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  • 接下来我们还需要了解下具体如何恢复文件误删除的文件,具体请看正文了解。 工具/软件:星空数据恢复软件 步骤1:先百度搜索并下载软件运行后,直接双击需要恢复的分区,然后解压再右击软件图标选择《以管理员身份...
    文件误删除是很常见的数据恢复故障。在文件误删除后如何恢复数据就显的尤为重要了,首先我们需要明白,在文件误删除后不能往要恢复的误删文件所在的分区,存入任何新的文件,否则数据覆盖了就无力回天了。接下来我们还需要了解下具体如何恢复文件误删除的文件,具体请看正文了解。

    win10笔记本永久删除文件文件怎样恢复
    工具/软件:星空数据恢复软件

    步骤1:先百度搜索并下载软件运行后,直接双击需要恢复的分区,然后解压再右击软件图标选择《以管理员身份运行》软件(如果是xp系统可以直接双击打开软件)
    win10笔记本永久删除文件文件怎样恢复
    步骤2:程序打开后,直接双击需要恢复的分区
    win10笔记本永久删除文件文件怎样恢复
    步骤3:等程序扫描完成,平均需要几分钟时间。
    win10笔记本永久删除文件文件怎样恢复
    步骤4:程序会很快将找到的资料,都在《删除过的文件》和《丢失路径的目录》中
    win10笔记本永久删除文件文件怎样恢复
    步骤5:勾上所有需要恢复的资料,右击选择《复制勾选的文件》,程序会将勾上的文件COPY出来。
    win10笔记本永久删除文件文件怎样恢复
    步骤6:最后一步只需等软件将文件拷贝完毕就可以了 。
    win10笔记本永久删除文件文件怎样恢复
    注意事项1:永久删除文件恢复出来的数据需要暂时保存到其它盘里。

    注意事项2:想要恢复文件强制删除需要注意,一定注意不要往误删文件所在的盘存入新的文件。

    转载于:https://blog.51cto.com/13241615/2130231

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  • 在文件误删后如何恢复数据就显的尤为重要了,首先我们需要明白,在文件误删后不能往要恢复的误删文件所在的分区,存入任何新的文件,否则数据覆盖了就无力回天了。接下来我们还需要了解下具体如何恢复文件误删的文件...

        文件误删是很常见的数据恢复故障。在文件误删后如何恢复数据就显的尤为重要了,首先我们需要明白,在文件误删后不能往要恢复的误删文件所在的分区,存入任何新的文件,否则数据覆盖了就无力回天了。接下来我们还需要了解下具体如何恢复文件误删的文件,具体请看正文了解。

    工具/软件:AuroraDataRecovery

    步骤1:先下载并解压软件打开后,直接双击需要恢复的分区,然后右击软件图标选择《以管理员身份运行》

    步骤2:软件运行后,直接双击需要恢复数据的盘

    步骤3:等待程序扫描完毕,平均需要几分钟时间。

    步骤4:软件会很快将找出的文件,都在《删除过的文件》和《丢失路径的目录》中

    步骤5:将要恢复的文件勾上,然后点右上角的保存,《文件保存》按钮,将勾上的文件COPY出来。

    步骤6:最后一步只需要坐等软件将文件COPY完毕就可以了 。

    注意事项1:文件误删恢复出来的数据需要暂时保存到其它盘里。

    注意事项2:想要恢复删除文件后清空回收站需要注意,一定注意不要往误删文件所在的盘存入新的文件。

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  • 大家知道,在 Windows 系统上,回收站中保存了最近使用资源管理器时删除的文件。即便是对于那些在命令行中删除的文件来说,也有很多工具(例如recover4all,FinalData Recovery)可以把这些已经删除的文件恢复出来。...

    对于很多 Linux 的用户来说,可能有一个问题一直都非常头疼:对于那些不小心删除的数据来说,怎样才能恢复出来呢?大家知道,在 Windows 系统上,回收站中保存了最近使用资源管理器时删除的文件。即便是对于那些在命令行中删除的文件来说,也有很多工具(例如recover4all,FinalData Recovery)可以把这些已经删除的文件恢复出来。在Linux 下这一切是否可能呢?

    实际上,为了方便用户的使用,现在 Linux 上流行的桌面管理工具(例如gnome和KDE)中都已经集成了回收站的功能。其基本思想是在桌面管理工具中捕获对文件的删除操作,将要删除的文件移动到用户根目录下的 .Trash 文件夹中,但却并不真正删除该文件。当然,像在 Windows 上一样,如果用户在删除文件的同时,按下了 Shift 键并确认删除该文件,那么这个文件就不会被移动到 .Trash 文件夹中,也就无从恢复了。此时,习惯了使用 Windows 上各种恢复工具的人就会顿足捶胸,抱怨 Linux 上工具的缺乏了。但是请稍等一下,难道按照这种方式删除的文件就真的无从恢复了么?或者换一个角度来看,使用 rm 命令删除的文件是否还有办法能够恢复出来呢?

    背景知识

    在开始真正进行实践之前,让我们首先来了解一下在 Linux 系统中,文件是如何进行存储和定位的,这对于理解如何恢复文件来说非常重要。我们知道,数据最终以数据块的形式保存在磁盘上,而操作系统是通过文件系统来管理这些数据的。ext2/ext3 是 Linux 上应用最为广泛的文件系统,本文将以 ext2 文件系统为例展开介绍。

    我们知道,在操作系统中,文件系统是采用一种层次化的形式表示的,通常可以表示成一棵倒置的树。所有的文件和子目录都是通过查找其父目录项来定位的,目录项中通过匹配文件名可以找到对应的索引节点号(inode),通过查找索引节点表(inode table)就可以找到文件在磁盘上的位置,整个过程如图1所示。


    图 1. 文件数据定位过程
    文件数据定位过程 

    对于 ext2 类型的文件系统来说,目录项是使用一个名为 ext2_dir_entry_2 的结构来表示的,该结构定义如下所示:


    清单 1. ext2_dir_entry_2 结构定义
                    struct ext2_dir_entry_2 {        __le32  inode;                  /* 索引节点号 */        __le16  rec_len;                /* 目录项的长度 */        __u8    name_len;               /* 文件名长度 */        __u8    file_type;              /* 文件类型 */        char    name[EXT2_NAME_LEN];    /* 文件名 */};

    在 Unix/Linux 系统中,目录只是一种特殊的文件。目录和文件是通过 file_type 域来区分的,该值为 1 则表示是普通文件,该值为 2 则表示是目录。

    对于每个 ext2 分区来说,其在物理磁盘上的布局如图 2 所示:


    图 2. ext2 分区的布局
    ext2 分区的布局 

    从图 2 中可以看到,对于 ext2 文件系统来说,磁盘被划分成一个个大小相同的数据块,每个块的大小可以是1024、2048 或 4096 个字节。其中,第一个块称为引导块,一般保留做引导扇区使用,因此 ext2 文件系统一般都是从第二个块开始的。剩余的块被划分为一个个的块组,ext2 文件系统会试图尽量将相同文件的数据块都保存在同一个块组中,并且尽量保证文件在磁盘上的连续性,从而提高文件读写时的性能。

    至于一个分区中到底有多少个块组,这取决于两个因素:

    1. 分区大小。
    2. 块大小。

    最终的计算公式如下:

    分区中的块组数=分区大小/(块大小*8)

    这是由于在每个块组中使用了一个数据块位图来标识数据块是否空闲,因此每个块组中最多可以有(块大小*8)个块;该值除上分区大小就是分区中总的块组数。

    每个块组都包含以下内容:

    1. 超级块。存放文件系统超级块的一个拷贝。
    2. 组描述符。该块组的组描述符。
    3. 数据块位图。标识相应的数据块是否空闲。
    4. 索引节点位图。标识相应的索引节点是否空闲。
    5. 索引节点表。存放所有索引节点的数据。
    6. 数据块。该块组中用来保存实际数据的数据块。

    在每个块组中都保存了超级块的一个拷贝,默认情况下,只有第一个块组中的超级块结构才会被系统内核使用;其他块组中的超级块可以在 e2fsck 之类的程序对磁盘上的文件系统进行一致性检查使用。在 ext2 文件系统中,超级块的结构会通过一个名为 ext2_super_block 的结构进行引用。该结构的一些重要域如下所示:


    清单 2. ext2_super_block 结构定义
                    struct ext2_super_block {        __le32  s_inodes_count;         /* 索引节点总数 */        __le32  s_blocks_count;         /* 块数,即文件系统以块为单位的大小 */        __le32  s_r_blocks_count;       /* 系统预留的块数 */        __le32  s_free_blocks_count;    /* 空闲块数 */        __le32  s_free_inodes_count;    /* 空闲索引节点数 */        __le32  s_first_data_block;     /* 第一个可用数据块的块号 */        __le32  s_log_block_size;       /* 块大小 */        __le32  s_blocks_per_group;     /* 每个块组中的块数 */        __le32  s_inodes_per_group;     /* 每个块组中的索引节点个数 */        ...}

    每个块组都有自己的组描述符,在 ext2 文件系统中是通过一个名为 ext2_group_desc的结构进行引用的。该结构的定义如下:


    清单 3. ext2_group_desc 结构定义
                    /* * Structure of a blocks group descriptor */struct ext2_group_desc{        __le32  bg_block_bitmap;        /* 数据块位图的块号 */        __le32  bg_inode_bitmap;        /* 索引节点位图的块号 */        __le32  bg_inode_table;         /* 第一个索引节点表的块号 */        __le16  bg_free_blocks_count;   /* 该组中空闲块数 */        __le16  bg_free_inodes_count;   /* 该组中空闲索引节点数 */        __le16  bg_used_dirs_count;     /* 该组中的目录项 */        __le16  bg_pad;        __le32  bg_reserved[3];};

    数据块位图和索引节点位图分别占用一个块的大小,其每一位描述了对应数据块或索引节点是否空闲,如果该位为0,则表示空闲;如果该位为1,则表示已经使用。

    索引节点表存放在一系列连续的数据块中,每个数据块中可以包括若干个索引节点。每个索引节点在 ext2 文件系统中都通过一个名为 ext2_inode 的结构进行引用,该结构大小固定为 128 个字节,其中一些重要的域如下所示:


    清单 4. ext2_inode 结构定义
                    /* * Structure of an inode on the disk */struct ext2_inode {        __le16  i_mode;         /* 文件模式 */        __le16  i_uid;          /* 文件所有者的 uid */        __le32  i_size;         /* 以字节为单位的文件长度 */        __le32  i_atime;        /* 最后一次访问该文件的时间 */        __le32  i_ctime;        /* 索引节点最后改变的时间 */        __le32  i_mtime;        /* 文件内容最后改变的时间 */        __le32  i_dtime;        /* 文件删除的时间 */        __le16  i_gid;          /* 文件所有者的 gid */        __le16  i_links_count;  /* 硬链接数 */        __le32  i_blocks;       /* 文件的数据块数 */        ...        __le32  i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* 指向数据块的指针 */        ...};

    第一个索引节点所在的块号保存在该块组描述符的 bg_inode_table 域中。请注意 i_block 域,其中就包含了保存数据的数据块的位置。有关如何对数据块进行寻址,请参看后文“数据块寻址方式”一节的内容。

    需要知道的是,在普通的删除文件操作中,操作系统并不会逐一清空保存该文件的数据块的内容,而只会释放该文件所占用的索引节点和数据块,方法是将索引节点位图和数据块位图中的相应标识位设置为空闲状态。因此,如果我们可以找到文件对应的索引节点,由此查到相应的数据块,就可能从磁盘上将已经删除的文件恢复出来。

    幸运的是,这一切都是可能的!本文将通过几个实验来了解一下如何从磁盘上恢复删除的文件。

    数据块寻址方式

    回想一下,ext2_inode 结构的 i_block 域是一个大小为 EXT2_N_BLOCKS 的数组,其中保存的就是真正存放文件数据的数据块的位置。通常来说,EXT2_N_BLOCKS 大小为 15。在 ext2 文件系统,采用了直接寻址和间接寻址两种方式来对数据块进行寻址,原理如图3 所示:


