系统中，文件的存储依照FAT表制定的簇链式数据结构来进行。同时，FAT文件系统将组织数据时使用的目录也抽象为文件，以简化对数据的管理。

 ★存储过程假想：
      我们模拟对一个分区存储数据的过程来说明FAT文件系统中数据的存储原则。
      假定现在有一个空的完全没有存放数据的磁盘，大小为100KB，我们将其想象为线形的空间地址。为了存储管理上的便利，我们人为的将这100KB的空间均 分成100份，每份1KB。我们来依次存储这样几个文件：A.TXT(大小10KB),B.TXT(大小53.6KB)，C.TXT(大小 20.5KB)。
      最起码能够想到，我们可以顺序的在这100KB空间中存放这3个文件。同时不要忘了，我们还要记下他们的大小和开始的位置，这样下次要用时才能找的到，这 就像是目录。为了便于查找，我们假定用第1K的空间来存储他们的特征(属性)。还有，我们设计的存储单位是1KB，所以，A.TXT我们需要10个存储单 位(为了说明方便，我们把存储单位叫做“簇”吧。也能少打点字，呵呵。)，B.TXT需要54个簇，C.TXT需要21个簇。可能有人会说B.TXT和 C.TXT不是各自浪费了不到1簇的空间吗？干嘛不让他们紧挨着，不是省地方吗？我的回答是，如果按照这样的方式存储，目录中原本只需要记下簇号，现在还 需要记下簇内的偏移，这样会增加目录的存储量，而且存取没有了规则，读取也不太方便，是得不偿失的。
    根据上面所说的思想，我们设计了这样的图4.3.1所示的存储方式。

      我们再考虑如何来写这三个文件的目录。对于每个文件而言，一定要记录的有：文件名，开始簇，大小，创建日期、时间，修改日期、时间，文件的读写属性等。这 里大小能不能用结束簇来计算呢？一定不能，因为文件的大小不一定就是整数个簇的大小，否则的话像B.TXT的内容就是54KB的内容了，少了固然不行，可 多了也是不行的。那么我们怎么记录呢？可以想象一下。为了管理上的方便，我们用数据库的管理方式来管理我们的目录。于是我把1KB再分成10份，假定开始 簇号为0，定义每份100B的各个位置的代表含义如图4.3.2

      这样设计的结构绝对可以对文件进行正确的读写了。接着让我们设计的文件系统工作吧。先改动个文件，比如A.TXT，增加点内容吧！咦？增加后往哪里放呀， 虽然存储块的后面有很多空间，但紧随其后B.TXT的数据还顶着呢？要是把A.TXT移到后边太浪费处理资源，而且也不一定解决问题。这个问题看来暂时解 决不了。
    那我们换个操作，把B.txt删了，b.txt的空间随之释放。这时候空间如图4.3.3，目录如图4.3.4

      这个操作看来还可以，我们接着做，在存入一个文件D.txt(大小为60.3KB),总共100簇的空间只用了31簇，还有68簇剩余，按说能放下。可是？往那里放呢？没有61个连续的空间了，目录行没办法写了，看来无连续块存储暂时也不行。
    你一定能够想到我们可以在连续空间不够或增加文件长度的时候转移影响我们操作的其他文件，从而腾出空间来，但我要问你，那不是成天啥也不要干了，就是倒腾东西了吗？

    看来我们设计的文件系统有致命的漏洞，怎么解决呢？。。。。
。。。。。。

    其实可以这样解决：
    首先我们允许文件的不连续存储。目录中依然只记录开始簇和文件的大小。那么我们怎么记录文件占用那些簇呢，以文件映射簇不太方便，因为文件名是不固定的。 我们换个思想，可以用簇来映射文件，在整个存储空间的前部留下几簇来记录数据区中数据与簇号的关系。对于上例因为总空间也不大，所以用前部的1Kb的空间 来记录这种对应，假设3个文件都存储，空间分配如图4.3.5，同时修改一下目录，如图4.3.6

      第一簇用来记录数据区中每一簇的被占用情况，暂时称其为文件分配表。结合文件分配表和文件目录就可以达到完全的文件读取了。我们想到，把文件分配表做成一个数据表，以图4.3.7的形式记录簇与数据的对应。
    用图4.3.7的组织方式是完全可以实现对文件占有簇的记录的。但还不够效率。比如文件名在文件分配表中记录太多，浪费空间，而实际上在目录中已经记录了文件的开始簇了。所以可以改良一下，用链的方式来存放占有簇的关系，变成图4.3.8的组织方式。

      参照图4.3.8来理解一下文件分配表的意义。如文件a.txt我们根据目录项中指定的a.txt的首簇为2，然后找到文件分配表的第2簇记录，上面登记 的是3，我们就能确定下一簇是3。找到文件分配表的第3簇记录，上面登记的是4，我们就能确定下一簇是4......直到指到第11簇，发现下一个指向是 FF，就是结束。文件便丝毫无误读取完毕。

