把书一本本整齐的堆放在房子里买个柜子, 把书本分类放到柜子里买几个柜子堆书, 再做一个图书馆那样的索引卡, 放在房间里, 如果你需要哪方面的书, 可以先通过索引卡确定书大概放在哪个位置硬盘, 好比就是这个堆书的房间文件系统, 就是你管理这些书的方式下面解释一下一些概念 : block( 块

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俗砚胡
5 years ago
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1 EXT2 文件文件定位过程模拟实验 ( 无理论版 ) 版权 : GNU 作者信息 : Alin Fang(Fang Yunlin) MSN: cst05001@hotmail.com G Talk: cst05001@gmail.com blog: 修改日期 : 6 Aug, 2008 实验的目的 : 做这次笔记的目的 1. 是为了防忘 2. 是为了和大家分享理论 : 硬盘就像一个大房间数据就像是一坨书怎样把这些书摆放到房间里面, 是你的自由但是当你要找你要的书, 要找多久, 你后果自负 ( ) 你要用多少时间找到你要的书, 很大因素上取决于你摆放书的方法吧至少多数人应该是这么认为的比如, 我可以有这么几种摆书的方法 :

2 把书一本本整齐的堆放在房子里买个柜子, 把书本分类放到柜子里买几个柜子堆书, 再做一个图书馆那样的索引卡, 放在房间里, 如果你需要哪方面的书, 可以先通过索引卡确定书大概放在哪个位置硬盘, 好比就是这个堆书的房间文件系统, 就是你管理这些书的方式下面解释一下一些概念 : block( 块 ): ext2 文件系统数据区域存储数据的最小单位在创建文件系统时指定我这里一个 block 有 1024byte inode: 每个 inode 有 0x80 个 byte 里面记录的信息包括 : 文件在分区里面的位置 ( 以 block 为单位 ) 记录这个位置在 inode 的第 41-44byte Inode 结构图图下 :

3 此图引用自 : ext2.htm directory( 目录 ): 目录是一种特殊的文件, 里面记录了该目录下的文件的 inode 类型文件名长度文件名普通文件记录的是普通数据一些定义 : 分区的最顶级目录的 inode 号是 2 0x80 (16) == 128 (10) 0x400 (16) == 1024 (10) 0x800 (16) == 2048 (10)

4 Group Descriptors: 组描述符具体内容见下表 : Block number of block bitmap Block number of inode bitmap Block number of first inode table block Number of free blocks in the group Number of free inodes in the group Number of directories in the group Alignment to word Nulls to pad out 24 bytes

5 注 : 这个表格抄袭自 quner 的实验笔记 Group Descriptors 的第 9 12 个字节记录了第一个 inode 表的在文件系统上的绝对位置 ( 以 block 为单位 ) 文件定位流程 :

6 找到 Group Descriptors, 获取 inode table 的位置 => 找到 inode table 位置, 确定最顶级目录 inode, 确定该目录数据区的位置 => 找到顶级目录, 确定要定位的的

7 实验步骤 : 虚拟出一个文件系统 : root@alin:/root# dd if=/dev/zero of=disk.img bs=1m count=1 1+0 records in 1+0 records out bytes (1.0 MB) copied, s, 327 MB/s root@alin:/root# mkfs.ext2 disk.img mke2fs (13 Mar 2008) disk.img is not a block special device. Proceed anyway? (y,n) y Filesystem label= OS type: Linux Block size=1024 (log=0) Fragment size=1024 (log=0) 128 inodes, 1024 blocks 51 blocks (4.98%) reserved for the super user First data block=1 Maximum filesystem blocks= block group 8192 blocks per group, 8192 fragments per group 128 inodes per group Writing inode tables: done Writing superblocks and filesystem accounting information: done This filesystem will be automatically checked every 24 mounts or 180 days, whichever comes first. Use tune2fs c or i to override. root@alin:/root# mkdir mnt root@alin:/root# mount o loop disk.img mnt/ root@alin:/root# mkdir mnt/dir1/ root@alin:/root# echo FangYunlin > mnt/dir1/name

8 echo > mnt/phone umount mnt/ 让我们看下这个文件系统的一些属性 : root@alin:/root# tune2fs l disk.img tune2fs (13 Mar 2008) Filesystem volume name: <none> Last mounted on: <not available> Filesystem UUID: f fe ae637a1bc057 Filesystem magic number: 0xEF53 Filesystem revision #: 1 (dynamic) Filesystem features: ext_attr resize_inode dir_index filetype sparse_super Filesystem flags: signed_directory_hash Default mount options: (none) Filesystem state: clean Errors behavior: Continue Filesystem OS type: Linux Inode count: 128 Block count: 1024 Reserved block count: 51 Free blocks: 983 Free inodes: 114 First block: 1 Block size: 1024 Fragment size: 1024 Reserved GDT blocks: 3 Blocks per group: 8192 Fragments per group: 8192 Inodes per group: 128 Inode blocks per group: 16 Filesystem created: Sat Sep 6 14:18: Last mount time: Sat Sep 6 14:19:

