本文的目的是向Linux新手介绍一种无价的资源，Larry Wall的patch程序。patch是用来查找文件之间差异的GNU diff命令的一个接口；diff有很多选项，但是该命令最常用的用途是用来生成一个文件，该文件中列出了内容发生改变的行，显示两个原始文件、修改过的行以及由于内容没有变化而忽略掉的行。patch典型地用于把一个目录下的源代码文件更新到新的版本，从而就避免了下载整个新的源代码档案的必要。下载一个有效的patch仅仅需要下载发生变化的那些代码行就可以了。

　　 patch最初源自十年前，那时网络带宽的限制促进了patch的发展，然而和当时的很多Unix工具一样，直到现在，patch还在广泛应用。在Dr. Dobb之旅的2月份的程序员杂志中，Larry Wall对早期的patch做了一些很有趣的说明：

　　 DDJ:顺便问一下，patch和diff哪个出现的早？

　　 LW:从很长一段时间来说，diff出现地比较早。我想diff大约比patch早10年出现，一回想起来，我就纳闷为什么没有人早些想到使用patch呢？

　　 但是我想我知道这中间的原因。这很大程度上是心理因素使然。当开发出diff时，程序员增加了一个e选项，我想就是这个选项的原因，该选项后来滋生为一个ed脚本，因此大家都会对自己说，"嗯，如果我想自动使用diff，那么我就使用这个选项。"因此从来都没有人编写一个计算机程序来获取其它格式的输出并使用这些结果。或者是那些设计diff的人员，或者是那些使用diff格式而受益的人员太沉迷其中了，因为你可以对那些已经修改过的内容使用diff操作并让这些内容正常工作都是很容易的。

　　 现在回想起来，这个问题是显而易见的。但是平心而论，与其说这是一个天才的灵感的闪现，还不如说这是自信心的体现。我开发出rn的第一个版本，然后继续为它编写补丁，这整个事情就是一团乱麻。你不可能强制用户使用补丁，因为他们可以手工完成这些工作。因此，他们就会省略一些自己认为不必要的工作，他们把新的修改加诸于原来的程序之上，因此而使得程序混乱。我编写补丁，这样就没有人找借口说这很难了。

　　 我不清楚是否事实就是如此，但是多年以来，我一直对别人讲patch对于计算机文化的影响比rn和Perl的影响都要大。现在Internet的速度比原来有大幅度的提高，把整个发行版本分散到世界各地也变得更加简单，似乎只有在开发者之间才需要传送补丁。我已经很多年没有传送Perl的patch工具包了。我认为虽然patch整体上的重要性在逐渐降低，但是仍然是开发者交流思想的一种方法。但是就那一段时间而言，patch真正在相当大的程度上都影响了软件的开发方式。

　　 Larry Wall针对patch对于计算机业界总体上重要性正在降低的评价可能是正确的，但是在自由软件世界中，patch仍然是一种必不可少的工具。无处不在的patch使得新手和非程序员能够简单地参与软件的alpha测试和beta测试，这对于整个计算机业界是十分有益的。

　　 在我留意到在Linux内核邮件列表中会周期性的出现这样一件事情时就产生了写这篇文章的念头。大约每三个月就会有人张贴要求把Linux内核源代码的发行版本独立出来的文章，据说这是因为有些人只对i386的代码和IDE的磁盘驱动感兴趣，他们并不想为每个内核发行版本都下载Alpha、Sparc等等的文件和众多的SCSI驱动程序。这篇文章后面紧跟的是一些耐心的回复文章（有些文章则并没有耐心），大部分文章都是在讨论原来的使用有关patch来更新内核源代码。接着Linus Torvalds就会再次声明自己没有兴趣投身于这种把内核源程序切割成小块的繁杂的劳动，但是如果有人愿意，他们可以自由地开展这项独立的工程。到现在为止都没有志愿者出现。我并不想谴责那些内核黑客不能耐心等待，却把生活变得复杂；我猜想直接使用内核工作可能比检查整个内核的发行版本方案要更加有趣、更富有挑战性。下载11M的内核源程序包可是件非常耗费时间的事情（对于那些按照时间上网的人来说，这是很昂贵的），但是内核patch才只有几十K大小，很少会超过1M。我的硬盘上的2.1.99开发内核源程序经过patch的升级，已经升级到了2.1.119版本，我怀疑如果我紧随内核的发展而不断升级，那么也许我就要完整地下载每一个发行版本了。

　　 使用patch

　　 patch附带有一个很好的帮助，其中罗列了很多选项，但是99%的时间只要两个选项就能满足我们的需要：

　　 patch -p1 < [patchfile]

　　 patch -R < [patchfile] (used to undo a patch)

　　 -p1选项代表patchfile中文件名左边目录的层数，顶层目录在不同的机器上有所不同。要使用这个选项，就要把你的patch放在要被打补丁的目录下，然后在这个目录中运行path -p1 < [patchfile]。来自Linux内核patch的一个简短的引用可以这样实现：

　　 diff -u --recursive --new-file v2.1.118/linux/mm/swapfile.c linux/mm/swapfile. c--- v2.1.118/linux/mm/swapfile.c Wed Aug 26 11:37:45 1998 +++ linux/mm/swapfile.c Wed Aug 26 16:01:57 1998 @@ -489,7 +489,7 @@

　　 int swap_header_version;

　　 int lock_map_size = PAGE_SIZE;

　　 int nr_good_pages = 0; - char tmp_lock_map = 0; + unsigned long tmp_lock_map = 0;

　　 应用来自本段中使用-p1开关拷贝的patch可以有效地减短patch定位的路径；patch会查找当前目录下一个名为/mm的子目录，接着应该会在这儿发现swapfile.c文件，然后等待打补丁。在这个过程中，以破折号（“-”号，译者注）开始的行会被一个以加号（“+”号，译者注）开始的行代替。一个典型的patch会包含对多个文件的更新，每个部分中都由对两个版本的文件运行diff -u命令的输出结果组成。

　　 patch在操作时把自己的输出结果显示在屏幕上，但是这种输出通常都滚屏太快，来不及观看。原来准备patch的文件名为*.orig，新的patch文件会覆盖这个初始文件名。

　　 打补丁的问题

　　 使用不同版本的patch问题来源可能不同，所有的版本在网络上都是可用的。Larry Wall近年来已经不再做很多工作来更新patch了，这可能是由于他最后发行的一个版本在大部分情况下都能正常运行。最近几年以来，一直是GNU项目的FSF程序员发行新版本的patch。他们首先修订有问题的patch，但是我最近一直使用没有问题的2.5版本（这是Debian2.0的发行版本号）。过去，我的2.1版本也一直运行的很好。当前的GNU patch的版本可以从GNU FTP站点上获取，然而大部分人都只使用他们Linux发行版中所提供的版本。

　　 让我们假定你已经对一个目录下的源程序文件进行了patch修补工作，但是patch并没有清晰地发挥作用。这可能会偶然发生，在打补丁的过程中会显示错误信息，其中带有行号，说明哪一个文件出现了问题。有时错误是很明显的，例如缺少了分号，这种错误可以不费多大力气就能改正。另外一种可能是从patch部分删除了产生问题的部分，但是这样根据所涉及到的文件的不同可能会正常工作，也可能不能正常工作了。

　　 另外一种常见的错位为：假设你有一个未使用tar打包的内核源程序文件，在/linux/arch/下浏览各个子目录时你会发现各种机器体系结构子目录，例如alpah、sparc等等。如果你和大多数Linux用户一样，使用的是Intel的处理器（或者是Intel系列），你可以决定删除这些目录，这些目录对于编译你特殊的内核并不需要，只是白白占用了磁盘空间。一段时间之后发行了一个新的内核patch，此时试图进行patch操作，当它发现不能找到自己打补丁需要的Alpha或者PPC文件，就会停顿下来。幸运的是patch在这些地方允许用户参与，它会询问"Skip this patch?"回答"y"，patch就可以按照正确的路径继续执行。也许你需要回答这个问题很多次，因此允许自己不需要的目录保留在磁盘上是一种很好的方法。