    我们再看上面提到的第三种情况，就是将b.txt删除以后，存入一个大小为60.3KB的d.txt。利用簇链可以很容易的实现。实现后的磁盘如图4.3.9  4.3.10  4.3.11

     上面是我们对文件存储的一种假设，也该揭开谜底的时候了。上面的思想其实就是fat文件系统的思想的精髓(但并不是，尤其像具体的参数的意义与我们所举的例子是完全不同的。请忘掉上边细节，努力记忆下边)。

★FAT16存储原理:   

    当把一部分磁盘空间格式化为fat文件系统时，fat文件系统就将这个分区当成整块可分配的区域进行规划，以便于数据的存储。一般来讲，其划分形式如图7所示。我们把FAT16部分提取出来，详细描述一下：
    FAT16是Microsoft较早推出的文件系统，具有高度兼容性，目前仍然广泛应用于个人电脑尤其是移动存储设备中，FAT16简单来讲由图 4.3.11所示的6部分组成(主要是前5部分)。引导扇区(DBR)我们已经说过,FAT16在DBR之后没有留有任何保留扇区，其后紧随的便是FAT 表。FAT表是FAT16用来记录磁盘数据区簇链结构的。像前面我们说过的例子一样，FAT将磁盘空间按一定数目的扇区为单位进行划分，这样的单位称为 簇。通常情况下，每扇区512字节的原则是不变的。簇的大小一般是2n (n为整数)个扇区的大小，像 512B,1K,2K,4K,8K,16K,32K，64K。实际中通常不超过32K。 之所以簇为单位而不以扇区为单位进行磁盘的分配，是因为当分区容量较大时，采用大小为512b的扇区管理会增加fat表的项数，对大文件存取增加消耗，文 件系统效率不高。分区的大小和簇的取值是有关系的，见表9

图4.3.11 Fat16的组织形式
引导扇区     FAT1     FAT2(重复的)     根文件夹     其他文件夹及所有文件     剩余扇区
1扇区     实际情况取大小     同FAT1     32个扇区     开始簇编号(从2开始)     不足一簇

表9  FAT16分区大小与对因簇大小
分区空间大小     每个簇的扇区     簇空间大小
0MB-32MB     1     512个字节
33MB-64MB     2     1k
65MB-128MB     4     2k
129MB-225MB     8     4k
256MB-511MB     16     8k
512MB-1023MB     32     16k
1024MB-2047MB     64     32k
2048MB-4095MB     128     64k

    注意：少于32680个扇区的分区中，簇空间大小可最多达到每个簇8个扇区。不管用户是使用磁盘管理器来格式化分区，还是使用命令提示行键入format 命令格式化，格式化程序都创建一个12位的FAT。少于16MB的分区，系统通常会将其格式化成12位的FAT，FAT12是FAT的初始实现形式，是针 对小型介质的。FAT12文件分配表要比FAT16和FAT32的文件分配表小，因为它对每个条目使用的空间较少。这就给数据留下较多的空间。所有用 FAT12格式化的5.25英寸软盘以及1.44MB的3.5英寸软盘都是由FAT12格式化的。除了FAT表中记录每簇链结的二进制位数与FAT16不 同外，其余原理与FAT16均相同，不再单独解释。。。

    格式化FAT16分区时，格式化程序根据分区的大小确定簇的大小，然后根据保留扇区的数目、根目录的扇区数目、数据区可分的簇数与FAT表本身所占空间 来确定FAT表所需的扇区数目，然后将计算后的结果写入DBR的相关位置。
    FAT16 DBR参数的偏移0x11处记录了根目录所占扇区的数目。偏移0x16记录了FAT表所占扇区的数据。偏移0x10记录了FAT表的副本数目。系统在得到这几项参数以后，就可以确定数据区的开始扇区偏移了。
    FAT16文件系统从根目录所占的32个扇区之后的第一个扇区开始以簇为单位进行数据的处理，这之前仍以扇区为单位。对于根目录之后的第一个簇，系统并不 编号为第0簇或第1簇 (可能是留作关键字的原因吧)，而是编号为第2簇，也就是说数据区顺序上的第1个簇也是编号上的第2簇。
    FAT文件系统之所以有12，16，32不同的版本之分，其根本在于FAT表用来记录任意一簇链接的二进制位数。以FAT16为例，每一簇在FAT表中占 据2字节(二进制16位)。所以，FAT16最大可以表示的簇号为0xFFFF(十进制的65535)，以32K为簇的大小的话，FAT32可以管理的最 大磁盘空间为：32KB×65535=2048MB,这就是为什么FAT16不支持超过2GB分区的原因。
    FAT表实际上是一个数据表，以2个字节为单位，我们暂将这个单位称为FAT记录项，通常情况其第1、2个记录项(前4个字节)用作介质描述。从第三个记录项开始记录除根目录外的其他文件及文件夹的簇链情况。根据簇的表现情况FAT用相应的取值来描述，见表10