    图 3. 数据块寻址方式
    数据块寻址方式 
    • 对于 i_block 的前 12 个元素(i_block[0]到i_block[11])来说,其中存放的就是实际的数据块号,即对应于文件的 0 到 11 块。这种方式称为直接寻址。
    • 对于第13个元素(i_block[12])来说,其中存放的是另外一个数据块的逻辑块号;这个块中并不存放真正的数据,而是存放真正保存数据的数据块的块号。即 i_block[12] 指向一个二级数组,其每个元素都是对应数据块的逻辑块号。由于每个块号需要使用 4 个字节表示,因此这种寻址方式可以访问的对应文件的块号范围为 12 到 (块大小/4)+11。这种寻址方式称为间接寻址。
    • 对于第14个元素(i_block[13])来说,其中存放也是另外一个数据块的逻辑块号。与间接寻址方式不同的是,i_block[13] 所指向的是一个数据块的逻辑块号的二级数组,而这个二级数组的每个元素又都指向一个三级数组,三级数组的每个元素都是对应数据块的逻辑块号。这种寻址方式称为二次间接寻址,对应文件块号的寻址范围为 (块大小/4)+12 到 (块大小/4)2+(块大小/4)+11。
    • 对于第15个元素(i_block[14])来说,则利用了三级间接索引,其第四级数组中存放的才是逻辑块号对应的文件块号,其寻址范围从 (块大小/4)2+(块大小/4)+12 到 (块大小/4)3+ (块大小/4)2+(块大小/4)+11。

    ext2 文件系统可以支持1024、2048和4096字节三种大小的块,对应的寻址能力如下表所示:


    表 1. 各种数据块对应的文件寻址范围
    块大小 直接寻址 间接寻址 二次间接寻址 三次间接寻址
    1024 12KB 268KB 64.26MB 16.06GB
    2048 24KB 1.02MB 513.02MB 265.5GB
    4096 48KB 4.04MB 4GB ~ 4TB

    掌握上面介绍的知识之后,我们就可以开始恢复文件的实验了。

    准备文件系统

    为了防止破坏已有系统,本文将采用一个新的分区进行恢复删除文件的实验。

    首先让我们准备好一个新的分区,并在上面创建 ext2 格式的文件系统。下面的命令可以帮助创建一个 20GB 的分区:


    清单 5. 新建磁盘分区
                    # fdisk /dev/sdb << ENDn+20GpwqEND

    在笔者的机器上,这个分区是 /dev/sdb6。然后创建文件系统:


    清单 6. 在新分区上创建 ext2 文件系统
                    # mke2fs /dev/sdb6

    并将其挂载到系统上来:


    清单 7. 挂载创建的 ext2 文件系统
                    # mkdir /tmp/test# mount /dev/sdb6 /tmp/test

    在真正使用这个文件系统之前,让我们首先使用系统提供的一个命令 dumpe2fs 来熟悉一下这个文件系统的一些具体参数:


    清单 8. 使用 dumpe2fs 熟悉这个文件系统的参数
                    # dumpe2fs /dev/sdb6 dumpe2fs 1.39 (29-May-2006)Filesystem volume name:   <none>Last mounted on:          <not available>Filesystem UUID:          d8b10aa9-c065-4aa5-ab6f-96a9bcda52ceFilesystem magic number:  0xEF53Filesystem revision #:    1 (dynamic)Filesystem features:      ext_attr resize_inode dir_index filetype sparse_super large_fileDefault mount options:    (none)Filesystem state:         not cleanErrors behavior:          ContinueFilesystem OS type:       LinuxInode count:              2443200Block count:              4885760Reserved block count:     244288Free blocks:              4797829Free inodes:              2443189First block:              0Block size:               4096Fragment size:            4096Reserved GDT blocks:      1022Blocks per group:         32768Fragments per group:      32768Inodes per group:         16288Inode blocks per group:   509Filesystem created:       Mon Oct 29 20:04:16 2007Last mount time:          Mon Oct 29 20:06:52 2007Last write time:          Mon Oct 29 20:08:31 2007Mount count:              1Maximum mount count:      39Last checked:             Mon Oct 29 20:04:16 2007Check interval:           15552000 (6 months)Next check after:         Sat Apr 26 20:04:16 2008Reserved blocks uid:      0 (user root)Reserved blocks gid:      0 (group root)First inode:              11Inode size:               128Default directory hash:   teaDirectory Hash Seed:      d1432419-2def-4762-954a-1a26fef9d5e8Group 0: (Blocks 0-32767)  Primary superblock at 0, Group descriptors at 1-2  Reserved GDT blocks at 3-1024  Block bitmap at 1025 (+1025), Inode bitmap at 1026 (+1026)  Inode table at 1027-1535 (+1027)  31224 free blocks, 16276 free inodes, 2 directories  Free blocks: 1543-22535, 22537-32767  Free inodes: 12, 14-16288...Group 149: (Blocks 4882432-4885759)  Block bitmap at 4882432 (+0), Inode bitmap at 4882433 (+1)  Inode table at 4882434-4882942 (+2)  2817 free blocks, 16288 free inodes, 0 directories  Free blocks: 4882943-4885759  Free inodes: 2426913-2443200

    应用前面介绍的一些知识,我们可以看到,这个文件系统中,块大小(Block size)为4096字节,因此每个块组中的块数应该是4096*8=32768个(Blocks per group),每个块组的大小是 128MB,整个分区被划分成20GB/(4KB*32768)=160个。但是为什么我们只看到 150 个块组(0到149)呢?实际上,在 fdisk 中,我们虽然输入要创建的分区大小为 20GB,但实际上,真正分配的空间并不是严格的20GB,而是只有大约 20*109 个字节,准确地说,应该是 (4885760 * 4096) / (1024*1024*1024) = 18.64GB。这是由于不同程序的计数单位的不同造成的,在使用存储设备时经常遇到这种问题。因此,这个分区被划分成 150 个块组,前 149 个块组分别包含 32768 个块(即 128B),最后一个块组只包含 3328 个块。

    另外,我们还可以看出,每个索引节点的大小是 128 字节,每个块组中包含 16288 个索引节点,在磁盘上使用 509 个块来存储(16288*128/4096),在第一个块组中,索引节点表保存在 1027 到 1535 块上。

    数据块和索引节点是否空闲,是分别使用块位图和索引节点位图来标识的,在第一个块组中,块位图和索引节点位图分别保存在 1025 和 1026 块上。

    dumpe2fs 的输出结果中还包含了其他一些信息,我们暂时先不用详细关心这些信息。

    准备测试文件

    现在请将附件中的 createfile.sh 文件下载到本地,并将其保存到 /tmp/test 目录中,这个脚本可以帮助我们创建一个特殊的文件,其中每行包含 1KB 字符,最开始的14个字符表示行号。之所以采用这种文件格式,是为了方便地确认所恢复出来的文件与原始文件之间的区别。这个脚本的用法如下:


    清单 9. createfile.sh 脚本的用法
                    # ./createfile.sh [size in KB] [filename]

    第 1 个参数表示所生成的文件大小,单位是 KB;第 2 个参数表示所生成文件的名字。

    下面让我们创建几个测试文件:


    清单 10. 准备测试文件
                    # cd /tmp/test#./createfile.sh 35 testfile.35K#./createfile.sh 10240 testfile.10M# cp testfile.35K testfile.35K.orig# cp testfile.10M testfile.10M.orig

    上面的命令新创建了大小为 35 KB 和 9000KB 的两个文件,并为它们各自保存了一个备份,备份文件的目的是为了方便使用 diff 之类的工具验证最终恢复出来的文件与原始文件完全一致。

    ls 命令的 –i 选项可以查看有关保存文件使用的索引节点的信息:


    清单11. 查看文件的索引节点号
                    # ls -li | sort11 drwx------ 2 root root    16384 Oct 29 20:08 lost+found12 -rwxr-xr-x 1 root root     1406 Oct 29 20:09 createfile.sh13 -rw-r--r-- 1 root root    35840 Oct 29 20:09 testfile.35K14 -rw-r--r-- 1 root root 10485760 Oct 29 20:10 testfile.10M15 -rw-r--r-- 1 root root    35840 Oct 29 20:10 testfile.35K.orig16 -rw-r--r-- 1 root root 10485760 Oct 29 20:11 testfile.10M.orig

    第一列中的数字就是索引节点号。从上面的输出结果我们可以看出,索引节点号是按照我们创建文件的顺序而逐渐自增的,我们刚才创建的 35K 大小的文件的索引节点号为 13,10M 大小的文件的索引节点号为 14。debugfs 中提供了很多工具,可以帮助我们了解进一步的信息。现在执行下面的命令:


    清单12. 查看索引节点 <13> 的详细信息
                    # echo "stat <13>" | debugfs /dev/sdb6debugfs 1.39 (29-May-2006)Inode: 13  Type: regular    Mode:  0644   Flags: 0x0   Generation: 2957086759User:     0   Group:     0   Size: 35840File ACL: 0    Directory ACL: 0Links: 1   Blockcount: 72Fragment:  Address: 0    Number: 0    Size: 0ctime: 0x47268467 -- Mon Oct 29 20:09:59 2007atime: 0x4726849d -- Mon Oct 29 20:10:53 2007mtime: 0x47268467 -- Mon Oct 29 20:09:59 2007BLOCKS:(0-8):4096-4104TOTAL: 9

    输出结果显示的就是索引节点 13 的详细信息,从中我们可以看到诸如文件大小(35840=35K)、权限(0644)等信息,尤其需要注意的是最后 3 行的信息,即该文件被保存到磁盘上的 4096 到 4104 总共 9 个数据块中。

    下面再看一下索引节点 14 (即 testfile.10M 文件)的详细信息:


    清单13. 查看索引节点 <14> 的详细信息
                    # echo "stat <14>" | debugfs /dev/sdb6debugfs 1.39 (29-May-2006)Inode: 14  Type: regular  Mode: 0644  Flags: 0x0   Generation: 2957086760User:     0   Group:     0   Size: 10485760File ACL: 0    Directory ACL: 0Links: 1   Blockcount: 20512Fragment:  Address: 0    Number: 0    Size: 0ctime: 0x47268485 -- Mon Oct 29 20:10:29 2007atime: 0x472684a5 -- Mon Oct 29 20:11:01 2007mtime: 0x47268485 -- Mon Oct 29 20:10:29 2007BLOCKS:(0-11):24576-24587, (IND):24588, (12-1035):24589-25612, (DIND):25613, (IND):25614, (1036-2059):25615-26638, (IND):26639, (2060-2559):26640-27139TOTAL: 2564

    和索引节点 13 相比,二者之间最重要的区别在于 BLOCKS 的数据,testfile.10M 在磁盘上总共占用了 2564 个数据块,由于需要采用二级间接寻址模式进行访问,所以使用了4个块来存放间接寻址的信息,分别是24588、25613、25614和26639,其中25613块中存放的是二级间接寻址的信息。

    恢复删除文件

    现在将刚才创建的两个文件删除:


    清单14. 删除测试文件
                    # rm -f testfile.35K testfile.10M

    debugfs 的 lsdel 命令可以查看文件系统中删除的索引节点的信息:


    清单15. 使用 lsdel 命令搜索已删除的文件
                    # echo "lsdel" | debugfs /dev/sdb6debugfs 1.39 (29-May-2006) Inode  Owner  Mode    Size    Blocks   Time deleted    13      0 100644  35840    9/9      Mon Oct 29 20:32:05 2007    14      0 100644 10485760 2564/2564 Mon Oct 29 20:32:05 20072 deleted inodes found.

