具体实施方式

下面将参照附图更详细地描述本公开的示例性实施例。虽然附图中显示了本公开的示例性实施例，然而应当理解，可以以各种形式实现本公开而不应被这里阐述的实施例所限制。相反，提供这些实施例是为了能够更透彻地理解本公开，并且能够将本公开的范围完整的传达给本领域的技术人员。

图1是示例计算设备100的示意框图。

如图1所示，在基本的配置102中，计算设备100典型地包括系统存储器106和一个或者多个处理器104。存储器总线108可以用于在处理器104和系统存储器106之间的通信。

取决于期望的配置，处理器104可以是任何类型的处理，包括但不限于：微处理器(UP)、微控制器(UC)、数字信息处理器(DSP)或者它们的任何组合。处理器104可以包括诸如一级高速缓存110和二级高速缓存112之类的一个或者多个级别的高速缓存、处理器核心114和寄存器116。示例的处理器核心114可以包括运算逻辑单元(ALU)、浮点数单元(FPU)、数字信号处理核心(DSP核心)或者它们的任何组合。示例的存储器控制器118可以与处理器104一起使用，或者在一些实现中，存储器控制器118可以是处理器104的一个内部部分。

取决于期望的配置，系统存储器106可以是任意类型的存储器，包括但不限于：易失性存储器(诸如RAM)、非易失性存储器(诸如ROM、闪存等)或者它们的任何组合。系统存储器106可以包括操作系统120、一个或者多个应用122以及程序数据124。在一些实施方式中，应用122可以布置为在操作系统上由一个或多个处理器104利用程序数据124执行指令。

计算设备100还包括储存设备132，储存设备132包括可移除储存器136和不可移除储存器138。

计算设备100还可以包括储存接口总线134。储存接口总线134实现了从储存设备132(例如，可移除储存器136和不可移除储存器138)经由总线/接口控制器130到基本配置102的通信。操作系统120、应用122以及数据124的至少一部分可以存储在可移除储存器136和/或不可移除储存器138上，并且在计算设备100上电或者要执行应用122时，经由储存接口总线134而加载到系统存储器106中，并由一个或者多个处理器104来执行。

计算设备100还可以包括有助于从各种接口设备(例如，输出设备142、外设接口144和通信设备146)到基本配置102经由总线/接口控制器130的通信的接口总线140。示例的输出设备142包括图形处理单元148和音频处理单元150。它们可以被配置为有助于经由一个或者多个A/V端口152与诸如显示器或者扬声器之类的各种外部设备进行通信。示例外设接口144可以包括串行接口控制器154和并行接口控制器156，它们可以被配置为有助于经由一个或者多个I/O端口158和诸如输入设备(例如，键盘、鼠标、笔、语音输入设备、触摸输入设备)或者其他外设(例如打印机、扫描仪等)之类的外部设备进行通信。示例的通信设备146可以包括网络控制器160，其可以被布置为便于经由一个或者多个通信端口164与一个或者多个其他计算设备162通过网络通信链路的通信。

网络通信链路可以是通信介质的一个示例。通信介质通常可以体现为在诸如载波或者其他传输机制之类的调制数据信号中的计算机可读指令、数据结构、程序模块，并且可以包括任何信息递送介质。“调制数据信号”可以是这样的信号，它的数据集中的一个或者多个或者它的改变可以在信号中以编码信息的方式进行。作为非限制性的示例，通信介质可以包括诸如有线网络或者专线网络之类的有线介质，以及诸如声音、射频(RF)、微波、红外(IR)或者其它无线介质在内的各种无线介质。这里使用的术语计算机可读介质可以包括存储介质和通信介质二者。

计算设备100可以实现为包括桌面计算机和笔记本计算机配置的个人计算机。当然，计算设备100也可以实现为小尺寸便携(或者移动)电子设备的一部分，这些电子设备可以是诸如蜂窝电话、数码照相机、个人数字助理(PDA)、个人媒体播放器设备、无线网络浏览设备、个人头戴设备、应用专用设备、或者可以包括上面任何功能的混合设备。甚至可以被实现为服务器，如文件服务器、数据库服务器、应用程序服务器和WEB服务器等。本发明的实施例对此均不做限制。

