互联网Internet的最早起源于美国国防部高级研究计划署DARPA（Defence Advanced Research Projects Agency）的前身ARPAnet，该网于1969年投入使用。由此，ARPAnet成为现代计算机网络诞生的标志。
先说其性质。互联网Internet最初的研制是为了通讯和资源共享的需要。其至今扮演的这一角色仍然非常重要。但是其发展虽快，仍然赶不上其在娱乐方面的发展速度。通过观察周围的人群，如今会用电脑会上网的比比皆是，但是真正能将电脑及互联网Internet作为一个重要工具的人真是不太多。大多数的人群都是通过互联网Internet来进行消遣而已。看一下网吧的人们，100%都是在玩 的。当然，互联网Internet的海洋实在是太庞大了，有那么多吸引人的地方。总之，互联网的性质变了，不在是当年的初衷，如今演变成一种消遣和娱乐的工具。
再说互联网Internet的内容，我敢说，互联网的内容有一半以上是虚假的。网友可以自己做实验证明。首先，可以用一下搜索引擎，随便找几个关键字，分别用现在比较流行的google谷歌，和baidu百度来搜索，搜索出来的内容大多是广告性质的网页，尤其以百度为甚，其搜索结果简直不是按搜索者的要求搜出来的，给人以后的甄别设下了很多的障碍。google相对来说很不错的，比较真实的反应人们的搜索意愿。
再者，随便打开一个网站。我敢说，大家都遇到过，看到网页上有个美女的图片，点击一下，结果跳出一个卖衣服的网页，或者其他卖化妆品，减肥的内容，非人所愿。真想减肥的，点击一些减肥的广告，却往往出现一些卖电机的，或者卖mp3 的网页。
如今的互联网，不在是以技术为中心，以交流为目的，而是以广告为中心，以盈利为目的，以欺骗为手段，以娱乐为诱惑，以各种各样的图片，视频，隐私，游戏，诱惑，强迫来频频攻击网友们，来达到自己的目的-赚钱！
整个互联网，就是一个骗骗骗啊。再看那些下载的网站，大多数的下载站点都是一个下载连接隐藏在大量的广告链里，让人难辨真假。为了下载到要的东西往往要付出大量的时间和误点大量的广告还会误装大量的插件，真让人防不胜防。虽说互联网给人提供了一种高效便捷的交流及资源共享的途径，但是为了得到自己想要的东西，真是要走好多的路啊。
网民的上网习惯也发生了变化。一切以娱乐为主了。查看一下google谷歌的关键词搜索吧，最热门的都是一些娱乐，聊天之类的关键词，比如nba，qq，火影忍者，中山公园 艳照，魔兽世界，盘龙，中国第一美女，好123，xiaonei，电影，摩尔庄园，裸睡图，高秀敏死因，小说，言情之类的关键词。
2008年12月14日星期日
2008年12月5日星期五
2008年11月15日星期六
央视曝光百度竞价排名积弊 虚假信息借此传播
央视网消息(新闻30分)：网络时代，人们经常依赖网络搜索引擎寻找自己需要的信息，然而，一段时间以来，越来越多的消费者抱怨说，因为百度搜索引擎竞价排名提供的虚假网站或信息上当受骗。
家住北京的李先生，不久前突然感到小便时身体疼痛，在百度搜索引擎上他找到了一家排名首位的总参管理保障部医院，前往就诊后被诊断为前列腺发炎，花了1万多元钱却始终不见好转。
李先生：所以我又去人民医院挂了个门诊检查了一下，大夫跟我说，我这个情况应该是上火导致的内分泌有点失常，所以大夫给我开了点药，也就100多块钱。
李先生：我是非常的气愤，这种医院还能存在在网上，并且它排名还在第一位，他们这种欺骗的手法或者说这种方式简直让我实在太气愤了。
李先生遇到的这种情况并非偶然，在百度搜索引擎还可以查询到不少打着知名专家幌子行医的医院。记者输入肿瘤这个关键词进行搜索，排名第一位的是这家名为中国抗癌网的网站，在其首页推荐的这位白希和教授，具有中国中医科学院肿瘤学首席专家、资深教授，中华医学会肿瘤专业委员会特邀教授等多个头衔，那么这些头衔是否属实呢。
记者：说咱们中国中医科学院有个肿瘤首席专家、资深教授叫白希和？
中国中医科学院院长秘书田毅：没有过这种，从来就没有过，这个东西它搞宣传就冒充我们，我们没有什么肿瘤首席专家。
记者：网站上介绍都说是中华医学会肿瘤专业委员会特邀教授，白希和。
中华医学会组织管理部崔新生：我们没有这么个特邀教授，没有，我给你说这种情况很多，就是打着中华医学会的旗号到处招摇撞骗的。
由于在网络上购买了假药的消费投诉居高不下，从去年开始，国家食品药品监督管理局对违法网络售药行为进行了严厉打击，并公布了可在网上进行非处方药品销售的网站，其余均为非法网站，但记者仍在百度搜索引擎上搜索到大量宣称有特效治疗癌症等病症的药品网站，并且这些药品中绝大多数都是没有取得国家药准字号。
癌痛一抹灵总经销董月兰：现在我们正在验证国药准字，第一需要很长时间，第二资金需要非常大。
一些夸大其辞甚至虚假的药品、医院信息正是通过百度搜索引擎提供的竞价排名达到推广的目的，特别是号称治疗各种癌症、性病的医院、药品网站，它们或者编造专家简历、或者售卖假药，受骗的消费者轻则白白花钱，重则延误最佳治疗时机。
中国互联网协会副理事长高卢麟：人们希望有一个公正客观的环境，因此通过检索应该出来的资讯、信息应该是公正客观的。
家住北京的李先生，不久前突然感到小便时身体疼痛，在百度搜索引擎上他找到了一家排名首位的总参管理保障部医院，前往就诊后被诊断为前列腺发炎，花了1万多元钱却始终不见好转。
李先生：所以我又去人民医院挂了个门诊检查了一下，大夫跟我说，我这个情况应该是上火导致的内分泌有点失常，所以大夫给我开了点药，也就100多块钱。
李先生：我是非常的气愤，这种医院还能存在在网上，并且它排名还在第一位，他们这种欺骗的手法或者说这种方式简直让我实在太气愤了。
李先生遇到的这种情况并非偶然，在百度搜索引擎还可以查询到不少打着知名专家幌子行医的医院。记者输入肿瘤这个关键词进行搜索，排名第一位的是这家名为中国抗癌网的网站，在其首页推荐的这位白希和教授，具有中国中医科学院肿瘤学首席专家、资深教授，中华医学会肿瘤专业委员会特邀教授等多个头衔，那么这些头衔是否属实呢。
记者：说咱们中国中医科学院有个肿瘤首席专家、资深教授叫白希和？
中国中医科学院院长秘书田毅：没有过这种，从来就没有过，这个东西它搞宣传就冒充我们，我们没有什么肿瘤首席专家。
记者：网站上介绍都说是中华医学会肿瘤专业委员会特邀教授，白希和。
中华医学会组织管理部崔新生：我们没有这么个特邀教授，没有，我给你说这种情况很多，就是打着中华医学会的旗号到处招摇撞骗的。
由于在网络上购买了假药的消费投诉居高不下，从去年开始，国家食品药品监督管理局对违法网络售药行为进行了严厉打击，并公布了可在网上进行非处方药品销售的网站，其余均为非法网站，但记者仍在百度搜索引擎上搜索到大量宣称有特效治疗癌症等病症的药品网站，并且这些药品中绝大多数都是没有取得国家药准字号。
癌痛一抹灵总经销董月兰：现在我们正在验证国药准字，第一需要很长时间，第二资金需要非常大。
一些夸大其辞甚至虚假的药品、医院信息正是通过百度搜索引擎提供的竞价排名达到推广的目的，特别是号称治疗各种癌症、性病的医院、药品网站，它们或者编造专家简历、或者售卖假药，受骗的消费者轻则白白花钱，重则延误最佳治疗时机。
中国互联网协会副理事长高卢麟：人们希望有一个公正客观的环境，因此通过检索应该出来的资讯、信息应该是公正客观的。
2008年11月11日星期二
foxmail，又一大容量网络硬盘，适合大文件传输
foxmail，大名鼎鼎了，国内的网络硬盘，用的是腾讯的服务器，http://mail.foxmail.com，
但是比腾讯的更牛逼，腾讯的一般用户好像是单个文件限制100m，总容量1g的吧，而foxmail的网络硬盘，单个文件可以达到1g，总共4g的容量，相比其他的网络硬盘，应该说很不错了。而且其支持断点续传，一个非常实用的功能，上传速度也是非常的快。唯一的缺点也就是存放时间只有7天，要是不经常上网的话恐怕很容易丢失文件，但是经常上的话就好办了，只要快过期之前续期就可以了。呵呵，很不错。大家可以试试。
我有几个文件，大家可以下载试试
以下文件通过foxmail.com邮箱的中转站发给您。保存时间有限制，请及时提取。
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T-CPU.rar(787.44M) [下载]
WinCC_flexible.rar(323.30M) [下载]
WinCC.rar(181.84M) [下载]
S7-300.part3.rar(35.73M) [下载]
S7-300.part1.rar(57.22M) [下载]
S7-300.part2.rar(57.22M) [下载]
关键字排名竞争者
所谓关键字排名竞争者：曾经有这样的一种概念，用某个关键字进行搜索的时候，搜索出来的结果越多就表明该关键字的竞争越大。但是现在我开始转变这种看法，主要原因是以下几大点：