　　 给内核打补丁的技巧

　　 很多Linux用户使用patch都主要是给内核源程序打补丁，因此有一些技巧可以使用。可能最简单的方法是使用shell脚本给内核打补丁，这可以在内核源程序树中的/scripts子目录中找到。这种方便的、编写良好的脚本是由Nick Holloway在1995年编写的；两年以后，Adam Sulmicki增加了多种压缩格式的支持，包括*.bz、*.bz2、compress、gzip和无格式文本（也就是已经解压的patch）。这个脚本假定在你使用新版本的patch时，你的内核源程序是在/usr/src/linux目录中。这些缺省值可以通过这种格式的命令行开关覆盖：patch-kernel [sourcedir [patchdir] ]。如果任何一部分的patch失败，对内核打补丁的过程都会失败，但是如果patch清晰地起作用，它就会调用find，这会删除所有的patch留下的*.orig文件。

　　 如果你准备查看命令的输出，或者可能你希望保留*.orig文件直到你确定打过补丁的源程序编译已经通过，按照我的经验，直接运行patch（正如前面介绍的一样，patch位于内核源程序的最高目录）是很可靠的。为了避免对patch进行解压，在使用之前，可以使用这样一个技巧：

　　 gzip -cd patchXX.gz | patch -p1

　　 或者

　　 bzip2 -dc patchXX.bz2 | patch -p1

　　 在使用patch之后，可以使用find程序来检测被拒绝的文件：

　　 find . -name *.rej

　　 第一次使用这个命令，语法可能有些不清楚。点号（“.”）说明find应该查找当前目录并递规查找当前目录之下的所有子目录。记住，点号前后都应该有一个空格。通配符"*"号前面的反斜线把星号转义出来，以免shell会搞混，星号是有其它意义的。如果find找到了任何的*.rej文件，它就会把文件名打印到屏幕上。如果没有任何输出find就退出了，那么就差不多能确定patch正确发挥作用了。

　　 find的另外一个工作是删除*.orig文件：

　　 find . -name *.orig -print0 | xargs -0r rm -f

　　 这个命令敲起来相当麻烦，可以使用一个新的shell别名来代替这个命令。在你的~/.bashrc文件中类似这样的一行：

　　 alias findorig find . -name *.orig -print0 | xargs -0r rm -f

　　 可以允许你只输入findorig就可以调用前面的命令。如果别名命令的定义中包含空格，那么就必须使用单引号。为了不用先退出再重新登陆就可以使用一个新的别名，可以在命令行中敲如~/.bashrc。

　　 附加内容和结束语

　　 在撰写本文时，我刚好把自己的机器从2.1版本使用patch升级到了2.5版本。这两个版本都是来自现在的FSF/GNU维护人员。马上我就注意到2.5版本默认的输出已经改变了，屏幕上显示的信息变少了。原来在patch检测进行修补的行号时显示的Larry Wall的"...hmm"不见了。2.5版本的输出只剩下诸如"patching file [filename]"之类的信息了，而没有早期版本显示的那么多信息了。无可否认，信息滚屏太快，根本无法阅读，但是输出可以重定向到一个文件中供以后使用。这种变化不会影响程序的功能，但是减少了人为的成分。在我看来，使用诸如原来的"...hmm"信息和源代码中的注释一样，对于提醒用户程序是显示执行的工作的结果是很有价值的，这就像人在呼吸一样，而不应该使用一些毫无结果的位集合。通过对patch命令行增加--verbose开关可以恢复原来的显示内容，但是我相信很多用户既不会注意到这个选项，也不会不辞辛劳地输入这个选项。2.1和2.5版本的另外一个不同是除非patch给出了-b选项，否则不能创建*.orig备份文件。

　　 对于那些对软件和内核"前沿"bug报告测试和提供测试报告不感兴趣的人来说，patch并不是必须的，但是通常大部分Linux世界里有趣的开发都是属于这个范畴的。获得patch的使用方式并不困难，这种努力可以得到充分的回报。 

]]> 6132215@http://www21.bokee.com/ 学习资料 2007-02-28T21:56:02Z http://www21.bokee.com/6126922.html Hard Disk Drive Basics

A hard disk is a sealed unit containing a number of platters in a stack. Hard disks may be mounted in a horizontal or a vertical position. In this description, the hard drive is mounted horizontally.

Electromagnetic read/write heads are positioned above and below each platter. As the platters spin, the drive heads move in toward the center surface and out toward the edge. In this way, the drive heads can reach the entire surface of each platter.

 

Making Tracks

On a hard disk, data is stored in thin, concentric bands. A drive head, while in one position can read or write a circular ring, or band called a track. There can be more than a thousand tracks on a 3.5-inch hard disk. Sections within each track are called sectors. A sector is the smallest physical storage unit on a disk, and is almost always 512 bytes (0.5 kB) in size.

The figure below shows a hard disk with two platters.

Figure 3-1 Parts of a Hard Drive

The structure of older hard drives (i.e. prior to Windows 95) will refer to a cylinder/ head/ sector notation. A cylinder is formed while all drive heads are in the same position on the disk. The tracks, stacked on top of each other form a cylinder. This scheme is slowly being eliminated with modern hard drives. All new disks use a translation factor to make their actual hardware layout appear continuous, as this is the way that operating systems from Windows 95 onward like to work.

To the operating system of a computer, tracks are logical rather than physical in structure, and are established when the disk is low-level formatted. Tracks are numbered, starting at 0 (the outermost edge of the disk), and going up to the highest numbered track, typically 1023, (close to the center). Similarly, there are 1,024 cylinders (numbered from 0 to 1023) on a hard disk.

The stack of platters rotate at a constant speed. The drive head, while positioned close to the center of the disk reads from a surface that is passing by more slowly than the surface at the outer edges of the disk. To compensate for this physical difference, tracks near the outside of the disk are less-densely populated with data than the tracks near the center of the disk. The result of the different data density is that the same amount of data can be read over the same period of time, from any drive head position.

The disk space is filled with data according to a standard plan. One side of one platter contains space reserved for hardware track-positioning information and is not available to the operating system. Thus, a disk assembly containing two platters has three sides available for data. Track-positioning data is written to the disk during assembly at the factory. The system disk controller reads this data to place the drive heads in the correct sector position.

Up

Sectors and Clusters

A sector, being the smallest physical storage unit on the disk, is almost always 512 bytes in size because 512 is a power of 2 (2 to the power of 9). The number 2 is used because there are two states in the most basic of computer languages - on and off.

Each disk sector is labelled using the factory track-positioning data. Sector identification data is written to the area immediately before the contents of the sector and identifies the starting address of the sector.

The optimal method of storing a file on a disk is in a contiguous series, i.e. all data in a stream stored end-to-end in a single line. As many files are larger than 512 bytes, it is up to the file system to allocate sectors to store the file’s data. For example, if the file size is 800 bytes, two 512 k sectors are allocated for the file.

A cluster can consist of one or more consecutive sectors. The number of sectors is always an exponent of 2. A cluster could consist of 1 sector (2^0), or, more frequently, 8 sectors (2^3). The only odd number a of sectors a cluster could consist of is 1. It could not be 5 sectors or an even number that is not an exponent of 2. It would not be 10 sectors, but could be 8 or 16 sectors.

They are called clusters because the space is reserved for the data contents. This process protects the stored data from being over-written. Later, if data is appended to the file and its size grows to 1600 bytes, another two clusters are allocated, storing the entire file within four clusters.

