简介

功能

档案的系统是作业系统用于明确磁碟或分区上的档案的方法和数据结构；即在磁碟上组织档案的方法。也指用于存储档案的磁碟或分区，或档案系统种类。因此，可以说"我有2个档案系统"意思是他有2个分区，一个存档案，或他用 "扩展档案系统"，意思是档案系统的种类。

结构图

代码

1. main.cpp

#include"blockinodesuperblock.h"//-----------------------intmain(){control.open("control.txt",ios::in|ios::out|ios::nocreate);inti;control>>i;control.close();if(i!=0)//不为0就初始化{initial();}control.open("control.txt",ios::in|ios::out|ios::nocreate);control.seekp(0);control<<0;//默认是上次基础上继续下去不用再初始化control.close();strcpy(curname,"root");//当前目录档案名称为rootroad[0]=0;//当前目录路径（存放从根目录到这里的结点号）num=1;//最后位road[num-1]为当前目录档案i结点号cout<<"请登入系统\n";while(!login())//登入为止cout<<"wrong!!!\n";cout<<"loginsuccess"<<endl;cout<<"******Welcome"<<auser<<"******";readsuper();getcommand();//命令解析函式writesuper();return0;}

intialloc()//申请一个i结点返回结点号否则返回-1{if(superblock.fiptr>0){inttemp=superblock.fistack[80-superblock.fiptr];//当前可用superblock.fistack[80-superblock.fiptr]=-1;superblock.fiptr--;returntemp;}return-1;}//----------------------voidifree(intindex)//指定一个结点号，回收一个i结点{disk.open("disk.txt",ios::in|ios::out|ios::nocreate);//清空结点disk.seekp（514+64*index+2*(index/8）);disk<<setw（64）<<'';disk.close();for(inti=80-superblock.fiptr;i<80;i++)//结点号找到合适位置插入空闲结点号栈{if(superblock.fistack<index)//小于它的前移一位{superblock.fistack[i-1]=superblock.fistack;}else//放在第一个大于它的结点号前面{superblock.fistack[i-1]=index;break;}}superblock.fiptr++;}//----------------------/*成组连结法*/intballoc()//申请一个盘块返回盘块号否则返回-1{inttemp=superblock.fbstack[10-superblock.fbptr];if(superblock.fbptr==1）//是栈底了==>；是记录盘块了{//是最后记录盘块最后号0（保留作栈底分配不成功）if(temp==0){return-1;}suprblock.fbstack[10-superblock.fbptr]=-1;superblock.fbptr=0;//盘块内容读入栈for(inti=0;i<10;i++){intid,num=0;disk.open("disk.txt",ios::in|ios::out|ios::nocreate);//先计算盘块内容个数num（最多10），最后盘块可能不到10个disk.seekg（514*temp);for(inti=0;i<10;i++){disk>>id;num++;if(id==0)break;}disk.seekg（514*temp);//盘块内容读入栈for(intj=10-num;j<10;j++){disk>>id;superblock.fbstack[j]=id;}superblock.fbptr=num;disk.close();}disk.open("disk.txt",ios::in|ios::out|ios::nocreate);//清空回收盘块disk.seekp（514*temp);disk<<setw（512）<<'';disk.close();//盘块使用掉returntemp;}else//不是记录盘块==>；盘块使用掉{superblock.fbstack[10-superblock.fbptr]=-1;superblock.fbptr--;returntemp;}}//----------------------

FAT

1. 同FAT16相比FAT32最大的优点是可以支持的磁碟大小达到32GB，但是不能支持小于512MB的分区。

1. 由于採用了更小的簇，FAT32档案系统可以更有效率地保存信息。如两个分区大小都为2GB，一个分区採用了FAT16档案系统，另一个分区採用了FAT32档案系统。採用FAT16的分区的簇大小为32KB，而FAT32分区的簇只有4KB的大小。这样FAT32就比FAT16的存储效率要高很多，通常情况下可以提高15%。
2. FAT32档案系统可以重新定位根目录和使用FAT的备份副本。另外FAT32分区的启动记录被包含在一个含有关键数据的结构中，减少了计算机系统崩溃的可能性。