1、 搜索出来的相关结果不等于存在这么多的竞争者；2、 在搜索显示出来的相关结果中，真正与搜索关键字有关系的可能只是总数的10%；3、 在10%中真正以优化搜索关键字为目的的，可能只是其中的10%。
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我对关键字竞争的看法： 在搜索结果中显示出越多的结果不等于此关键字竞争强，以google的说法，这只是与你输入关键字有关的结果的数目。如：网站的关键字“搜索引擎优化资料”，搜索出来的结果有28,900多项结果，这是否就意味着我有20000多个竞争者呢。答案是否定的！可能我的竞争者不超过10个！为什么这样说的，因为优化这个关键字的人就不多。查看列出来的结果，其他网站大多数都做“搜索引擎优化”、“网站优化”、“网站排名”等网站推广、网络营销业务的。所以说，我的竞争者并不多。我想，关键字竞争者应该是：多个网站的关键字优化目标都是同一的关键字。如：“网站排名”，一共有1,020,000个相关结果。其中与关键字比较接近的应该有2000~3000个，而这2000~3000个之中，有1000个左右是以优化“网站排名”这个关键字为目的的。显然，在这个例子中，“网站排名”这个关键字的竞争者是在1000左右。
1、 搜索出来的相关结果不等于存在这么多的竞争者；2、 在搜索显示出来的相关结果中，真正与搜索关键字有关系的可能只是总数的10%；3、 在10%中真正以优化搜索关键字为目的的，可能只是其中的10%。
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我对关键字竞争的看法： 在搜索结果中显示出越多的结果不等于此关键字竞争强，以google的说法，这只是与你输入关键字有关的结果的数目。如：网站的关键字“搜索引擎优化资料”，搜索出来的结果有28,900多项结果，这是否就意味着我有20000多个竞争者呢。答案是否定的！可能我的竞争者不超过10个！为什么这样说的，因为优化这个关键字的人就不多。查看列出来的结果，其他网站大多数都做“搜索引擎优化”、“网站优化”、“网站排名”等网站推广、网络营销业务的。所以说，我的竞争者并不多。我想，关键字竞争者应该是：多个网站的关键字优化目标都是同一的关键字。如：“网站排名”，一共有1,020,000个相关结果。其中与关键字比较接近的应该有2000~3000个，而这2000~3000个之中，有1000个左右是以优化“网站排名”这个关键字为目的的。显然，在这个例子中，“网站排名”这个关键字的竞争者是在1000左右。
2008年11月10日星期一
什么是张力控制？
1.什么是张力控制：所谓的张力控制，通俗点讲就是要能控制电机输出多大的力，即输出多少牛顿。反应到电机轴即能控制电机的输出转距。
2.真正的张力控制不同于靠前后两个动力点的速度差形成张力的系统，靠速度差来调节张力的实质是对张力的PID控制，要加张力传感器。而且在大小卷启动、停止、加速、减速、停车时的调节不可能做到象真正的张力控制的效果，张力不是很稳定。肯定会影响生产出产品的质量。 用变频器做恒张力控制的实质是死循环矢量控制，即加编码器反馈。对收卷来说，收卷的卷经是由小到大变化的，为了保证恒张力，所以要求电机的输出转距要由小到大变化。同时在不同的操作过程，要进行相应的转距补偿。即小卷启动的瞬间，加速，减速，停车，大卷启动时，要在不同卷经时进行不同的转距补偿，这样就能使得收卷的整个过程很稳定，避免小卷时张力过大；大卷启动时松纱的现象。
二．张力控制变频收卷在纺织行业的应用及工艺要求
1．传统收卷装置的弊端 纺织机械如：浆纱机、浆染联合机、并轴机等设备都会有收卷的环节。传统的收卷都是采用机械传动，因为机械的同轴传动对于机械的磨损是非常严重的，据了解，用于同轴传动部分的机械平均寿命基本上是一年左右。而且经常要维护，维护的时候也是非常麻烦的,不仅浪费人力而且维护费用很高,给客户带来了很多的不便。尤其是纺织设备基本上是开机后不允许中途停车的，如发生意外情况需要停车会造成很大的浪费。在这种情况下，张力控制变频收卷开始逐渐取代传统的机械传动系统。
2．张力控制变频收卷的工艺要求 * 在收卷的整个过程中都保持恒定的张力。张力的单位为：牛顿或公斤力。 * 在启动小卷时，不能因为张力过大而断纱；大卷启动时不能松纱。 * 在加速、减速、停止的状态下也不能有上述情况出现。 * 要求将张力量化，即能设定张力的大小（力的单位），能显示实际卷径的大小。
3．张力控制变频收卷的优点 * 张力设定在人机上设定，人性化的操作,单位为力的单位:牛顿. * 使用先进的控制算法:卷径的递归运算;空心卷径激活时张力的线性递加; 张力锥度计算公式的应用;转矩补偿的动态调整等等. * 卷径的实时计算，精确度非常高，保证收卷电机输出转矩的平滑性能好。并且 在计算卷径时加入了卷径的递归运算，在操作失误的时候，能自己纠正卷径到正确的数值。 * 因为收卷装置的转动惯量是很大的，卷径由小变大时。如果操作人员进行加速、 减速、停车、再激活时很容易造成爆纱和松纱的现象，将直接导致纱的质量。 而进行了变频收卷的改造后，在上述各种情况下，收卷都很稳定，张力始终恒 定。而且经过PLC的处理，在特定的动态过程，加入一些动态的调整措施， 使得收卷的性能更好。 * 在传统机械传动收卷的基础上改造成变频收卷，非常简便而且造价低，基本 上不需对原有机械进行改造。改造周期小，基本上两三天就能安装调试完成。 * 克服了机械收卷对机械磨损的弊端，延长机械的使用寿命。方便维护设备。
三． 变频收卷的控制原理及调试过程 * 卷径的计算原理：根据V1=V2来计算收卷的卷径。因为V1=ω1*R1, V2=ω2*Rx.因为在相同的时间内由测长辊走过的纱的长度与收卷收到的纱的长度是相等的。即L1/Δt=L2/Δt ,Δn1*C1=Δn2*C2/i(Δn1---单位时间内牵引电机运行的圈数、Δn2---单位时间内收卷电机运行的圈数、C1---测长辊的周长、C2---收卷盘头的周长、i---减速比) Δn1*π*D1=Δn2*π*D2/i D2=Δn1*D1*i/Δn2,因为Δn2=ΔP2/P2(ΔP2---收卷编码器产生的脉冲数、P2---收卷编码器的线数). Δn1=ΔP1/P1取Δn1=1,即测长辊转一圈,由霍尔开关产生一个信号接到PLC.那么D2=D1*i*P2/ΔP2,这样收卷盘头的卷径就得到了. * 收卷的动态过程分析: 要能保证收卷过程的平稳性,不论是大卷、小卷、加速、减速、激活、停车都能保证张力的恒定.需要进行转矩的补偿.整个系统要激活起来,首先要克服静摩擦力所产生的转矩,简称静摩擦转矩,静摩擦转矩只在激活的瞬间起作用;正常运行时要克服滑动摩擦力产生地滑动摩擦转矩,滑动摩擦转矩在运行当中一直都存在,并且在低速、高速时的大小是不一样的。需要进行不同大小的补偿,系统在加速、减速、停车时为克服系统的惯量,也要进行相应的转矩补偿,补偿的量与运行的速度也有相应的比例关系.在不同车速的时候,补偿的系数是不同的。即加速转矩、减速转矩、停车转矩、激活转矩；克服了这些因素,还要克服负载转矩,通过计算出的实时卷径除以2再乘以设定的张力大小,经过减速比折算到电机轴.这样就分析出了收卷整个过程的转矩补偿的过程。
总结:电机的输出转矩=静摩擦转矩(激活瞬间)+滑动摩擦转矩+负载转矩.<1>在加速时还要加上加速转矩;<2>在减速时要减去减速转矩.<3>停车时,因为是通过程控减速至设定的最低速,所以停车转矩的补偿同减速转矩的处理. * 转矩的补偿标准 (1). 静摩擦转矩的补偿:因为静摩擦转矩只在激活的瞬间存在,在系统激活后就消 失了.因此静摩擦转矩的补偿是以计算后电机输出转矩乘以一定的百分比进行补偿. (2). 滑动摩擦转矩的补偿:滑动摩擦转矩的补偿在系统运行的整个过程中都是起作用的.补偿的大小以收卷电机的额定转矩为标准.补偿量的大小与运行的速度有关系。所以在程序中处理时，要分段进行补偿。 (3). 加减速、停车转矩的补偿：补偿硬一收卷电机的额定转矩为标准，相应的补偿系数应该比较稳定，变化不大。 * 计算当中的公式计算 (1). 已知空芯卷径Dmin=200mm,Dmax=1200mm;线速度的最大值Vmax=90m/min,张力设定最大值Fmax=50kg(约等于500牛顿);减速比i=9;速度的限制如下: 因为:V=π*D*n/i(对于收卷电机)=>收卷电机在空芯卷径时的转速是最快的.所以:90=3.14*0.2*n/9=>n=1290r/min; (2). 因为我们知道变频器工作在低频时,交流异步电机的特性不好,激活转矩低而且非线性.因此在收卷的整个过程中要尽量避免收卷电机工作在2HZ以下.因此:收卷电机有个最低速度的限制.