by fanxiushu 2020-05-18 转载或引用请注明原始作者。
平时也不大关注磁盘的分区参数等信息，只是最近在更新xFsRedir程序的时候，
想要使用底层的storport框架的虚拟磁盘驱动代替基于直接IO的简单模型的虚拟磁盘驱动，
这样做的目的是为了让虚拟出来的磁盘更接近操作系统需求，更能欺骗windows把它当成真正的磁盘。
xFsRedir的使用请去GITHUB下载：
https://github.com/fanxiushu/xFsRedir
使用storport框架的虚拟磁盘驱动，会被windows当成一块真正的磁盘，会在设备管理器和磁盘管理中找到这样的一个“设备”，
但是它需要的镜像文件源，则相当于一块真正的物理磁盘上的数据存储布局。
也就是里边包含分区表结构信息，可能还包括引导数据，分区的实际数据内容等。
xFsRedir的xfs_redir.sys驱动集成了一种叫直接IO的简单的磁盘模型，其实就是 filedisk 这种框架。
这些内容可以去CSDN上查阅我之前的文章，都有详细介绍。
这种驱动的好处就是简单，容易理解，也容易开发，安装起来也很方便。
缺点也很明显，不会被windows当成真正的磁盘，少数奇奇怪怪的程序不能识别。
还有就是镜像文件源，数据存储的布局只是单个分区的数据内容。
为了让这两种虚拟磁盘驱动的镜像文件兼容，
主要是为了让基于storport的虚拟磁盘能正确读写基于filedisk模式虚拟磁盘驱动生成的只有单一分区的镜像文件。
我们就不得不想办法解决这个问题。
能想到最好的办法，就是给这个只有单一分区数据内容的镜像文件，“添加“额外的分区表信息，
这个分区表只包含一个分区信息，也就是这个单一分区的镜像文件。
这种“添加”不是要我们修改这个只存储单一分区数据的镜像文件，
而是在storport驱动发起读写扇区请求的时候，根据读写情况，给他额外回复一些扇区，这些扇区就是分区表等磁盘的初始化信息。
回复额外扇区主要包括两个做法：
一，驱动不做修改，在请求镜像文件的服务端程序上添加这种额外扇区回复。
这种做法一般针对自定义的私有协议的服务端程序比较好处理，因为都是自己定义的，
而xFsRedir包含了大量的公共通讯协议，因此这种办法在xFsRedir来说不可取。
二，在storport驱动中做修改，添加额外扇区回复。这是xFsRedir采用的办法。
其实在windows系统中，我们把只要把小于2T的单一分区的镜像文件源输入给storport驱动，也能正确识别并且自动弹出对应磁盘盘符。
这也许看起来比较神奇，因为这块只有分区，而没有分区表的”磁盘“，居然能被windows正确识别出来了。
但是当我们把一个分区超过 2T 大小的单一分区镜像输入给storport驱动，情况就很混乱了。
也许会被当成未被初始化的磁盘，或者这块磁盘出现很多未格式化的分区。简单的说，就是不能正确识别。
因此我们可以这样总结：
对于小于2T的分区的单一分区镜像，windows会把他当成MBR分区的磁盘，也就是会“自做主张”的添加MBR分区表头等信息。
windows这样做的目的主要是为了兼容的考虑，但是针对大于2T的分区，windows也就无能为力了只能乱认。
为了兼容，我们都得给storport虚拟磁盘驱动 ”添加“ 额外分区表等初始化扇区，但是很显然如果是添加MBR分区表意义不大。
因此得添加GPT分区表头。win7以上系统都支持GPT分区的磁盘作为数据盘，而storport驱动框架其实也只支持win7以上的系统。
而在驱动中添加GPT分区表头，我们就必须熟悉GPT分区表的格式。
而这就是下面具体阐述的内容。
（这里不再阐述如何开发storport驱动，如何在驱动中增加这种额外的请求，有兴趣可去查阅我CSDN上虚拟磁盘驱动开发相关文章）。
现代的磁盘的寻址都是使用线性的逻辑存储块地址方式寻址（Logical Block Address）简称 LBA，
而早期磁盘采用复杂的柱面，磁头，扇区等寻址。
一个逻辑块的大小也不再是固定的 512字节（虽然通常都是512字节）。逻辑块，我们为了习惯，也可以简单称呼为扇区。
比如我正在使用的电脑，逻辑块的大小是 4096字节（也就是 4K-Sector), 还有些是 2048 字节。
MBR分区的磁盘第一个Block（也就是0号扇区， 可以简单写作 LBA0 ） 存储的是引导程序和分区信息，
引导程序占用446字节，接下来64个字节是硬盘分区表，最后两个字节固定为 55AA，
每个分区信息占用 16 个字节，64个字节也就是只能分4个分区，这就是MBR分区的限制，
同时 在16个字节中，只使用了4个字节表示扇区的个数，每个扇区固定512字节的话，
这样每个分区 不会超过 4G*512字节 = 2T 大小，这也是MBR分区最大的限制。
GPT分区的出现主要是为了解决MBR分区的各种限制，适应现在的越来越大的磁盘容量。
比如我基本上都是把买来的4T，8T机械硬盘分成一个分区，这种做法除了使用GPT分区没其他选择。
GPT分区的磁盘 LBA0 （也就是磁盘的第一个Block， 0号扇区），存储MBR，这个叫保护性MBR，
其实就是为了兼容老旧只认MBR分区的软件，防止这些老旧软件在认不出GPT分区之后乱操作。
这个保护性MBR前446字节全写0，接下来64个字节只需填写前16字节，其余全0，