NTFS

1. NTFS可以支持的MBR分区（如果採用动态磁碟则称为卷）最大可以达到2TB，GPT分区则无限制。而Win 2000中的FAT32支持单个档案的大小最大为2GB。
2. NTFS是一个可恢复的档案系统。在NTFS分区上用户很少需要运行磁碟修复程式。NTFS通过使用标準的事物处理日誌和恢复技术来保证分区的一致性。发生系统失败事件时，NTFS使用日誌档案和检查点信息自动恢复档案系统的一致性。
3. NTFS支持对分区、资料夹和档案的压缩。任何基于Windows的应用程式对NTFS分区上的压缩档案进行读写时不需要事先由其他程式进行解压缩，当对档案进行读取时，档案将自动进行解压缩；档案关闭或保存时会自动对档案进行压缩。
4. NTFS採用了更小的簇，可以更有效率地管理磁碟空间。在Win 2000的FAT32档案系统的情况下，分区大小在2GB～8GB时簇的大小为4KB；分区大小在8GB～16GB时簇的大小为8KB；分区大小在16GB～32GB时，簇的大小则达到了16KB。而Win 2000的NTFS档案系统，当分区的大小在2GB以下时，簇的大小都比相应的FAT32簇小；当分区的大小在2GB以上时（2GB～2TB），簇的大小都为4KB。相比之下，NTFS可以比FAT32更有效地管理磁碟空间，最大限度地避免了磁碟空间的浪费。
5. 在NTFS分区上，可以为共享资源、资料夹以及档案设定访问许可许可权。许可的设定包括两方面的内容：一是允许哪些组或用户对资料夹、档案和共享资源进行访问；二是获得访问许可的组或用户可以进行什幺级别的访问。访问许可许可权的设定不但适用于本地计算机的用户，同样也套用于通过网路的已分享档案夹对档案进行访问的网路用户。与FAT32档案系统下对资料夹或档案进行访问相比，安全性要高得多。另外，在採用NTFS格式的Win 2000中，套用审核策略可以对资料夹、档案以及活动目录对象进行审核，审核结果记录在安全日誌中，通过安全日誌就可以查看哪些组或用户对资料夹、档案或活动目录对象进行了什幺级别的操作，从而发现系统可能面临的非法访问，通过採取相应的措施，将这种安全隐患减到最低。这些在FAT32档案系统下，是不能实现的。
6. 在Win 2000的NTFS档案系统下可以进行磁碟配额管理。磁碟配额就是管理员可以为用户所能使用的磁碟空间进行配额限制，每一用户只能使用最大配额範围内的磁碟空间。设定磁碟配额后，可以对每一个用户的磁碟使用情况进行跟蹤和控制，通过监测可以标识出超过配额报警阈值和配额限制的用户，从而採取相应的措施。磁碟配额管理功能的提供，使得管理员可以方便合理地为用户分配存储资源，避免由于磁碟空间使用的失控可能造成的系统崩溃，提高了系统的安全性。
7. NTFS使用一个“变更”日誌来跟蹤记录档案所发生的变更。

CDFS

exFAT

（全称Extended File Allocation Table File System，扩展FAT，即扩展档案分配表）是Microsoft在Windows Embeded 5.0以上（包括Windows CE 5.0、6.0、Windows Mobile5、6、6.1）中引入的一种适合于快闪记忆体的档案系统，为了解决FAT32等不支持4G及其更大的档案而推出。对于快闪记忆体，NTFS档案系统不适合使用，exFAT更为适用。相对FAT档案系统，exFAT有如下好处：

