By Fanxiushu 2016-09-27 转载或引用请注明原始作者
当你工作中或者生活中都面临着多台电脑，而且要经常访问每台电脑上的文件时候，
你会很需要一种机制，或者工具，能非常方便的访问每台电脑的文件。各种操作系统平台都通用的工具，比如FTP工具，HTTP工具，
windows平台最常用就是网上邻居（SMB/CIFS协议），UNIX等平台的网络文件系统（SMB，NFS等）
当然NFS是跨平台的，windows也能使用，而且NFS是网络文件系统，可以跟本地操作系统无缝合并在一起。
然而windows平台大家用得最多的估计就是网上邻居（SMB)了，通过UNC方式（ ”\\Server\DIR“ ）的方式互相访问各台机器上的文件。
windows文件系统的机制跟 UNIX不一样的，windows是以不同的盘符区分不同的文件系统，比如D和E盘可以安装不同的文件系统，
但是同一个盘符下则不像UNIX，是不能挂载不同文件系统的。所以在windows平台下的不同文件系统，
类似NFS，SMB（网上邻居），某些开源dokan工程等等，都只能创建一个新盘符来挂载他们自己的文件系统。
如果在安装的NTFS本地文件系统的D盘符下，要把 某个目录，比如 D:\MonDir 转换到网络服务端，
如果不跟微软商量，叫他们帮忙解决，自己开发新文件系统是不可能办得到的。
自己解决这个问题的唯一途径就只有文件过滤驱动来拦截和转向 d:\MonDir 请求了。
这也就是前几篇博客中详细介绍的“文件过滤驱动实现目录重定向” 。
虽然要达到跟本地NTFS完美结合是艰难的
（而且要兼容各种文件操作情况和修补各种BUG与开发其他windows类型驱动做比较，
是复杂和难搞定的驱动之一，也是一不留神就会蓝屏的驱动之一）
但是大部分情况下，都能欺骗大部分软件。
对应的博客地址：
http://blog.csdn.net/fanxiushu/article/details/43636575 （文件过滤驱动实现目录重定向一）
http://blog.csdn.net/fanxiushu/article/details/43845699 （ 文件过滤驱动实现目录重定向二）
http://blog.csdn.net/fanxiushu/article/details/44737171 （文件过滤驱动实现目录重定向三）
windows对应的驱动代码下载地址：
http://download.csdn.net/detail/fanxiushu/8545567
（源代码，BUG不少，仅供参考；鉴于当初刚写这份代码时没现在对文件系统理解的透入）
http://download.csdn.net/detail/fanxiushu/8448785
（例子程序）
下图是在本人电脑上，利用博文中介绍的过滤驱动实现的目录重定向功能，有个FXS-VDISK的K盘符，
在此盘符下，挂载出多个目录，分别重定向到不同机器上，比如 iPhone6定向到手机的照片和视频共享目录，
linux7.2定向到linux系统， MacOS目录定向到MAC OSX 系统，反正是在本人电脑上汇集了多台电脑各种不同系统的文件，
因此这对我的工作和生活带来了许多方便。
在windows平台下，文件系统是以磁盘卷为根的方式组织的，共有26个看得见的磁盘卷，从 'A' 到 'Z' ，
每个磁盘卷使用树的方式来组织文件，比如磁盘卷D，“D:\”是跟目录，而“D:\Path” 是 ”D:\“ 根目录的子目录。
windows平台利用文件过滤驱动，挂载到每个磁盘卷，过滤特定的目录，
比如“D:\Path"目录，让所有发送到 D:\Path目录的请求全部转发，从而达到目录重定向的目的。
而linux要达到目录重定向的功能不同于windows的做法。
linux只有一个根目录 "/", 所有的子目录只有一个祖宗根 ”/", 不同的文件系统挂载到祖宗根的某个子目录下，
因此，linux下实现目录重定向，不会像windows那么麻烦需要开发过滤驱动来拦截分析被重定向的目录，
只需要开发一个新的文件系统，挂载到某个目录下，就可以实现这个目录的重定向功能。
所以linux平台实现目录重定向，则集中在开发一个新的文件系统上， linux平台实现新文件系统的办法也是挺多的，
比如要非常快速的一两天就实现一个文件系统，
则可以使用fuse，这个是用户空间文件系统，linux自带的一个使用起来挺方便的开源库。
还有些不用做开发，可以直接使用的文件系统，比如smb，nfs等，直接mount本地的一个目录到网络服务器端，
操作这个目录就等于在操作服务端的目录。
因此linux平台要实现目录重定向功能，不论是选择现成工具，或者是自己开发，都要比windows简单得很多。
本文不打算介绍fuse的开发和smb，nfs等的使用，
而是从linux驱动层出发，开发一个自己的文件系统来达到目的。
linux内核开发新文件系统，必须要掌握的就是 VFS,
大部分人都把VFS简单翻译为虚拟文件系统，其实不准确，应该是 Virtual FileSystem Switch， 虚拟文件系统交换层，
也就是说VFS是linux平台文件系统的中间层，它衔接上层通用的文件访问方式和底层文件的组织和存储。