计算如下: 对于四极电机而言其同步转速为:n1=60f1/p=>n1=1500r/min. =>2HZ/5HZ=N/1500=>n=60r/min 当达到最大卷径时,可以求出收卷整个过程中运行的最低速.V=π*D*n/i=>Vmin=3.14*1.2*60/9=25.12m/min.张力控制时,要对速度进行限制,否则会出现飞车.因此要限速. (3). 张力及转矩的计算如下:如果F*D/2=T/i,=>F=2*T*i/D对于22KW的交流电机,其额定转矩的计算如下:T=9550*P/n=>T=140N.m.所以Fmax=2*140*9/0.6=4200N.(其中P为额定功率,n为额定转速). * 调试过程： 1．先对电机进行自整定，将电机的定子电感、定子电阻等参数读入变频器。 2．将编码器的信号接至变频器，并在变频器上设定编码器的线数。然后用面板给定频率和启停控制， 观察显示的运行频率是否在设定频率的左右波动。因为运用死循环矢量控制时，运行频率总是在参 考编码器反馈的速度，最大限度的接近设定频率，所以运行频率是在设定频率的附近震荡的。 3．在程序中设定空芯卷径和最大卷径的数值。通过前面卷径计算的公式算出电机尾部所加编码器产生的最大脉冲量（P2）和最低脉冲量 ( P2 ).通过算出的最大脉冲量对收卷电机的速度进行限定，因为变频器用作张力控制时，如果不对最高速进行限定，一旦出现断纱等情况，收卷电机会飞车的。最低脉冲量是为了避免收卷变频器运行在2Hz以下，因为变频器在2Hz以下运行时，电机的转距特性很差，会出现抖动的现象。 4．通过前面分析的整个收卷的动态过程，在不同卷径和不同运行速度的各个阶段，进行一定的转距补偿.补偿的大小，可以以电机额定转距的百分比来设定。 四．真正的张力控制. 1.什么是张力控制：所谓的张力控制，通俗点讲就是要能控制电机输出多大的力，即输出多少牛顿。反应到电机轴即能控制电机的输出转距。 2.真正的张力控制不同于靠前后两个动力点的速度差形成张力的系统，靠速度差来调节张力的实质是对张力的PID控制，要加张力传感器。而且在大小卷启动、停止、加速、减速、停车时的调节不可能做到象真正的张力控制的效果，张力不是很稳定。肯定会影响生产出产品的质量。 五．变频收卷对变频器性能的要求 1. 变频收卷的实质是要完成张力控制,即能控制电机的运行电流,因为三相异步电机的输出转距 T=CMφmIa,,与电流成正比.并且当负载有突变时能够保证电机的机械特性曲线比较硬.所以必须用矢量变频器,而且必须要加编码器死循环控制. 2. 市场上能进行张力控制变频收卷的变频器主要有: 安川,艾默生,伦次等.台达V系列的变频器是矢量型变频器,能够完成张力控制,但因为不属于收放卷专用型变频器,所以要配合外部其它接口设备才能完成收放卷的功能.艾默生TD3300就是一款收放卷专用的变频器,也许台达也会在不久的将来推出我们自己收放卷专用的变频器,我们拭目以待. 六．使用台达产品做变频收卷的方案 1.硬件构成：DOP-A57GSTD+DVP-20EH+DVP—4DA-H+VFD-V 2.电气原理图：（以并轴机为例） 七．结论 通过以上的分析，使用台达V系列的矢量型变频器做张力控制变频收卷时，只要能对上述收卷的整个动态过程有比较清晰的认识，能在不同的过程中将转距补偿的量找到一个合适的数值，一定能保证恒张力的控制,满足客户的要求，但要提醒读者，这种控制方式也有一定的局限性，虽然实现了恒张力的控制要求，但如果控制张力的范围很小，比如：张力范围在0-200/300牛顿时，这种控制方式是不适用的。
2.真正的张力控制不同于靠前后两个动力点的速度差形成张力的系统，靠速度差来调节张力的实质是对张力的PID控制，要加张力传感器。而且在大小卷启动、停止、加速、减速、停车时的调节不可能做到象真正的张力控制的效果，张力不是很稳定。肯定会影响生产出产品的质量。 用变频器做恒张力控制的实质是死循环矢量控制，即加编码器反馈。对收卷来说，收卷的卷经是由小到大变化的，为了保证恒张力，所以要求电机的输出转距要由小到大变化。同时在不同的操作过程，要进行相应的转距补偿。即小卷启动的瞬间，加速，减速，停车，大卷启动时，要在不同卷经时进行不同的转距补偿，这样就能使得收卷的整个过程很稳定，避免小卷时张力过大；大卷启动时松纱的现象。
二．张力控制变频收卷在纺织行业的应用及工艺要求
1．传统收卷装置的弊端 纺织机械如：浆纱机、浆染联合机、并轴机等设备都会有收卷的环节。传统的收卷都是采用机械传动，因为机械的同轴传动对于机械的磨损是非常严重的，据了解，用于同轴传动部分的机械平均寿命基本上是一年左右。而且经常要维护，维护的时候也是非常麻烦的,不仅浪费人力而且维护费用很高,给客户带来了很多的不便。尤其是纺织设备基本上是开机后不允许中途停车的，如发生意外情况需要停车会造成很大的浪费。在这种情况下，张力控制变频收卷开始逐渐取代传统的机械传动系统。
2．张力控制变频收卷的工艺要求 * 在收卷的整个过程中都保持恒定的张力。张力的单位为：牛顿或公斤力。 * 在启动小卷时，不能因为张力过大而断纱；大卷启动时不能松纱。 * 在加速、减速、停止的状态下也不能有上述情况出现。 * 要求将张力量化，即能设定张力的大小（力的单位），能显示实际卷径的大小。
3．张力控制变频收卷的优点 * 张力设定在人机上设定，人性化的操作,单位为力的单位:牛顿. * 使用先进的控制算法:卷径的递归运算;空心卷径激活时张力的线性递加; 张力锥度计算公式的应用;转矩补偿的动态调整等等. * 卷径的实时计算，精确度非常高，保证收卷电机输出转矩的平滑性能好。并且 在计算卷径时加入了卷径的递归运算，在操作失误的时候，能自己纠正卷径到正确的数值。 * 因为收卷装置的转动惯量是很大的，卷径由小变大时。如果操作人员进行加速、 减速、停车、再激活时很容易造成爆纱和松纱的现象，将直接导致纱的质量。 而进行了变频收卷的改造后，在上述各种情况下，收卷都很稳定，张力始终恒 定。而且经过PLC的处理，在特定的动态过程，加入一些动态的调整措施， 使得收卷的性能更好。 * 在传统机械传动收卷的基础上改造成变频收卷，非常简便而且造价低，基本 上不需对原有机械进行改造。改造周期小，基本上两三天就能安装调试完成。 * 克服了机械收卷对机械磨损的弊端，延长机械的使用寿命。方便维护设备。
三． 变频收卷的控制原理及调试过程 * 卷径的计算原理：根据V1=V2来计算收卷的卷径。因为V1=ω1*R1, V2=ω2*Rx.因为在相同的时间内由测长辊走过的纱的长度与收卷收到的纱的长度是相等的。即L1/Δt=L2/Δt ,Δn1*C1=Δn2*C2/i(Δn1---单位时间内牵引电机运行的圈数、Δn2---单位时间内收卷电机运行的圈数、C1---测长辊的周长、C2---收卷盘头的周长、i---减速比) Δn1*π*D1=Δn2*π*D2/i D2=Δn1*D1*i/Δn2,因为Δn2=ΔP2/P2(ΔP2---收卷编码器产生的脉冲数、P2---收卷编码器的线数). Δn1=ΔP1/P1取Δn1=1,即测长辊转一圈,由霍尔开关产生一个信号接到PLC.那么D2=D1*i*P2/ΔP2,这样收卷盘头的卷径就得到了. * 收卷的动态过程分析: 要能保证收卷过程的平稳性,不论是大卷、小卷、加速、减速、激活、停车都能保证张力的恒定.需要进行转矩的补偿.整个系统要激活起来,首先要克服静摩擦力所产生的转矩,简称静摩擦转矩,静摩擦转矩只在激活的瞬间起作用;正常运行时要克服滑动摩擦力产生地滑动摩擦转矩,滑动摩擦转矩在运行当中一直都存在,并且在低速、高速时的大小是不一样的。需要进行不同大小的补偿,系统在加速、减速、停车时为克服系统的惯量,也要进行相应的转矩补偿,补偿的量与运行的速度也有相应的比例关系.在不同车速的时候,补偿的系数是不同的。即加速转矩、减速转矩、停车转矩、激活转矩；克服了这些因素,还要克服负载转矩,通过计算出的实时卷径除以2再乘以设定的张力大小,经过减速比折算到电机轴.这样就分析出了收卷整个过程的转矩补偿的过程。