 
表10 FAT16记录项的取值含义(16进制)
FAT16记录项的取值     对应簇的表现情况
0000     未分配的簇
0002~FFEF     已分配的簇
FFF0~FFF6     系统保留
FFF7     坏簇
FFF8~FFFF     文件结束簇

     看一幅在winhex所截FAT16的文件分配表，图10：

   如图，FAT表以"F8 FF FF FF" 开头，此2字节为介质描述单元，并不参与FAT表簇链关系。小红字标出的是FAT扇区每2字节对应的簇号。
   相对偏移0x4~0x5偏移为第2簇(顺序上第1簇)，此处为FF,表示存储在第2簇上的文件(目录)是个小文件，只占用1个簇便结束了。
   第3簇中存放的数据是0x0005，这是一个文件或文件夹的首簇。其内容为第5簇，就是说接下来的簇位于第5簇——〉 FAT表指引我们到达FAT表的第5簇指向，上面写的数据是"FF FF",意即此文件已至尾簇。
   第4簇中存放的数据是0x0006，这又是一个文件或文件夹的首簇。其内容为第6簇，就是说接下来的簇位于第6簇——〉FAT表指引我们到达FAT表的第 6簇指向，上面写的数据是0x0007，就是说接下来的簇位于第7簇——〉FAT表指引我们到达FAT表的第7簇指向……直到根据FAT链读取到扇区相对 偏移0x1A~0x1B，也就是第13簇，上面写的数据是0x000E，也就是指向第14簇——〉14簇的内容为"FF FF"，意即此文件已至尾簇。
    后面的FAT表数据与上面的道理相同。不再分析。

    FAT表记录了磁盘数据文件的存储链表，对于数据的读取而言是极其重要的，以至于Microsoft为其开发的FAT文件系统中的FAT表创建了一份备 份，就是我们看到的FAT2。FAT2与FAT1的内容通常是即时同步的，也就是说如果通过正常的系统读写对FAT1做了更改，那么FAT2也同样被更 新。如果从这个角度来看，系统的这个功能在数据恢复时是个天灾。

    FAT文件系统的目录结构其实是一颗有向的从根到叶的树，这里提到的有向是指对于FAT分区内的任一文件(包括文件夹)，均需从根目录寻址来找到。可以这样认为：目录存储结构的入口就是根目录。
    FAT文件系统根据根目录来寻址其他文件(包括文件夹)，故而根目录的位置必须在磁盘存取数据之前得以确定。FAT文件系统就是根据分区的相关DBR参数 与DBR中存放的已经计算好的FAT表(2份)的大小来确定的。格式化以后，跟目录的大小和位置其实都已经确定下来了：位置紧随FAT2之后，大小通常为 32个扇区。根目录之后便是数据区第2簇。
    FAT文件系统的一个重要思想是把目录(文件夹)当作一个特殊的文件来处理，FAT32甚至将根目录当作文件处理(旁：NTFS将分区参数、安全权限等好 多东西抽象为文件更是这个思想的升华)，在FAT16中，虽然根目录地位并不等同于普通的文件或者说是目录，但其组织形式和普通的目录(文件夹)并没有不 同。FAT分区中所有的文件夹(目录)文件，实际上可以看作是一个存放其他文件(文件夹)入口参数的数据表。所以目录的占用空间的大小并不等同于其下所有 数据的大小，但也不等同于0。通常是占很小的空间的，可以看作目录文件是一个简单的二维表文件。其具体存储原理是：
    不管目录文件所占空间为多少簇，一簇为多少字节。系统都会以32个字节为单位进行目录文件所占簇的分配。这32个字节以确定的偏移来定义本目录下的一个文件(或文件夹)的属性，实际上是一个简单的二维表。
    这32个字节的各字节偏移定义如表11：

 
表11   FAT16目录项32个字节的表示定义
字节偏移(16进制)     字节数     定义
0x0~0x7     8     文件名
0x8~0xA     3     扩展名
0xB     1     属性字节     00000000(读写)
00000001(只读)
00000010(隐藏)
00000100(系统)
00001000(卷标)
  00010000(子目录)
00100000(归档)
0xC~0x15     10     系统保留
0x16~0x17     2     文件的最近修改时间
0x18~0x19     2     文件的最近修改日期
0x1A~0x1B     2     表示文件的首簇号
0x1C~0x1F     4     表示文件的长度