Figure 3-2 Sectors and Clusters

 

If contiguous clusters are not available (clusters that are adjacent to each other on the disk), the second two clusters may be written elsewhere on the same disk or within the same cylinder or on a different cylinder - wherever the file system finds two sectors available. A file stored in this non-contiguous manner is considered to be fragmented. Fragmentation can slow down system performance if the file system must direct the drive heads to several different addresses to find all the data in the file you want to read. The extra time for the heads to travel to a number of addresses causes a delay before the entire file is retrieved.

Cluster size can be changed to optimize file storage. A larger cluster size reduces the potential for fragmentation, but increases the likelihood that clusters will have unused space. Using clusters larger than one sector reduces fragmentation, and reduces the amount of disk space needed to store the information about the used and unused areas on the disk.

Most disks used in personal computers today rotate at a constant angular velocity. The tracks near the outside of the disk are less densely populated with data than the tracks near the center of the disk. Thus, a fixed amount of data can be read in a constant period of time, even though the speed of the disk surface is faster on the tracks located further away from the center of the disk.

Modern disks reserve one side of one platter for track positioning information, which is written to the disk at the factory during disk assembly. It is not available to the operating system. The disk controller uses this information to fine tune the head locations when the heads move to another location on the disk. When a side contains the track position information, that side cannot be used for data. Thus, a disk assembly containing two platters has three sides that are available for data.

Master Boot Record (MBR) 

The Master Boot Record, created when you create the first partition on the hard disk, is probably the most important data structure on the disk. It is the first sector on every disk. The location is always track (cylinder) 0, side (head) 0, and sector 1.

The Master Boot Record contains the Partition Table for the disk and a small amount of executable code. On x86-based computers, the executable code examines the Partition Table, and identifies the system partition. The Master Boot Record then finds the system partition's starting location on the disk, and loads an copy of its Partition Boot Sector into memory. The Master Boot Record then transfers execution to executable code in the Partition Boot Sector.

Note: Although there is a Master Boot Record on every hard disk, the executable code in the sector is used only if the disk is connected to an x86-based computer and the disk contains the system partition.

The example below shows a hex dump of the sector containing the Master Boot Record. The figure shows the sector in two parts:

  Physical Sector:Cyl 0,Side 0,Sector 1  
  
  00000000:00 33 C0 8E D0 BC 00 7C -8B F4 50 07 50 1F FB FC .3.....|..P.P..  
  00000010:BF 00 06 B9 00 01 F2 A5 -EA 1D 06 00 00 BE BE 07 ................  
  00000020:B3 04 80 3C 80 74 0E 80 -3C 00 75 1C 83 C6 10 FE ...<.t..<.u.....  
  00000030:CB 75 EF CD 18 8B 14 8B -4C 02 8B EE 83 C6 10 FE .u......L.......  
  00000040:CB 74 1A 80 3C 00 74 F4 -BE 8B 06 AC 3C 00 74 0B .t..<.t.....<.t.  
  00000050:56 BB 07 00 B4 0E CD 10 -5E EB F0 EB FE BF 05 00 V.......^.......  
  00000060:BB 00 7C B8 01 02 57 CD -13 5F 73 0C 33 C0 CD 13 ..|...W.._s.3...  
  00000070:4F 75 ED BE A3 06 EB D3 -BE C2 06 BF FE 7D 81 3D Ou...........}.=  
  00000080:55 AA 75 C7 8B F5 EA 00 -7C 00 00 49 6E 76 61 6C U.u.....|..Inval  
  00000090:69 64 20 70 61 72 74 69 -74 69 6F 6E 20 74 61 62 id partition tab  
  000000A0:6C 65 00 45 72 72 6F 72 -20 6C 6F 61 64 69 6E 67 le.Error loading  
  000000B0:20 6F 70 65 72 61 74 69 -6E 67 20 73 79 73 74 65 operating syste  
  000000C0:6D 00 4D 69 73 73 69 6E -67 20 6F 70 65 72 61 74 m.Missing operat  
  000000D0:69 6E 67 20 73 79 73 74 -65 6D 00 00 80 45 14 15 ing system...E..  
  000000E0:00 00 00 00 00 00 00 00 -00 00 00 00 00 00 00 00 ................  
  000000F0:00 00 00 00 00 00 00 00 -00 00 00 00 00 00 00 00 ................  
  00000100:00 00 00 00 00 00 00 00 -00 00 00 00 00 00 00 00 ................  
  00000110:00 00 00 00 00 00 00 00 -00 00 00 00 00 00 00 00 ................  
  00000120:00 00 00 00 00 00 00 00 -00 00 00 00 00 00 00 00 ................  
  00000130:00 00 00 00 00 00 00 00 -00 00 00 00 00 00 00 00 ................  
  00000140:00 00 00 00 00 00 00 00 -00 00 00 00 00 00 00 00 ................  
  00000150:00 00 00 00 00 00 00 00 -00 00 00 00 00 00 00 00 ................  
  00000160:00 00 00 00 00 00 00 00 -00 00 00 00 00 00 00 00 ................  
  00000170:00 00 00 00 00 00 00 00 -00 00 00 00 00 00 00 00 ................  
  00000180:00 00 00 00 00 00 00 00 -00 00 00 00 00 00 00 00 ................  
  00000190:00 00 00 00 00 00 00 00 -00 00 00 00 00 00 00 00 ................  
  000001A0:00 00 00 00 00 00 00 00 -00 00 00 00 00 00 00 00 ................  
  000001B0:00 00 00 00 00 00 00 00 -FD 4E F2 14 00 00       .........N......  
                                                      80 01               ..  
  000001C0:01 00 06 0F 7F 96 3F 00 -00 00 51 42 06 00 00 00 .....?...QB....  
  000001D0:41 97 07 0F FF 2C 90 42 -06 00 A0 3E 06 00 00 00 A....,.B...>....  
  000001E0:C1 2D 05 0F FF 92 30 81 -0C 00 A0 91 01 00 00 00 .-....0......... 
  000001F0:C1 93 01 0F FF A6 D0 12 -0E 00 C0 4E 00 00 55 AA ...........N..U.

Hard Drive Partition. Partition Table.

The last two bytes in the sector are a signature word for the sector and are always 0x55AA. The next example is a printout of the Partition Table for the disk shown in an example earlier in this chapter. When there are fewer than four partitions, the remaining fields are all zeros.

                                                     80 01              .. 
 000001C0:01 00 06 0F 7F 96 3F 00 -00 00 51 42 06 00 00 00 .....?...QB....
 000001D0:41 97 07 0F FF 2C 90 42 -06 00 A0 3E 06 00 00 00 A....,.B...>....
 000001E0:C1 2D 05 0F FF 92 30 81 -0C 00 A0 91 01 00 00 00 .-....0......... 
 000001F0:C1 93 01 0F FF A6 D0 12 -0E 00 C0 4E 00 00 55 AA ...........N..U. 

The following table describes each entry in the Partition Table. The sample values correspond to the information for partition 1.

Partition Table Fields

The remainder of this section describes the uses of these fields. Definitions of the fields in the Partition Table is the same for primary partitions, extended partitions, and logical drives in extended partitions.

Boot Indicator Field

The Boot Indicator field indicates whether the volume is the system partition. On x-86-based computers, only one primary partition on the disk should have this field set. This field is used only on x86-based computers. On RISC-based computers, the NVRAM contains the information for finding the files to load.

On x86-based computers, it is possible to have different operating systems and different file systems on different volumes. For example, a computer could have MS-DOS on the first primary partition and Windows 95, UNIX, OS/2, or Windows NT on the second. You control which primary partition (active partition in FDISK) to use to start the computer by setting the Boot Indicator field for that partition in the Partition Table.