总结:电机的输出转矩=静摩擦转矩(激活瞬间)+滑动摩擦转矩+负载转矩.<1>在加速时还要加上加速转矩;<2>在减速时要减去减速转矩.<3>停车时,因为是通过程控减速至设定的最低速,所以停车转矩的补偿同减速转矩的处理. * 转矩的补偿标准 (1). 静摩擦转矩的补偿:因为静摩擦转矩只在激活的瞬间存在,在系统激活后就消 失了.因此静摩擦转矩的补偿是以计算后电机输出转矩乘以一定的百分比进行补偿. (2). 滑动摩擦转矩的补偿:滑动摩擦转矩的补偿在系统运行的整个过程中都是起作用的.补偿的大小以收卷电机的额定转矩为标准.补偿量的大小与运行的速度有关系。所以在程序中处理时，要分段进行补偿。 (3). 加减速、停车转矩的补偿：补偿硬一收卷电机的额定转矩为标准，相应的补偿系数应该比较稳定，变化不大。 * 计算当中的公式计算 (1). 已知空芯卷径Dmin=200mm,Dmax=1200mm;线速度的最大值Vmax=90m/min,张力设定最大值Fmax=50kg(约等于500牛顿);减速比i=9;速度的限制如下: 因为:V=π*D*n/i(对于收卷电机)=>收卷电机在空芯卷径时的转速是最快的.所以:90=3.14*0.2*n/9=>n=1290r/min; (2). 因为我们知道变频器工作在低频时,交流异步电机的特性不好,激活转矩低而且非线性.因此在收卷的整个过程中要尽量避免收卷电机工作在2HZ以下.因此:收卷电机有个最低速度的限制.计算如下: 对于四极电机而言其同步转速为:n1=60f1/p=>n1=1500r/min. =>2HZ/5HZ=N/1500=>n=60r/min 当达到最大卷径时,可以求出收卷整个过程中运行的最低速.V=π*D*n/i=>Vmin=3.14*1.2*60/9=25.12m/min.张力控制时,要对速度进行限制,否则会出现飞车.因此要限速. (3). 张力及转矩的计算如下:如果F*D/2=T/i,=>F=2*T*i/D对于22KW的交流电机,其额定转矩的计算如下:T=9550*P/n=>T=140N.m.所以Fmax=2*140*9/0.6=4200N.(其中P为额定功率,n为额定转速). * 调试过程： 1．先对电机进行自整定，将电机的定子电感、定子电阻等参数读入变频器。 2．将编码器的信号接至变频器，并在变频器上设定编码器的线数。然后用面板给定频率和启停控制， 观察显示的运行频率是否在设定频率的左右波动。因为运用死循环矢量控制时，运行频率总是在参 考编码器反馈的速度，最大限度的接近设定频率，所以运行频率是在设定频率的附近震荡的。 3．在程序中设定空芯卷径和最大卷径的数值。通过前面卷径计算的公式算出电机尾部所加编码器产生的最大脉冲量（P2）和最低脉冲量 ( P2 ).通过算出的最大脉冲量对收卷电机的速度进行限定，因为变频器用作张力控制时，如果不对最高速进行限定，一旦出现断纱等情况，收卷电机会飞车的。最低脉冲量是为了避免收卷变频器运行在2Hz以下，因为变频器在2Hz以下运行时，电机的转距特性很差，会出现抖动的现象。 4．通过前面分析的整个收卷的动态过程，在不同卷径和不同运行速度的各个阶段，进行一定的转距补偿.补偿的大小，可以以电机额定转距的百分比来设定。 四．真正的张力控制. 1.什么是张力控制：所谓的张力控制，通俗点讲就是要能控制电机输出多大的力，即输出多少牛顿。反应到电机轴即能控制电机的输出转距。 2.真正的张力控制不同于靠前后两个动力点的速度差形成张力的系统，靠速度差来调节张力的实质是对张力的PID控制，要加张力传感器。而且在大小卷启动、停止、加速、减速、停车时的调节不可能做到象真正的张力控制的效果，张力不是很稳定。肯定会影响生产出产品的质量。 五．变频收卷对变频器性能的要求 1. 变频收卷的实质是要完成张力控制,即能控制电机的运行电流,因为三相异步电机的输出转距 T=CMφmIa,,与电流成正比.并且当负载有突变时能够保证电机的机械特性曲线比较硬.所以必须用矢量变频器,而且必须要加编码器死循环控制. 2. 市场上能进行张力控制变频收卷的变频器主要有: 安川,艾默生,伦次等.台达V系列的变频器是矢量型变频器,能够完成张力控制,但因为不属于收放卷专用型变频器,所以要配合外部其它接口设备才能完成收放卷的功能.艾默生TD3300就是一款收放卷专用的变频器,也许台达也会在不久的将来推出我们自己收放卷专用的变频器,我们拭目以待. 六．使用台达产品做变频收卷的方案 1.硬件构成：DOP-A57GSTD+DVP-20EH+DVP—4DA-H+VFD-V 2.电气原理图：（以并轴机为例） 七．结论 通过以上的分析，使用台达V系列的矢量型变频器做张力控制变频收卷时，只要能对上述收卷的整个动态过程有比较清晰的认识，能在不同的过程中将转距补偿的量找到一个合适的数值，一定能保证恒张力的控制,满足客户的要求，但要提醒读者，这种控制方式也有一定的局限性，虽然实现了恒张力的控制要求，但如果控制张力的范围很小，比如：张力范围在0-200/300牛顿时，这种控制方式是不适用的。
2008年11月1日星期六
svchost.exe出错，0x7ffa0eb8内存不能为wrriten
08年10月31日，电脑开机一段时间以后，出现svchost.exe出错，0x7ffa0eb8内存不能为wrriten，如果点确定，电脑就会反应很慢，网页和很多软件都打不开，任务栏也都被覆盖了，好不容易调出任务管理器，点关机后，windows画面图标没有了，但是关不了机，至少我等了5分钟没有关机。硬启动后进入系统，没发现什么异常，用江民杀毒，什么也没发现。再过一会又会出现这种情况，即使我没有上网，什么软件都没用也会这样。后来通过江民的系统漏洞修复功能，检测并修复所有的漏洞，一个小时了没出现问题。
2008年10月31日星期五
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应用实例简介：西门子自动化产品多媒体教学课件，包含视频，FLash动画教学，有声讲解。内容包括LOGO, S7-200, S7-300,STEP-7,WINCC, WINCC Flexible基本知识，使用指南，操作技巧，Step-by-Step, 一步步教会你使用。
2008年10月23日星期四
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2008年10月21日星期二
转：手机维修商自揭四大黑幕
手机维修曾经是我的职业，但是，我的良心以这种职业为耻。为什么，因为手机维修中存在太多太多的黑幕……
同家电、电脑维修等相比，手机维修其实更为简单。大多数消费者对手机的硬件不够了解；水货手机泛滥，得不到厂商的正规服务；国产手机质量不过关，售后体系不健全……这些都为奸商作恶提供了肥沃的土壤。
恶行之一：漫天要价
“开机50元。”这似乎已演变成为一条行业准则。其一，消费者会想，开机已经收了钱，如果不修，就白交了。其二，维修商即便开机后没有找到故障，也可以随意杜撰出一个来应付消费者。而且，这个原因往往是所谓配件缺货，无法修理。这样，消费者交了钱，仍旧修不好手机。 反制措施：对于此种行为，消费者最好的方法，就是在维修前把相关事宜说清楚。即，开机后，必须把手机修好，如果修不好，就不能收取开机费。
恶行之二：以小化大
手机的故障虽然多，但常见故障不外几种。譬如，将天线接触不良解说成手机主板出现问题，而后，向消费者建议维修主板。其二，数据线故障，可以说手机屏幕坏了，呵呵，直接给消费者换块液晶屏，成本只需几十元，我可以卖到200块。
反制措施：如果想避免此种现象，要么找朋友中懂行的人一起去维修，要么联系正规的厂家维修服务点处理相关事宜。
恶行之三：无中生有
现在许多手机都有根据清单接听或者来电自动接听功能，而有许多手机菜鸟一样的消费者，会拿着这样的问题手机来进行维修。Ok，这好办，先好好安抚他们，然后装模作样的打开手机面板，用烙铁随意补焊了几个地方，清洁了下灰尘，同时借机再把接听设置调整回来。如此，再给消费者解释故障原因：“你这手机是芯片脱焊了，开机50，手工费收你30吧。”
反制措施：这种伎俩只能骗到对手机非常不了解的消费者。如果消费者在维修前阅读了使用说明书，或者请教了使用手机比较熟的朋友，那么，维修商的这种接近于敲诈的行为就不可能得逞了。
恶行之四：留下隐患
为了提高手机维修的“回头率”，培养老客户。我还喜欢在维修中故意对手机故障不医断根。或者，同时发现二个故障隐患，故意处理好一个，而对另一个置之不理。还承诺给消费者1-3个月的质保，如果隐藏的故障在质保前发生了，大不了再修一次，再留下一个隐患便是。如果隐藏的故障在质保后发生了，开机费我就少收点，但其他地方可以多收点啊，反正都是莫需有的故障，都凭我口说嘛。
反制措施：其一，就是在故障再次发生时，同维修商争执，要求其免费维修，若对方不允，就一直守着其柜台，让他做不了生意。其二，自然还是去大牌的，正规一点的维修机构。
2008年10月20日星期一
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2008年10月16日星期四
求职招聘市场有待规范
最近在求职，整个过程没经历过的人真是无法想象，整个一痛苦啊，郁闷啊，无助啊。
先说一下我的经历：
日企工作5年，搞技术管理，懂很多自动化设备，精通plc的软硬件和编程，触摸屏的应用，autocad，设备制造，设备改善，设备维护经验丰富，懂生产管理，品质管理，电脑网络维护。我这样的人，竟然找不到工作了！
也有要我的，工资600，800，最高1800.