他是承上启下的中间件，是linux内核的核心组件之一。
VFS必须掌握的四大结构体，以及每个结构体对应的回调函数集合结构体：
一， struct super_block 俗称超级块，每个文件系统对应一个超级块，
超级块就是描述这个文件系统的一些总体信息，文件系统加载的时候被创建。
struct super_operations是超级块对应的操作函数集合，
super_block里边的s_op指针指向的就是super_operations。比如要创建自己扩展结构inode，可以
实现 alloc_inode和destroy_inode函数，以及超级块卸载时候的put_super函数等，
struct super_operations 操作函数集合比较多，这里不全部解释，具体使用可以查看linux内核源代码。
二，struct inode 俗称 i-节点， 说明白点，其实就是文件控制块FCB，每个文件（包括目录）都应该有个文件头信息，
用于描述这个文件属性，时间，大小等信息，各种不同的文件系统在磁盘上都有各自的FCB结构，当把这些FCB加载到linux内核，
则使用 struct inode结构来描述FCB信息。windows平台下的文件对象FILE_OBJECT，此结构体有个FsContext指针，当FILE_OBJECT
代表文件对象的时候，FsContext指向的其实就是FCB文件控制块结构，
只是它不像linux描述inode那样描述得那么清晰，而且像NTFS对应的FCB结构体细节一直处于未公开状态。
struct inode_operations是i-节点对应的操作函数集合，由inode的i_op指针指向。
比如在某个目录内创建某个空白文件，创建空子目录，删除目录，删除文件，重命名文件等等对某个目录的操作，
就是调用 这个目录的inode的i_op指向的inode_operations结构体的回调函数。
struct file 代表的是文件对象，这个跟进程相关的，就是某个文件可以被打开多次，每打开一次，
就使用struct file结构体来描述这个文件被打开的情况，针对同一个文件的不同的打开的file结构，
可以互相不干扰的读写的不同位置的数据，可以独立浏览子目录等
llinux的file跟windows的FILE_OBJECT几乎是一个意思，但是却有不同，
windows一切的文件操作都是从打开这个文件开始，所有操作都是以FILE_OBJECT为基础；
而linux对文件的某些操作可不必打开，比如rename，unlink，mkdir，等等操作。
对于熟悉了windows行为模式的人，初次接触linux的这种看似零散的做法，可能有些不大习惯，但是各有各的好处。
struct file_operations是对应的file操作函数集合，比如打开释放回调函数open和release，
读写回调函数read，aio_read，write，aio_write等函数。
struct dentry 用来描述文件名字信息。linux平台下，文件名和 i-节点 是分开管理存储的，
并不是把某个文件的完整路径名附加到inode结构体里边，而是单独采用struct dentry结构体来按照树状方式管理。
比如路径 /dir1/dir2/name.mp4， 在linux 内核中拆分成 dir1， dir2， name.mp4， 三个文件名用三个dentry来描述，
并且同时管理着dir1，dir2，name.mp4的树状的层次关系以及和i-节点的关联。
struct address_space_operations 这个结构体有关文件的系统缓存操作函数，文件数据的读写操作，经过linux的缓存机制，
最终都进入到address_space_operations，调用相应的回调函数，实现文件数据的真正读写。
自己实现文件系统的话，为了简单，其实都可以把file_operations 结构体的操作函数设置成VFS框架的默认的函数，
而在 address_space_operations 结构体里设置 readpage，writepage等函数实现真正的数据读写。
以上就是对 VFS的核心结构体的简单描述，对初学者来说上边的描述只会感觉迷茫，因此初学者可以多查阅相关资料，
从阅读linux内核源代码慢慢理解掌握，比如从简单的ramfs源代码，到 smbfs， 再到fuse等。
正是因为linux的开放源代码，因此linux的驱动比windows简洁和好理解得多，因为一旦感觉那里不对劲，
可从阅读内核源代码中排除自己的疑惑，windows的驱动就比较糟糕，
出了问题，或者本身就比较疑惑的地方，找不到源代码来排除疑惑，只能依靠多调试测试来帮忙解决问题。
当然有时可以借助WRK研究性质的源代码和泄漏的年代久远的win2000部分源代码窥伺windows内核的大致运行机制。
再简单看看linux的系统调用过程：
比如 read系统调用，应用层调用read读取数据，进入到内核，调用sys_read，sys_read调用 vfs_read，
vfs_read调用file_operations结构的read回调函数进行数据读取，