System ID Field

For primary partitions and logical drives, the System ID field describes the file system used to format the volume. Windows NT uses this field to determine what file system device drivers to load during startup. It also identifies the extended partition, if there is one defined.

These are the values for the System ID field:

Table 3-1 System ID Field Values

Figure presented earlier in this section, has examples of a BIGDOS FAT partition, an NTFS partition, an extended partition, and a 12-bit FAT partition.

If you install Windows NT on a computer that has Windows 95 preinstalled, the FAT partitions might be shown as unknown. If you want to be able to use these partitions when running Windows NT, your only option is to delete the partitions.

OEM versions of Windows 95 support the following four partition types for FAT file systems that Windows NT cannot recognize.

Table 3-2 Partition Types

When you create a volume set or a stripe set, Disk Administrator sets the high bit of the System ID field for each primary partition or logical drive that is a member of the volume. For example, a FAT primary partition or logical drive that is a member of a volume set or a stripe set has a System ID value of 0x86. An NTFS primary partition or logical drive has a System ID value of 0x87. This bit indicates that Windows NT needs to use the HKEY_LOCAL_MACHINE\SYSTEM\DISK Registry subkey to determine how the members of the volume set or stripe set relate to each other. Volumes that have the high bit set can only be accessed by Windows NT.

When a primary partition or logical drive that is a member of a volume set or a stripe set has failed due to write errors or cannot be accessed, the second most significant bit is set. The System ID byte is set to C6 in the case of a FAT volume, or C7 in the case of an NTFS volume.

Note

If you start up MS-DOS, it can only access primary partitions or logical drives that have a value of 0x01, 0x04, 0x05, or 0x06 for the System ID. However, you should be able to delete volumes that have the other values. If you use a MS-DOS-based low-level disk editor, you can read and write any sector, including ones that are in NTFS volumes.

On Windows NT Server, mirror sets and stripe sets with parity also require the use of the Registry subkey HKEY_LOCAL_MACHINE\SYSTEM\DISK to determine how to access the disks.

1、（1，2，3）字节
    磁头号由（1）字节8位表示，其范围为（0 -- 28 - 1），也即（0 磁头-- 254磁头）。   
扇区号由（2）字节低6位表示，其范围为（0 -- 26 - 1），由于扇区号从1开始，所以其范围是

（1扇区-63扇区）。柱面号由（2）字节高2位 + （3）字节，共10位表示，其范围为

（0 --2 10 - 1），也即（0 柱面-- 1023柱面）。当柱面号超过1023时，这10位依然表示成1023，

需要注意。（5，6，7）字节含义同上。

2、（8, 9, 10, 11）字节  
    如果是主分区表，则这4 个字节表示该分区起始逻辑扇区号与逻辑0扇区（0柱面，0磁头，1扇区）

之差。如果非主分区表,则这4 个字节要么表示该分区起始逻辑扇区号与扩展分区起始逻辑扇区号之差，

要么为63。详细情况在后面有所阐述。  
注意： 

1、扇区上的字节是按左边低位，右边高位的顺序排列的。所以在取值时，需要把字节再反一下，

让高位字节在左边，低位字节在右边，这一点在读取逻辑起始扇区号和分区大小时需要注意。举个例子:

第一项的逻辑起始扇区为(3F 00 00 00)，转换为十进制前要先反一下字节顺序，为（00 00 00 3F）

然后在转换为十进制，即63 .同理分区大小为（3F 04 7D 00），先反为（00 7D 04 3F）再转换为

十进制，即8193087。

2、逻辑扇区号与（柱面，磁头，扇区）的相互转换：
令L = 逻辑扇区号，C = 柱面号，H = 磁头号，S = 扇区号。
每道扇区数 =  63
每柱面磁头数 = 255
每柱面扇区数 = 每道扇区数* 每柱面磁头数= 63 × 255= 16065
柱面号下标从0开始。磁头号[0 -- 254]，扇区号[1 -- 63]。
逻辑扇区号下标也从0开始。
(柱面，磁头，扇区)转换成逻辑扇区号的公式为：
L = C×16065 + H ×63 + S - 1 ;
比如（1柱面，1磁头，1扇区），其逻辑扇区号为：
L = 1×16065 + 1×63 + 1 - 1
= 16128
逻辑扇区号转换成(柱面，磁头，扇区) 公式为：
C = L / 16065
H = (L % 16065) / 63
S = (L % 16065) % 63 + 1
比如逻辑扇区号 16127：
C = 16127 / 16065 = 1
H = (16127 % 16065) / 63 = 0
S = (16127 % 16065) % 63 + 1 = 63
即（1柱面，0磁头，63扇区）

3、分区表上有四项，每一项表示一个分区，所以一个分区表最多只能表示4个分区。主分
区表上的4项用来表示主分区和扩展分区的信息。因为扩展分区最多只能有一个，所以硬盘 
最多可以有四个主分区或者三个主分区，一个扩展分区。余下的分区表是表示逻辑分区的。 
这里有必要阐述一点：逻辑区都是位于扩展分区里面的，并且逻辑分区的个数没有限制。
 

4、分区表所在扇区通常在（0磁头，1扇区），而该分区的开始扇区通常位于（1磁头，1扇区），中间

隔了63 个隐藏扇区。
  

三.分区表链的查找
 　分区表链实际上相当于一个单向链表结构。第一个分区表，也即主分区表，可以有一项描述扩展分区。而这一项就相当于指针，指向扩展分区。然后我们根据该指针来到扩展分区起始柱面的0头1扇区，找到第二个分区表。对于该分区表，通常情况下：第一项描述了扩展分区中第一个分区的信息，第二项描述下一个分区,而这第二项就相当于指向第二个分区的指针，第三项，第四项一般均为0。我们可以根据该指针来到扩展分区中第二个分区起始柱面的0头1扇区，找到第三个分区表。以此类推，只到最后一个分区表。而最后一个分 区表只有第一项有信息,余下三项均为0.相当于其指针为空.所以只要找到了一个分区表就可 以推导找出其后面所有分区表。不过该分区表前面的分区表就不好推导出来了。但令人高兴的是这个链表的头节点，也即主分区表的位置是固定的位于（0柱面, 0磁头, 1扇区）处，我们可以很轻易的找到它，然后把剩下的所有分区表一一找到。
以笔者的硬盘为例:一个主分区（C盘）, 一个扩展分区.扩展分区中有两个逻辑分区（D盘,E盘）其分区表链示意图如下:

图一 分区表链示意图

(一).读取（0柱面，0磁头，1扇区）处C盘的主分区表：

[80 01 01 00 0B FE 7F FD 3F 00 00 00 3F 04 7D 00 ]	                                  	  
[00 00 41 FE 0F FE FF FF 7E 04 7D 00 1F 2C B4 00 ]
 
[00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ]

[00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ]

第一项：
（80）（01 01 00）（0B）（FE 7F FD ）（3F 00 00 00 ）（3F 04 7D 00）
描述的是C盘的情况。
1.（80）：表示C盘为活动分区。即系统会从C盘启动。
2.（01 01 00）：表示C盘的起始扇区为（0柱面，0磁头，1扇区）。
3.（0B）：表示C盘的文件系统为FAT32。
4．（FE 7F FD）：
(FE) 16  =  (254) 10  (7F) 16  =  (0111 1111) 2  (FD) 16  =  (1111 1101) 2
磁头号：(254) 10；
扇区号：(11 1111) 2  =  (63) 10.
柱面号：(01 1111 1101) 2  =  (509) 10
故C盘结束扇区为（509柱面，254磁头，63扇区）。
5.（3F 00 00 00）：
反向，(00 00 00 3F) 16  =  (63) 10,为C盘起始逻辑扇区号与逻辑0扇区号之差。表示C盘前面已