找工作的过程同样让人心烦！
整个招聘的市场弊端太多，亟待大家披露，我想号召大家，共同对抗！
1：招聘的虚假信息太多。尤其是网上招聘的，我的经历告诉我，90%的信息都是假的。它们根本就不招聘，只是在各人才网站上挂上它们公司的信息，搞宣传而已。我曾经有一次浏览招聘网站，是早上9点左右，有个公司的招聘信息是当天的，我投了简历后，马上打电话咨询，对方竟然告诉我，它们不招人！我后来以一家公司的名义和此招聘网站联系，发布招聘信息的情况。网站告诉我，它们的价格是交一个月的钱，送两个月的发布权。人才市场发布信息的价格比打广告便宜啊，交一点钱，就能给自己的公司作宣传，真精啊。可是，这么做，求职的人可就苦了，她们满怀信息的投简历，可是人家根本就不吊你啊！
另外，现在的人才市场里，怎么全是他妈的房产中介，保险，之类的呢？
2：收入不平衡。真个社会的问题吧，重销售轻技术！其实也有道理，每个公司都希望自己的产品能有个好销量，卖个好价钱，所以在销售上投入大量的人力物力精力财力，销售人员的收入也很高，这是能力，我承认，但是没有好的技术人员，能造出好的产品吗？同一个公司，搞技术的工资2000，加班加点的干才拿3000，搞销售的工资上万，还能免费外出旅游，吃喝，搞鸡。为什么现在的技术人员跳槽的这么多，不安分的这么多？要是有足够的薪水，谁不会专心一意的搞技术呢？可以工资低啊，没办法，只能想别的办法搞点外快！我想一定有很多搞技术的都想转行吧？
3：真正要招聘的公司，流程复杂。烦人！曾经有过几次面试，人事给你面试了，本应该觉得差不多，但是往往不能马上拍板，还要请示这个请示那个，不是让你等几天，就是下次再来谈谈，不是这个领导不在就是那个领导不在，让你一次次的跑来跑去。最后还不要你了！而且连个电话都不打！让你空等好几天！我在十几天的时间里，光找工作花的路费就好几百，耽误的时间不计其数，耗费的精力也更不用说了，我的精力可是有限的啊。草
4：大多公司在你投了简历后，成不成连个招呼都不打，没素质！
建议大家有什么建议，遇到什么挫折，都来说一下，哪个公司做的不好，都给暴暴光，让它们贱！
先说一下我的经历：
日企工作5年，搞技术管理，懂很多自动化设备，精通plc的软硬件和编程，触摸屏的应用，autocad，设备制造，设备改善，设备维护经验丰富，懂生产管理，品质管理，电脑网络维护。我这样的人，竟然找不到工作了！
也有要我的，工资600，800，最高1800.
找工作的过程同样让人心烦！
整个招聘的市场弊端太多，亟待大家披露，我想号召大家，共同对抗！
1：招聘的虚假信息太多。尤其是网上招聘的，我的经历告诉我，90%的信息都是假的。它们根本就不招聘，只是在各人才网站上挂上它们公司的信息，搞宣传而已。我曾经有一次浏览招聘网站，是早上9点左右，有个公司的招聘信息是当天的，我投了简历后，马上打电话咨询，对方竟然告诉我，它们不招人！我后来以一家公司的名义和此招聘网站联系，发布招聘信息的情况。网站告诉我，它们的价格是交一个月的钱，送两个月的发布权。人才市场发布信息的价格比打广告便宜啊，交一点钱，就能给自己的公司作宣传，真精啊。可是，这么做，求职的人可就苦了，她们满怀信息的投简历，可是人家根本就不吊你啊！
另外，现在的人才市场里，怎么全是他妈的房产中介，保险，之类的呢？
2：收入不平衡。真个社会的问题吧，重销售轻技术！其实也有道理，每个公司都希望自己的产品能有个好销量，卖个好价钱，所以在销售上投入大量的人力物力精力财力，销售人员的收入也很高，这是能力，我承认，但是没有好的技术人员，能造出好的产品吗？同一个公司，搞技术的工资2000，加班加点的干才拿3000，搞销售的工资上万，还能免费外出旅游，吃喝，搞鸡。为什么现在的技术人员跳槽的这么多，不安分的这么多？要是有足够的薪水，谁不会专心一意的搞技术呢？可以工资低啊，没办法，只能想别的办法搞点外快！我想一定有很多搞技术的都想转行吧？
3：真正要招聘的公司，流程复杂。烦人！曾经有过几次面试，人事给你面试了，本应该觉得差不多，但是往往不能马上拍板，还要请示这个请示那个，不是让你等几天，就是下次再来谈谈，不是这个领导不在就是那个领导不在，让你一次次的跑来跑去。最后还不要你了！而且连个电话都不打！让你空等好几天！我在十几天的时间里，光找工作花的路费就好几百，耽误的时间不计其数，耗费的精力也更不用说了，我的精力可是有限的啊。草
4：大多公司在你投了简历后，成不成连个招呼都不打，没素质！
建议大家有什么建议，遇到什么挫折，都来说一下，哪个公司做的不好，都给暴暴光，让它们贱！
2008年10月14日星期二
资料下载必读
我把自己的资料都共享出来，供大家下载，同时也希望大家有什么好东西也能和我分享。我什么资料都要，尤其是那些不容易在网上下载到的东西，大家可能都有自己感觉不错的资料吧，如果我的你下载了，用的好，就把你们的也共享一下吧，发到我的邮箱也行，mrj211@gmail.com，给个下载连接也行。
我的资料放在网络硬盘上，一个是http://www.mediafire.com/, 一个是ziddu.com ，大家有好东西也可以上传，互相共享。
我的资料放在网络硬盘上，一个是http://www.mediafire.com/, 一个是ziddu.com ，大家有好东西也可以上传，互相共享。
2008年10月8日星期三
2008年10月4日星期六
google和baidu的搜索引擎怎么差那么大
我们是黄岛地区，也就是青岛开发区，最专业的电脑维修部门，我们提供专业的电脑软硬件维修服务，不管任何问题都可以上门服务，免检测费，免上门费，而且价格很公道，而且有自己的网站。和其他人相比，我们是很正规的。
我们做的网站，黄岛电脑维修网,经过2个月的优化和宣传之后，分别用google和baidu的搜索引擎来搜索。
用google来搜索黄岛 电脑维修，我们是排在第一位；用baidu来搜索，我们是排在第二位，而且其指定的网页还过期了，没有直接引导到主页上，更新也太慢了。
用关键词青岛开发区 电脑维修 ，google搜索引擎搜的结果，我们排在第5位；用baidu的来搜，我们在第一页没看到，在第二页的最后才看到。
用关键词黄岛 修电脑来搜索，google的拍在第一位；baidu的在前10页里没找到。
用青岛开发区 修电脑来搜索，google把我们排在第4位，baidu里没找到。
用黄岛 上门修电脑来搜索，google排在第4位；用baidu来搜索，竟然没找到我们的网站！
用青岛开发区 上门修电脑来搜索，google把我们排在第一页最后一位，baidu的结果里没有找到。
用黄岛 数据恢复来搜索，google排名第7位，百度在第5也才找到。
用青岛开发区 数据恢复来搜索，google排名第3页第3位，百度没有。
我们这个地方比较特殊，有两个叫法，有叫黄岛的，有叫青岛开发区的，所以我在优化时要分别进行优化，根据网友的搜索习惯，我们又对电脑维修，修电脑，上门修电脑，数据恢复，笔记本电脑维修，等关键词进行了优化，但是两家搜索引擎给出来的结果，却让人吃惊。差别太大。总的感觉来看，google的时效性很好，在网站更新后很快就能抓取到，而百度的很慢，好像几个月不会抓取你的页面，我搜索到的那几个页面，上面的描述还是2个月以前的。而且用百度搜出来的前几位，很多都是一些所谓的个体户，非正规公司。所有的这些，我想都还有待于我们继续研究。
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三星x-11笔记本电脑开不了机，cmos设置都进不去
昨天接了一单生意。理工大学的一个学生，笔记本电脑坏了。前一天用的好好的，第二天再用就不好了。笔记本的型号是三星x-11.也没有摔过。开机启动，画面一直停留在主板logo的画面上，连硬件自检都没通过，按F2键想进入cmos设置，反应很慢，大概过了十几分钟才进入设置界面。先看了一下，在main的选项下看不到硬盘的型号。按方向键想看看其他的设置，基本没反应，或者很长时间才动一下。设置进行不下去。这个问题应该是某个硬件有问题或者检测不到造成的。笔记本翻过来看了一下，背面的盖子很多都可以直接拆下的，以方便更换内存和硬盘。于是拆下硬盘的盖子，将硬盘的排线拆下用布擦了一下，重新装上，就ok了。
以后碰上类似的问题，只要自己能拆开的，尽量自己修，包括手机什么的，只要有排线的地方，有插接槽的地方，都可以用插拔法和清洁法来修理。真正硬件坏的几率是很小的。
以后碰上类似的问题，只要自己能拆开的，尽量自己修，包括手机什么的，只要有排线的地方，有插接槽的地方，都可以用插拔法和清洁法来修理。真正硬件坏的几率是很小的。
生男生女，预测方法哪个准？
在怀孕的时候经常看到猜测生男生女的帖子，就想生完后总结一下供大家娱乐，呵呵！
一、传统说法：
1、清宫表； 不懂什么是受孕日'按末次月经时间是准的
2、尖肚子男，圆肚子女；
3、肚子小男，肚子大女；
4、除了肚子身体其他部位没发胖的男，反之女； 从后面看不出怀孕……猜孩子性别N种民间方法
5、脚不肿男，脚肿女； 准的
6、反应不重男，反应重女； 不准，我早期反映很厉害
7、准MM喜酸男，喜辣女； 可以这么说，不过我怀孕前也是喜酸
8、准MM变丑男，变漂亮女； 不准，大家都说我变漂亮了
9、准MM皮肤变黑男，皮肤不变女； 不准，我变白了，皮肤也变好了
10、胎动感觉拳打脚踢男，整个身体翻动女； 准的
11、比预产期早生男，晚生女； 我是选日子剖的，但自我感觉这和孕期运动量有关
12、肚脐突出男，不突出女； 不准，我的一直凹的
13、B超显示宝宝脸朝外的男，面对MM的女； 准的……男孩VS女孩区别到底在哪 二、其他说法：
1、肚脐以上妊娠线直、细、直达两乳间男，反之女； 准的
2、妊娠线偏左男，偏右女； 准的
3、胎动偏左男，偏右女； 不准
4、胎心140左右男，150左右女； 不准，都在快150左右，39周是158
5、怀孕期准MM勤劳的男，懒惰的女； 不晓得，我一直没做事
6、准MM鼻子变大的男，不变的女； 可能有一点
7、准MM喜食长条蔬菜水果的男，圆型蔬菜水果的女； 不准，孕期特喜欢吃西瓜
