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");//当前目录文件名为root road=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为当前目录文件i结点号 cout<<"请登陆系统\n"; while(!login())//登陆为止 cout<<"wrong!!!\n"; cout<<"loginsuccess"<<endl; cout<<"******Welcome"<<auser<<"******"; readsuper(); getcommand();//命令解析函数 writesuper(); return0; }

blockinodesuperblock.h

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;//当前可用 superblock.fistack=-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=superblock.fistack; } else//放在第一个大于它的结点号前面 { superblock.fistack=index; break; } } superblock.fiptr++; } //---------------------- /*成组链接法*/ intballoc()//申请一个盘块返回盘块号否则返回-1 { inttemp=superblock.fbstack; 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=-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=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=-1; superblock.fbptr--; returntemp; } } //----------------------

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

基于FAT32的Win 2000可以支持分区最大为32GB；而基于 FAT16的Win 2000支持的分区最大为4GB。

由于采用了更小的簇，FAT32文件系统可以更有效率地保存信息。如两个分区大小都为2GB，一个分区采用了FAT16文件系统，另一个分区采用了FAT32文件系统。采用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%。

FAT32文件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可以支持的MBR分区（如果采用动态磁盘则称为卷）最大可以达到2TB，GPT分区则无限制。而Win 2000中的FAT32支持单个文件的大小最大为2GB。

NTFS是一个可恢复的文件系统。在NTFS分区上用户很少需要运行磁盘修复程序。NTFS通过使用标准的事物处理日志和恢复技术来保证分区的一致性。发生系统失败事件时，NTFS使用日志文件和检查点信息自动恢复文件系统的一致性。

NTFS支持对分区、文件夹和文件的压缩。任何基于Windows的应用程序对NTFS分区上的压缩文件进行读写时不需要事先由其他程序进行解压缩，当对文件进行读取时，文件将自动进行解压缩；文件关闭或保存时会自动对文件进行压缩。

NTFS采用了更小的簇，可以更有效率地管理磁盘空间。在Win 2000的FAT32文件系统的情况下，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文件系统，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更有效地管理磁盘空间，最大限度地避免了磁盘空间的浪费。

在NTFS分区上，可以为共享资源、文件夹以及文件设置访问许可权限。许可的设置包括两方面的内容：一是允许哪些组或用户对文件夹、文件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么级别的访问。访问许可权限的设置不但适用于本地计算机的用户，同样也应用于通过网络的共享文件夹对文件进行访问的网络用户。与FAT32文件系统下对文件夹或文件进行访问相比，安全性要高得多。另外，在采用NTFS格式的Win 2000中，应用审核策略可以对文件夹、文件以及活动目录对象进行审核，审核结果记录在安全日志中，通过安全日志就可以查看哪些组或用户对文件夹、文件或活动目录对象进行了什么级别的操作，从而发现系统可能面临的非法访问，通过采取相应的措施，将这种安全隐患减到最低。这些在FAT32文件系统下，是不能实现的。

在Win 2000的NTFS文件系统下可以进行磁盘配额管理。磁盘配额就是管理员可以为用户所能使用的磁盘空间进行配额限制，每一用户只能使用最大配额范围内的磁盘空间。设置磁盘配额后，可以对每一个用户的磁盘使用情况进行跟踪和控制，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，从而采取相应的措施。磁盘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，避免由于磁盘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。

NTFS使用一个“变更”日志来跟踪记录文件所发生的变更。

与 Ext3 兼容。执行若干条命令，就能从 Ext3 在线迁移到Ext4，而无须重新格式化磁盘或重新安装系统。原有 Ext3数据结构照样保留，Ext4作用于新数据，当然，整个文件系统因此也就获得了 Ext4 所支持的更大容量。

更大的文件系统和更大的文件。较之 Ext3 目前所支持的最大 16TB 文件系统和最大 2TB 文件，Ext4分别支持 1EB（1,048,576TB， 1EB=1024PB， 1PB=1024TB）的文件系统，以及 16TB 的文件。

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。

Extents。Ext3 采用间接块映射，当操作大文件时，效率极其低下。比如一个 100MB 大小的文件，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引入了现代文件系统中流行的 extents 概念，每个 extent 为一组连续的数据块，上述文件则表示为“该文件数据保存在接下来的 25,600 个数据块中”，提高了不少效率。

多块分配。当写入数据到 Ext3 文件系统中时，Ext3 的数据块分配器每次只能分配一个 4KB 的块，写一个 100MB 文件就要调用 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。

延迟分配。Ext3 的数据块分配策略是尽快分配，而Ext4和其它现代文件操作系统的策略是尽可能地延迟分配，直到文件在 cache 中写完才开始分配数据块并写入磁盘，这样就能优化整个文件的数据块分配，与前两种特性搭配起来可以显著提升性能。

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 文件系统就可以跳过它们而只去检查那些在用的 inode 了。

日志校验。日志是最常用的部分，也极易导致磁盘硬件故障，而从损坏的日志中恢复数据会导致更多的数据损坏。Ext4的日志校验功能可以很方便地判断日志数据是否损坏，而且它将 Ext3 的两阶段日志机制合并成一个阶段，在增加安全性的同时提高了性能。

“无日志”（No Journaling）模式。日志总归有一些开销，Ext4允许关闭日志，以便某些有特殊需求的用户可以借此提升性能。

在线碎片整理。尽管延迟分配、多块分配和 extents 能有效减少文件系统碎片，但碎片还是不可避免会产生。Ext4支持在线碎片整理，并将提供 e4defrag 工具进行个别文件或整个文件系统的碎片整理。

inode 相关特性。Ext4支持更大的 inode，较之 Ext3 默认的 inode 大小 128 字节，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 字节。Ext4还支持快速扩展属性（fast extended attributes）和 inode 保留（inodes reservation）。

持久预分配（Persistent preallocation）。P2P 软件为了保证下载文件有足够的空间存放，常常会预先创建一个与所下载文件大小相同的空文件，以免未来的数小时或数天之内磁盘空间不足导致下载失败。Ext4在文件系统层面实现了持久预分配并提供相应的 API（libc 中的 posix_fallocate（）），比应用软件自己实现更有效率。

默认启用 barrier。磁盘上配有内部缓存，以便重新调整批量数据的写操作顺序，优化写入性能，因此文件系统必须在日志数据写入磁盘之后才能写 commit 记录，若 commit 记录写入在先，而日志有可能损坏，那么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盘，才能写 barrier 之后的数据。（可通过 "mount -o barrier=0" 命令禁用该特性。）

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）文件。

逻辑块2包含主目录块（Master Directory Block，简称MDB）。

逻辑块3是卷位图（Volume Bitmap）的启动块，它追踪分配块使用状态。

总目录文件（Catalog File）是一个包含所有文件的记录和储存在卷中目录的B*-tree。

扩展溢出文件（Extent Overflow File）是当最初总目录文件中三个扩展占用后，另外一个包含额外扩展记录的分配块对应信息的B*-tree。