实际上，linux拥有缓存读写机制，file_operations的read回调函数可以直接调用do_sync_read等VFS框架提供的函数，
do_sync_read调用file_operations结构的aio_read进行异步读取，我们接着把aio_read交给VFS框架提供的generic_file_aio_read函数，
generic_file_aio_read函数首先从linux的内核缓存页查找需要读取的数据，若找到，直接从缓存读取，
如没找到，则发生”缺页中断“，从而进一步调用 address_space_operations 结构的readpage回调函数进行真正的数据读取，
因此，我们可以简单的只在address_space_operations 结构中，实现readpage回调函数，就能完成复杂的 read读取操作过程。
readpage是按照页方式读取，也就是每次都是 按照4K大小读取，对于本地磁盘块设备来说问题不大，
但是对于网络文件系统，如果每读4K就发生一次网络数据交换，对于非常大的文件，比如几百M或者几G的文件来说，速度将会很慢。
因此常常需要在readpage等回调函数中，对网络数据再做些缓存机制，
或者在file_operations的read和aio_read回调函数中直接从网络读取数据。
write系统调用跟read也基本是一样的过程，只是generic_file_aio_write不是立即调用address_space_options的writepage写数据，
它只是修改内存页之后，把该内存页标记为脏页，当系统内存达到一定限制或脏页达到一定阎值时候，
系统调用pdflush进程，把脏页刷新到磁盘，这个时候address_space_options的writepage被调用，数据真正被写出。
再来简单对比下windows的ReadFile过程，ReadFie进入内核调用NtReadFile，
NtReadFile会首先调用 FastIoRead快速读取回调函数，检测内核缓存是否有数据，有则直接读取，
如果文件驱动不支持FastIoRead，或者FastIoRead返回FALSE,
NtReadFile则会创建IRP_MJ_READ的IRP请求来调用文件系统驱动的派遣函数，
然后文件系统驱动的IRP_MJ_READ派遣函数分两种情况处理此IRP,
如果是IRP_NOCACHE类的Irp请求则发生真正数据读取操作；
如果不是，则调用CcCopyRead从缓存读取，如果数据不在缓存中，会发生缺页中断调用 MmAccessFault，从而进入到IoPageRead函数，
IoPageRead构造 IRP_PAGING_IO|IRP_NOCACHE 类型的IRP请求再次调用文件驱动的IRP_MJ_READ派遣函数，实现数据的真正读取。
数据读完之后，数据被缓存到系统缓存中，然后CcCopyRead从缓存copy数据，并且返回。
是不是跟linux的读取过程有异曲同工之妙！只是windows两次都进入IRP_MJ_READ派遣函数，
一不留神的话容易造成无限嵌套调用或者错误调用，事实上，读写派遣函数往往是多次被重入调用的。
这也是为什么windows派遣函数必须是可以重入的。
至于系统的其他调用， 比如mkdir，rmdir，unlink，mknod，rename，stat等，
这些系统调用进入内核都会调用相应的 sys_* 函数，最后进入到VFS框架，调用inode_operations结构体对应的回调函数，
如mkdir最终会进入到 inode_operations的mkdir回调函数。
像readdir系统调用，最后会进入到file_operations的readdir回调，只要我们在readdir回调函数中填写对应的查询结果，
则应用层软件就能浏览对应的目录内容了。
应用层对应的文件相关的系统调用，VFS框架都有对应的回调函数实现真正的文件操作。
对比windows的文件系统调用，VFS框架提供的函数库没有windows那种多如牛毛的文件操作的WIN32 API，
应用层开发使用的文件操作函数API，也没有windows的丰富，
但是VFS提供多种文件系统格式的支持，目前的linux起码能支持十几种文件系统，
这几乎是VFS框架的通用性带来的功劳。
而且在VFS框架下开发自己的新文件系统，也方便和简洁得多，windows平台要开发一个新的文件系统，就没这么容易了。
再来梳理一下，linux平台如何开发一个自己的文件系统的简单流程：
首先定义 file_system_type 结构体，大致如下：
static struct file_system_type xfs_fs_type = {
////
.owner = THIS_MODULE,
.name = “xfs_redir”,
.mount = fs_get_sb,
.kill_sb = fs_kill_sb,
.fs_flags = FS_REQUIRES_DEV | FS_HAS_SUBTYPE,
};
在驱动初始化函数里调用 register_filesystem(&xfs_fs_type); 注册文件系统。