有63个扇区，这63个扇区为系统隐藏扇区。
6. (3F 04 7D 00)：
反向，(00 7D 04 3F) 16  =  (8193087) 10。表明C盘有8193087个扇区。即（0柱面，1磁头，1扇区）

至（509柱面，254磁头，63扇区）共有8193087个扇区。

第二项：
(00）（00 41 FE）（0F）（FE FF FF）（7E 04 7D 00）（1F 2C B4 00）
描述的是扩展分区的情况。
1. (00): 表示该分区不是活动分区。
2. (00 41 FE):
(00) 16  =  (0) 10　 (41) 16  =  (0100 0001) 2  (FE) 16  =  (1111 1110) 2
磁头号：(0) 10；
扇区号：(00 0001) 2  =  (1) 10.
柱面号：(01 1111 1110) 2  =  (510) 10
所以扩展分区的起始扇区为（510柱面，0磁头，1扇区）。
3. (0F): 表示该分区为扩展分区。
4. (FE FF FF):
(FE) 16  =  (254) 10  (FF) 16  =  (1111 1111) 2  (FF) 16  =  (1111 1111) 2;
磁头号：(254) 10；
扇区号：(11 1111) 2  =  (63) 10.
柱面号：(11 1111 1111) 2  =  (1023) 10
但这是不准确的，因为当柱面号的真实值超过1023时，表示柱面号的10位也依然是1023。

5. (7E 04 7D 00):
反向，(00 7D 04 7E) 16  =  (8193150) 10. 表示扩展分区的起始扇区号为8193150，即

(510 柱面，0磁头，1扇区)。这是真实准确的，我一般都用这一项来定位分区起点。
6. (1F 2C B4 00):
反向, (00 B4 2C 1F) 16  =  (11807775) 10. 表示扩展分区共有11807775个扇区。通过上面得到

的起点和分区的大小，可以推导出扩展分区的结束位置：8193150 + 11807775 = 20000925号扇区，

即（1244 柱面，254磁头，63扇区）。

二．查找D盘分区表 　根据上面的信息，第二个分区表，也即D盘分区表在（510柱面，0磁头，1扇区）

处。读取该扇区，得到分区表如下：

[00 01 41 FE 0B FE FF 7B 3F 00 00 00 BF A3 5D 00 ]
[00 00 C1 7C 05 FE FF FF FE A3 5D 00 21 88 56 00 ]
[00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ]
[00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ]

第一项：
（00）（01 41 FE）（0B）（FE FF 7B）（3F 00 00 00 ）（BF A3 5D 00）
  描述的是D盘的情况。
1.（00）：表示D盘不是活动分区。
2.（01 41 FE）：
  (01) 16  =  (1) 10  (41) 16  =  (0100 0001) 2  (FE) 16  =  (1111 1110) 2.
磁头号：(1) 10；
扇区号：(00 0001) 2  =  (1) 10.
柱面号：(01 1111 1110) 2  =  (510) 10;
故D盘开始扇区为（510柱面，1磁头，1扇区）。
3.（0B）：表示D盘的文件系统为FAT32。
4．（FE FF 7B）：
(FE) 16  =  (254) 10 。 (FF) 16  =  (1111 1111) 2  (7B) 16  =  (0111 1011) 2.
磁头号：(254) 10；
扇区号：(11 1111) 2  =  (63) 10.
柱面号：(11 0111 1011) 2  =  (891) 10
故D盘结束扇区为（891柱面，254磁头，63扇区）。
5.（3F 00 00 00）：
反向，(00 00 00 3F)16  =  (63)10,为D盘起始逻辑扇区号（510柱面，1磁头，1扇区）与扩展分区

起始逻辑扇区号（510柱面，0磁头，1扇区）之差。表示D盘前面已有63个扇区，这63个扇区为系统

隐藏扇区。
6. (BF A3 5D 00)：
反向，(00 5D A3 BF) 16  =  (6136767) 10。表明D盘有6136767个扇区。
通过上面得到的起点和分区的大小，可以推导出D盘的结束位置：8193150 + 63 + 6136767 =

14329980号扇区。即（891柱面，254磁头，63扇区）。与上面的正好吻合。

第二项：
(00)（00 C1 7C）（05）（FE FF FF）（FE A3 5D 00）（21 88 56 00）
描述的是E盘的情况。
1. (00)： 表示E盘不是活动分区。
2. (00 C1 7C)：
(00) 16  =  (0) 10  (C1) 16  =  (1100 0001) 2  (7C) 16  =  (0111 1100) 2
磁头号：(0) 10
扇区号：(00 0001) 2  =  (1) 10
柱面号：(11 0111 1100) 2  =  (892) 10
所以E盘的起始扇区为（892柱面，0磁头，1扇区）。
3. (05): 表示E盘的在扩展分区里面。
4．(FE FF FF)：
(FE) 16  =  (254) 10  (FF) 16  =  (1111 1111) 2  (FF) 16  =  (1111 1111) 2
磁头号：(254) 10
扇区号：(11 1111) 2  =  (63) 10
柱面号：(11 1111 1111) 2  =  (1023) 10
但这是不准确的，原因同上。

5．(FE A3 5D 00):
 反向，(00 5D A3 FE) 16  =  (6136830) 10. 这一项非常重要，它定位了E盘分区表所在扇区。

其值为E盘分区表所在扇区号与扩展分区起始扇区号之差。所以，E盘分区表所在扇区号为：
8193150 + 6136830 = 14329980。即（892柱面，0磁头，1扇区）。

6．(21 88 56 00):
反向，(00 56 88 21) 16  =  (5670945) 10.表示E盘共有11807775个扇区。通过上面得到的起点

和分区的大小，可以推导出E盘的结束位置：14329980 + 5670945 = 20000925号扇区，即

（1244 柱面，254磁头，63扇区）。

三．查找E盘分区表 根据上面的信息，第三个分区表，也即E盘分区表在（892柱面，0磁头，1扇区）

处。读取该扇区，得到分区表如下：

[00 01 C1 7C 0B FE FF FF 3F 00 00 00 E2 87 56 00]
[00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00]
[00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00]
[00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00]

该分区表第二项全为0，说明没有下一个分区表了。该分区表就是分区表链的最后一个节点。

第一项：
（00）（01 C1 7C）（0B）（FE FF FF）（3F 00 00 00 ）（E2 87 56 00）
该项与D盘分区表的第二项描述的都是E盘的情况，但它们在某些细节上又有所区别。
1.（00）：表示E盘不是活动分区。
2.（01 C1 7C）：
  (01) 16  =  (1) 10  (C1) 16  =  (1100 0001) 2  (7C) 16  =  (0111 1100) 2.
磁头号：(1) 10
扇区号：(00 0001) 2  =  (1) 10
柱面号：(11 0111 1100) 2  =  (892) 10
故E盘起始扇区为（892柱面，1磁头，1扇区）。
3.（0B）：表示E盘的文件系统为FAT32。
4．（FE FF FF）：
(FE) 16  =  (254) 10 。 (FF) 16  =  (1111 1111) 2  (FF) 16  =  (1111 1111) 2.
磁头号：(254) 10；
扇区号：(11 1111) 2  =  (63) 10.
柱面号：(11 1111 1111) 2  =  (1023) 10
但这是不准确的，原因同上。
5.（3F 00 00 00）：
反向，(00 00 00 3F) 16  =  (63) 10.这一项与D盘分区表相应项有所不同.为E盘起始逻辑
扇区号（892柱面，1磁头，1扇区）与（892柱面，0磁头，1扇区）之差。表示E盘前面已有63个扇区, 

这63个扇区为系统隐藏扇区。
操作系统无法对这些扇区进行读写,所以可以把自己的秘密信息写在这里.
6. (E2 87 56 00): 
反向，(00 56 87 E2) 16  =  (5670882) 10。表明E盘有5670882个扇区。而D盘分区表相应项为