    对图10中的一些取值进行说明：
    (1)、对于短文件名，系统将文件名分成两部分进行存储，即主文件名+扩展名。 0x0~0x7字节记录文件的主文件名，0x8~0xA记录文件的扩展名，取文件名中的ASCII码值。不记录主文件名与扩展名之间的"."  主文件名不足8个字符以空白符(20H)填充，扩展名不足3个字符同样以空白符(20H)填充。0x0偏移处的取值若为00H，表明目录项为空；若为 E5H，表明目录项曾被使用，但对应的文件或文件夹已被删除。(这也是误删除后恢复的理论依据)。文件名中的第一个字符若为“.”或“..”表示这个簇记 录的是一个子目录的目录项。“.”代表当前目录；“..”代表上级目录(和我们在dos或windows中的使用意思是一样的，如果磁盘数据被破坏，就可 以通过这两个目录项的具体参数推算磁盘的数据区的起始位置，猜测簇的大小等等，故而是比较重要的)
    (2)、0xB的属性字段：可以看作系统将0xB的一个字节分成8位，用其中的一位代表某种属性的有或无。这样，一个字节中的8位每位取不同的值就能反映各个属性的不同取值了。如00000101就表示这是个文件，属性是只读、系统。
    (3)、0xC~0x15在原FAT16的定义中是保留未用的。在高版本的WINDOWS系统中有时也用它来记录修改时间和最近访问时间。那样其字段的意义和FAT32的定义是相同的，见后边FAT32。
    (4)、0x16~0x17中的时间=小时*2048+分钟*32+秒/2。得出的结果换算成16进制填入即可。也就是：0x16字节的0~4位是以2秒为单位的量值；0x16字节的5~7位和0x17字节的0~2位是分钟；0x17字节的3~7位是小时。
    (5)、0x18~0x19中的日期=(年份-1980)*512+月份*32+日。得出的结果换算成16进制填入即可。也就是：0x18字节0~4位是日期数；0x18字节5~7位和0x19字节0位是月份；0x19字节的1~7位为年号，原定义中0~119分别代表1980~2099，目前高版本的Windows允许取0~127，即年号最大可以到2107年。
    (6)、0x1A~0x1B存放文件或目录的表示文件的首簇号，系统根据掌握的首簇号在FAT表中找到入口，然后再跟踪簇链直至簇尾，同时用0x1C~0x1F处字节判定有效性。就可以完全无误的读取文件(目录)了。
    (7)、普通子目录的寻址过程也是通过其父目录中的目录项来指定的，与数据文件(指非目录文件)不同的是目录项偏移0xB的第4位置1，而数据文件为0。

    对于整个FAT分区而言，簇的分配并不完全总是分配干净的。如一个数据区为99个扇区的FAT系 统，如果簇的大小设定为2扇区，就会有1个扇区无法分配给任何一个簇。这就是分区的剩余扇区，位于分区的末尾。有的系统用最后一个剩余扇区备份本分区的 DBR，这也是一种好的备份方法。
    早的FAT16系统并没有长文件名一说，Windows操作系统已经完全支持在FAT16上的长文件名了。FAT16的长文件名与FAT32长文件名的定义是相同的，关于长文件名，在FAT32部分再详细作解释。

★FAT32存储原理：
    FAT32是个非常有功劳的文件系统，Microsoft成功地设计并运用了它，直到今天NTFS铺天盖地袭来的时候，FAT32依然占据着 Microsoft Windows文件系统中重要的地位。FAT32最早是出于FAT16不支持大分区、单位簇容量大以致空间急剧浪费等缺点设计的。实际应用中，FAT32 还是成功的。
    FAT32与FAT16的原理基本上是相同的，图4.3.12标出了FAT32分区的基本构成。

图4.3.12 Fat32的组织形式
引导扇区     其余保留扇区     FAT1     FAT2(重复的)     根文件夹首簇     其他文件夹及所有文件     剩余扇区
1扇区     31个扇区     实际情况取大小     同FAT1     第2簇           不足一簇
保留扇区                 ┗━━━━━━━━数据区━━━━━━━━┛

    FAT32在格式化的过程中就根据分区的特点构建好了它的DBR，其中BPB参数是很重要的，可以回过头来看一下表4和表5。首先FAT32保留扇区的数 目默认为32个，而不是FAT16的仅仅一个。这样的好处是有助于磁盘DBR指令的长度扩展，而且可以为DBR扇区留有备份空间。上面我们已经提到，构建 在FAT32上的win98或win2000、winXP，其操作系统引导代码并非只占一个扇区了。留有多余的保留扇区就可以很好的拓展OS引导代码。在 BPB中也记录了DBR扇区的备份扇区编号。备份扇区可以让我们在磁盘遭到意外破坏时恢复DBR。
    FAT32的文件分配表的数据结构依然和FAT16相同，所不同的是，FAT32将记录簇链的二进制位数扩展到了32位，故而这种文件系统称为 FAT32。32位二进制位的簇链决定了FAT表最大可以寻址2T个簇。这样即使簇的大小为1扇区，理论上仍然能够寻址1TB范围内的分区。但实际中 FAT32是不能寻址这样大的空间的，随着分区空间大小的增加，FAT表的记录数会变得臃肿不堪，严重影响系统的性能。所以在实际中通常不格式化超过 32GB的FAT32分区。WIN2000及之上的OS已经不直接支持对超过32GB的分区格式化成FAT32，但WIN98依然可以格式化大到 127GB的FAT32分区，但这样没必要也不推荐。同时FAT32也有小的限制，FAT32卷必须至少有65527个簇，所以对于小的分区，仍然需要使 用FAT16或FAT12。
    分区变大时，如果簇很小，文件分配表也随之变大。仍然会有上面的效率问题存在。既要有效地读写大文件，又要最大可能的减少空间的浪费。FAT32同样规定了相应的分区空间对应的簇的大小，见表12：