在驱动卸载函数注销unregister_filesystem(&xfs_fs_type);
当在应用层调用 mount 函数挂载文件系统时候， 进入到内核执行sys_mount，sys_mount调用do_mount，
do_mount执行一些列初始化操作， 然后调用我们在 file_system_type提供的mount回调函数 fs_get_sb，
在fs_get_sb回调函数，我们可以调用 mount_nodev等VFS框架提供的函数，mount_nodev帮我们创建super_block超级块，
mount_nodev同时提供一个fill_super函数作为参数，用于我们进一步填充super_block结构体。
大致如下：
int fs_get_sb(...)
{
return mount_nodev(fs_type, flags, raw_data, fs_fill_super);
}
int fs_fill_super(struct super_block *sb, void *data, int silent)
{
/////进一步填充 super_block 结构体，完成我们自定义文件系统的功能。
初始化 root_fattr 属性值。root_fattr 是根 "/" 的属性值
root_inode = xfs_iget(sb, &root_fattr); // xfs_iget是我们自己定义的，通过inode的相关属性，创建inode对象。
sb->s_root= d_make_root(root_inode);//创建根 dentry
sb->s_op = &xfs_sb_ops;// 初始化 super_operations
......
}
在 fs_fill_super 回调函数做一些我们自己的初始化工作，同时必须填写 sb->s_op 指向 super_operations 结构体，
创建根inode，创建根dentry，把根inode关联到根dentry， 再把根dentry赋值给 sb->s_root。
以及填写super_block其他一些必须的属性值。
这样文件系统就被加载了，当卸载的时候，实现 file_system_type结构体的kill_sb或者super_operations结构体的put_super
等回调函数，在这些卸载函数中删除在fs_fill_super加载函数中添加的一些自己的数据。
在我们的驱动中，加载文件系统采用的办法，
首先在应用层通过IOCTL，发送监控目录路径等参数到驱动，让驱动首先创建一个mon_dir_t数据结构，
并且挂载到全局队列。
结构描述大致如下：
struct mon_dir_t
{
struct list_head list; /// --> xfs_t.mon_dirs;挂载到全局队列中
unsigned char is_valid; // 是否有效，
unsigned char is_poll_nowait; ///
long ref_count; // 引用计数
struct string_t path; /// 监控的完整路径,格式 /home/mon_dir , /root/path2
///
struct list_head wait_head; /// 等待队列，指向 op_queue_t
struct list_head busy_head; /// 忙碌队列，指向 op_queue_t
////
wait_queue_head_t wait_q;//等待队列，用于通知应用层有新的请求
struct super_block* sb;
/////////
........................
};
接着在应用层调用mount函数实现文件系统的挂载，这个时候上边的fs_fill_super将被调用，
在fs_fill_super函数中从保存mon_dir_t的全局队列中，用监控目录路径作为匹配项，查找到刚才创建的mon_dir_t，
并且设置到 super_block的s_fs_info指针中，这样方便以后操作。
在卸载的时候，首先移除mon_dir_t，然后在应用层调用umount函数，卸载文件系统驱动，这个时候，put_super被调用，
在put_super函数中清除数据。
具体代码，可查看稍后提供在CSDN上的代码。
虽然加载和卸载已经实现了，但是还没实现实际的功能，接下来需要处理的就是inode的创建和销毁问题，
在我们的VFS驱动中，往往需要扩展标准的inode结构体，用来添加一些跟inode相关的自己的数据，
因此往往需要自己实现 super_operations的的alloc_inode和destroy_inode函数，
较为通用的做法如下，定义一个包含inode的结构体，
struct xfs_inode_t
{
////
struct inode vfs_inode; ///包含标准的inode
u64 i_no; /// inode number
u64 i_attr_time; //// 属性的有效时间, jiffies方式表达
atomic_t open_count; //作为文件打开的个数
/////
.................