5670945.5670945 - 5670882 = 63.正好等于63个隐藏扇区.这是因为D盘分区表描述的是

(892柱面,0磁头，1扇区) 到 (1244 柱面，254磁头，63扇区) 之间的扇区数。而E盘分区表

描述的是(892柱面, 1磁头,1扇区) 到(1244 柱面，254磁头，63扇区) 之间的扇区数。
　

　　那么Cookie 技术究竟怎样呢？是否真的给网络用户带来了个人隐私的危害呢？还是让我们看了下面的内
容，再做回答吧。 

　　（1）Cookie技术简介 

　　 在WEB技术发展史上，Cookie技术的出现是一个重大的变革。最先是Netscape在它的Netscape Navigator
浏览器中引入了Cookie技术，从那时起，World Wide Web 协会就开始支持Cookie标准。以后又经过微软的大
力推广（因为微软的IIS Web服务器所采用的ASP技术很大程度的使用了Cookie技术），即在微软的Internet
Explorer浏览器中完全支持Cookie技术。到现在，绝大多数的浏览器都支持Cookie技术，或者至少兼容Cookie
技术的使用。 

　　1）什么是Cookie？ 

　　按照Netscape官方文档中的定义，Cookie是在HTTP协议下，服务器或脚本可以维护客户工作站上信息的
一种方式。Cookie 是由Web服务器保存在用户浏览器上的小文本文件，它可以包含有关用户的信息（如身份
识别号码、密码、用户在Web站点购物的方式或用户访问该站点的次数）。无论何时用户链接到服务器，Web
站点都可以访问Cookie信息。 

　　通俗地讲，浏览器用一个或多个限定的文件来支持Cookie。这些文件在使用Windows操作系统的机器上叫
做Cookie 文件，在Macintosh机器上叫做magic Cookie 文件，这些文件被网站用来在上面存储Cookie数据。
网站可以在这些Cookie 文件中插入信息，这样对有些网络用户就有些副作用。有些用户认为这造成了对个人
隐私的侵犯，更糟的是，有些人认为Cookie是对个人空间的侵占，而且会对用户的计算机带来安全性的危害。 

　　目前有些Cookie 是临时的，另一些则是持续的。临时的Cookie只在浏览器上保存一段规定的时间，一旦
超过规定的时间该Cookie就会被系统清除。例如在PHP中Cookie被用来跟踪用户进程直到用户离开网站。持续
的Cookie则保存在用户的Cookie文件中，下一次用户返回时，仍然可以对它进行调用。 

　　在Cookie文件中保存Cookie，一些用户会过分地认为这将带来很大的问题。主要是有些用户担心Cookie
会跟踪用户网上冲浪的习惯，譬如用户喜爱到那些类型的站点、爱从事些什么活动等。害怕这种个人信息一
旦落入一些别有用心的家伙手中，那么个人也就可能成为一大堆广告垃圾的对象，甚至遭到意外的损害。不
过，这种担心压根儿不会发生，因为网站以外的用户是无法跨过网站来获得Cookie信息的。所以想以这种目
的来应用Cookie是不可能的。不过，由于一些用户错误的理解以及“以讹传讹”，一些浏览器开发商别无选
择，只好作出相识的响应（例如Netscape Navigator4.0和Internet Explorer3.0都提供了屏蔽Cookie 的选
项）。 

　　对Cookie技术期待了这么久的结果是，迫使许多浏览器开发商在它们的浏览器中提供了对Cookie的灵活
性控制功能。例如，目前的两大主流浏览器Netscape Navigator 和 Internet Explorer是这样处理Cookie
的:Netscape Navigator4.0不但可以接受Cookie进行警告，而且还可以屏蔽掉Cookie；InternetExplorer3.0
也可以屏蔽Cookie，但在Internet Explorer4.0中就只能进行接受警告而没有提供屏蔽选项，不过在Internet
Explorer4.0之后的更新版本中又加入了屏蔽Cookie的功能选项。 

　　此外，很多最新的技术甚至已经可以在不能屏蔽Cookie的浏览器上进行Cookie的屏蔽了。例如，可以通
过将Cookie文件设置成不同的类型来限制Cookie的使用。但是，非常不幸地是，要是你想完全屏蔽Cookie的
话，肯定会因此拒绝许多的站点页面。因为当今已经有许多Web站点开发人员爱上了Cookie技术的强大功能，
例如Session对象的使用就离不开Cookie的支持。 

　　尽管今天仍有一些网络用户对于Cookie的争论乐此不倦，但是对于绝大多数的网络用户来说还是倾向于
接受Cookie的。因此，我们尽可以放心地使用Cookie技术来开发我们的WEB页面。 

　　2）Cookie是怎样工作的？ 

　　要了解Cookie，必不可少地要知道它的工作原理。一般来说，Cookie通过HTTP Headers从服务器端返回
到浏览器上。首先，服务器端在响应中利用Set-Cookie header来创建一个Cookie ，然后，浏览器在它的请
求中通过Cookie header包含这个已经创建的Cookie，并且反它返回至服务器，从而完成浏览器的论证。 

　　例如，我们创建了一个名字为login的Cookie来包含访问者的信息，创建Cookie时，服务器端的Header 
如下面所示，这里假设访问者的注册名是“Michael Jordan”，同时还对所创建的Cookie的属性如path、
domain、expires等进行了指定。 

　　Set-Cookie:login=Michael Jordan;path=/;domain=msn.com; 
　　expires=Monday,01-Mar-99 00:00:01 GMT 

　　上面这个Header会自动在浏览器端计算机的Cookie文件中添加一条记录。浏览器将变量名为“login”
的Cookie赋值为“Michael Jordon”。注意，在实际传递过程中这个Cookie的值是经过了URLEncode方法的
URL编码操作的。 这个含有Cookie值的HTTP Header被保存到浏览器的Cookie文件后，Header就通知浏览器
将Cookie通过请求以忽略路径的方式返回到服务器，完成浏览器的认证操作。 

　　此外，我们使用了Cookie的一些属性来限定该Cookie的使用。例如Domain属性能够在浏览器端对Cookie
发送进行限定，具体到上面的例子，该Cookie只能传达室到指定的服务器上，而决不会跑到其他的如
www.hp.com的Web站点上去。Expires属性则指定了该Cookie保存的时间期限，例如上面的Cookie在浏览器上
只保存到1999年3月1日1秒。当然，如果浏览器上Cookie 太多，超过了系统所允许的范围，浏览器将自动对
它进行删除。至于属性Path，用来指定Cookie将被发送到服务器的哪一个目录路径下。 

　　说明：浏览器创建了一个Cookie后，对于每一个针对该网站的请求，都会在Header中带着这个Cookie；
不过，对于其他网站的请求Cookie是绝对不会跟着发送的。而且浏览器会这样一直发送，直到Cookie过期为止。 

　　上一部分讲了有关Cookie的技术背景，这部分来说说在PHP里如何设置、使用、删除Cookie，及Cookie
的一些限制。PHP对Cookie支持是透明的，用起来非常方便。 

　　1、设置Cookie

　　PHP用SetCookie函数来设置Cookie。必须注意的一点是：Cookie是HTTP协议头的一部分，用于浏览器和
服务器之间传递信息，所以必须在任何属于HTML文件本身的内容输出之前调用Cookie函数。SetCookie 函数
定义了一个Cookie，并且把它附加在HTTP头的后面，SetCookie函数的原型如下：

int SetCookie(string name, string value, int expire, string path, 
string domain, int secure); 

　　除了name之外所有的参数都是可选的。value,path,domain 三个参数可以用空字符串代换，表示没有设
置；expire和 secure两个参数是数值型的，可以用0表示。expire参数是一个标准的Unix时间标记，可以用
time()或mktime() 函数取得，以秒为单位。secure参数表示这个Cookie是否通过加密的HTTPS协议在网络上
传输。 