8、准MM尿检偏碱性的男，偏酸性的女； 我一直是6.5
三、国外网站的说法
1、孕期增长的体重主要集中在腹部－男；集中在屁股和大腿－女． 不准
2、肚子形状像西瓜－女；像篮球－男． 不准
3、肚子*上－女；往下坠－男． 准的
4、孕后乳房迅猛发展－女；反之－男． 不准
5、喜酸和咸食－男；喜甜食和果汁－女． 不准
6、卧室枕头朝北－男；朝南－女． 准的……怀孕：生女孩的秘诀
7、以针引线悬与手臂上，线端作前后运动－男；作左右摆动－女． 准的
8、脉搏左边强为男，右边强为女 不准
以上是我引用别人的帖子，再加上我和老婆对身边一些孕妇的调查发现，那些说法可以说没有一个准的，全是骗人的。即使同一个现象，在不同的地区，也有不同的说法。这些也是网友在网上发的一些娱乐帖子而已，不能作为参考啊。好好想想，也是，根本就没有科学依据啊。纯粹是扯淡的啊。就连做b超，还有做错的呢！准妈妈们，以后别再傻了。
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1、肚脐以上妊娠线直、细、直达两乳间男，反之女； 准的
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3、胎动偏左男，偏右女； 不准
4、胎心140左右男，150左右女； 不准，都在快150左右，39周是158
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3、肚子*上－女；往下坠－男． 准的
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2008年10月2日星期四
最新电脑常用软件装机必备软件大集合
系统工具+系统补丁+系统插件
矮人DOS工具箱 一键还原 驱动精灵 ghost windows优化大师 超级兔子
杀毒软件
杀毒软件更新太快，给大家提供一个连接吧。http://www.baidupub.com/
输入法工具
紫光拼音 谷歌拼音 搜狗拼音 极品五笔
压缩解压缩工具
winrar
下载工具
迅雷 BitComet emule zcom 风行
制图设计软件
Adobe Photoshop 签名制作
办公软件
Office 2003 WPS Office
媒体播放软件
realplayer windows meida player 暴风影音 UUsee 千千静听
刻录工具+虚拟光驱+光盘制作工具软件
nero UltraISO DAEMON Tools
阅读工具+浏览工具
Adobe Acrobat Foxit Reader 超星图书浏览器 在线杂志浏览 ACDSee
聊天软件+聊天辅助工具
qq msn skype
----
享受google博客服务，利用google博客赚钱
或许国内用户等多的使用baidu，但是我却是个google的铁杆，一直以来都使用google的搜索引擎，后来用其电子邮箱gmail，现在的浏览器的工具栏也是用google的。现在开始用其博客系统。google有很多实用的功能，尤其对建站的人来说，很方便实用。比如其站长工具箱webmaster tools，网站统计google analytics，等等。最近在使用博客系统时也觉得，其博客系统也是很先进的，整个页面可以自己自由设置，页面布局，页面元素，字体和颜色，修改html，模板等都可以修改，而且帖子中可以发布上传图片和视频，这在其他博客中是没有的功能。其附带的小工具也很丰富，比如添加视频栏，添加广告goole adsense，等。更多的功能还要慢慢发掘呢！
新奇特资料软件杀毒软件授权文件推荐
《王牌阿里旺旺群发王V5.0》增强版
卡巴斯基互联网安全套装2009激活码,卡巴斯基8.0激活码key，授权文件
到期时间
2009-07-14
2009-07-01
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2011-06-13
卡巴斯基反病毒软件kav7.0激活码，授权文件，key
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以下文件通过foxmail.com邮箱的中转站发给您。 保存时间有限制，请及时提取。
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上传资料不容易，保存资料更不容易！
找不到合适的网络硬盘，现在只好把资料放在foxmail邮箱中转站中了，虽然只有7天的保存期，但是其容量（4g），单个文件限制比较松（单个文件限制1g）和上传下载的速度都不错，只好勉强使用了，大不了麻烦点经常去续期！
西门子plc 自动化多媒体教程教学及资料视频教程 4dvd 已经上传了一部分视频
09年4月1日：我现在上传了西门子视频教程免费下载，西门子plc触摸屏编程软件免费下载，包括：
西门子s7-200系列plc视频教程免费下载
西门子logo系列plc视频教程免费下载
西门子s7-300系列plc视频教程免费下载
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西门子WinCC_flexible视频教程免费下载
西门子s7-300编程软件免费下载
西门子s7-300编程软件免费下载西门子logo编程软件免费下载
西门子winncc软件Wincc6_demo免费下载
西门子触摸屏hmi软件wincc_flixible 免费下载
西门子s7-300编程软件SIMATIC_S7_STEP7_V54_SP1 免费下载
西门子s7-200编程软件MicroWin4_0_sp4&S7-200 PC Access 免费下载
西门子编程软件LOGO! Soft Comfort V5.0 免费下载
日本白光HAKKO V-SFT编程软件免费下载
西门子s7-200系列plc，logo系列plc，s7-300系列plc，wincc，t-cpu视频教程打包免费下载
西门子WinCC_flexible视频教程免费下载
另外还有
西门子S7-200/300/400系列plc解密软件免费下载，
三菱plc解密软件FX_PLC_CRACK.exe免费下载，
三菱触摸屏解密软件F930～f940免费下载，
欧姆龙plc解密软件免费下载，
台达plc解密软件免费下载，
松下plc解密软件免费下载，
永宏plc解密软件免费下载。
这都是些小文件，管理不方便，故放在网络硬盘上了.
要得到我的资料，必须得通过如下步骤：
1：小文件请到网络硬盘直接下载，大文件通过foxmail的文件中转站传输。
网络硬盘需要注册，注册地址：ziddu.com 。大家注册后，随便上传一个小文件，才能生效，然后加我为好友，这样才能看到我上传的资料。我的邮件是 mrj211@gmail.com
2：免费注册foxmail邮箱，(因为通过foxmail邮箱接收文件不受限制，直接给下载连接会有下载次数的限制），地址mail.foxmail.com，注册好了之后给我发邮件，mrj211@gmail.com，说明你要的东西，我给你下载连接。
西门子plc 自动化多媒体教程教学及资料视频教程 4dvd 介绍
西门子技术资料库 4DVD
DVD1STEP BY STEP 多媒体学习光盘(LOGO S7-200 STEP7 T-CPU WINCC WINCC FIEXIBLE PCS7)
DVD2学习软件(HMI LOGO S7-200 STEP7 WINCC )
DVD3)中英文手册(中文手册 英文手册 行业应用 产品应用 )
DVD4)T-CPU(TECHNOLGY CPU31X-2DP)(T-CPU文档 相关胶片 多媒体学习 学习软件 应用实例)SIMATIC SAFETY LNTGRATED(SIMATIC SAFETY文档 使用入门 试用软件
应用实例简介：西门子自动化产品多媒体教学课件，包含视频，FLash动画教学，有声讲解。内容包括LOGO, S7-200, S7-300,STEP-7,WINCC, WINCC Flexible基本知识，使用指南，操作技巧，Step-by-Step, 一步步教会你使用。
全部下载完后用winrar解压缩即可。大文件分割软件-如何用winrar进行大文件分割
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西门子wincc-flexible视频教程
T-CPU视频教程
西门子s7-200/logo选型使用手册新版
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电子杂志软件
fx-1rm-e-set中文手册
FX系列特殊功能模块用户手册FX_mokuai.pdf(26.89M) [下载]
FX通讯用户手册
FX3U编程手册(基本)应用指令说明书
FX3UC使用手册（硬件篇）
FX2N-16CCL-M和FX2N-32CCL CC-Link主站模块和接口模块用户手册.pdf
FX-20P-E手持编程器操作手册
CC-Link数字模拟变换模块
三菱plc学习软件FX-TRN-BEG-CL-fel ,全部现在完后，请用winrar合并解压，教程
三菱plc学习软件FX-TRN-BEG-CL-fel part1 part2 part3 part4 part5
三菱触摸屏编辑软件GT-Designer5.0 part1 part2 part3 part4 part5 part6 part7 part8
三菱PLC全系列编程软件（中文） part1 part2
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FX-TRN-BEG-CL.rar(31.44M) [下载]
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三菱FX1S1N2N2NC编程手册.