    回想一下 inode 结构中有 4 个有关时间的域,分别是 i_atime、i_ctime、i_mtime和i_dtime,分别表示该索引节点的最近访问时间、创建时间、修改时间和删除时间。其中 i_dtime域只有在该索引节点对应的文件或目录被删除时才会被设置。dubugfs 的 lsdel 命令会去扫描磁盘上索引节点表中的所有索引节点,其中 i_dtime 不为空的项就被认为是已经删除的文件所对应的索引节点。

    从上面的结果可以看到,刚才删除的两个文件都已经找到了,我们可以通过文件大小区分这两个文件,二者一个大小为35K,另外一个大小为10M,正式我们刚才删除的两个文件。debugfs 的 dump 命令可以帮助恢复文件:


    清单16. 使用 dump 命令恢复已删除的文件
                    # echo "dump <13> /tmp/recover/testfile.35K.dump" | debugfs /dev/sdb6# echo "dump <14> /tmp/recover/testfile.10M.dump" | debugfs /dev/sdb6

    执行上面的命令之后,在 /tmp/recover 目录中会生成两个文件,比较这两个文件与我们前面备份的文件的内容就会发现,testfile.35K.dump 与 testfile.35K.orig 的内容完全相同,而 testfile.10M.dump 文件中则仅有前 48K 数据是对的,后面的数据全部为 0 了。这是否意味着删除文件时间已经把数据也同时删除了呢?实际上不是,我们还是有办法把数据全部恢复出来的。记得我们刚才使用 debugfs 的 stat 命令查看索引节点 14 时的 BLOCKS 的数据吗?这些数据记录了整个文件在磁盘上存储的位置,有了这些数据就可以把整个文件恢复出来了,请执行下面的命令:


    清单 17. 使用 dd 命令手工恢复已删除的文件
                    # dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/testfile.10M.dd.part1 bs=4096 count=12 skip=24576# dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/testfile.10M.dd.part2 bs=4096 count=1024 skip=24589# dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/testfile.10M.dd.part2 bs=4096 count=1024 skip=25615# dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/testfile.10M.dd.part4 bs=4096 count=500 skip=26640# cat /tmp/recover/testfile.10M.dd.part[1-4] > /tmp/recover/ testfile.10M.dd

    比较一下最终的 testfile.10M.dd 文件和已经备份过的 testfile.10M.orig 文件就会发现,二者完全相同:


    清单 18. 使用 diff 命令对恢复文件和原文件进行比较
                    # diff /tmp/recover/ testfile.10M.dd /tmp/test/ testfile.10M.orig

    数据明明存在,但是刚才我们为什么没法使用 debugfs 的 dump 命令将数据恢复出来呢?现在使用 debugfs 的 stat 命令再次查看一下索引节点 14 的信息:


    清单 19. 再次查看索引节点 <14> 的详细信息
                    # echo "stat <14>" | debugfs /dev/sdb6debugfs 1.39 (29-May-2006)Inode: 14  Type: regular  Mode:  0644  Flags: 0x0   Generation: 2957086760User:     0   Group:     0   Size: 10485760File ACL: 0    Directory ACL: 0Links: 0   Blockcount: 20512Fragment:  Address: 0    Number: 0    Size: 0ctime: 0x47268995 -- Mon Oct 29 20:32:05 2007atime: 0x472684a5 -- Mon Oct 29 20:11:01 2007mtime: 0x47268485 -- Mon Oct 29 20:10:29 2007dtime: 0x47268995 -- Mon Oct 29 20:32:05 2007BLOCKS:                (0-11):24576-24587, (IND):24588, (DIND):25613                TOTAL: 14            

    与前面的结果比较一下不难发现,BLOCKS后面的数据说明总块数为 14,而且也没有整个文件所占据的数据块的详细说明了。既然文件的数据全部都没有发生变化,那么间接寻址所使用的那些索引数据块会不会有问题呢?现在我们来查看一下 24588 这个间接索引块中的内容:


    清单 20. 查看间接索引块 24588 中的内容
                    # dd if=/dev/sdb6 of=block. 24588 bs=4096 count=1 skip=24588# hexdump block. 245880000000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000*0001000

    显然,这个数据块的内容被全部清零了。debugfs 的dump 命令按照原来的寻址方式试图恢复文件时,所访问到的实际上都是第0 个数据块(引导块)中的内容。这个分区不是可引导分区,因此这个数据块中没有写入任何数据,因此 dump 恢复出来的数据只有前48K是正确的,其后所有的数据全部为0。

    实际上,ext2 是一种非常优秀的文件系统,在磁盘空间足够的情况下,它总是试图将数据写入到磁盘上的连续数据块中,因此我们可以假定数据是连续存放的,跳过间接索引所占据的 24588、25613、25614和26639,将从24576 开始的其余 2500 个数据块读出,就能将整个文件完整地恢复出来。但是在磁盘空间有限的情况下,这种假设并不成立,如果系统中磁盘碎片较多,或者同一个块组中已经没有足够大的空间来保存整个文件,那么文件势必会被保存到一些不连续的数据块中,此时上面的方法就无法正常工作了。

    反之,如果在删除文件的时候能够将间接寻址使用的索引数据块中的信息保存下来,那么不管文件在磁盘上是否连续,就都可以将文件完整地恢复出来了,但是这样就需要修改 ext2 文件系统的实现了。在 ext2 的实现中,与之有关的有两个函数:ext2_free_data 和 ext2_free_branches(都在 fs/ext2/inode.c 中)。2.6 版本内核中这两个函数的实现如下:


    清单 21. 内核中 ext2_free_data 和 ext2_free_branches 函数的实现
                    814 /**815  *      ext2_free_data - free a list of data blocks816  *      @inode: inode we are dealing with817  *      @p:     array of block numbers818  *      @q:     points immediately past the end of array819  *820  *      We are freeing all blocks refered from that array (numbers are821  *      stored as little-endian 32-bit) and updating @inode->i_blocks822  *      appropriately.823  */824 static inline void ext2_free_data(struct inode *inode, __le32 *p, __le32 *q)825 {826         unsigned long block_to_free = 0, count = 0;827         unsigned long nr;828 829         for ( ; p < q ; p++) {830                 nr = le32_to_cpu(*p);831                 if (nr) {832                         *p = 0;833                         /* accumulate blocks to free if they're contiguous */834                         if (count == 0)835                                 goto free_this;836                         else if (block_to_free == nr - count)837                                 count++;838                         else {839                                 mark_inode_dirty(inode);840                                 ext2_free_blocks (inode, block_to_free, count);841                         free_this:842                                 block_to_free = nr;843                                 count = 1;844                         }845                 }846         }847         if (count > 0) {848                 mark_inode_dirty(inode);849                 ext2_free_blocks (inode, block_to_free, count);850         }851 }852 853 /**854  *      ext2_free_branches - free an array of branches855  *      @inode: inode we are dealing with856  *      @p:     array of block numbers857  *      @q:     pointer immediately past the end of array858  *      @depth: depth of the branches to free859  *860  *      We are freeing all blocks refered from these branches (numbers are861  *      stored as little-endian 32-bit) and updating @inode->i_blocks862  *      appropriately.863  */864 static void ext2_free_branches(struct inode *inode, __le32 *p, __le32 *q, int depth)865 {866         struct buffer_head * bh;867         unsigned long nr;868 869         if (depth--) {870                 int addr_per_block = EXT2_ADDR_PER_BLOCK(inode->i_sb);871                 for ( ; p < q ; p++) {872                         nr = le32_to_cpu(*p);873                         if (!nr)874                                 continue;875                         *p = 0;876                         bh = sb_bread(inode->i_sb, nr);877                         /*878                          * A read failure? Report error and clear slot879                          * (should be rare).880                          */ 881                         if (!bh) {882                                 ext2_error(inode->i_sb, "ext2_free_branches",883                                         "Read failure, inode=%ld, block=%ld",884                                         inode->i_ino, nr);885                                 continue;886                         }887                         ext2_free_branches(inode,888                                            (__le32*)bh->b_data,889                                            (__le32*)bh->b_data + addr_per_block,890                                            depth);891                         bforget(bh);892                         ext2_free_blocks(inode, nr, 1);893                         mark_inode_dirty(inode);894                 }895         } else896                 ext2_free_data(inode, p, q);897 }

    注意第 832 和 875 这两行就是用来将对应的索引项置为 0 的。将这两行代码注释掉(对于最新版本的内核 2.6.23 可以下载本文给的补丁)并重新编译 ext2 模块,然后重新加载新编译出来的模块,并重复上面的实验,就会发现利用 debugfs 的 dump 命令又可以完美地恢复出整个文件来了。

    显然,这个补丁并不完善,因为这个补丁中的处理只是保留了索引数据块中的索引节点数据,但是还没有考虑数据块位图的处理,如果对应的数据块没有设置为正在使用的状态,并且刚好这些数据块被重用了,其中的索引节点数据就有可能会被覆盖掉了,这样就彻底没有办法再恢复文件了。感兴趣的读者可以沿用这个思路自行开发一个比较完善的补丁。


    在本系列文章的第一部分中,我们介绍了 ext2 文件系统中的一些基本概念和重要数据结构,并通过几个实例学习了如何恢复已经删除的文件,最后通过修改 2.6 版本内核中 ext2 文件系统的实现,解决了大文件无法正常恢复的问题。

    通过第一部分的介绍,我们已经知道如何恢复系统中删除的普通文件了,但是系统中还存在一些特殊的文件,比如我们熟悉的符号链接等。回想一下在本系列文章的第一部分中,目录项是使用一个名为 ext2_dir_entry_2 的结构来表示的,该结构定义如下:


    清单1. ext2_dir_entry_2 结构定义
                    struct ext2_dir_entry_2 {        __le32  inode;                  /* 索引节点号 */        __le16  rec_len;                /* 目录项的长度 */        __u8    name_len;               /* 文件名长度 */        __u8    file_type;              /* 文件类型 */        char    name[EXT2_NAME_LEN];    /* 文件名 */};

    其中 file_type 域就标识了每个文件的类型。ext2 文件系统中支持的文件类型定义如下表所示:


    表 1. ext2 文件系统中支持的文件类型
    file_type 宏定义 说明
    1 EXT2_FT_REG_FILE 普通文件
    2 EXT2_FT_DIR 目录
    3 EXT2_FT_CHRDEV 字符设备
    4 EXT2_FT_BLKDEV 块设备
    5 EXT2_FT_FIFO 命名管道
    6 EXT2_FT_SOCK socket
    7 EXT2_FT_SYMLINK 符号链接

    对应的宏定义在 include/linux/ext2_fs.h 文件中。其中,命名管道和 socket 是进程间通信时所使用的两种特殊文件,它们都是在程序运行时创建和使用的;一旦程序退出,就会自动删除。另外,字符设备、块设备、命名管道和 socket 这 4 种类型的文件并不占用数据块,所有的信息全部保存在对应的目录项中。因此,对于数据恢复的目的来说,我们只需要重点关注普通文件、符号链接和目录这三种类型的文件即可。

    文件洞

    在数据库之类的应用程序中,可能会提前分配一个固定大小的文件,但是并不立即往其中写入数据;数据只有在真正需要的时候才会写入到文件中。如果为这些根本不包含数据的文件立即分配数据块,那就势必会造成磁盘空间的浪费。为了解决这个问题,传统的 Unix 系统中引入了文件洞的概念,文件洞就是普通文件中包含空字符的那部分内容,在磁盘上并不会使用任何数据块来保存这部分数据。也就是说,包含文件洞的普通文件被划分成两部分,一部分是真正包含数据的部分,这部分数据保存在磁盘上的数据块中;另外一部分就是这些文件洞。(在 Windows 操作系统上也存在类似的概念,不过并没有使用文件洞这个概念,而是称之为稀疏文件。)

    ext2 文件系统也对文件洞有着很好的支持,其实现是建立在动态数据块分配原则之上的,也就是说,在 ext2 文件系统中,只有当进程需要向文件中写入数据时,才会真正为这个文件分配数据块。

    细心的读者可能会发现,在本系列文章第一部分中介绍的 ext2_inode 结构中,有两个与文件大小有关的域:i_size 和 i_blocks,二者分别表示文件的实际大小和存储该文件时真正在磁盘上占用的数据块的个数,其单位分别是字节和块大小(512字节,磁盘每个数据块包含8个块)。通常来说,i_blocks 与块大小的乘积可能会大于或等于 i_size 的值,这是因为文件大小并不都是数据块大小的整数倍,因此分配给该文件的部分数据块可能并没有存满数据。但是在存在文件洞的文件中,i_blocks 与块大小的乘积反而可能会小于 i_size 的值。

    下面我们通过几个例子来了解一下包含文件洞的文件在磁盘上究竟是如何存储的,以及这种文件应该如何恢复。

    执行下面的命令就可以生成一个带有文件洞的文件:


    清单2. 创建带有文件洞的文件
                    # echo -n "X" | dd of=/tmp/test/hole bs=1024 seek=7# ls -li /tmp/test/hole15 -rw-r--r-- 1 root root 7169 Nov 26 11:03 /tmp/test/hole# hexdump /tmp/test/hole 0000000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000*0001c00 0058                                   0001c01

    第一个命令生成的 /tmp/test/hole 文件大小是 7169 字节,其前 7168 字节都为空,第 7169 字节的内容是字母 X。正常来讲,7169 字节的文件需要占用两个数据块来存储,第一个数据块全部为空,第二个数据块的第 3073 字节为字母 X,其余字节都为空。显然,第一个数据块就是一个文件洞,在这个数据块真正被写入数据之前,ext2 并不为其实际分配数据块,而是将 i_block 域的对应位(或间接寻址使用的索引数据块中的对应位)设置为0,表示这是一个文件洞。该文件的内容如下图所示:


    图1. /tmp/test/hole 文件的存储方法
    存储方法 

    file_hole.jpg

    现在我们可以使用 debugfs 来查看一下这个文件的详细信息:


    清单3. 带有文件洞的文件的 inode 信息
                    # echo "stat <15>" | debugfs /dev/sdb6debugfs 1.39 (29-May-2006)debugfs:  Inode: 15   Type: regular    Mode:  0644   Flags: 0x0   Generation: 4118330634User:     0   Group:     0   Size: 7169File ACL: 1544    Directory ACL: 0Links: 1   Blockcount: 16Fragment:  Address: 0    Number: 0    Size: 0ctime: 0x474a379c -- Mon Nov 26 11:03:56 2007atime: 0x474a379c -- Mon Nov 26 11:03:56 2007mtime: 0x474a379c -- Mon Nov 26 11:03:56 2007BLOCKS:                (1):20480                TOTAL: 1            

    从输出结果中我们可以看出,这个文件的大小是 7169 字节(Size 值,即 ext2_inode 结构中 i_size 域的值),占用块数是 16(Blockcount 值,ext2_inode 结构中 i_blocks 域的值,每个块的大小是 512 字节,而每个数据块占据8个块,因此16个块的大小16×512字节相当于 2 个 512字节×8即4096字节的数据块),但是它的数据在磁盘上只是第一个数据块的内容保存在 20480 这个数据块中。使用下面的方法,我们就可以手工恢复整个文件:


    清单4. 使用 dd 命令手工恢复带有文件洞的文件
                    # dd if=/dev/zero of=/tmp/recover/hole.part1 bs=4096 count=1# dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/hole.part2 bs=4096 count=1 skip=20480# cat /tmp/recover/hole.part1 /tmp/recover/hole.part2 > /tmp/recover/hole.full# split -d -b 7169 hole.full hole# mv hole00 hole# diff /tmp/test/hole /tmp/recover/hole

    注意第一个 dd 命令就是用来填充这个大小为 4096 字节的文件洞的,这是文件的第一部分;第二个 dd 命令从磁盘上读取出 20480 数据块的内容,其中包含了文件的第二部分。从合并之后的文件中提取出前 7169 字节的数据,就是最终恢复出来的文件。

    接下来让我们看一个稍微大一些的带有文件洞的例子,使用下面的命令创建一个大小为57KB 的文件:


    清单5. 创建 57K 大小的带有文件洞的文件
                    # echo -n "Y" | dd of=/tmp/test/hole.57K bs=1024 seek=57# ls -li /tmp/test/hole.57K                              17 -rw-r--r-- 1 root root 58369 Nov 26 12:53 /tmp/test/hole.57K# hexdump /tmp/test/hole.57K0000000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000*000e400 0059                                   000e401

    与上一个文件类似,这个文件的数据也只有一个字符,是 0x000e400(即第58369字节)为字符“Y”。我们真正关心的是这个文件的数据存储情况:


    清单6. 使用间接寻址方式的带有文件洞的文件的 inode 信息
                    # echo "stat <17>" | debugfs /dev/sdb6                  debugfs 1.39 (29-May-2006)debugfs:  Inode: 17   Type: regular    Mode:  0644   Flags: 0x0   Generation: 4261347083User:     0   Group:     0   Size: 58369File ACL: 1544    Directory ACL: 0Links: 1   Blockcount: 24Fragment:  Address: 0    Number: 0    Size: 0ctime: 0x474a5166 -- Mon Nov 26 12:53:58 2007atime: 0x474a5187 -- Mon Nov 26 12:54:31 2007mtime: 0x474a5166 -- Mon Nov 26 12:53:58 2007BLOCKS:(IND):24576, (14):24577TOTAL: 2

    从结果中可以看出,该文件占用了两个数据块来存储数据,一个是间接寻址使用的索引块 24576,一个是真正存放数据的数据块24577。下面让我们来查看一下 24576 这个数据块中的内容:


    清单7. 索引数据块中存储的数据
                    # dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/block.24576 bs=4096 count=1 skip=24576# hexdump block.245760000000 0000 0000 0000 0000 6001 0000 0000 00000000010 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000*0001000

    正如预期的一样,其中只有第3个 32 位(每个数据块的地址占用32位)表示了真正存储数据的数据块的地址:0x6001,即十进制的 24577。现在恢复这个文件也就便得非常简单了:


    清单8. 手工恢复带有文件洞的大文件
                    # dd if=/dev/zero of=/tmp/recover/hole.57K.part1 bs=4096 count=14                   # dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/hole.57K.part2 bs=4096 count=1 skip=24577                                                                                     # cat /tmp/recover/hole.57K.part1 /tmp/recover/hole.57K.part2 \> /tmp/recover/hole.57K.full # split -d -b 58369 hole.57K.full hole.57K                                              # mv hole.57K00 hole.57K                                                                                                                                            # diff /tmp/test/hole.57K /tmp/recover/hole.57K

    幸运的是,debugfs 的 dump 命令可以很好地理解文件洞机制,所以可以与普通文件一样完美地恢复整个文件,详细介绍请参看本系列文章的第一部分。

    目录

    在 ext2 文件系统中,目录是一种特殊的文件,其索引节点的结构与普通文件没什么两样,唯一的区别是目录中的数据都是按照 ext2_dir_entry_2 结构存储在数据块中的(按照 4 字节对齐)。在开始尝试恢复目录之前,首先让我们详细了解一下目录数据块中的数据究竟是如何存储的。现在我们使用 debugfs 来查看一个已经准备好的目录的信息:


    清单9. 用来测试的文件系统的信息
                    # debugfs /dev/sdb6debugfs 1.39 (29-May-2006)debugfs:  ls -l      2   40755 (2)      0      0    4096 28-Nov-2007 16:57 .      2   40755 (2)      0      0    4096 28-Nov-2007 16:57 ..     11   40700 (2)      0      0   16384 28-Nov-2007 16:52 lost+found     12  100755 (1)      0      0    1406 28-Nov-2007 16:53 createfile.sh     13  100644 (1)      0      0   35840 28-Nov-2007 16:53 testfile.35K     14  100644 (1)      0      0   10485760 28-Nov-2007 16:54 testfile.10M  32577   40755 (2)      0      0    4096 28-Nov-2007 16:56 dir1     15  100644 (1)      0      0   35840 28-Nov-2007 16:56 testfile.35K.orig     16  100644 (1)      0      0   10485760 28-Nov-2007 16:57 testfile.10M.origdebugfs:  ls -l dir1  32577   40755 (2)      0      0    4096 28-Nov-2007 16:56 .      2   40755 (2)      0      0    4096 28-Nov-2007 16:57 ..  32578  100755 (1)      0      0    1406 28-Nov-2007 16:55 createfile.sh  32579   40755 (2)      0      0    4096 28-Nov-2007 16:55 subdir11  48865   40755 (2)      0      0    4096 28-Nov-2007 16:55 subdir12  32580  100644 (1)      0      0   35840 28-Nov-2007 16:56 testfile.35K  32581  100644 (1)      0      0   10485760 28-Nov-2007 16:56 testfile.10M

    从输出结果中可以看出,每个目录结构中至少要包含两项:当前目录(.)和父目录(..)的信息。在一个文件系统中,会有一些特殊的索引节点是保留的,用户创建的文件无法使用这些索引节点。2 就是这样一个特殊的索引节点,表示根目录。结合上面的输出结果,当前目录(.)和父目录(..)对应的索引节点号都是2,表示这是该分区的根目录。特别地,在使用 mke2fs 命令创建一个 ext2 类型的文件系统时,会自动创建一个名为 lost+found 的目录,并为其预留 4 个数据块的大小(16KB),其用途稍后就会介绍。

    我们在根目录下面创建了几个文件和一个名为 dir1(索引节点号为 32577)的目录,并在 dir1 中又创建了两个子目录(subdir1 和 subdir2)和几个文件。

    要想完美地恢复目录,必须了解清楚在删除目录时究竟对系统进行了哪些操作,其中哪些是可以恢复的,哪些是无法恢复的,这样才能寻找适当的方式去尝试恢复数据。现在先让我们记录下这个文件系统目前的一些状态:


    清单10. 根目录(索引节点 <2>)子目录 dir1的 inode 信息
                    debugfs:  stat <2>Inode: 2   Type: directory    Mode:  0755   Flags: 0x0   Generation: 0User:     0   Group:     0   Size: 4096File ACL: 0    Directory ACL: 0Links: 4   Blockcount: 8Fragment:  Address: 0    Number: 0    Size: 0ctime: 0x474d2d63 -- Wed Nov 28 16:57:07 2007atime: 0x474d3203 -- Wed Nov 28 17:16:51 2007mtime: 0x474d2d63 -- Wed Nov 28 16:57:07 2007BLOCKS:(0):1536TOTAL: 1debugfs:  stat <32577>Inode: 32577   Type: directory    Mode:  0755   Flags: 0x0   Generation: 1695264350User:     0   Group:     0   Size: 4096File ACL: 1542    Directory ACL: 0Links: 4   Blockcount: 16Fragment:  Address: 0    Number: 0    Size: 0ctime: 0x474d2d2a -- Wed Nov 28 16:56:10 2007atime: 0x474d3203 -- Wed Nov 28 17:16:51 2007mtime: 0x474d2d2a -- Wed Nov 28 16:56:10 2007BLOCKS:(0):88064TOTAL: 1

    以及根目录和 dir1 目录的数据块:


    清单11. 备份根目录和子目录 dir1 的数据块
                    # dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/block.1536.orig bs=4096 count=1 skip=1536# dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/block.88064.orig bs=4096 count=1 skip=88064

    为了方便阅读目录数据块中的数据,我们编写了一个小程序,源代码如下所示:


    清单12. read_dir_entry.c 源代码
                    #include <stdio.h>#include <stdlib.h>#include <ext2fs/ext2_fs.h>struct ext2_dir_entry_part {        __u32   inode;                  /* Inode number */        __u16   rec_len;                /* Directory entry length */        __u8    name_len;               /* Name length */        __u8    file_type;} dep;void usage(){  printf("read_dir_entry [dir entry filename] [dir entry size]\n");}int main(int argc, char **argv){  struct ext2_dir_entry_2 de;  char *filename = NULL;  FILE *fp = NULL;  int rtn = 0;  int length = 0;  int de_size = 0;  if (argc < 3)  {    printf("Too few parameters!\n");    usage();    exit(1);   }  filename = argv[1];  de_size  = atoi(argv[2]);  fp = fopen(filename, "r");   if (!fp)  {    printf("cannot open file: %s\n", filename);    exit(1);  }  printf("  offset | inode number | rec_len | name_len | file_type | name\n");  printf("========================================\n");  while ( rtn = fread(&dep, sizeof(struct ext2_dir_entry_part), 1, fp) )  {    if (dep.rec_len <= 0)    {      fclose(fp);        exit(0);    }    fseek(fp, 0 - sizeof(struct ext2_dir_entry_part), SEEK_CUR);    fread(&de, ((int)(dep.name_len + 3)/4)*4 + sizeof(struct ext2_dir_entry_part), 1, fp);    de.name[de.name_len] = '\0';    printf("%6d: %12d%12d%12d%12d  %s\n",                   length, de.inode, de.rec_len, de.name_len, de.file_type, de.name);    length += dep.rec_len;    if (length >= de_size - sizeof(struct ext2_dir_entry_part))    {      fclose(fp);        exit(0);    }   }    fclose(fp);  }

    这段程序的基本想法是要遍历目录对应的数据块的内容,并打印每个目录项的内容(一个 ext2_dir_entry_2 结构)。需要注意的是,在遍历整个文件时,我们并没有采用 rec_length 作为步长,而是采用了 name_length + sizeof(struct ext2_dir_entry_part) 作为步长,这是为了能够读取到其中被标识为删除的目录项的数据,大家稍后就会明白这一点。

    将这段程序保存为 read_dir_entry.c,并编译成可执行程序:


    清单13. 编译 read_dir_entry.c
                    # gcc –o read_dir_entry read_dir_entry.c

    并分析刚才得到的两个数据块的结果:


    清单14. 分析原始目录项中的数据
                    # ./read_dir_entry block.1536.orig 4096  offset | inode number | rec_len | name_len | file_type | name=================================================================     0:            2          12           1           2  .    12:            2          12           2           2  ..    24:           11          20          10           2  lost+found    44:           12          24          13           1  createfile.sh    68:           13          20          12           1  testfile.35K    88:           14          20          12           1  testfile.10M   108:        32577          12           4           2  dir1   120:           15          28          17           1  testfile.35K.orig   148:           16        3948          17           1  testfile.10M.orig# ./read_dir_entry block.88064.orig 4096  offset | inode number | rec_len | name_len | file_type | name=================================================================     0:        32577          12           1           2  .    12:            2          12           2           2  ..    24:        32578          24          13           1  createfile.sh    48:        32579          16           8           2  subdir11    64:        48865          16           8           2  subdir12    80:        32580          20          12           1  testfile.35K   100:        32581        3996          12           1  testfile.10M