在根据本发明的实施例中，计算设备100被配置为执行根据本发明的光盘文件校验方法200。其中，计算设备100的操作系统中包含用于执行本发明的光盘文件校验方法200的多条程序指令，使得本发明的光盘文件校验方法200可以在计算设备100的操作系统中执行。

图2示出了根据本发明一个实施例的光盘文件校验方法200的流程图。光盘文件校验方法200可以在计算设备(例如前述计算设备100)的操作系统中执行。

根据本发明的一个实施例，计算设备的操作系统可以为Linux操作系统。下文仅以Linux操作系统为例来对本发明的光盘文件校验方法200进行详细描述，但本发明的方法200的操作系统并不限于在Linux操作系统中执行。

如图2所示，方法200始于步骤S210。

在步骤S210中，创建光盘文件系统，并将本地文件目录下的每个待刻录文件拷贝到所创建的光盘文件系统中。应当指出，在初次刻录文件时，顺序介质的光盘是一张没有任何数据的空白光盘，因此，需要先创建一个用于承载每个待刻录文件的光盘文件系统。

根据一个实施例，光盘文件系统可以为UDF(Universal Disc Format，通用光盘格式)文件系统。

根据一个实施例，可以通过以下方法来创建光盘文件系统：

首先，计算待刻录文件的总容量(files_capacity)和数量(files_count)，根据待刻录文件的总容量(files_capacity)和数量(files_count)确定光盘文件系统的预留空间。

在一种实现方式中，已知UDF文件系统的块大小block_size＝2048字节；已知每个文件至少会在UDF文件系统中占用2个块，定义每个文件新增的大小为INCREASE_SIZE＝2*block_size字节；文件系统总大小必须按块对齐，为了方便计算这里以2M对齐，定义大小为MIN_UDF_IMG_SIZE＝2*1024*1024字节；根据这些信息，可计算出UDF文件系统预留空间的总大小(文件系统总大小)。这里，UDF文件系统的预留空间的总大小(FsSize)可以根据以下公式来计算：FsSize＝(files_capacity+files_count*INCREASE_SIZE)+((MIN_UDF_IMG_SIZE-1)&～(MIN_UDF_IMG_SIZE-1))字节。

进而，基于前述计算出的预留空间的总大小FsSize，来创建相应大小的的空白文件。在一种实现方式中，可以调用Linux命令truncate-s[FsSize]burn_data.udf来创建一个文件名为burn_data.udf、大小为FsSize字节的空白文件。

随后，通过对空白文件进格式化处理，以得到光盘文件系统。在一种实现方式中，可以通过执行系统命令mkfs.udf-b 2048-r＝1.02burn_data.udf将空白文件burn_data.udf进行格式化处理，得到格式化好的UDF 1.02版本、块大小为2048字节的UDF文件系统，即，得到光盘文件系统。

根据一个实施例，可以通过以下方法来将每个待刻录文件拷贝到光盘文件系统：

首先，将光盘文件系统(即格式化好的UDF文件系统)挂载到操作系统的预定目录。例如，预定目录可以为Linux操作系统的本地目录/media/udfimage。通过执行命令mount-tudfburn_data.udf/media/udfimage，将格式化好的UDF文件系统的文件burn_data.udf挂载到当前Linux操作系统本地的预定目录/media/udfimage上。

随后，将本地文件目录下每个待刻录文件拷贝到预定目录(/media/udfimage)下。

进而，卸载光盘文件系统。在卸载光盘文件系统后，便可以得到包含所有待刻录文件的光盘文件系统。在一种实现方式中，可以执行命令umount/media/udfimage，将挂载在预定目录/media/udfimage上的UDF文件系统卸载。在成功卸载光盘文件系统后，burn_data.udf中就已经包含了待刻录的所有文件。

随后，在步骤S220中，在光盘文件系统中定位到元数据区域。根据前文可知，此时的光盘文件系统(burn_data.udf)是一个具备UDF 1.02文件系统且包含了每个待刻录文件的镜像包。