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如何加快HTTP上传速度
使用HTTP协议上传比较大的文件档案，比如通过Web方式在邮箱里发送包含较大附件的邮件，附件上传的时间往往会拖很久。微软表示这与带宽无关，而是因为系统Winsock默认的传送缓冲区太小了（只有8KB）。只要修改一下缓冲区大小，HTTP龟速上传的情况就可以大大改观。修改的方法很简单，打开注册表后（别说你不会）在【开始】→【运行】的地方輸入"regedit"，定位分支［HKEY_CURRENT_USER\Software\Microsoft\Windows\CurrentVersion\Internet Settings］，然后在右侧窗口里的空白处，右键单击，新建一名为 "SocketSendBufferLength"的DWORD值，然后“数值数据”输入“4000”（十六进制，即16KB），点击确认保存修改。最后重启电脑即可将Winsock默认的传送缓冲区设置为16KB。
免费大文件存储空间 大容量网络硬盘 亲身评测
之所以要寻找一个无限量的免费的大文件存储空间和网络硬盘，是因为精力有限历来喜欢收集一些学习资料，现在精力有限的博客已经有各种学习资料，视频教程，软件等几百g，很多都是花钱买的，包括电工资料，电子电气类资料，西门子自动化资料4dvd，西门子s7-200、300、400、logo-plc，hmi、wincc手册，资料，视频教程，软件，三菱全系列plc的手册，资料及软件，欧姆龙，ab，等其他工控资料免费下载，健美教程，健身视频教程，瑜伽视频教程，街舞视频教程，plc解密软件，电脑教程，电脑软件，黑客教程等。很多资料都是很难下载到的。在和网友交流的过程中，很多人都有要资料的请求，怎奈文件都很大，没法传输，所以急需一个免费的无限空间的网络硬盘和大文件存储空间来进行中转。
我的电脑配置：闪龙2500+，512m内存，280g硬盘；青岛网通1m宽带adsl；路由
对几十个所谓的大文件存储空间进行试用感受
1：http://www.mediafire.com/，不限存储空间，不限存储时间，不限下载流量，web上传，单个文件限制100m。 本人试用感受很不错，我这个很早之前就用过，里面的资料放了1年多，还保存完好。上传速度也可以，50多m的文件用不了半小时。我在单个上传的时候从没出现问题，一直很顺利。其支持批量上传，一次可以上传10个文件，如果是大文件，建议一个一个传，批量传大文件有时候传不上去。下载速度也可以，就是不提供直接下载连接，可以下载我的一个文件感觉一下。http://www.mediafire.com/?2jumryrrck4
对几十个所谓的大文件存储空间进行试用感受
1：http://www.mediafire.com/，不限存储空间，不限存储时间，不限下载流量，web上传，单个文件限制100m。 本人试用感受很不错，我这个很早之前就用过，里面的资料放了1年多，还保存完好。上传速度也可以，50多m的文件用不了半小时。我在单个上传的时候从没出现问题，一直很顺利。其支持批量上传，一次可以上传10个文件，如果是大文件，建议一个一个传，批量传大文件有时候传不上去。下载速度也可以，就是不提供直接下载连接，可以下载我的一个文件感觉一下。http://www.mediafire.com/?2jumryrrck4
2：http://www.flyupload.com/。无限存储空间，单个文件限制2g（挺不错）。上传速度可以。不用注册即可上传，但是不注册不便于管理文件，而注册要收费（fuc收费）。而且通过仔细研究它的注意事项，发现其有权对用户的文件做出任何处理，包括删除。不厚道
3：http://www.mybloop.com/。说是单个文件1g，无限空间。但是本人注册的时候注册不了，看提示发现，不对中国用户开放，那我只能fuc u。
4：http;//www,ziddu.com/。无限空间，单个文件限制100m，上传的文件没人下载可以免费保存90天。这个最大的优势，还是能赚钱。只要为其介绍一位用户就能得到0.1美元，你的文件被人下载一次就能得到0.001美元。其缺点是上传不太好，我这里一般上传小文件没有问题，上午8点以前上传也挺好，8点以后，有时候传输大文件会传不上去。
其中文版http;//cn,ziddu.com，其他的和英文版的一样，只是赚钱的单位变成了港币，而不是美元了。
国内的就不好说了，普遍存在单个文件小，存储空间小的问题。但是仍然有做的相对不错的，比如腾讯的文件中转站。单个文件限制100m，也不错，空间也有4g以上，对某些人适用，但是对我不适用，还是太小，存放时间短，才一星期，要不停的上线续期才可以，但是它有个非常实用的功能，就是可以续传！
163网盘，给免费用户提供800mb空间，单个文件上限200mb，文件存储时间不限，速度很快。
mofile，上传速度快，可发送任意大小文件。功能丰富，中继站空间较大。但是其提供的空间实在有限。而且使用很繁琐。下载也很麻烦。
其他乱七八糟的网络硬盘是多如牛毛，真没几个让我满意的。
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163网盘，给免费用户提供800mb空间，单个文件上限200mb，文件存储时间不限，速度很快。
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大文件分割软件-如何用winrar进行大文件分割
压缩软件winrar不但拥有简单的压缩解压缩的功能，还有一项非常实用的功能，就是进行大文件分割。我们经常给网友发送一些大文件，而大部分邮箱都不支持大文件传输，而很多网络硬盘（最实用的网络硬盘推荐，支持单个文件200m，无限空间存储）的使用又有很多的限制。而将大文件分割成小文件，再进行发送，不就方便了吗？下面演示一下，如何用winrar进行大文件分割和合并
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1：选择要分割的文件进行压缩
2：选择浏览，选择要将文件解压到的地方
3：选择正确的文件分割大小，即要将文件分割成多大，注意，大小的单位是byte，1k=1024byte
4：解压后的文件是若干个小文件。如果要合并，将所有的小文件放到同一个文件夹下，右键点击任一个小文件，解压缩
2008年9月30日星期二
2008年9月29日星期一
2008年9月28日星期日
关于很多网站和论坛禁止发布敏感字眼
这不是一个两个的问题，几乎全部的网站都有这个问题存在。我经常上淘宝网，阿里巴巴等购物网，也经常在社区发些帖子。可恶的是，我辛辛苦苦写了老半天，竟然说我有违规字，发不出去，他奶奶的，简直是神经病。我后来查了一下，淘宝上的违规字，有的也太夸张了。淘宝现在的手段很霸道。马云看来想搞垄断。
壮 阳
色 戒
性 爱
六 四
三 六五
丫 的
1 1.7
裸 露
苹-果
运-动
明-星
台-湾
女-优
情-色
中-央
ju-部
轮-盘
翡-翠-绿
A-V
事-件
黑-幕
王-志
老 百 姓
零售商
壮 阳
色 戒
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六 四
三 六五
丫 的
1 1.7
裸 露
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卡巴斯基全功能安全软件数据库损坏
今天是08.9.28，我的卡巴斯基全功能安全软件已经有3天没有自动更新了。所以我就手动给升级了一下。结果升级完了之后，我发现卡巴斯基的图标变成灰色的了，自动保护也停止了，不能杀毒了。查看许可，发现提示数据库损坏！从来没见过这个问题。不过奇怪的是，我把卡巴斯基软件关掉，再打开就好了，原因不明。
2008年9月27日星期六
史上最不全的工资条 各地各行各业各公司的收入情况-晒工资
晒工资。突然心血来潮，想了解一下所有人的收入情况，不管你是工人，农民，工程师，教师，老板还是自由职业者，都来说一下，不管是炫耀也好，发泄也好，都可以。呵呵
可以匿名发表。我希望最好把公司的名字，职位名称，工作类型，都写清楚。我也想为那些找工作的人和招聘人员提供一个参考，不管是求职还是招聘，心里都能有个底！
先说我自己，我在黄岛一家日资企业，三美电机有限公司打工，修设备的，双休，加班有加班费，一个月2000左右，有保险和公积金400左右。
希望大家都把公司名字写清楚，反正匿名嘛
可以匿名发表。我希望最好把公司的名字，职位名称，工作类型，都写清楚。我也想为那些找工作的人和招聘人员提供一个参考，不管是求职还是招聘，心里都能有个底！
先说我自己，我在黄岛一家日资企业，三美电机有限公司打工，修设备的，双休，加班有加班费，一个月2000左右，有保险和公积金400左右。
希望大家都把公司名字写清楚，反正匿名嘛
2008年7月25日星期五
我的资料库
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电脑资料
《微机原理、汇编语言与接口技术》电子教案 －ppt文档
vmware初级教程，vmware中级教程，vmware高级技巧
[电脑爱好者杂志.2006年度].部分杂志 －.pdf文件
dos的系统讲解－视频
[电脑爱好者2007上半年合订本].CF_HDB_A.iso
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电脑报2006合订本DVD之06中国计算机年鉴.bin
2006电脑硬装备.iso
MS-DOS6_2批处理文件高级指南.pdf
TCP.IP路由技术卷一中文版.pdf
超级注册表实用大全.ISO
大力水手硬盘维修维护工具光盘V1.1.iso
电脑精品视频教程－电脑装机全过程.rar
电脑书籍打包下载.(35册).rar
启动光盘制作完全手册.rar
大名电脑书库电子书光盘1－17.ISO
奇技赢巧.nrg
黑客基地汇编特训班.iso－视频
黑客基地VIP会员培训1-50.iso－视频
黑客基地VIP会员培训51-85.iso－视频
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黑客基地php特训班.iso－视频
黑客基地c语言特训班.iso－视频
黑客防线脚本黑客特训班.iso－视频
[精通脚本黑客(NoHack)].CD.ISO
[加密与解密工具新年大礼包2007].Crack_New_Year_Presents_2007.iso
[黑客手册(NoHack)].CD200701－200706.ISO
[Swift.3D.视频教程（CG）].Vtc.Swift.3D.v4Rar
[SWiSHmax中文版视频教程].SWiSHmax_06.[VeryCD.com]
[边学边用视屏教学].[Access.2000.中文版].[共18讲]－视频
250000个网站编辑素材库
Focus.50万影像图库
照相馆的故事－photoshop视频教程
[Dreamweaver.8+ASP构造动态网站实例与操作].HOPE.iso
[Photoshop.CS3.精华教程].Total.Training.Adobe.Photoshop.CS3.Essentials.Disc2.Repack-Hell.iso－英文视频
[PS相片处理教程].WatchandlearnPhotoShop.Photoshop.CS2.-.Designing.With.Photos.iso－英文视频
[标识设计].TLF-SOFT-LOGO.DESIGN.STUDIO.PRO.v3.0.0-ARNiSO.bin
[矢量图库王].061-070.rar
[网站制作资源系列]素材辞典D6_Code365.Net.iso
FlashMX.2004.教程.吕聪贤主讲.rar
Photoshop.CS2金鹰Flash视频教程200讲完美版.rar
城市1.ISO－城市图片
动画制作技术.iso
高效架设RedHatLinux服务器－视频
高效架设局域网与应用服务器－视频