    这与上面在 debugfs 中使用 ls 命令看到的结果是完全吻合的。

    现在删除 dir1 这个目录,然后卸载测试目录(这是为了确保删除文件操作会被同步到磁盘上的数据块中),然后重新读取我们关注的这两个数据块的内容:


    清单15. 删除目录并重新备份目录项数据
                    # rm –rf /tmp/test/dir1# cd /# umount /tmp/test# dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/block.1536.deleted bs=4096 count=1 skip=1536# dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/block.88064. deleted bs=4096 count=1 skip=88064

    现在再来查看一下这两个数据块中内容的变化:


    清单16. 分析新目录项中的数据
                    # ./read_dir_entry block.1536.deleted 4096  offset | inode number | rec_len | name_len | file_type | name=================================================================     0:            2          12           1           2  .    12:            2          12           2           2  ..    24:           11          20          10           2  lost+found    44:           12          24          13           1  createfile.sh    68:           13          20          12           1  testfile.35K    88:           14          32          12           1  testfile.10M   108:            0          12           4           2  dir1   120:           15          28          17           1  testfile.35K.orig   148:           16        3948          17           1  testfile.10M.orig# ./read_dir_entry block.88064.deleted 4096  offset | inode number | rec_len | name_len | file_type | name=================================================================     0:        32577          12           1           2  .    12:            2          12           2           2  ..    24:        32578          24          13           1  createfile.sh    48:        32579          16           8           2  subdir11    64:        48865          16           8           2  subdir12    80:        32580          20          12           1  testfile.35K   100:        32581        3996          12           1  testfile.10M

    与前面的结果进行一下对比就会发现,dir1 目录的数据块并没有发生任何变化,而根目录的数据块中 dir1 以及之前的一项则变得不同了。实际上,在删除 dir1 目录时,所执行的操作是将 dir1 项中的索引节点号清空,并将这段空间合并到前一项上(即将 dir1 项的 rec_length 加到前一项的 rec_length上)。这也就是为什么我们编写的 read_dir_entry 程序没有采用 rec_length 作为步长来遍历数据的原因。

    除了数据之外,索引节点信息也发生了一些变化,现在我们来了解一下最新的索引节点信息:


    清单17. 删除子目录后索引节点信息的变化
                    # debugfs /dev/sdb6debugfs 1.39 (29-May-2006)debugfs:  stat <2>Inode: 2   Type: directory    Mode:  0755   Flags: 0x0   Generation: 0User:     0   Group:     0   Size: 4096File ACL: 0    Directory ACL: 0Links: 3   Blockcount: 8Fragment:  Address: 0    Number: 0    Size: 0ctime: 0x474d3387 -- Wed Nov 28 17:23:19 2007atime: 0x474d33c2 -- Wed Nov 28 17:24:18 2007mtime: 0x474d3387 -- Wed Nov 28 17:23:19 2007BLOCKS:(0):1536TOTAL: 1debugfs:  stat <32577>Inode: 32577   Type: directory    Mode:  0755   Flags: 0x0   Generation: 1695264350User:     0   Group:     0   Size: 0File ACL: 1542    Directory ACL: 0Links: 0   Blockcount: 16Fragment:  Address: 0    Number: 0    Size: 0ctime: 0x474d3387 -- Wed Nov 28 17:23:19 2007atime: 0x474d3387 -- Wed Nov 28 17:23:19 2007mtime: 0x474d3387 -- Wed Nov 28 17:23:19 2007dtime: 0x474d3387 -- Wed Nov 28 17:23:19 2007BLOCKS:(0):88064TOTAL: 1

    与删除之前的结果进行一下比较就会发现,主要区别包括:

    1. 将父目录的 Links 值减 1。
    2. 设置 dtime 时间,并更新其他时间字段。
    3. 由于目录只有在为空时才会被删除,因此其 Size 值会被设置为 0,Links 字段也被设置为 0。

    通过了解数据块和索引节点的相应变化可以为恢复目录提供一个清晰的思路,其具体步骤如下:

    1. 确定删除目录所对应的索引节点号。
    2. 按照恢复文件的方法恢复索引节点对应的数据块。
    3. 遍历数据块内容,恢复其中包含的文件和子目录。
    4. 更新索引节点对应信息。
    5. 修改父目录的索引节点信息和数据块中对应目录项的内容。

    实际上,步骤3并不是必须的,因为如果这个目录中包含文件或子目录,使用 debugfs 的 lsdel 命令(遍历索引节点表)也可以找到所删除的索引节点记录,采用本文中介绍的方法也可以将其逐一恢复出来。

    debugfs 的 mi 命令可以用来直接修改索引节点的信息,下面我们就使用这个命令来修改 dir1 这个目录对应的索引节点的信息:


    清单18. 使用 debugfs 的 mi 命令直接修改索引节点信息
                    # debugfs -w /dev/sdb6debugfs 1.39 (29-May-2006)debugfs:  lsdel Inode  Owner  Mode    Size    Blocks   Time deleted 32577      0  40755      0    1/   1 Wed Nov 28 17:23:19 2007 32578      0 100755   1406    1/   1 Wed Nov 28 17:23:19 2007 32579      0  40755      0    1/   1 Wed Nov 28 17:23:19 2007 32580      0 100644  35840    9/   9 Wed Nov 28 17:23:19 2007 32581      0 100644 10485760 2564/2564 Wed Nov 28 17:23:19 2007 48865      0  40755      0    1/   1 Wed Nov 28 17:23:19 20076 deleted inodes found.debugfs:  mi <32577>                          Mode    [040755]                        User ID    [0]                       Group ID    [0]                           Size    [0] 4096                 Creation time    [1196241799]              Modification time    [1196241799]                    Access time    [1196241799]                  Deletion time    [1196241799] 0                    Link count    [0] 4                   Block count    [16]                     File flags    [0x0]                     Generation    [0x650bae5e]                       File acl    [1542]                  Directory acl    [0]               Fragment address    [0]                Fragment number    [0]                  Fragment size    [0]                Direct Block #0    [88064]                Direct Block #1    [0]                Direct Block #2    [0]                Direct Block #3    [0]                Direct Block #4    [0]                Direct Block #5    [0]                Direct Block #6    [0]                Direct Block #7    [0]                Direct Block #8    [0]                Direct Block #9    [0]               Direct Block #10    [0]               Direct Block #11    [0]                 Indirect Block    [0]          Double Indirect Block    [0]          Triple Indirect Block    [0] debugfs:  link <32577> dir1debugfs:  q            

    注意要使用 mi 命令直接修改索引节点的信息,在执行 debugfs 命令时必须加上 –w 选项,表示以可写方式打开该设备文件。在上面这个例子中,lsdel 命令找到 6 个已经删除的文件,其中 32577 就是 dir1 目录原来对应的索引节点。接下来使用 mi 命令修改这个索引节点的内容,将 Size 设置为 4096(Block count * 512),Deletion Time 设置为 0,Links count 设置为 4。最后又执行了一个 link 命令,为这个索引节点起名为 dir1(这样并不会修改父目录的 Links count 值)。

    退出 debugfs 并重新挂载这个设备,就会发现 dir1 目录已经被找回来了,不过尽管该目录下面的目录结构都是正确的,但是这些文件和子目录的数据都是错误的:


    清单19. 验证恢复结果
                    # mount /dev/sdb6 /tmp/test# ls -li /tmp/testtotal 20632   12 -rwxr-xr-x 1 root root     1406 Nov 28 16:53 createfile.sh32577 drwxr-xr-x 4 root root     4096 Nov 28 17:23 dir1   11 drwx------ 2 root root    16384 Nov 28 16:52 lost+found   14 -rw-r--r-- 1 root root 10485760 Nov 28 16:54 testfile.10M   16 -rw-r--r-- 1 root root 10485760 Nov 28 16:57 testfile.10M.orig   13 -rw-r--r-- 1 root root    35840 Nov 28 16:53 testfile.35K   15 -rw-r--r-- 1 root root    35840 Nov 28 16:56 testfile.35K.orig# ls -li /tmp/test/dir1total 0??--------- ? ? ? ?            ? /tmp/test/dir1/createfile.sh??--------- ? ? ? ?            ? /tmp/test/dir1/subdir11??--------- ? ? ? ?            ? /tmp/test/dir1/subdir12??--------- ? ? ? ?            ? /tmp/test/dir1/testfile.10M??--------- ? ? ? ?            ? /tmp/test/dir1/testfile.35K

    其原因是 dir1 中所包含的另外两个子目录和三个文件都还没有恢复。可以想像,恢复一个删除的目录会是件非常复杂而繁琐的事情。幸运的是,e2fsck 这个工具可以很好地理解 ext2 文件系统的实现,它可以用来对文件系统进行检查,并自动修复诸如链接数不对等问题。现在请按照上面的方法使用 mi 命令将其他 5 个找到的索引节点 Deletion Time 设置为 0,并将 Link count 设置为 1。然后使用下面的命令,强制 e2fsck 对整个文件系统进行检查:


    清单20. 使用 e2fsck 强制对文件系统进行一致性检查
                    # e2fsck -f -y /dev/sdb6 > e2fsck.out 2>&1

    e2fsck 的结果保存在 e2fsck.out 文件中。查看这个文件就会发现,e2fsck要执行 4 个步骤的检查:

    1. 检查并修复索引节点、数据块和大小。比如已删除子目录的索引节点大小为0,则会根据所占用的块数(每个块为512字节)换算出来。
    2. 检查目录结构的问题。检查索引节点的父目录,如果不存在,就认为父目录就是根目录。对于目录节点,需要检查是否包含当前目录和父目录项。
    3. 检查目录结构的连通性。防止出现按照绝对路径无法访问文件的情况出现,将这些有问题的文件或目录放入 lost+found 目录中。
    4. 检查并修复引用计数。统计对索引节点的引用计数值。
    5. 检查并修复块组信息,包括块位图、索引节点位图,计算块组中的空闲块数、空闲索引节点数等。

    现在重新挂载这个文件系统,会发现所有的文件已经全部恢复出来了。

    符号链接

    我们知道,在 ext2 文件系统中,链接可以分为两种:硬链接和符号链接(或称为软链接)。实际上,目录中的每个文件名都对应一个硬链接。硬链接的出现是为了解决使用不同的文件名来引用同一个文件的问题。如果没有硬链接,只能通过给现有文件新建一份拷贝才能通过另外一个名字来引用这个文件,这样做的问题是在文件内容发生变化的情况下,势必会造成引用这些文件的进程所访问到的数据不一致的情况出现。而虽然每个硬链接在文件目录项中都是作为一个单独的项存在的,但是其索引节点号完全相同,这就是说它们引用的是同一个索引节点,因此对应的文件数据也完全相同。下面让我们通过一个例子来验证一下:


    清单21.硬链接采用相同的索引节点号
                    # ln testfile.10M hardlink.10M# ls -litotal 20592     12 -rwxr-xr-x 1 root root     1406 Nov 29 19:19 createfile.sh1205313 drwxr-xr-x 2 root root     4096 Nov 29 19:29 dir1     14 -rw-r--r-- 2 root root 10485760 Nov 29 19:21 hardlink.10M     11 drwx------ 2 root root    16384 Nov 29 19:19 lost+found     14 -rw-r--r-- 2 root root 10485760 Nov 29 19:21 testfile.10M     13 -rw-r--r-- 1 root root    35840 Nov 29 19:20 testfile.35K

    我们可以看到,使用 ln 建立的硬链接 hardlink.10M 的索引节点号也是 14,这与 testfile.10M 的索引节点号完全相同,因此通过这两个名字所访问到的数据是完全一致的。

    因此,硬链接的恢复与普通文件的恢复非常类似,唯一的区别在于如果索引节点指向的数据已经恢复出来了,现在就无需再恢复数据了,只需要恢复其父目录中的对应目录项即可,这可以通过 debugfs 的 link 命令实现。

    硬件链接的出现虽然可以满足通过不同名字来引用相同文件的需要,但是也存在一些问题,包括:

    • 不能对目录建立硬链接,否则就会引起循环引用的问题,从而导致最终正常路径的无法访问。
    • 不能建立跨文件系统的硬链接,这是由于每个文件系统中的索引节点号都是单独进行编号的,跨文件系统就会导致索引节点号变得非常混乱。而这在现代 Linux/Unix 操作系统上恰恰是无法接受的,因为每个文件系统中都可能会有很多挂载点来挂载不同的文件系统。