　　当前设置的Cookie 不是立即生效的，而是要等到下一个页面时才能看到.这是由于在设置的这个页面里
Cookie由服务器传递给客户浏览器，在下一个页面浏览器才能把Cookie从客户的机器里取出传回服务器的原
因。在同一个页面设置Cookie，实际是从后往前，所以如果要在插入一个新的Cookie之前删掉一个，你必须
先写插入的语句，再写删除的语句，否则可能会出现不希望的结果。 

　　来看几个例子：

　　简单的：

SetCookie("MyCookie", "Value of MyCookie"); 

　　带失效时间的： 

SetCookie("WithExpire", "Expire in 1 hour", time()+3600);//3600秒=1小时 

　　什么都有的： 

SetCookie("FullCookie", "Full cookie value", time()+3600, "/forum", ".phpuser.com", 1); 

　　这里还有一点要说明的，比如你的站点有几个不同的目录，那么如果只用不带路径的Cookie的话，在一
个目录下的页面里设的Cookie在另一个目录的页面里是看不到的，也就是说，Cookie是面向路径的。实际上，
即使没有指定路径，WEB 服务器会自动传递当前的路径给浏览器的，指定路径会强制服务器使用设置的路径。
解决这个问题的办法是在调用SetCookie时加上路径和域名，域名的格式可以是“www.phpuser.com”，也可
是“.phpuser.com”。 

　　SetCookie函数里表示value的部分，在传递时会自动被encode，也就是说，如果value的值是“test 
value”在传递时就变成了“test%20value”，跟URL的方法一样。当然，对于程序来说这是透明的，因为在
PHP接收Cookie的值时会自动将其decode。 

　　如果要设置同名的多个Cookie，要用数组，方法是： 

SetCookie("CookieArray[]", "Value 1"); 
SetCookie("CookieArray[]", "Value 2"); 

　　或 

SetCookie("CookieArray[0]", "Value 1"); 
SetCookie("CookieArray[1]", "Value 2"); 

　　2、接收和处理Cookie 

　　PHP对Cookie的接收和处理的支持非常好，是完全自动的，跟FORM变量的原则一样，特别简单。比如设
置一个名为MyCookier的Cookie，PHP会自动从WEB服务器接收的HTTP头里把它分析出来，并形成一个与普通
变量一样的变量，名为$myCookie，这个变量的值就是Cookie的值。数组同样适用。另外一个办法是引用PHP
的全局变量$HTTP_COOKIE_VARS数组。 

　　分别举例如下：（假设这些都在以前的页面里设置过了，并且仍然有效） 

echo $MyCookie; 
echo $CookieArray[0]; 
echo count($CookieArray); 
echo $HTTP_COOKIE_VARS["MyCookie"]; 

　　就这么简单。 

　　3、删除Cookie 

　　要删除一个已经存在的Cookie，有两个办法： 

　　一是调用只带有name参数的SetCookie，那么名为这个name的Cookie 将被从关系户机上删掉；另一个办
法是设置Cookie的失效时间为time()或time()-1，那么这个Cookie在这个页面的浏览完之后就被删除了（其
实是失效了）。 

　　要注意的是，当一个Cookie被删除时，它的值在当前页在仍然有效的。 

　　4、使用Cookie的限制 

　　首先是必须在HTML文件的内容输出之前设置； 
　　其次不同的浏览器对Cookie的处理不一致，且有时会出现错误的结果。比如：MS IE+SERVICE PACK 1
不能正确处理带域名和路径的Cookie ，Netscape Communicator 4.05和MS IE 3.0不能正确处理不带路径和
时间的Cookie。至于MS IE 5 好象不能处理带域名、路径和时间的Cookie。这是我在设计本站的页面时发现
的。 
　　第三个限制是在客户端的。一个浏览器能创建的Cookie数量最多为30个，并且每个不能超过4KB，每个WEB
站点能设置的Cookie总数不能超过20个。 

　　关于Cookie的话题，就说到这儿了。 

　　（由于Cookie最初由Netscape定义的，所以附上Netscape公司关于Cookie的官方原始定义的网址：
_spec.html" target=_blank>http://www.netscape.com/newsref
/std/cookie_spec.html）

Cookie技术是一个非常有争议的技术，自经诞生它就成了广大网络用户和Web开发人员的
一个争论焦点。有一些网络用户，甚至包括一些资深的Web专家也对它的产生和推广感到不满，这倒不是因为
Cookie技术的功能太弱或别的技术性能上的原因，而仅仅是因为他们觉得Cookie 的使用，对网络用户的隐私
构成了危害。因为Cookie是由Web服务器保存在用户浏览器上的小文本文件，它包含有关用户的信息（如身份
识别号码、密码、用户在Web站点上购物的方式或用户访问该站点的次数）。

1.在mozilla firefox和IE中的BOX模型解释不一致导致相差2px解决方法：

div{margin:30px!important;margin:28px;}

注意这两个margin的顺序一定不能写反，据阿捷的说法!important这个属性IE不能识别，但别的浏览器可以识别。所以在IE下其实解释成这样：

 div{maring:30px;margin:28px}

重复定义的话按照最后一个来执行，所以不可以只写margin:XXpx!important;

2.IE5和IE6的BOX解释不一致IE5下div{width:300px;margin:0 10px 0 10px;}div的宽度会被解释为300px-10px(右填充)-10px(左填充)最终div的宽度为280px，而在IE6和其他浏览器上宽度则 是以300px+10px(右填充)+10px(左填充)=320px来计算的。这时我们可以做如下修改：

 div{width:300px!important;width  /**/:340px;margin:0  10px  0  10px}

关于这个/**/是什么我也不太明白，只知道IE5和firefox都支持但IE6不支持，如果有人理解的话，请告诉我一声，谢了！：）

3.ul标签在Mozilla中默认是有padding值的,而在IE中只有margin有值所以先定义：

 ul{margin:0;padding:0;}

就能解决大部分问题。

4.关于脚本，在xhtml1.1中不支持language属性，只需要把代码改为：

<script  type="text/javascript">

就可以了。

5.如果你在BOX容器里使float和text-align的方向设为一致：

{float:left;text-align:left;margin:0 0 0 200px;}

我们可做如下修改：

{float:left;text-align:left;margin:0 0 0 200px;display:inline;}

　　XHTML是 EXtensible HyperText Markup Language(可扩展超文本标记语言) 的英文缩写，而HTML则是 HyperText Markup Language(超文本标记语言) ，这是名字的不同。其实我们说得标准应该是XML，那为什么要学习XHTML呢？因为现在的HTML代码烦琐，危机四伏，但是XML使用环境还不成熟，所以推出了一个过度的产品就是XHTML，它起着呈上起下的作用。也有人认为XHTML是HTML的一个升级版本，其实也是正确的，我的理解是XHTML把HTML做得更加规范的一个标记语言，使HTML变得功能强大，减少了代码的烦琐尤其是表格。

　　XHTML是在2000年1月26日被国际标准组织机构W3C(World Wide web Consortium)定为一个标准的，认为是HTML的一个最新版本，并且将逐渐替换HTML。现在所有的浏览器都支持XHTML，XHTML兼容 HTML 4.0。也有人认为XHTML就是HTML4.01。如果你在学习过程中自己编写了一个符合标准的站，你可以通过W3C的验证，验证通过后你将会得到一个标志，通常是XHTML1.0认证和CSS验证。我也不清楚目前国内有多少个网站同时通过了这两个验证。大家可以去http://www.w3.org/这个站点去验证你的站，如果符合那两个规则则会分别给我们两段代码加到你的网页上向别人展示说明你采用了标准建站啊，牛啊！