表12  FAT32分区大小与对因簇大小
分区空间大小     每个簇的扇区     簇空间大小
<8GB     8     4k
>=8GB且<16GB     16     8k
>=16GB且<32GB     32     16k
>=32GB     64     32k

    簇的取值意义和FAT16类似，不过是位数长了点罢了，比较见表13：

表13 FAT各系统记录项的取值含义(16进制)
FAT12记录项的取值     FAT16记录项的取值     FAT32记录项的取值     对应簇的表现情况
000     0000     00000000     未分配的簇
002~FFF     0002~FFEF     00000002~FFFFFFEF     已分配的簇
FF0~FF6     FFF0~FFF6     FFFFFFF0~FFFFFFF6     系统保留
FF7     FFF7     FFFFFFF7     坏簇
FF8~FFF     FFF8~FFFF     FFFFFFF8~FFFFFFFF     文件结束簇

    FAT32的另一项重大改革是根目录的文件化，即将根目录等同于普通的文件。这样根目录便没有了FAT16中512个目录项的限制，不够用的时候增加簇 链，分配空簇即可。而且，根目录的位置也不再硬性地固定了，可以存储在分区内可寻址的任意簇内，不过通常根目录是最早建立的(格式化就生成了)目录表。所 以，我们看到的情况基本上都是根目录首簇占簇区顺序上的第1个簇。在图4.3.12中也是按这种情况制作的画的。
    FAT32对簇的编号依然同FAT16。顺序上第1个簇仍然编号为第2簇，通常为根目录所用(这和FAT16是不同的，FAT16的根目录并不占簇区空间，32个扇区的根目录以后才是簇区第1个簇)  
    FAT32的文件寻址方法与FAT16相同，但目录项的各字节参数意义却与FAT16有所不同，一方面它启用了FAT16中的目录项保留字段，同时又完全支持长文件名了。
    对于短文件格式的目录项。其参数意义见表14：

表14   FAT32短文件目录项32个字节的表示定义
字节偏移(16进制)     字节数     定义
0x0~0x7     8     文件名
0x8~0xA     3     扩展名
0xB*     1     属性字节     00000000(读写)
00000001(只读)
00000010(隐藏)
00000100(系统)
00001000(卷标)
  00010000(子目录)
00100000(归档)
0xC     1     系统保留
0xD     1     创建时间的10毫秒位
0xE~0xF     2     文件创建时间
0x10~0x11     2     文件创建日期
0x12~0x13     2     文件最后访问日期
0x14~0x15     2     文件起始簇号的高16位
0x16~0x17     2     文件的最近修改时间
0x18~0x19     2     文件的最近修改日期
0x1A~0x1B     2     文件起始簇号的低16位
0x1C~0x1F     4     表示文件的长度

      * 此字段在短文件目录项中不可取值0FH,如果设值为0FH，目录段为长文件名目录段

说明：
    (1)、这是FAT32短文件格式目录项的意义。其中文件名、扩展名、时间、日期的算法和FAT16时相同的。
    (2)、由于FAT32可寻址的簇号到了32位二进制数。所以系统在记录文件(文件夹)开始簇地址的时候也需要32位来记录，FAT32启用目录项偏移0x12~0x13来表示起始簇号的高16位。
    (3)、文件长度依然用4个字节表示，这说明FAT32依然只支持小于4GB的文件(目录)，超过4GB的文件(目录),系统会截断处理。

    FAT32的一个重要的特点是完全支持长文件名。长文件名依然是记录在目录项中的。为了低版本的OS或程序能正确读取长文件名文件，系统自动为所有长文件 名文件创建了一个对应的短文件名，使对应数据既可以用长文件名寻址，也可以用短文件名寻址。不支持长文件名的OS或程序会忽略它认为不合法的长文件名字 段，而支持长文件名的OS或程序则会以长文件名为显式项来记录和编辑，并隐藏起短文件名。
    当创建一个长文件名文件时，系统会自动加上对应的短文件名，其一般有的原则：
    (1)、取长文件名的前6个字符加上"~1"形成短文件名，扩展名不变。
    (2)、如果已存在这个文件名，则符号"~"后的数字递增，直到5。
    (3)、如果文件名中"~"后面的数字达到5，则短文件名只使用长文件名的前两个字母。通过数学操纵长文件名的剩余字母生成短文件名的后四个字母，然后加后缀"~1"直到最后(如果有必要，或是其他数字以避免重复的文件名)。
    (4)、如果存在老OS或程序无法读取的字符，换以"_"