9 Last write time: Sat Sep 6 14:20: Mount count: 1 Maximum mount count: 24 Last checked: Sat Sep 6 14:18: Check interval: (6 months) Next check after: Thu Mar 5 14:18: Reserved blocks uid: 0 (user root) Reserved blocks gid: 0 (group root) First inode: 11 Inode size: 128 Default directory hash: tea Directory Hash Seed: 8847abf9 9ae7 4eeb bfb9 92df433c42a7 root@alin:/root# root@alin:/root# 我们发现这个 ext2 文件系统的 Block size 是 1024 (10) byte 即 0x400 (16) 重新梳理一下 : 一个 inode 大小是 0x80 一个 block size 大小是 0x400 OK, 那么开始模拟文件定位我们用 16 进制编辑器打开我们做出来的带有 ext2 文件系统的镜像这里推荐三个 16 进制编辑器 : khexedit ghex hexdump 我自己使用 khexedit

10 khexedit disk.img & [1] 我们跳到 0x800 位置, 即 Group descriptor 的位置其中第 9-12byte 记录了第一个 inode table 的位置我这里是 0x08 所以第一个 inode 的位置在第 0x8 个 block 的位置 0x08 X 0x400 = 0x2000 那么我们追踪到 inode table 的位置 0x2000: 我们已经知道 : 一个文件系统的顶级目录的 inode 号是 2 一个 inode 的大小是 0x80byte

所以可以知道 0x2080 到 0x20df 就是顶级目录 inode 的首块数据块指针存放于 41-44 的位置从上图可以看出,

block 的大小是 0x400byte 所以 0x18 X 0x400 = 0x6000 下图是 0x6000 处的数据 :

11 所以可以知道 0x2080 到 0x20df 就是顶级目录 inode 的首块数据块指针存放于的位置从上图可以看出, 这个分区的数据 ( 顶级目录 ) 存在于第 0x18 个 block OK, 我们去 0x18 个 block 看看重新提醒下, 这里一个 block 的大小是 0x400byte 所以 0x18 X 0x400 = 0x6000 下图是 0x6000 处的数据 : 看到了点什么似曾相识的东西了吧? 没错! 我们说过, 目录也是一种文件这个目录文件里面都存储了什么数据? 我们可以看到文件以及下一级的文件夹! 目录下存放的文件的数据结构是这样的 :

12 注 : 此图引用自 ext2.htm ( 插一句 : 知道为什么 ext2/3 文件系统的文件名长度不能超过 256 个字符了吧? 因为文件结构里面只能用 8bit 的数字来描述文件名长度, 2 8 = 256) 那么我们打算定位 mydir 这个文件夹, 查看里面的内容 OK, 根据这个表格, 我们可以知道在文件名前面前 8bit 到前 5bit 记录了当前目录下该文件 / 文件夹的 inode 偏移量! 偏移量是指什么呢? 就是指相对于 inode table 起始位置 ( 这里是 0x2000) 的相对偏移量另外, 偏移量是以一个 inode(0x80bit) 为单位的这里获得 mydir 文件夹的 inode 的偏移量是 0x0c 所以 mydir 在分区中的绝对位置是 : 0x x80 X (0x0c 0x01) = 0x2580 之所以减去 0x01, 是因为 inode 是从 0x00 开始计数, 而不是 0x01 那么我们去 0x2580 看看这里是什么东西 : 刚才我们说过了 inode 的结构一个 inode 的数据块是在第 40-44byte 的位置这里是多少? 0x26!

根据之前图示可以知道, 一个目录文件里面的文件的 inode 是在文件名前 0x8 开始 4byte 的这里可以得出 name 的 inode 在 inode table 的偏移量是

13 那么我们去找 mydir 这个 inode 的数据 0x26 X 0x400 = 0x9800 是不是看到了我们刚才在 mydir 目录下添加的东西了? 哈哈 OK, 我们再去定位一下 name 这个文件, 查看下 name 里面的内容! 根据之前图示可以知道, 一个目录文件里面的文件的 inode 是在文件名前 0x8 开始 4byte 的这里可以得出 name 的 inode 在 inode table 的偏移量是 0x0d OK, 我们去看 name 文件的 inode! 0x x80 X (0x0d 0x01) = 0x2600 根据 inode 结构, 我们从 name 这个文件的 inode 得知 name 这个文件的数据块是在第 0x27 块我们到这里去看看! 0x400 X 0x27 = 0x9c00

14 哈哈! 看到什么了? 这个不是我们刚才创建的 name 文本文件的内容吗?! 原来 linux 就是这样找到我们看到的文件的啊! 后话 : 这个实验笔记没有很多的理论没有理论支撑的技术是脆弱的从这个角度讲, 这个实验笔记没有多少技术含量和营养希望如果有哥们看了这篇笔记, 如果能引起深入学习 linux 的兴趣, 那就很好了如果想深入研究, 可以参考这个页面 : ext2.htm 另外总觉得我的帖子在 CU 总是没人识货这真的只是后话鸣谢 : wudx 同鞋,quner 同鞋

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09 Linux Linux Linux Linux 009.indd 1 2009/9/4 下午 12:11:10 Linux 指令範例速查手冊 9.1 badblocks badblocks [ ][ ] badblocks -b < > -c < > -i < > -o < > mke2fs -p -t < > -n -s -v -w 0 badblocks -o 9-2 009.indd 2