    XHTML是The Extensible HyperText Markup Language(可扩展标识语言)的缩写。HTML是一种基本的WEB网页设计语言，XHTML是一个基于XML的置标语言，看起来与HTML有些相象，只有一些小的但重要的区别，XHTML就是一个扮演着类似HTML的角色的XML，所以，本质上说，XHTML是一个过渡技术，结合了部分XML的强大功能及大多数HTML的简单特性。
　　2000年底，国际W3C组织(World Wide Web Consortium)组织公布发行了XHTML 1.0版本。XHTML 1.0是一种在HTML 4.0基础上优化和改进的的新语言，目的是基于XML应用。XHTML是一种增强了的HTML,它的可扩展性和灵活性将适应未来网络应用更多的需求。XML虽然数据转换能力强大，完全可以替代HTML，但面对成千上万已有的基于HTML语言设计的网站，直接采用XML还为时过早。因此，在HTML4.0的基础上，用XML的规则对其进行扩展，得到了XHTML。所以，建立XHTML的目的就是实现HTML向XML的过渡。目前国际上在网站设计中推崇的WEB标准就是基于XHTML的应用（即通常所说的CSS＋DIV）。
　

　　为什么我们使用XHTML

　　XHTML是HTML升级为XML的过度产品，被定为一个标准，XHTML完全兼容HTML4.01，并且具有XML的语法。下面我们来看一个含有错误代码的HTML，如下：
<html>
　　<head>
　　<title>This is bad HTML</title>
　　<body>
　　<h1>Bad HTML
　　</body>

　　虽然含有错误代码，但是当我们在浏览器中浏览时还能正常显示。XML是一个标记语言，但是它要求在网页中出现的任何元素都应该被标记出来，XML是用来描述网页中的数据的，而HTML用来显示网页中的元素的。目前我们上网使用的各种浏览器技术，包括手提电脑、手机上网浏览等等，都要求浏览的一些内容都要被正确标记，如果有错误的标记可能会使显示特别混乱、甚至不能正常显示。

　　因此联合 HTML 和XML , 还有其他的一些技术，我们得到了一种现在有用的而且在将来也有用的语言 - XHTML。

　　当在将来都规范的时候我们就要用的 XHTML 正确格式的标记了,使所有的浏览器都能正确的执行，所以我们现在有必要开始学习XHTML了。

　　XHTML和HTML之间的区别：

　　XHTML是一项新技术，在浏览器和一些其他的软件都支持它之前，我们应该有必要熟悉一下这项技术。为了我们更好的学习XHTML之前我们应该熟悉一下HTML4.0，我们可以去下载一个参考手册来熟悉一下。以便于我们学起XHTML来更简单，换句话说我们现在使用HTML编写代码时应该尽力少写错误代码，如：都要使用小写的字符来编写HTML，每个标记之后都要加上标记的结束如：<p>网页教学网欢迎您的光临</p> 结束一定要有，我们要保持这种规则。

　　它们之间最大的区别在于：

　　1.XHTML 元素一定要被正确的嵌套使用。

　　在HTML里一些元素可以不正确嵌套也能正常显示，如：
　　<b><i>This text is bold and italic</b></i>
　　而在XHTML必须要正确嵌套之后才能正常使用，如：
　　<b><i>This text is bold and italic</i></b>
　　注意：这个错误通常发生在当嵌套多层之后的标签里面。如：
　　<ul>
　　　<li>Coffee</li>
　　　<li>Tea
　　　<ul>
　　　　<li>Black tea</li>
　　　　<li>Green tea</li>
　　　</ul>
　　　<li>Milk</li>
　　</ul>
　　正确的应该是：
　　<ul>
　　　<li>Coffee</li>
　　　<li>Tea
　　　<ul>
　　　　<li>Black tea</li>
　　　　<li>Green tea</li>
　　　</ul>
　　　</li>
　　　<li>Milk</li>
　　</ul>
　　观察上述的两段代码我们可以看到正确的里面我们在 </ul>之后插入 </li> 标签。

　　XHTML 文件一定要有正确的组织格式。

　　所有的XHTML应该正确的被嵌套在以<html>开始以</html>结束的元素里面，其他的元素可以有子元素，并且子元素也要被正确的嵌套在他们的父元素内。如：
<html>
　　<head> ... </head>
　　<body> ... </body>
　　</html>
　　标签名字一定要用小写字母。
　　因为 XHTML文档是XML应用程序， XML 对大小写是敏感的。象 <br> 和 <BR> 是两个不同的标记。如错误代码：
　　<BODY>
　　<P>This is a paragraph</P>
　　</BODY>
　　正确格式为：
　　<body>
　　<p>This is a paragraph</p>
　　</body>

　　所有的 XHTML 元素一定要关闭

　　不能有没有关闭的空的元素存在我们的代码中，其实对于这点我们是比较好结束的，有开始就应该有结束吗？例如错误代码：
　　<p>This is a paragraph
　　<p>This is another paragraph
　　正确的为：
　　<p>This is a paragraph</p>
　　<p>This is another paragraph</p>
　　独立的一个标签我们也要结束用 />来结束。
　　例如：错误代码
　　This is a break<br>
　　Here comes a horizontal rule:<hr>
　　Here's an image <img src="happy.gif" alt="Happy face">
　　正确代码：
　　This is a break<br />
　　Here comes a horizontal rule:<hr />
　　Here's an image <img src="happy.gif" alt="Happy face" />
　　通过上面的几个例子我们基本上看出了HTML和XHTML之间的不同，那么我们应该从现在起应该试着改变我们现在的HTML，例如都使用小写的标记、在标记之后加上结束标记的符号 />。
　　XHTML 的语法
　　简单的说写 XHTML 要用干净的 HTML 语法。
　　XHTML的一些其他语法要求：
　　属性名字必须小写。如：
　　错误代码：
　　<table WIDTH="100%">
　　正确的代码：
　　<table width="100%">
　　属性值必须要被引用。如：
　　错误的代码：
　　<table width=100%>
　　正确的代码：
　　<table width="100%">
　　属性的缩写被禁止。如：
　　错误的代码：
　　<dl compact>
　　<input checked>
　　<input readonly>
　　<input disabled>
　　<option selected>
　　<frame noresize>
　　正确的代码：
　　<dl compact="compact">
　　<input checked="checked" />
　　<input readonly="readonly" />
　　<input disabled="disabled" />
　　<option selected="selected" />
　　<frame noresize="noresize" />
　　列出一个表让大家知道：
　　HTML　　　　　　　　　　XHTML
　　compact　　　　　　　compact="compact"
　　checked　　　　　　　checked="checked"
　　declare　　　　　　　declare="declare"
　　readonly　　　　　　 readonly="readonly"
　　disabled　　　　　　　disabled="disabled"
　　selected　　　　　　selected="selected"
　　defer　　　　　　　　defer="defer"
　　ismap　　　　　　　　ismap="ismap"
　　nohref　　　　　　　nohref="nohref"
　　noshade　　　　　　　noshade="noshade"
　　nowrap　　　　　　　nowrap="nowrap"
　　multiple　　　　　　multiple="multiple"
　　noresize　　　　　　noresize="noresize"

　　用id属性代替name属性。如：
　　HTML 4.01 中为a，applet, frame, iframe, img 和 map定义了一个name属性.在 XHTML 里name属性是不能被使用的，应该用id 来替换它。如：

　　错误代码：
　　<img src="picture.gif" name="picture1" />
      正确的代码：
　　<img src="picture.gif" id="picture1" />
　　注意：我们为了使旧浏览器也能正常的执行该内容我们也可以在标签中同时使用id和name属性。如：
　　<img src="picture.gif" id="picture1" name="picture1" />
　　为了适应新的浏览器浏览我们在上述代码中的最后我加了/来结束标签。