    长文件名的实现有赖于目录项偏移为0xB的属性字节，当此字节的属性为：只读、隐藏、系统、卷标，即其值为0FH时，DOS和WIN32会认为其不合法而 忽略其存在。这正是长文件名存在的依据。将目录项的0xB置为0F，其他就任由系统定义了，Windows9x或Windows 2000、XP通常支持不超过255个字符的长文件名。系统将长文件名以13个字符为单位进行切割，每一组占据一个目录项。所以可能一个文件需要多个目录 项，这时长文件名的各个目录项按倒序排列在目录表中，以防与其他文件名混淆。
    长文件名中的字符采用unicode形式编码(一个巨大的进步哦)，每个字符占据2字节的空间。其目录项定义如表15。

 
表15   FAT32长文件目录项32个字节的表示定义
字节偏移
(16进制)     字节数     定义
0x0     1     属性字节位意义     7     保留未用
6     1表示长文件最后一个目录项
5     保留未用
4     顺序号数值
3
2
1
0
0x1~0xA     10     长文件名unicode码①
0xB     1     长文件名目录项标志，取值0FH
0xC     1     系统保留
0xD     1     校验值(根据短文件名计算得出)
0xE~0x19     12     长文件名unicode码②
0x1A~0x1B     2     文件起始簇号(目前常置0)
0x1C~0x1F     4     长文件名unicode码③

    系统在存储长文件名时，总是先按倒序填充长文件名目录 项，然后紧跟其对应的短文件名。从表15可以看出，长文件名中并不存储对应文件的文件开始簇、文件大小、各种时间和日期属性。文件的这些属性还是存放在短 文件名目录项中，一个长文件名总是和其相应的短文件名一一对应，短文件名没有了长文件名还可以读，但长文件名如果没有对应的短文件名，不管什么系统都将忽 略其存在。所以短文件名是至关重要的。在不支持长文件名的环境中对短文件名中的文件名和扩展名字段作更改(包括删除，因为删除是对首字符改写E5H)，都 会使长文件名形同虚设。长文件名和短文件名之间的联系光靠他们之间的位置关系维系显然远远不够。其实，长文件名的0xD字节的校验和起很重要的作用，此校 验和是用短文件名的11个字符通过一种运算方式来得到的。系统根据相应的算法来确定相应的长文件名和短文件名是否匹配。这个算法不太容易用公式说明，我们 用一段c程序来加以说明。
    假设文件名11个字符组成字符串shortname[],校验和用chknum表示。得到过程如下：

    int i，j,chknum=0;
    for (i=11; i>0; i--)
        chksum = ((chksum & 1) ? 0x80 : 0) + (chksum >> 1) + shortname[j++];

    如果通过短文件名计算出来的校验和与长文件名中的0xD偏移处数据不相等。系统无论如何都不会将它们配对的。
    依据长文件名和短文件名对目录项的定义，加上对簇的编号和链接，FAT32上数据的读取便游刃有余了
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操作系统（英语：Operating System，缩写：OS）是管理计算机硬件与软件资源的系统软件，同时也是计算机系统的内核与基石。操作系统需要处理如管理与配置内存、决定系统资源供需的优先次序、控制输入与输出设备、操作网络与管理文件系统等基本事务。操作系统也提供一个让用户与系统交互的操作界面。

操作系统的类型非常多样：Windows、Linux、Android、iOS、鸿蒙。有些操作系统集成了图形用户界面，而有些仅使用命令行界面。

操作系统理论研究者有时把操作系统分成四大部分：

驱动程序 - 最底层的、直接控制和监视各类硬件的部分，它们的职责是隐藏硬件的具体细节，并向其他部分提供一个抽象的、通用的接口。
内核 - 操作系统之最内核部分，通常运行在最高特权级，负责提供基础性、结构性的功能。
支承库 - （亦作“接口库”）是一系列特殊的程序库，它们职责在于把系统所提供的基本服务包装成应用程序所能够使用的编程接口（API），是最靠近应用程序的部分。例如，GNU C运行期库就属于此类，它把各种操作系统的内部编程接口包装成ANSI C和POSIX编程接口的形式。
外围 - 所谓外围，是指操作系统中除以上三类以外的所有其他部分，通常是用于提供特定高级服务的部件。例如，在微内核结构中，大部分系统服务，以及UNIX/Linux中各种守护进程都通常被划归此列。操作系统的分类没有一个单一的标准，可以根据工作方式分为批处理操作系统、分时操作系统、实时操作系统、网络操作系统和分布式操作系统等；根据架构可以分为单内核操作系统等；根据运行的环境，可以分为桌面操作系统，嵌入式操作系统等；根据指令的长度分为8bit, 16bit, 32bit, 64bit的操作系统。