这16字节设置一个不识别的分区属性，并且扇区结束地址全写0xFF，当然最后两个字节必须是 55AA。
GPT分区的磁盘 LBA1 (磁盘的第2个block，1号扇区），存储的是GPT头，GPT头虽然只需要占用92个字节，
但是整个 LBA1 都给了 GPT头，除了前面92字节，其余填 0。
接下来从 LBA2 开始存储分区表结构信息，分区表存储不再使用扇区为单位，而是采用字节为单位，
也就是不再是一个扇区存储一个或几个分区表结构，
而是所有这些扇区组成一块大的地址，分区表结构按次序一个挨着一个的存储，下面会举例说明。
分区表结构结构存储之后，就是分区数据的实际内容了，
至于每个分区起始LBA地址和结束LBA地址，属性等各种信息，自然是存储在分区表结构里。
最后在磁盘的尾部，会存储GPT分区的备份，一般是把GPT头存储到磁盘的最后一个扇区中，然后倒数的其他扇区存储分区表结构。
GPT头的描述，可以简化成如下的C语言数据结构来描述：
存储方式按照小尾序的方式存储。（uint32_t 4字节大小无符号整数, uuint64_t 8字节大小的无符号整数）
struct gpt_header
{
char magic[8]; //GPT头的标志，固定为 “EFI PART”
uint32_t version; // 版本，固定为 0x100 00
uint32_t header_size; // GPT大小，固定为0x5C，也就是92
uint32_t header_crc32; //GPT头的CRC32校验和，计算的时候先把此值设置为0，
uint32_t reserved; //保留，必须为0
uint64_t header_LBA; ///GPT头的LBA地址，通常是 LBA1，
uint64_t header_back_LBA; ///GPT头备份地址，通常是磁盘的最后一个扇区。
uint64_t part_area_start_LBA; //分区区域的起始LBA，通常是分区表结束之后的第一个扇区。
uint64_t part_area_end_LBA; //分区区域的结束LBA，通常是分区表备份之前的一个扇区。
GUID disk_id;// 磁盘的GUID值，16个字节。
uint64_t part_table_start_LBA; ///分区表的起始LBA
uint32_t part_table_count; //分区表的个数，在windows系统中，通常固定为 128个GPT分区表。
uint32_t part_table_size; //每个分区表大小，固定为128字节。
uint32_t part_table_crc32; //所有分区表的CRC32校验和。
};
一共92个字节描述GPT头。
下面是每个分区表结构的C语言描述：
struct gpt_table
{
GUID part_type; //GUID表示的这个分区类型，比如 C12A7328-F81F-11D2-BA4B-00A0C93EC93B 表示 EFI 系统分区等
GUID part_id； //这个分区的唯一标志
uint64_t start_LBA; //这个分区的起始LBA
uint64_t end_LBA; //这个分区的结束LBA
uint64_t attr; //这个分区的属性
WCHAR name[36]; //这个分区的名字。
};
一共128个字节描述GPT分区表结构。
正如上面所述，LBA0存储保护性MBR，LBA1存储 gpt_header结构。然后从LBA2开始存储 gpt_table数组也就是分区表数组。
我们以windows系统为例，windows系统基本都是固定128个分区表，也就是 128个gpt_table结构。
每个分区表占用128个字节，因此存储所有分区表占用 128*128 = 16384 字节，也就是 16KB，
上面说过分区表是挨着存储的，我们做个简单计算。
如果磁盘扇区大小是512字节，则需要 16KB/512 = 32个扇区存储所有分区表，再加一个保护性MBR，一个GPT头，
因此磁盘前面需要 1 + 1 + 32 = 34个扇区。同时GPT还需要备份扇区，因此在磁盘最后需要 1 + 32 = 33个扇区来备份GPT头和GPT分区表。
如果磁盘扇区是4K-Sector（也就是4096字节），则需要 16KB/4K = 4个扇区存储分区表，加一个保护性MBR，一个GPT头，
因此磁盘前面需要 1 + 1 + 4 = 6个扇区， 同时GPT需要备份扇区，因此磁盘最后需要 1 + 4 = 5个扇区来备份。
以下伪代码演示如何模拟出只有一个分区的GPT分区表：
这里先假设几个参数：
block_size代表扇区大小（比如 512,4096等）
disk_size 代表整个磁盘的大小。
LBA0 代表磁盘的起始地址，（也就是0号扇区）
LONG part_sector_count = ( 128 * 128 + block_size - 1) / block_size; ///计算所有分区表占用多少个扇区。
LONG pre_len = ( 1 + 1 + part_sector_count ) * block_size; // 1 PMBR + 1 GPT header + part tables，磁盘前面占用扇区数