扩展档案分配表主界面

RAW

Ext

Ext2

Ext3

Ext4

1. 与 Ext3 兼容。执行若干条命令，就能从 Ext3 线上迁移到Ext4，而无须重新格式化磁碟或重新安装系统。原有 Ext3数据结构照样保留，Ext4作用于新数据，当然，整个档案系统因此也就获得了 Ext4 所支持的更大容量。
2. 更大的档案系统和更大的档案。较之 Ext3 目前所支持的最大 16TB 档案系统和最大 2TB 档案，Ext4分别支持 1EB（1,048,576TB， 1EB=1024PB， 1PB=1024TB）的档案系统，以及 16TB 的档案。
3. 无限数量的子目录。Ext3 目前只支持 32,000 个子目录，而Ext4支持无限数量的子目录。
4. Extents。Ext3 採用间接块映射，当操作大档案时，效率极其低下。比如一个 100MB 大小的档案，在 Ext3 中要建立 25,600 个数据块（每个数据块大小为 4KB）的映射表。而Ext4引入了现代档案系统中流行的 extents 概念，每个 extent 为一组连续的数据块，上述档案则表示为“该档案数据保存在接下来的 25,600 个数据块中”，提高了不少效率。
5. 多块分配。当写入数据到 Ext3 档案系统中时，Ext3 的数据块分配器每次只能分配一个 4KB 的块，写一个 100MB 档案就要调用 25,600 次数据块分配器，而Ext4的多块分配器“multiblock allocator”（mballoc） 支持一次调用分配多个数据块。
6. 延迟分配。Ext3 的数据块分配策略是儘快分配，而Ext4和其它现代档案作业系统的策略是儘可能地延迟分配，直到档案在 cache 中写完才开始分配数据块并写入磁碟，这样就能最佳化整个档案的数据块分配，与前两种特性搭配起来可以显着提升性能。
7. 快速 fsck。以前执行 fsck 第一步就会很慢，因为它要检查所有的 inode，现在Ext4给每个组的 inode 表中都添加了一份未使用 inode 的列表，今后 fsck Ext4 档案系统就可以跳过它们而只去检查那些在用的 inode 了。
8. 日誌校验。日誌是最常用的部分，也极易导致磁碟硬体故障，而从损坏的日誌中恢複数据会导致更多的数据损坏。Ext4的日誌校验功能可以很方便地判断日誌数据是否损坏，而且它将 Ext3 的两阶段日誌机制合併成一个阶段，在增加安全性的同时提高了性能。
9. “无日誌”（No Journaling）模式。日誌总归有一些开销，Ext4允许关闭日誌，以便某些有特殊需求的用户可以藉此提升性能。
10. 线上碎片整理。儘管延迟分配、多块分配和 extents 能有效减少档案系统碎片，但碎片还是不可避免会产生。Ext4支持线上碎片整理，并将提供 e4defrag 工具进行个别档案或整个档案系统的碎片整理。
11. inode 相关特性。Ext4支持更大的 inode，较之 Ext3 默认的 inode 大小 128 位元组，Ext4 为了在 inode 中容纳更多的扩展属性（如纳秒时间戳或 inode 版本），默认 inode 大小为 256 位元组。Ext4还支持快速扩展属性（fast extended attributes）和 inode 保留（inodes reservation）。
12. 持久预分配（Persistent preallocation）。P2P 软体为了保证下载档案有足够的空间存放，常常会预先创建一个与所下载档案大小相同的空档案，以免未来的数小时或数天之内磁碟空间不足导致下载失败。Ext4在档案系统层面实现了持久预分配并提供相应的 API（libc 中的 posix_fallocate（）），比套用软体自己实现更有效率。
13. 默认启用 barrier。磁碟上配有内部快取，以便重新调整批量数据的写操作顺序，最佳化写入性能，因此档案系统必须在日誌数据写入磁碟之后才能写 commit 记录，若 commit 记录写入在先，而日誌有可能损坏，那幺就会影响数据完整性。Ext4默认启用 barrier，只有当 barrier 之前的数据全部写入磁碟，才能写 barrier 之后的数据。（可通过 "mount -o barrier=0" 命令禁用该特性。）

Btrfs

ZFS

HFS

HFS档案系统概念

HFS档案系统开发过程

构成方式

1. 卷的逻辑块0和1是启动块，它包含了系统启动信息。例如，启动时载入的系统名称和壳（通常是Finder）档案。
2. 逻辑块2包含主目录块（Master Directory Block，简称MDB）。
3. 逻辑块3是卷点阵图（Volume Bitmap）的启动块，它追蹤分配块使用状态。
4. 总目录档案（Catalog File）是一个包含所有档案的记录和储存在卷中目录的B*-tree。
5. 扩展溢出档案（Extent Overflow File）是当最初总目录档案中三个扩展占用后，另外一个包含额外扩展记录的分配块对应信息的B*-tree。

HFS+

ReiserFS

JFS

VMFS

XFS

UFS

VXFS

ReFS

WBFS

PFS