操作系统中四大部分的不同布局，也就形成了几种整体结构的分野。常见的结构包括：简单结构、层结构、微内核结构、垂直结构、和虚拟机结构。
操作系统的分类没有一个单一的标准，可以根据工作方式分为批处理操作系统、分时操作系统、实时操作系统、网络操作系统和分布式操作系统等；根据架构可以分为单内核操作系统等；根据运行的环境，可以分为桌面操作系统，嵌入式操作系统等；根据指令的长度分为8bit, 16bit, 32bit, 64bit的操作系统。

内核结构
内核是操作系统最内核最基础的构件，其结构往往对操作系统的外部特性以及应用领域有着一定程度的影响。尽管随着理论和实践的不断演进，操作系统高层特性与内核结构之间的耦合有日趋缩小之势，但习惯上，内核结构仍然是操作系统分类之常用标准。

内核的结构可以分为单内核、微内核、超微内核、以及外核等。

单内核结构是操作系统中各内核部件杂然混居的形态，该结构产生于1960年代（亦有1950年代初之说，尚存争议），历史最长，是操作系统内核与外围分离时的最初形态。

微内核结构是1980年代产生出来的较新的内核结构，强调结构性部件与功能性部件的分离。20世纪末，基于微内核结构，理论界中又发展出了超微内核与外内核等多种结构。尽管自1980年代起，大部分理论研究都集中在以微内核为首的“新兴”结构之上，然而，在应用领域之中，以单内核结构为基础的操作系统却一直占据着主导地位。

在众多常用操作系统之中，除了QNX和基于Mach的UNIX等个别系统外，几乎全部采用单内核结构，例如大部分的Unix、Linux，以及Windows（微软声称Windows NT是基于改良的微内核架构的，尽管理论界对此存有异议）。 微内核和超微内核结构主要用于研究性操作系统，还有一些嵌入式系统使用外核。

基于单内核的操作系统通常有着较长的历史渊源。例如，绝大部分UNIX的家族史都可上溯至1960年代。该类操作系统多数有着相对古老的设计和实现（例如某些UNIX中存在着大量1970年代、1980年代的代码）。另外，往往在性能方面略优于同一应用领域中采用其他内核结构的操作系统（但通常认为此种性能优势不能完全归功于单内核结构）。

通用与专用、嵌入式
通用操作系统是面向一般没有特定应用需求的操作系统。由于没有特定的应用需求，通用操作系统为了适应更广泛的应用，需要支持更多的硬件与软件，需要针对所有的用户体验，对系统进行更新。通用操作系统是一个工程量繁重的操作系统。

实时与非实时
“实时操作系统”（Real Time OS）泛指所有据有一定实时资源调度以及通讯能力的操作系统。而所谓“实时”，不同语境中往往有着非常不同的意义。某些时候仅仅用作“高性能”的同义词。但在操作系统理论中“实时性”所指的通常是特定操作所消耗的时间（以及空间）的上限是可预知的。比如，如果说某个操作系统提供实时内存分配操作，那也就是说一个内存分配操作所用时间（及空间）无论如何也不会超出操作系统所承诺的上限。实时性在某些领域非常重要，比如在工业控制、医疗器材、影音频合成、以及军事领域，实时性都是无可或缺的特性。

常用实时操作系统有QNX、VxWorks、RTLinux等等，而Linux、多数UNIX、以及多数Windows家族成员等都属于非实时操作系统。操作系统整体的实时性通常依仗内核的实时能力，但有时也可在非实时内核上创建实时操作系统，很多在Windows上创建的实时操作系统就属于此类。

在POSIX标准中专有一系用于规范实时操作系统的API，其中包括POSIX.4、POSIX.4a、POSIX.4b（合称POSIX.4）以及POSIX.13等等。符合POSIX.4的操作系统通常被认可为实时操作系统（但实时操作系统并不需要符合POSIX.4标准）。

8位、16位、32位、64位、128位
所谓8位、16位、32位、64位、128位等术语有时指总线宽度，有时指指令宽度（在定长指令集中），而在操作系统理论中主要是指存储器定址的宽度。如果存储器的定址宽度是16位，那么每一个存储器地址可以用16个二进制位来表示，也就是说可以在64KB的范围内定址。同样道理32位的宽度对应4GB的定址范围，64位的宽度对应16 Exabyte的定址范围。存储器定址范围并非仅仅是对操作系统而言的，其他类型的软件的设计有时也会被定址范围而影响。但是在操作系统的设计与实现中，定址范围却有着更为重要的意义。