    为了解决上面的问题,符号链接就应运而生了。符号链接与硬链接的区别在于它要占用一个单独的索引节点来存储相关数据,但却并不存储链接指向的文件的数据,而是存储链接的路径名:如果这个路径名小于60个字符,就其存储在符号链接索引节点的 i_block 域中;如果超过 60 个字符,就使用一个单独的数据块来存储。下面让我们来看一个例子:


    清单22. 符号链接采用不同的索引节点号
                    # ln -s testfile.10M softlink.10M# ls -litotal 20596     12 -rwxr-xr-x 1 root root     1406 Nov 29 19:19 createfile.sh1205313 drwxr-xr-x 2 root root     4096 Nov 29 19:29 dir1     14 -rw-r--r-- 2 root root 10485760 Nov 29 19:21 hardlink.10M     11 drwx------ 2 root root    16384 Nov 29 19:19 lost+found     15 lrwxrwxrwx 1 root root       12 Nov 29 19:41 softlink.10M -> testfile.10M     14 -rw-r--r-- 2 root root 10485760 Nov 29 19:21 testfile.10M     13 -rw-r--r-- 1 root root    35840 Nov 29 19:20 testfile.35K# echo "stat <15>" | debugfs /dev/sdb6debugfs 1.39 (29-May-2006)debugfs:  Inode: 15   Type: symlink    Mode:  0777   Flags: 0x0   Generation: 2344716327User:     0   Group:     0   Size: 12File ACL: 1542    Directory ACL: 0Links: 1   Blockcount: 8Fragment:  Address: 0    Number: 0    Size: 0ctime: 0x474ea56f -- Thu Nov 29 19:41:35 2007atime: 0x474ea571 -- Thu Nov 29 19:41:37 2007mtime: 0x474ea56f -- Thu Nov 29 19:41:35 2007Fast_link_dest: testfile.10M            

    ln 命令的 –s 参数就用来指定创建一个符号链接。从结果中可以看出,新创建的符号链接使用的索引节点号是 15,索引节点中的 i_block 中存储的值就是这个符号链接所指向的目标:testfile.10M(Fast_link_dest 的值)。

    现在再来看一个指向长路径的符号链接的例子:


    清单23. 长名符号链接
                    # touch abcdwfghijklmnopqrstuvwxyz0123456789abcdwfghijklmnopqrstuvwxyz0123456789.sh # ln -s abcdwfghijklmnopqrstuvwxyz0123456789abcdwfghijklmnopqrstuvwxyz0123456789.sh \longsoftlink.sh# ls -litotal 20608     16 -rw-r--r-- 1 root root        0 Nov 29 19:52 \     abcdwfghijklmnopqrstuvwxyz0123456789abcdwfghijklmnopqrstuvwxyz0123456789.sh     12 -rwxr-xr-x 1 root root     1406 Nov 29 19:19 createfile.sh1205313 drwxr-xr-x 2 root root     4096 Nov 29 19:29 dir1     14 -rw-r--r-- 2 root root 10485760 Nov 29 19:21 hardlink.10M     17 lrwxrwxrwx 1 root root       75 Nov 29 19:53 longsoftlink.sh -> \     abcdwfghijklmnopqrstuvwxyz0123456789abcdwfghijklmnopqrstuvwxyz0123456789.sh     11 drwx------ 2 root root    16384 Nov 29 19:19 lost+found     15 lrwxrwxrwx 1 root root       12 Nov 29 19:41 softlink.10M -> testfile.10M     14 -rw-r--r-- 2 root root 10485760 Nov 29 19:21 testfile.10M     13 -rw-r--r-- 1 root root    35840 Nov 29 19:20 testfile.35K# echo "stat <17>" | debugfs /dev/sdb6debugfs 1.39 (29-May-2006)debugfs:  Inode: 17   Type: symlink    Mode:  0777   Flags: 0x0   Generation: 744523175User:     0   Group:     0   Size: 75File ACL: 1542    Directory ACL: 0Links: 1   Blockcount: 16Fragment:  Address: 0    Number: 0    Size: 0ctime: 0x474ea824 -- Thu Nov 29 19:53:08 2007atime: 0x474ea826 -- Thu Nov 29 19:53:10 2007mtime: 0x474ea824 -- Thu Nov 29 19:53:08 2007BLOCKS:                (0):6144                TOTAL: 1            

    此处我们创建了一个名字长度为 75 个字符的文件,并建立一个符号链接(其索引节点号是 17)指向这个文件。由于链接指向的位置路径名超过了 60 个字符,因此还需要使用一个数据块(6144)来存储这个路径名。手工恢复方法如下:


    清单24. 恢复长名符号链接
                    # dd if=/dev/sdb6 of=longsoftlink.6144 bs=4096 count=1 skip=6144# xxd longsoftlink.6144 | more0000000: 6162 6364 7766 6768 696a 6b6c 6d6e 6f70  abcdwfghijklmnop0000010: 7172 7374 7576 7778 797a 3031 3233 3435  qrstuvwxyz0123450000020: 3637 3839 6162 6364 7766 6768 696a 6b6c  6789abcdwfghijkl0000030: 6d6e 6f70 7172 7374 7576 7778 797a 3031  mnopqrstuvwxyz010000040: 3233 3435 3637 3839 2e73 6800 0000 0000  23456789.sh.....0000050: 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000  ................

    这样符号链接的数据就可以完整地恢复出来了。

    需要注意的是,为了保证整个文件系统的完整性,在恢复硬链接时,还需要修改链接指向的索引节点的引用计数值,这可以使用 e2fsck 帮助完成,详细步骤请参看上一节目录的恢复。

    小结

    本文介绍了 ext2 文件系统中比较特殊的一些文件的存储和恢复机制,包括文件洞、目录和链接,并介绍了如何结合使用 debugfs 和 e2fsck 等工具完整恢复 ext2 文件系统的方法。在本系列的后续文章中,我们将介绍几个可以自动恢复 ext2 文件系统中已删除文件的工具,以及对 ext2 文件系统的后继者 ext3 和 ext4 文件系统的一些考虑。


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    描述 名字 大小 下载方法
    样例代码 read_dir_entry.c 2KB HTTP
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  • ...   对于很多 Linux 的用户来说,可能有一个问题一直都非常头疼:对于那些不...大家知道,在 Windows 系统上,回收站中保存了最近使用资源管理器时删除的文件。即便是对于那些在命令行中删除的文件来说,也有...

    原文地址:http://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-cn-filesrc/index.html

     

    对于很多 Linux 的用户来说,可能有一个问题一直都非常头疼:对于那些不小心删除的数据来说,怎样才能恢复出来呢?大家知道,在 Windows 系统上,回收站中保存了最近使用资源管理器时删除的文件。即便是对于那些在命令行中删除的文件来说,也有很多工具(例如recover4all,FinalData Recovery)可以把这些已经删除的文件恢复出来。在Linux 下这一切是否可能呢?

    实际上,为了方便用户的使用,现在 Linux 上流行的桌面管理工具(例如gnome和KDE)中都已经集成了回收站的功能。其基本思想是在桌面管理工具中捕获对文件的删除操作,将要删除的文件移动到用户根目录下的 .Trash 文件夹中,但却并不真正删除该文件。当然,像在 Windows 上一样,如果用户在删除文件的同时,按下了 Shift 键并确认删除该文件,那么这个文件就不会被移动到 .Trash 文件夹中,也就无从恢复了。此时,习惯了使用 Windows 上各种恢复工具的人就会顿足捶胸,抱怨 Linux 上工具的缺乏了。但是请稍等一下,难道按照这种方式删除的文件就真的无从恢复了么?或者换一个角度来看,使用 rm 命令删除的文件是否还有办法能够恢复出来呢?

    背景知识

    在开始真正进行实践之前,让我们首先来了解一下在 Linux 系统中,文件是如何进行存储和定位的,这对于理解如何恢复文件来说非常重要。我们知道,数据最终以数据块的形式保存在磁盘上,而操作系统是通过文件系统来管理这些数据的。ext2/ext3 是 Linux 上应用最为广泛的文件系统,本文将以 ext2 文件系统为例展开介绍。

    我们知道,在操作系统中,文件系统是采用一种层次化的形式表示的,通常可以表示成一棵倒置的树。所有的文件和子目录都是通过查找其父目录项来定位的,目录项中通过匹配文件名可以找到对应的索引节点号(inode),通过查找索引节点表(inode table)就可以找到文件在磁盘上的位置,整个过程如图1所示。


    图 1. 文件数据定位过程
    文件数据定位过程 

    对于 ext2 类型的文件系统来说,目录项是使用一个名为 ext2_dir_entry_2 的结构来表示的,该结构定义如下所示:


    清单 1. ext2_dir_entry_2 结构定义
                    
    struct ext2_dir_entry_2 {
            __le32  inode;                  /* 索引节点号 */
            __le16  rec_len;                /* 目录项的长度 */
            __u8    name_len;               /* 文件名长度 */
            __u8    file_type;              /* 文件类型 */
            char    name[EXT2_NAME_LEN];    /* 文件名 */
    };
    

    在 Unix/Linux 系统中,目录只是一种特殊的文件。目录和文件是通过 file_type 域来区分的,该值为 1 则表示是普通文件,该值为 2 则表示是目录。

    对于每个 ext2 分区来说,其在物理磁盘上的布局如图 2 所示:


    图 2. ext2 分区的布局
    ext2 分区的布局 

    从图 2 中可以看到,对于 ext2 文件系统来说,磁盘被划分成一个个大小相同的数据块,每个块的大小可以是1024、2048 或 4096 个字节。其中,第一个块称为引导块,一般保留做引导扇区使用,因此 ext2 文件系统一般都是从第二个块开始的。剩余的块被划分为一个个的块组,ext2 文件系统会试图尽量将相同文件的数据块都保存在同一个块组中,并且尽量保证文件在磁盘上的连续性,从而提高文件读写时的性能。

    至于一个分区中到底有多少个块组,这取决于两个因素:

    1. 分区大小。
    2. 块大小。

    最终的计算公式如下:

    分区中的块组数=分区大小/(块大小*8)

    这是由于在每个块组中使用了一个数据块位图来标识数据块是否空闲,因此每个块组中最多可以有(块大小*8)个块;该值除上分区大小就是分区中总的块组数。

    每个块组都包含以下内容:

    1. 超级块。存放文件系统超级块的一个拷贝。
    2. 组描述符。该块组的组描述符。
    3. 数据块位图。标识相应的数据块是否空闲。
    4. 索引节点位图。标识相应的索引节点是否空闲。
    5. 索引节点表。存放所有索引节点的数据。
    6. 数据块。该块组中用来保存实际数据的数据块。

    在每个块组中都保存了超级块的一个拷贝,默认情况下,只有第一个块组中的超级块结构才会被系统内核使用;其他块组中的超级块可以在 e2fsck 之类的程序对磁盘上的文件系统进行一致性检查使用。在 ext2 文件系统中,超级块的结构会通过一个名为 ext2_super_block 的结构进行引用。该结构的一些重要域如下所示:


    清单 2. ext2_super_block 结构定义
                    
    struct ext2_super_block {
            __le32  s_inodes_count;         /* 索引节点总数 */
            __le32  s_blocks_count;         /* 块数,即文件系统以块为单位的大小 */
            __le32  s_r_blocks_count;       /* 系统预留的块数 */
            __le32  s_free_blocks_count;    /* 空闲块数 */
            __le32  s_free_inodes_count;    /* 空闲索引节点数 */
            __le32  s_first_data_block;     /* 第一个可用数据块的块号 */
            __le32  s_log_block_size;       /* 块大小 */
            __le32  s_blocks_per_group;     /* 每个块组中的块数 */
            __le32  s_inodes_per_group;     /* 每个块组中的索引节点个数 */
            ...
    }
    

    每个块组都有自己的组描述符,在 ext2 文件系统中是通过一个名为 ext2_group_desc的结构进行引用的。该结构的定义如下:


    清单 3. ext2_group_desc 结构定义
                    
    /*
     * Structure of a blocks group descriptor
     */
    struct ext2_group_desc
    {
            __le32  bg_block_bitmap;        /* 数据块位图的块号 */
            __le32  bg_inode_bitmap;        /* 索引节点位图的块号 */
            __le32  bg_inode_table;         /* 第一个索引节点表的块号 */
            __le16  bg_free_blocks_count;   /* 该组中空闲块数 */
            __le16  bg_free_inodes_count;   /* 该组中空闲索引节点数 */
            __le16  bg_used_dirs_count;     /* 该组中的目录项 */
            __le16  bg_pad;
            __le32  bg_reserved[3];
    };
    