在一个实施例中，刻录完成后的顺序介质光盘元数据空间结构如图3所示，其中包括：RESERVED区域、MVDS区域、LVID区域、AVDP区域、PSPACE区域、RVDS区域。

需要说明的是，元数据区域即是PSPACE，每个待刻录文件的元数据都存储在该元数据区域，对刻录文件的校验也是在该元数据区域PSPACE实现。

根据一个实施例，MVDS区域中包括记录有元数据区域PSPACE位置的关键元数据PD，通过解析出MVDS区域中的关键元数据PD，便可以直接定位到元数据区域PSPACE。

图4示出了根据本发明一个实施例的定位到元数据区域PSPACE的流程图。如图4所示，在光盘文件系统中定位到元数据区域PSPACE可以根据以下方法执行：

首先，在光盘文件系统中定位到瞄点卷描述指针AVDP(anchorVolDescPtr)的位置。这里，通过打开光盘文件系统，即打开文件burn_data.udf，从文件开始处偏移256个块(即2048*256字节)的位置即为AVDP的位置。

再从瞄点卷描述指针AVDP中读取MVDS值(mainVolDescSeqExt)，该MVDS值记录有MVDS区域的开始位置和长度，这样，可以根据MVDS值确定MVDS区域的位置和长度，基于MVDS值中的位置定位到MVDS区域。应当指出，关键元数据PD位于MVDS区域中。

通过从MVDS区域中获取关键元数据PD，基于关键元数据PD便可以定位到元数据区域PSPACE的位置。

根据一个实施例，基于关键元数据PD定位到元数据区域PSPACE可以根据以下方法执行：

基于MVDS值来确定MVDS区域的长度，并基于MVDS区域的长度(length/2048)来确定MVDS区域中的元数据数量。

通过遍历MVDS区域中的每个块(扇区)，对于每个块，将块转换为第一结构体对象(tag)，并获取第一结构体对象的值(tagIdent)，以便查找第一结构体对象的值为预定值的块。在一种实现方式中，预定值为TAG_IDENT_PD(0x0005)。

如果第一结构体对象的值为预定值，则将相应的块转换为第二结构体对象(partitionDesc)，并获取第二结构体对象的值(partitionStartingLocation)，该第二结构体对象的值便是记录有元数据区域PSPACE的位置的关键元数据PD。从而，便可以基于第二结构体对象的值(作为关键元数据PD)定位到元数据区域PSPACE。此时，元数据区域PSPACE的空间结构如图5所示，其中包括SBD区域、FSD区域、根文件条目RootFE、根文件标识描述符RootFID、DirFE、DirFID、预留区域、预留其他待刻录文件的文件条目FE、文件标识描述符FID、数据extent区域。

在一种实现方式中，第二结构体对象partitionDesc可以定义为：

随后，在步骤S230中，修改元数据区域PSPACE中的光盘文件系统元数据的数据结构，以构建新的数据结构体。并通过计算每个待刻录文件的第一摘要值，基于新的数据结构体来存储每个待刻录文件的第一摘要值。

根据一个实施例，首先对待刻录文件进行预处理。在本地文件目录中遍历每个待刻录文件，并分别计算每个待刻录文件的第一摘要值，随后将每个待刻录文件的第一摘要值存储在计算设备的内存中。在一种实现方式中，可以通执行过Linux操作系统中的命令md5sum，来计算出每个待刻录文件的第一摘要值，并将每个待刻录文件的第一摘要值保存在内存中待用。

在一种实现方式中，摘要值可以是通过MD5(Message-Digest Algorithm5，信息-摘要算法5)算法对待刻录文件数据进行计算得到的MD5值，第一摘要值可以是第一MD5值。