在早期的16位操作系统中，由于64KB的定址范围太小，大都都采用“段”加“线性地址”的二维平面地址空间的设计。分配存储器时通常需要考虑“段置换”的问题，同时，应用程序所能够使用的地址空间也往往有比较小的上限。

在32位操作系统中，4GB的定址范围对于一般应用程序来说是绰绰有余的，因而，通常使用一维的线性地址空间，而不使用“段”。

PROCESS* p_proc=proc_table;

    p_proc--->ldt_sel=SELECTOR_LDT_FIRST;                                             

    //设置进程表中进程的ldt_sel,ldt_sel被赋值SELECTOR_LDT_FIRST,这个宏的定义在代码6-1-中

    memcpy(&p_proc->ldts[0], &gdt[SELECTOR_KERNEL_CS >> 3], sizeof(DESCRIPTOR));  //将SELECTOR_KERNEL_CS所指的描述符拷贝到进程PCB的ldts[0]处
    p_proc->ldts[0].attr1 = DA_C | PRIVILEGE_TASK << 5;                              // change the DPL
    memcpy(&p_proc->ldts[1], &gdt[SELECTOR_KERNEL_DS >> 3], sizeof(DESCRIPTOR)); //将SELECTOR_KERNEL_DS所指的描述符拷贝到进程PCB的ldts[1]处
    p_proc->ldts[1].attr1 = DA_DRW | PRIVILEGE_TASK << 5;                          // change the DPL

    //LDT中共有两个描述符，分别被初始化为内核代码段和内核数据段，只是改变了一下DPL，以让其运行在低特权级下(2)
    p_proc->regs.cs  = ((8 * 0) & SA_RPL_MASK & SA_TI_MASK) | SA_TIL | RPL_TASK;    //8*0和8*1是选择子，而且是进程PCB中的LDT描述符的选择子。
//cs指向LDT中的第一个描述符 (3) 通过cs中的这个描述符跳转到内核代码段
//LDT选择子是从0开始的。一个描述符相隔8个字节，所以要乘以8
    p_proc->regs.ds  = ((8 * 1) & SA_RPL_MASK & SA_TI_MASK) | SA_TIL | RPL_TASK;    //根据选择子的属性确定是全局选择子还是LDT选择子。
    p_proc->regs.es  = ((8 * 1) & SA_RPL_MASK & SA_TI_MASK) | SA_TIL | RPL_TASK;    //本例会根据cs中的选择子自动到进程PCB中读取LDT描述符
    p_proc->regs.fs  = ((8 * 1) & SA_RPL_MASK & SA_TI_MASK) | SA_TIL | RPL_TASK;    //本例比较特殊的地方是进程LDT描述符在进程PCB中，没有固定的LDT段
    p_proc->regs.ss  = ((8 * 1) & SA_RPL_MASK & SA_TI_MASK) | SA_TIL | RPL_TASK;

    //ds，es，fs，ss指向LDT中的第二个描述符
    p_proc->regs.gs  = (SELECTOR_KERNEL_GS & SA_RPL_MASK) | RPL_TASK;

    //gs指向显存，只是其RPL发生改变
    p_proc->regs.eip = (u32)TestA;

    //eip指向TestA，这表明进程将从TestA的入口地址开始运行
    p_proc->regs.esp = (u32) task_stack + STACK_SIZE_TOTAL;

    //esp指向单独的堆栈，堆栈大小为STACK_SIZE_TOTAL
    p_proc->regs.eflags = 0x1202; // IF=1, IOPL=1, bit 2 is always 1.

    //eflags=0x1202,恰巧设置了IF位，并把IOPL设为1，这样，进程就可以使用I/O指令，并且中断会在iretd执行时，被打开。

    //代码中使用到的宏，基本在protect.h中

    p_proc_ready = proc_table;

这里要记得把LDT跟GDT是联系在一起的，别忘了填充GDT中进程的LDT的描述符。protect.c

init_descriptor(

   &gdt[INDEX_LDT_FIRST],                                                           //设置填充地址位置（GDT中的LDT描述符 ）
   vir2phys(seg2phys(SELECTOR_KERNEL_DS),  proc_table[0].ldts),  //LDT基址,这个GDT中的LDT基址指向proc_table[0].ldts       (1)
   LDT_SIZE * sizeof(DESCRIPTOR) - 1,                                           //LDT大小

   DA_LDT);                                                                                   //LDT属性

   seg2phys(SELECTOR_KERNEL_DS)把段地址转换为物理地址，把DS右移几位。

   vir2phys为宏定义，在protect.h中

   #define vir2phys(seg_base, vir)      (u32)(((u32)seg_base) + (u32)(vir))

http://oneindex.gentoo.site/PDF/windows … %BC%89.pdf