};
然后再 super_operations的alloc_inode回调函数中，做类似如下处理
static struct inode* xfs_alloc_inode(struct super_block *sb)
{
struct xfs_inode_t *xi;
xi = (struct xfs_inode_t *)kmem_cache_alloc(xfs->inode_pool, GFP_KERNEL); //有点类似windows的LookasideList 函数库，
if (!xi)
return NULL;
///
memset(xi, 0, sizeof(struct xfs_inode_t)); /// init xfs_inode
............................
/// init inode
inode_init_once(&xi->vfs_inode);
////
..........................
return &xi->vfs_inode;
}
在使用inode时候，从标准的 inode 指针通过 container_of(inode, struct xfs_inode_t, vfs_inode);
就可以获得我们自己的 xfs_inode_t结构体指针。
准备好属于自己结构体的inode的分配和销毁之后，
我们就可以使用 new_inode或者iget_locked等VFS框架函数获取到一个未使用的inode，在VFS的其他回调函数中使用。
第一个要使用新inode的地方就是 inode_operations的lookup回调函数，这个是调用频率最多的函数之一，
VFS内部用来建立 dentry树状链和inode的关系链，比如我们要打开一个 文件路径是 /home/path1/song.mp3 的文件，
VFS首先拆成 home，path1，song.mp3三个部分，然后从它的dentry缓存中查找，如果都存在，则认为没问题。
如果某个不存在，比如 path1不在他的缓存中，VFS会调用我们驱动中的 inode_operations的lookup，
并且操作目录的inode是 home目录指向的inode， 我们的lookup中通过最终处理，认为path1在home目录中，
于是通过new_inode创建一个新inode，然后通过 d_add 附加到lookup提供的dentry结构中，
然后VFS接着调用我们的inode_operations的lookup，这次的操作目录inode是path1指向的inode，然后我们接着在lookup做重复的工作。
当这一切都顺利后，我们就能打开/home/path1/song.mp3路径的文件了。
接下来就是集中实现 inode_operations ，file_operations，address_space_operations 等接口函数，
具体实现细节，以及实现了哪些接口，可查看我稍后发布在CSDN上的源代码，
当然不比fuse。我是偷工减料，能少实现的接口，就尽量少实现。反正只要最终完成目标即可。
这里说说如何把这些接口请求转发到应用层。
跟fuse一样，我们的驱动依然是把对目录的各种请求，发送到应用层程序，在应用层程序再转发到网络上去的，
这也是我对这类驱动的一贯做法，比如上章介绍的虚拟USB设备是这么做的，windows平台下的目录重定向也是这么做的，
因为这么做，大部分复杂的业务数据请求交给应用层来完成，
除非是那种非常需要性能的功能，比如在驱动层实现一个大IO量的服务器需求等。
没研究过fuse如何把请求转发到应用层的，也懒得去研究，只是按照自己的习惯，借鉴自己在windows平台的一贯做法，
先来个BEGIN IOCTL ,从驱动获取请求，处理完成后，调用 END IOCTL完成这个请求。
当然linux稍微有些变化。
刚开始还想着创建一个Semaphore信号量等待读请求呢，可是linux内核没有信号量概念，
不过倒是有等待队列的概念来完成类似功能。
同时把 BEGIN IOCTL和END IOCTL命令分别交给 read和write去完成，linux的ioctl没windows那个强大。
首先当然是创建一个字符设备用于应用层程序通讯。
字符设备的read和write函数完成 BEGIN IOCTL和ENDIOCTL功能。
应用层打开这个字符设备，调用read之前，首先调用select等待是否有新的请求到来，如果select成功，调用read读取新的请求。
处理完这个新请求，调用write完成这个请求。
驱动层实现这个字符设备的 read，write，等回调函数，同时实现poll回调，用于检测是否有新请求在队列中等待应用层读取。
mon_dir_t监控目录结构体中，定义了一个wait_q变量，就是用来当这个监控目录中有新的请求时候的通知事件。
在处理每个请求时候，创建一个op_queue_t结构体来进行处理，大致描述如下：
struct op_queue_t
{
struct list_head list; //// -> mon_dir_t.wait_head or mon_dir_t.busy_head
/////
wait_queue_head_t wq; //等待这个请求被完成或者超时
int op_type; ///操作类型
unsigned char is_complete; // 是否完成
unsigned char is_noreply; // 不需要从用户层返回数据
unsigned char is_nobuffer; // IOCTL处理时候，用户层提供的空间不够
unsigned char is_clear_inode_usrctx; ///是否发送清除usrctx的命令
int ret; /// 返回码
/////
u64 inter_seqno; ///
struct inode* inode; /// 操作的inode
struct dentry* dentry; /// 操作的dentry
struct file_stat_t* stat; /// 操作的属性
。。。。。。。。。。
};
当我们在VFS的某个回调函数中，以lookup为例。
在 lookup回调函数中，首先创建 op_queue_t结构体，
op = xfs_alloc_op_queue（OP_LOOKUP, inode）;//OP_LOOKUP表示只lookup操作，inode是当前执行这个操作的inode。
///然后填充一一些必要的数据信息。
op->dentry=....