高效架设网络影视服务器－视频
[CBT.Nuggets思科CCNA视频教学].CBT.Nuggets.Cisco.CCNA.DVD.iso
[SOLGG资源站提供][上海交大][上海交大][组网技术最新版].rar
4天成就网管大师个人网管安全手册.ISO
Java开发全面通（教程，实例，资源）.iso
美河提供.JSP网站开发.四酷全书.pdf
巧学巧用Dreamweaver8制作网页.rar
网络数据库01.rm
新编SQL.Server.2000图解教程.rar
浙江大学耿建玲《SQL.Server.2000数据库系统管理与维护》教学视频.rar
操作系统基础课程
美河发布Windows安全原理与技术
[BIOS设置与升级必杀秘籍].bios.iso
[DOS杀毒光盘].DOSAV5.iso
黑客防线2006年10期随书光盘.iso
主板维修资料.ISO
星星雨电脑维护启动光盘v2.0(第二版).iso
系统维护盘.iso
深山红叶系统盘
番茄花园windowsxpsp2系统安装盘
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健身资料
印度纯粹瑜伽-莫汉
张惠兰瑜伽
周景丽纤体塑身瑜伽
普拉提瑜伽-初级中级高级
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彼拉提斯 瑜伽
清新瑜伽（Fitness杂志）
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跆搏健身操
健身健美系列有氧健身操
凯西史密斯美体健身教室系列
1.美腹消脂塑身操 (32分钟)
2.新瑜伽挑战篇 (68分钟)
3.松弛筋骨健身操 (39分钟)
4.拉丁舞曲健身操 (49分钟)
5.功能性健身操--瘦臀纤腿美体操简介 (4分钟)
6.功能性健身操--瘦臀纤腿美体操1 (32分钟)
7.功能性健身操--瘦臀纤腿美体操2 (40分钟)
8.快速燃脂健身操简介 (6分钟)
9.快速燃脂健身操 (53分钟)
10.有氧拳击健身操简介及基本动作 (9分钟)
11.有氧拳击健身操 (45分钟)
12.有氧拳击健身操--有氧缓和运动 (12分钟)
13.拳击踢腿健身操简介及基本动作 (5分钟)
14.拳击踢腿健身操 (53分钟)
女人我最大-瑜珈_懶人瘦身法
街舞教学
7分钟收腹操
breaking霹雳舞
学跳肚皮舞
格斗体能训练：倒立蕴藏的力量
parapara.paradise系列健身教学带
如何在家进行体能修练
[泰拳]攻擊與組合招式
健身训练方法
街头表演-欧美街
[教學][健身][減肥][有氧]潘若迪-Funky Dance
[健美 健身 影视] 肌肉训练教程
完全健身
亚历山大健身技术
超级美腹性感瘦身舞
[赤手斗士]
格雷西柔术权威教程：初级篇
[截拳道街头格斗完全剖析]
[如何在一瞬间攻击对手11次以上]
[世界电影格斗功夫精粹]
Pride.FC.KO.Special.2005
[FUREY实用格斗体能：颠覆性的徒手训练法]
[Matt.Furey.格斗柔韧训练]
[折颈技术教学]
Kitty有氧搏击健身操(高消耗量）
街舞--魔鬼身材MM教你-.asf
动感街舞
跆拳道
[TWS出品的滑板教学片]
卡特健美训练
太极汇宗-1
营养配餐，健康饮食
[幼儿舞蹈基础训练]
paula.abdul自由瘦身舞
芭蕾形体操
歌舞健身操
无极健身球健身操
施瓦辛格健身视频
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电气资料
三菱plc，触摸屏，特殊模块应用手册
三菱plc，触摸屏编程软件
西门子s7-logo,s7-200/300/400全系列学习资料，教程，视频
欧姆龙plc资料及软件
基恩士plc资料
白光触摸屏编程软件
autoCAD学习资料视频
电子-电子科技大学通信原理19讲
日立 H8 3048系列单片机应用技术
三菱，欧姆龙，台达，西门子解密软件
（第四届全国大学生电子设计竞赛获奖作品选编）
（开关电源设计）
（全国大学生电子竞赛题目）
51单片机控制硬盘资料及电路
arm嵌入式处理器结构与应用基础
ATX开关稳压电源与CRT显示器电路图集
avr高速嵌入式单片机原理与应用
CMOS4000系列60钟常用集成电路的应用
cpld_fpga的开发与应用
dsp基础与应用系统设计
pic单片机轻松入门
常用电子电器电路600例
传感器应用电路详解
国外音响集成电路集锦
40系列芯片
74系列电路
mp3电路集锦
MP3方案-STMP3410
mp3芯片资料说明书
usb芯片资料
stmp3410设计方案（portel）
自制MP3播放器---[经典设计制作资料]
mp3维修手册
mp3程序研究
蓝牙硬盘mp3硬件设计方案资料
MP3开发板操作说明
官方站mp3资料（小板）
常用运放IC
电源芯片
发烧运放IC
华为技术培训资料
晶体管参数资料
液晶资料
音响芯片
电工实用技术丛书
新型万用表的使用技巧
电工电气
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其他
维修系列课程(轿车驾驶与维护)
超级全脑速读训练教程
超 右脑 波动 速读 法
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《微机原理、汇编语言与接口技术》电子教案 －ppt文档
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10.有氧拳击健身操简介及基本动作 (9分钟)
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12.有氧拳击健身操--有氧缓和运动 (12分钟)
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超 右脑 波动 速读 法
2008年7月24日星期四
硬盘 FAT 文件系统原理的详细分析
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。 这里找 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 。
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。
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 zymail@vip.sina.com
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” 。
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 。
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。
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 4.3.12 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
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
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 ?D?D 〉 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 ?D?D 〉 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 ?D?D 〉 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 ?D?D 〉 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 ：
对表 11 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 4.3.13 标出了 FAT32 分区的基本构成。
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 ：
FAT32 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 ： 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 ：
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 。
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。
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。 这里找 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 。
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。
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 zymail@vip.sina.com
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” 。
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 。
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。
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 4.3.12 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
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
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 ?D?D 〉 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 ?D?D 〉 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 ?D?D 〉 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 ?D?D 〉 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 ：
对表 11 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 4.3.13 标出了 FAT32 分区的基本构成。
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 ：
FAT32 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 ： 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 ：
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 。
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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