LONG suf_len = ( 1 + part_sector_count ) *block_size; /// backup, 1 GPT header + part tables. 磁盘后面占用扇区数
PCHAR LBA1 = LBA0 + block_size; //LBA1地址，
PCHAR LBA2 = LBA1 + block_size; //LBA2地址
uint64_t end_sector = disk_size.QuadPart / block_size - 1; // 整个磁盘的结束扇区
////保护性MBR
memset(LBA0, 0, block_size); ///全部设置0，
LBA0[0x1BE] = LBA0[0x1BF] = 0x00;//填写第一个分区表，
LBA0[0x1C0] = 2; LBA0[0x1C1] = 0; LBA0[0x1C2] = 0xEE; LBA0[0x1C3] = LBA0[0x1C4] = LBA0[0x1C5] = 0xFF;
LBA0[0x1C6] = 0x01; LBA0[0x1CA] = LBA0[0x1CB] = LBA0[0x1CC] = LBA0[0x1CD] = 0xFF;
LBA0[510] = 0x55; LBA0[511] = 0xAA; // MBR 结束
//填写GPT头
gpt_header* hdr =(gpt_header*)LBA1;
memset(LBA1, 0, block_size);
strcpy(hdr->magic, "EFI PART"); // 8bytes
hdr->version = 0x010000; /// version 1.0
hdr->header_size = 0x5C; // GPT header size 92 字节
hdr->header_crc32 = 0; //gpt header CRC
hdr->reserved = 0; // reserved 4 bytes
hdr->header_LBA = 0x01; // LBA1 ,GPT头起始位置
hdr->header_back_LBA = end_sector; //GPT header 备份扇区，
hdr->part_area_start_LBA = 1 + 1 + part_sector_count ; ///分区起始，通常从 34 sector
hdr->part_area_end_LBA = end_sector - (1 + part_sector_count );
hdr->disk_id = diskId;
hdr->part_table_start_LBA = 0x02; /// 分区表起始扇区
hdr->part_table_count = 0x80; ///分区表总项数 128
hdr->part_table_size = 0x80; ///每个分区表字节数 128
hdr->part_table_crc32 = 0; //分区表CRC
//填写GPT分区表，这里只需要第一个分区表，其他全部设置为0
memset(LBA2, 0, part_sector_count*block_size);
gpt_table* tbl = (gpt_table*)LBA2;
tbl->part_type = PARTITION_BASIC_DATA_GUID; /// basic partition
tbl->part_id = partId;
tbl->start_LBA = 1 + 1 + part_sector_count ; //分区开始
tbl->end_LBA = end_sector - (1 + part_sector_count ); // end partition sector
tbl->attr = 0; /// attribute
wcscpy(tbl->name, L"xFsRedirVDisk"); /// name
//计算crc32
hdr->header_crc32=crc32(LBA1, block_size);
hdr->part_table_crc32=crc32(LBA2, 128*128); ///
///计算备份 LBA地址
bak_LBA1 = LBA0 + end_sector;
bak_part_LBA = LBA0 + end_sector - part_sector_count;
memcpy(bak_part_LBA, LBA2, part_sector_count*block_size); //直接复制分区表
memcpy(bak_LBA1, LBA1, block_size); ////直接复制GPT头，但是有些参数需要修改
///修改某些参数
gpt_header* bak_hdr = (gpt_header*)bak_LBA1;
bak_hdr->header_LBA = end_sector; //这个与LBA1中设置相反
bak_hdr->header_back_LBA = 1; ///
bak_hdr->part_table_start_LBA = bak_part_LBA; //
bak_hdr->header_crc32 = 0; bak_hdr->header_crc32 = crc32(bak_LBA1, block_size); ///重新计算CRC32