//最后等待这个op完成
ret = xfs_wait_op_queue_complete(op); ////
xfs_wait_op_queue_complete函数则实现把op_queue_t加入到监控目录mon_dir_t的队列中，
并且等待应用层取走这个请求和完成这个请求，
应用层处理完这个请求之后，xfs_wait_op_queue_complete 函数返回，当然也包括超时返回。
代码大致如下：
int xfs_wait_op_queue_complete(struct mon_dir_t* md,
struct op_queue_t* op , long tmo_jiffies ) // timeout is jiffies
{
int ret; ////
op->is_complete = 0;
lock();
///
if (!md->is_valid) { //监控目录已经无效了
printk("monitor director not valid. \n");
xfs_free_op_queue(op);
///
unlock(); ///
return -ENOENT;
}
///
list_add_tail(&op->list, &md->wait_head); /// 加入到等待处理队列
wake_up_interruptible(&md->wait_q); //通知用户进程，有新的请求
unlock();
/////
ret = wait_event_interruptible_timeout( op->wq, op->is_complete!=0 , tmo_jiffies); //等待用户层完成或者超时
lock();
list_del(&op->list); ////可能已经在 __op_queue_complete 中被移除出队列，但是已经INIT_LIST_HEAD，所以这里再次list_del不会出问题
INIT_LIST_HEAD(&op->list);
unlock();
。。。。。。。。
要了解详细细节，请查看CSDN上发布的源代码工程。
总之linux平台下的这种处理方式比windows简洁和看着舒服，光是代码就已经简洁得多，还挺好理解。
另外值得一提的是，在刚开始做windows目录重定向驱动的代码时候，比较崇尚把内核内存直接映射到用户空间，
认为这样能减少一次数据copy，提高性能。因此CSDN上的那个代码无处不在的
MmMapLockedPagesSpecifyCache(mdl, UserMode, MmCached, NULL, FALSE, NormalPagePriority); //UserMode模式的函数调用。
但实际上，在后来的开发中，发现问题非常多，而且还是极其难查找的BUG，动不动就蓝屏死机。
后来完全取消了 内存直接映射，采用老老实实的 RtlCopyMemory，多一次内存copy，至少稳定了许多。
以至后来的提供到CSDN的USB驱动代码，以及这个VFS代码，都是采用普通的 RtlCopyMemory或者copy_to_user/copy_from_user
来传递内核和用户空间数据。
内存映射不是随便什么地方都好用，限制挺多，得看具体场所。
CSDN上源代码下载地址：
http://download.csdn.net/detail/fanxiushu/9642449
linux平台是 rhel 7.2 ，内核版本3.10
2017-01更新，完整版本程序下载地址：
CSDN上的下载地址:
http://download.csdn.net/detail/fanxiushu/9719017
GITHUB上的下载地址：
https://github.com/fanxiushu/xFsRedir/raw/master/xFsRedir-1.0.0.1.zip
这个是1.0.0.1版本，如果寻找新版本，请关注：
https://github.com/fanxiushu/xFsRedir
或发送邮件 [email protected] 如发现BUG，可在CSDN或者GitHUB上提出来，或者发送邮件 [email protected]