    数据块位图和索引节点位图分别占用一个块的大小,其每一位描述了对应数据块或索引节点是否空闲,如果该位为0,则表示空闲;如果该位为1,则表示已经使用。

    索引节点表存放在一系列连续的数据块中,每个数据块中可以包括若干个索引节点。每个索引节点在 ext2 文件系统中都通过一个名为 ext2_inode 的结构进行引用,该结构大小固定为 128 个字节,其中一些重要的域如下所示:


    清单 4. ext2_inode 结构定义
                    
    /*
     * Structure of an inode on the disk
     */
    struct ext2_inode {
            __le16  i_mode;         /* 文件模式 */
            __le16  i_uid;          /* 文件所有者的 uid */
            __le32  i_size;         /* 以字节为单位的文件长度 */
            __le32  i_atime;        /* 最后一次访问该文件的时间 */
            __le32  i_ctime;        /* 索引节点最后改变的时间 */
            __le32  i_mtime;        /* 文件内容最后改变的时间 */
            __le32  i_dtime;        /* 文件删除的时间 */
            __le16  i_gid;          /* 文件所有者的 gid */
            __le16  i_links_count;  /* 硬链接数 */
            __le32  i_blocks;       /* 文件的数据块数 */
            ...
            __le32  i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* 指向数据块的指针 */
            ...
    };
    

    第一个索引节点所在的块号保存在该块组描述符的 bg_inode_table 域中。请注意 i_block 域,其中就包含了保存数据的数据块的位置。有关如何对数据块进行寻址,请参看后文“数据块寻址方式”一节的内容。

    需要知道的是,在普通的删除文件操作中,操作系统并不会逐一清空保存该文件的数据块的内容,而只会释放该文件所占用的索引节点和数据块,方法是将索引节点位图和数据块位图中的相应标识位设置为空闲状态。因此,如果我们可以找到文件对应的索引节点,由此查到相应的数据块,就可能从磁盘上将已经删除的文件恢复出来。

    幸运的是,这一切都是可能的!本文将通过几个实验来了解一下如何从磁盘上恢复删除的文件。

    数据块寻址方式

    回想一下,ext2_inode 结构的 i_block 域是一个大小为 EXT2_N_BLOCKS 的数组,其中保存的就是真正存放文件数据的数据块的位置。通常来说,EXT2_N_BLOCKS 大小为 15。在 ext2 文件系统,采用了直接寻址和间接寻址两种方式来对数据块进行寻址,原理如图3 所示:


    图 3. 数据块寻址方式
    数据块寻址方式 
    • 对于 i_block 的前 12 个元素(i_block[0]到i_block[11])来说,其中存放的就是实际的数据块号,即对应于文件的 0 到 11 块。这种方式称为直接寻址。
    • 对于第13个元素(i_block[12])来说,其中存放的是另外一个数据块的逻辑块号;这个块中并不存放真正的数据,而是存放真正保存数据的数据块的块号。即 i_block[12] 指向一个二级数组,其每个元素都是对应数据块的逻辑块号。由于每个块号需要使用 4 个字节表示,因此这种寻址方式可以访问的对应文件的块号范围为 12 到 (块大小/4)+11。这种寻址方式称为间接寻址。
    • 对于第14个元素(i_block[13])来说,其中存放也是另外一个数据块的逻辑块号。与间接寻址方式不同的是,i_block[13] 所指向的是一个数据块的逻辑块号的二级数组,而这个二级数组的每个元素又都指向一个三级数组,三级数组的每个元素都是对应数据块的逻辑块号。这种寻址方式称为二次间接寻址,对应文件块号的寻址范围为 (块大小/4)+12 到 (块大小/4)2+(块大小/4)+11。
    • 对于第15个元素(i_block[14])来说,则利用了三级间接索引,其第四级数组中存放的才是逻辑块号对应的文件块号,其寻址范围从 (块大小/4)2+(块大小/4)+12 到 (块大小/4)3+ (块大小/4)2+(块大小/4)+11。

    ext2 文件系统可以支持1024、2048和4096字节三种大小的块,对应的寻址能力如下表所示:


    表 1. 各种数据块对应的文件寻址范围
    块大小 直接寻址 间接寻址 二次间接寻址 三次间接寻址
    1024 12KB 268KB 64.26MB 16.06GB
    2048 24KB 1.02MB 513.02MB 265.5GB
    4096 48KB 4.04MB 4GB ~ 4TB

    掌握上面介绍的知识之后,我们就可以开始恢复文件的实验了。

    准备文件系统

    为了防止破坏已有系统,本文将采用一个新的分区进行恢复删除文件的实验。

    首先让我们准备好一个新的分区,并在上面创建 ext2 格式的文件系统。下面的命令可以帮助创建一个 20GB 的分区:


    清单 5. 新建磁盘分区
                    
    # fdisk /dev/sdb << END
    n
    
    +20G
    p
    w
    q
    END
    

    在笔者的机器上,这个分区是 /dev/sdb6。然后创建文件系统:


    清单 6. 在新分区上创建 ext2 文件系统
                    
    # mke2fs /dev/sdb6
    

    并将其挂载到系统上来:


    清单 7. 挂载创建的 ext2 文件系统
                    
    # mkdir /tmp/test
    # mount /dev/sdb6 /tmp/test
    

    在真正使用这个文件系统之前,让我们首先使用系统提供的一个命令 dumpe2fs 来熟悉一下这个文件系统的一些具体参数:


    清单 8. 使用 dumpe2fs 熟悉这个文件系统的参数
                    
    # dumpe2fs /dev/sdb6 
    dumpe2fs 1.39 (29-May-2006)
    Filesystem volume name:   <none>
    Last mounted on:          <not available>
    Filesystem UUID:          d8b10aa9-c065-4aa5-ab6f-96a9bcda52ce
    Filesystem magic number:  0xEF53
    Filesystem revision #:    1 (dynamic)
    Filesystem features:      ext_attr resize_inode dir_index filetype sparse_super large_file
    Default mount options:    (none)
    Filesystem state:         not clean
    Errors behavior:          Continue
    Filesystem OS type:       Linux
    Inode count:              2443200
    Block count:              4885760
    Reserved block count:     244288
    Free blocks:              4797829
    Free inodes:              2443189
    First block:              0
    Block size:               4096
    Fragment size:            4096
    Reserved GDT blocks:      1022
    Blocks per group:         32768
    Fragments per group:      32768
    Inodes per group:         16288
    Inode blocks per group:   509
    Filesystem created:       Mon Oct 29 20:04:16 2007
    Last mount time:          Mon Oct 29 20:06:52 2007
    Last write time:          Mon Oct 29 20:08:31 2007
    Mount count:              1
    Maximum mount count:      39
    Last checked:             Mon Oct 29 20:04:16 2007
    Check interval:           15552000 (6 months)
    Next check after:         Sat Apr 26 20:04:16 2008
    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:      d1432419-2def-4762-954a-1a26fef9d5e8
    
    
    Group 0: (Blocks 0-32767)
      Primary superblock at 0, Group descriptors at 1-2
      Reserved GDT blocks at 3-1024
      Block bitmap at 1025 (+1025), Inode bitmap at 1026 (+1026)
      Inode table at 1027-1535 (+1027)
      31224 free blocks, 16276 free inodes, 2 directories
      Free blocks: 1543-22535, 22537-32767
      Free inodes: 12, 14-16288
    
    ...
    
    Group 149: (Blocks 4882432-4885759)
      Block bitmap at 4882432 (+0), Inode bitmap at 4882433 (+1)
      Inode table at 4882434-4882942 (+2)
      2817 free blocks, 16288 free inodes, 0 directories
      Free blocks: 4882943-4885759
      Free inodes: 2426913-2443200
    

    应用前面介绍的一些知识,我们可以看到,这个文件系统中,块大小(Block size)为4096字节,因此每个块组中的块数应该是4096*8=32768个(Blocks per group),每个块组的大小是 128MB,整个分区被划分成20GB/(4KB*32768)=160个。但是为什么我们只看到 150 个块组(0到149)呢?实际上,在 fdisk 中,我们虽然输入要创建的分区大小为 20GB,但实际上,真正分配的空间并不是严格的20GB,而是只有大约 20*109 个字节,准确地说,应该是 (4885760 * 4096) / (1024*1024*1024) = 18.64GB。这是由于不同程序的计数单位的不同造成的,在使用存储设备时经常遇到这种问题。因此,这个分区被划分成 150 个块组,前 149 个块组分别包含 32768 个块(即 128B),最后一个块组只包含 3328 个块。

    另外,我们还可以看出,每个索引节点的大小是 128 字节,每个块组中包含 16288 个索引节点,在磁盘上使用 509 个块来存储(16288*128/4096),在第一个块组中,索引节点表保存在 1027 到 1535 块上。

    数据块和索引节点是否空闲,是分别使用块位图和索引节点位图来标识的,在第一个块组中,块位图和索引节点位图分别保存在 1025 和 1026 块上。

    dumpe2fs 的输出结果中还包含了其他一些信息,我们暂时先不用详细关心这些信息。

    准备测试文件

    现在请将附件中的 createfile.sh 文件下载到本地,并将其保存到 /tmp/test 目录中,这个脚本可以帮助我们创建一个特殊的文件,其中每行包含 1KB 字符,最开始的14个字符表示行号。之所以采用这种文件格式,是为了方便地确认所恢复出来的文件与原始文件之间的区别。这个脚本的用法如下:


    清单 9. createfile.sh 脚本的用法
                    
    # ./createfile.sh [size in KB] [filename]
    

    第 1 个参数表示所生成的文件大小,单位是 KB;第 2 个参数表示所生成文件的名字。

    下面让我们创建几个测试文件:


    清单 10. 准备测试文件
                    
    # cd /tmp/test
    #./createfile.sh 35 testfile.35K
    #./createfile.sh 10240 testfile.10M
    
    # cp testfile.35K testfile.35K.orig
    # cp testfile.10M testfile.10M.orig
    

    上面的命令新创建了大小为 35 KB 和 9000KB 的两个文件,并为它们各自保存了一个备份,备份文件的目的是为了方便使用 diff 之类的工具验证最终恢复出来的文件与原始文件完全一致。

    ls 命令的 –i 选项可以查看有关保存文件使用的索引节点的信息:


    清单11. 查看文件的索引节点号
                    
    # ls -li | sort
    11 drwx------ 2 root root    16384 Oct 29 20:08 lost+found
    12 -rwxr-xr-x 1 root root     1406 Oct 29 20:09 createfile.sh
    13 -rw-r--r-- 1 root root    35840 Oct 29 20:09 testfile.35K
    14 -rw-r--r-- 1 root root 10485760 Oct 29 20:10 testfile.10M
    15 -rw-r--r-- 1 root root    35840 Oct 29 20:10 testfile.35K.orig
    16 -rw-r--r-- 1 root root 10485760 Oct 29 20:11 testfile.10M.orig
    

    第一列中的数字就是索引节点号。从上面的输出结果我们可以看出,索引节点号是按照我们创建文件的顺序而逐渐自增的,我们刚才创建的 35K 大小的文件的索引节点号为 13,10M 大小的文件的索引节点号为 14。debugfs 中提供了很多工具,可以帮助我们了解进一步的信息。现在执行下面的命令:


    清单12. 查看索引节点 <13> 的详细信息
                    
    # echo "stat <13>" | debugfs /dev/sdb6
    debugfs 1.39 (29-May-2006)
    Inode: 13  Type: regular    Mode:  0644   Flags: 0x0   Generation: 2957086759
    User:     0   Group:     0   Size: 35840
    File ACL: 0    Directory ACL: 0
    Links: 1   Blockcount: 72
    Fragment:  Address: 0    Number: 0    Size: 0
    ctime: 0x47268467 -- Mon Oct 29 20:09:59 2007
    atime: 0x4726849d -- Mon Oct 29 20:10:53 2007
    mtime: 0x47268467 -- Mon Oct 29 20:09:59 2007
    BLOCKS:
    (0-8):4096-4104
    TOTAL: 9
    

    输出结果显示的就是索引节点 13 的详细信息,从中我们可以看到诸如文件大小(35840=35K)、权限(0644)等信息,尤其需要注意的是最后 3 行的信息,即该文件被保存到磁盘上的 4096 到 4104 总共 9 个数据块中。

    下面再看一下索引节点 14 (即 testfile.10M 文件)的详细信息:


    清单13. 查看索引节点 <14> 的详细信息
                    
    # echo "stat <14>" | debugfs /dev/sdb6
    debugfs 1.39 (29-May-2006)
    Inode: 14  Type: regular  Mode: 0644  Flags: 0x0   Generation: 2957086760
    User:     0   Group:     0   Size: 10485760
    File ACL: 0    Directory ACL: 0
    Links: 1   Blockcount: 20512
    Fragment:  Address: 0    Number: 0    Size: 0
    ctime: 0x47268485 -- Mon Oct 29 20:10:29 2007
    atime: 0x472684a5 -- Mon Oct 29 20:11:01 2007
    mtime: 0x47268485 -- Mon Oct 29 20:10:29 2007
    BLOCKS:
    (0-11):24576-24587, (IND):24588, (12-1035):24589-25612, (DIND):25613, (IND):25614, 
    (1036-2059):25615-26638, (IND):26639, (2060-2559):26640-27139
    TOTAL: 2564
    

    和索引节点 13 相比,二者之间最重要的区别在于 BLOCKS 的数据,testfile.10M 在磁盘上总共占用了 2564 个数据块,由于需要采用二级间接寻址模式进行访问,所以使用了4个块来存放间接寻址的信息,分别是24588、25613、25614和26639,其中25613块中存放的是二级间接寻址的信息。

    恢复删除文件

    现在将刚才创建的两个文件删除:


    清单14. 删除测试文件
                    
    # rm -f testfile.35K testfile.10M
    

    debugfs 的 lsdel 命令可以查看文件系统中删除的索引节点的信息:


    清单15. 使用 lsdel 命令搜索已删除的文件
                    
    # echo "lsdel" | debugfs /dev/sdb6
    debugfs 1.39 (29-May-2006)
     Inode  Owner  Mode    Size    Blocks   Time deleted
        13      0 100644  35840    9/9      Mon Oct 29 20:32:05 2007
        14      0 100644 10485760 2564/2564 Mon Oct 29 20:32:05 2007
    2 deleted inodes found.
    

    回想一下 inode 结构中有 4 个有关时间的域,分别是 i_atime、i_ctime、i_mtime和i_dtime,分别表示该索引节点的最近访问时间、创建时间、修改时间和删除时间。其中 i_dtime域只有在该索引节点对应的文件或目录被删除时才会被设置。dubugfs 的 lsdel 命令会去扫描磁盘上索引节点表中的所有索引节点,其中 i_dtime 不为空的项就被认为是已经删除的文件所对应的索引节点。

    从上面的结果可以看到,刚才删除的两个文件都已经找到了,我们可以通过文件大小区分这两个文件,二者一个大小为35K,另外一个大小为10M,正式我们刚才删除的两个文件。debugfs 的 dump 命令可以帮助恢复文件:


    清单16. 使用 dump 命令恢复已删除的文件
                    
    # echo "dump <13> /tmp/recover/testfile.35K.dump" | debugfs /dev/sdb6
    # echo "dump <14> /tmp/recover/testfile.10M.dump" | debugfs /dev/sdb6
    

    执行上面的命令之后,在 /tmp/recover 目录中会生成两个文件,比较这两个文件与我们前面备份的文件的内容就会发现,testfile.35K.dump 与 testfile.35K.orig 的内容完全相同,而 testfile.10M.dump 文件中则仅有前 48K 数据是对的,后面的数据全部为 0 了。这是否意味着删除文件时间已经把数据也同时删除了呢?实际上不是,我们还是有办法把数据全部恢复出来的。记得我们刚才使用 debugfs 的 stat 命令查看索引节点 14 时的 BLOCKS 的数据吗?这些数据记录了整个文件在磁盘上存储的位置,有了这些数据就可以把整个文件恢复出来了,请执行下面的命令:


    清单 17. 使用 dd 命令手工恢复已删除的文件
                    
    # dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/testfile.10M.dd.part1 bs=4096 count=12 skip=24576
    # dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/testfile.10M.dd.part2 bs=4096 count=1024 skip=24589
    # dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/testfile.10M.dd.part2 bs=4096 count=1024 skip=25615
    # dd if=/dev/sdb6 of=/tmp/recover/testfile.10M.dd.part4 bs=4096 count=500 skip=26640
    
    # cat /tmp/recover/testfile.10M.dd.part[1-4] > /tmp/recover/ testfile.10M.dd
    

    比较一下最终的 testfile.10M.dd 文件和已经备份过的 testfile.10M.orig 文件就会发现,二者完全相同:


    清单 18. 使用 diff 命令对恢复文件和原文件进行比较
                    
    # diff /tmp/recover/ testfile.10M.dd /tmp/test/ testfile.10M.orig
    

    数据明明存在,但是刚才我们为什么没法使用 debugfs 的 dump 命令将数据恢复出来呢?现在使用 debugfs 的 stat 命令再次查看一下索引节点 14 的信息:


    清单 19. 再次查看索引节点 <14> 的详细信息
                    
    # echo "stat <14>" | debugfs /dev/sdb6
    debugfs 1.39 (29-May-2006)
    Inode: 14  Type: regular  Mode:  0644  Flags: 0x0   Generation: 2957086760
    User:     0   Group:     0   Size: 10485760
    File ACL: 0    Directory ACL: 0
    Links: 0   Blockcount: 20512
    Fragment:  Address: 0    Number: 0    Size: 0
    ctime: 0x47268995 -- Mon Oct 29 20:32:05 2007
    atime: 0x472684a5 -- Mon Oct 29 20:11:01 2007
    mtime: 0x47268485 -- Mon Oct 29 20:10:29 2007
    dtime: 0x47268995 -- Mon Oct 29 20:32:05 2007
    BLOCKS:
                    (0-11):24576-24587, (IND):24588, (DIND):25613
                    TOTAL: 14
                

    与前面的结果比较一下不难发现,BLOCKS后面的数据说明总块数为 14,而且也没有整个文件所占据的数据块的详细说明了。既然文件的数据全部都没有发生变化,那么间接寻址所使用的那些索引数据块会不会有问题呢?现在我们来查看一下 24588 这个间接索引块中的内容:


    清单 20. 查看间接索引块 24588 中的内容
                    
    # dd if=/dev/sdb6 of=block. 24588 bs=4096 count=1 skip=24588
    
    # hexdump block. 24588
    0000000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000
    *
    0001000
    

    显然,这个数据块的内容被全部清零了。debugfs 的dump 命令按照原来的寻址方式试图恢复文件时,所访问到的实际上都是第0 个数据块(引导块)中的内容。这个分区不是可引导分区,因此这个数据块中没有写入任何数据,因此 dump 恢复出来的数据只有前48K是正确的,其后所有的数据全部为0。

    实际上,ext2 是一种非常优秀的文件系统,在磁盘空间足够的情况下,它总是试图将数据写入到磁盘上的连续数据块中,因此我们可以假定数据是连续存放的,跳过间接索引所占据的 24588、25613、25614和26639,将从24576 开始的其余 2500 个数据块读出,就能将整个文件完整地恢复出来。但是在磁盘空间有限的情况下,这种假设并不成立,如果系统中磁盘碎片较多,或者同一个块组中已经没有足够大的空间来保存整个文件,那么文件势必会被保存到一些不连续的数据块中,此时上面的方法就无法正常工作了。

    反之,如果在删除文件的时候能够将间接寻址使用的索引数据块中的信息保存下来,那么不管文件在磁盘上是否连续,就都可以将文件完整地恢复出来了,但是这样就需要修改 ext2 文件系统的实现了。在 ext2 的实现中,与之有关的有两个函数:ext2_free_data 和 ext2_free_branches(都在 fs/ext2/inode.c 中)。2.6 版本内核中这两个函数的实现如下:


    清单 21. 内核中 ext2_free_data 和 ext2_free_branches 函数的实现
                    
    814 /**
    815  *      ext2_free_data - free a list of data blocks
    816  *      @inode: inode we are dealing with
    817  *      @p:     array of block numbers
    818  *      @q:     points immediately past the end of array
    819  *
    820  *      We are freeing all blocks refered from that array (numbers are
    821  *      stored as little-endian 32-bit) and updating @inode->i_blocks
    822  *      appropriately.
    823  */
    824 static inline void ext2_free_data(struct inode *inode, __le32 *p, __le32 *q)
    825 {
    826         unsigned long block_to_free = 0, count = 0;
    827         unsigned long nr;
    828 
    829         for ( ; p < q ; p++) {
    830                 nr = le32_to_cpu(*p);
    831                 if (nr) {
    832                         *p = 0;
    833                         /* accumulate blocks to free if they're contiguous */
    834                         if (count == 0)
    835                                 goto free_this;
    836                         else if (block_to_free == nr - count)
    837                                 count++;
    838                         else {
    839                                 mark_inode_dirty(inode);
    840                                 ext2_free_blocks (inode, block_to_free, count);
    841                         free_this:
    842                                 block_to_free = nr;
    843                                 count = 1;
    844                         }
    845                 }
    846         }
    847         if (count > 0) {
    848                 mark_inode_dirty(inode);
    849                 ext2_free_blocks (inode, block_to_free, count);
    850         }
    851 }
    852 
    853 /**
    854  *      ext2_free_branches - free an array of branches
    855  *      @inode: inode we are dealing with
    856  *      @p:     array of block numbers
    857  *      @q:     pointer immediately past the end of array
    858  *      @depth: depth of the branches to free
    859  *
    860  *      We are freeing all blocks refered from these branches (numbers are
    861  *      stored as little-endian 32-bit) and updating @inode->i_blocks
    862  *      appropriately.
    863  */
    864 static void ext2_free_branches(struct inode *inode, __le32 *p, __le32 *q, int depth)
    865 {
    866         struct buffer_head * bh;
    867         unsigned long nr;
    868 
    869         if (depth--) {
    870                 int addr_per_block = EXT2_ADDR_PER_BLOCK(inode->i_sb);
    871                 for ( ; p < q ; p++) {
    872                         nr = le32_to_cpu(*p);
    873                         if (!nr)
    874                                 continue;
    875                         *p = 0;
    876                         bh = sb_bread(inode->i_sb, nr);
    877                         /*
    878                          * A read failure? Report error and clear slot
    879                          * (should be rare).
    880                          */ 
    881                         if (!bh) {
    882                                 ext2_error(inode->i_sb, "ext2_free_branches",
    883                                         "Read failure, inode=%ld, block=%ld",
    884                                         inode->i_ino, nr);
    885                                 continue;
    886                         }
    887                         ext2_free_branches(inode,
    888                                            (__le32*)bh->b_data,
    889                                            (__le32*)bh->b_data + addr_per_block,
    890                                            depth);
    891                         bforget(bh);
    892                         ext2_free_blocks(inode, nr, 1);
    893                         mark_inode_dirty(inode);
    894                 }
    895         } else
    896                 ext2_free_data(inode, p, q);
    897 }
    

    注意第 832 和 875 这两行就是用来将对应的索引项置为 0 的。将这两行代码注释掉(对于最新版本的内核 2.6.23 可以下载本文给的补丁)并重新编译 ext2 模块,然后重新加载新编译出来的模块,并重复上面的实验,就会发现利用 debugfs 的 dump 命令又可以完美地恢复出整个文件来了。

    显然,这个补丁并不完善,因为这个补丁中的处理只是保留了索引数据块中的索引节点数据,但是还没有考虑数据块位图的处理,如果对应的数据块没有设置为正在使用的状态,并且刚好这些数据块被重用了,其中的索引节点数据就有可能会被覆盖掉了,这样就彻底没有办法再恢复文件了。感兴趣的读者可以沿用这个思路自行开发一个比较完善的补丁。

    小结

    本文介绍了 ext2 文件系统中的一些基本概念和重要数据结构,并通过几个实例介绍如何恢复已经删除的文件,最后通过修改内核中 ext2 文件系统的实现,解决了大文件无法正常恢复的问题。本系列的下一篇文章中,将介绍如何恢复 ext2 文件系统中的一些特殊文件,以及如何恢复整个目录等方面的问题。


    下载

    描述 名字 大小 下载方法
    创建测试文件使用的脚本 createfile.sh 2KB HTTP
    针对 2.6.23 版本内核解决大文件无法恢复问题的补丁 indirect_index.patch 2KB HTTP

    关于下载方法的信息


    参考资料

    作者简介

    冯锐,软件工程师,目前在 IBM 开发中心从事 AIX 性能测试方面的工作。您可以通过 fengrui@cn.ibm.com 与他联系。

    丁成,软件工程师,目前在 IBM 开发中心从事 AIX 性能测试方面的工作,您可以通过 dingc@cn.ibm.com 与他联系。

    展开全文
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