进而，通过在元数据区域PSPACE中定位到光盘文件系统文件条目FE，对光盘文件系统文件条目FE中的可扩展字段extendedAttrAndAllocDescs进行改造，来构建新的数据结构体。具体地，通过修改可扩展字段中的数据结构体，在原来的数据结构体中增加MD5变量，得到包括MD5变量的新的结构体，以便在光盘文件系统文件条目FE的可扩展字段中构建新的数据结构体。这样，所构建的新的数据结构体中包括MD5变量，可用于存储待刻录文件的第一摘要值(即第一MD5值)。随后，将内存中的每个第一MD5值循环拷贝到新的数据结构体的MD5变量中，这样，实现了基于新的数据结构体的MD5变量来存储每个待刻录文件的第一MD5值。

应当指出，通过改造元数据区域中光盘文件系统元数据的数据结构、构建新的数据结构体，基于新的结构体能够存储每个待刻录文件的第一MD5值，这样，后续能实现基于新的数据结构体存储的第一MD5值来对光盘刻录文件进行校验，同时，能保证对光盘文件系统的兼容性。

在一种实现方式中，文件条目FE可以根据ECMA-167v3的标准制定标准(4/14.9)来定义如下数据结构：

需要说明的是，extendedAttrAndAllocDescs字段是一个可扩展字段，lengthAllocDescs记录着它的长度(字节)，icbTag(见ECMA-167 4/14.6)中的flags记录着extendedAttrAndAllocDescs字段表示的意义，其值是可选的(见ECMA-167 4/14.6.8)，不同的flags代表着extendedAttrAndAllocDescs将存储不同的数据结构体对象，对于文件数据存储使用的flag是ICBTAG_FLAG_AD_SHORT，代表的数据结构体如下：

为了能够存储第一MD5值，在本发明的实施例中，定义了一个新的数据结构体short_ad_ex，相对于数据结构体short_ad增加了一个变量MD5，其中，新的数据结构体可以实现为：

应当指出，新的数据结构体中的变量的值来自于存储在内存中的第一MD5值，通过循环将内存中的第一MD5值拷贝到新的数据结构体short_ad_ex中的MD5变量中，便实现了通过构建的新的数据结构体来存储待刻录文件的第一MD5值。最后更新lengthExtendedAttr＝sizoef(short_ad_ex)。基于此，在原有的UDF文件系统读取逻辑中，会将新的数据结构体short_ad_ex截断，获取extLength(新的结构体的长度信息)和extPosition(新的结构体的位置信息)，新的数据结构体中新增的变量MD5不会对原有UDF文件系统的识别造成影响，从而保证对UDF文件系统的兼容性。

随后，在步骤S240中，将光盘文件系统中的每个待刻录文件刻录到顺序介质的光盘上。这里，通过将光盘文件系统的镜像刻录到顺序介质的光盘上，来实现将光盘文件系统中的每个待刻录文件刻录到顺序介质的光盘上，从而得到与每个待刻录文件相对应的刻录到光盘上的已刻录文件。至此，完成光盘刻录过程。

在一种实现方式中，通过执行命令cdrecord-dev＝/dev/sr0-multi-data-v-eject-speed＝4./burn_data.udf，来将UDF文件系统的镜像刻录到顺序介质的光盘上。

最后，在步骤S250中，在将每个待刻录文件刻录到顺序介质的光盘上、得到相应的已刻录文件之后，通过计算每个已刻录文件对应的第二摘要值，基于相应的待刻录文件的第一摘要值，来对每个已刻录文件的第二摘要值进行校验，确定每个已刻录文件是否校验失败。如果对已刻录文件校验失败，说明该已刻录文件出现异常、已损坏，则可以记录校验失败的已刻录文件信息。这样，最终可以从刻录到光盘上的所有已刻录文件中，确定校验失败的一个或多个已刻录文件，实现对光盘上异常文件的精准定位。

这里，与前文相对应，第二摘要值可以是通过MD5算法对已刻录文件数据进行计算得到的第二MD5值。

根据一个实施例，可以通过以下方法来对每个已刻录文件的第二摘要值(即第二MD5值)进行校验：

遍历每个已刻录文件。对于每个已刻录文件，计算已刻录文件的第二MD5值，并从新的数据结构体中获取与已刻录文件相对应的待刻录文件的第一MD5值。应当理解，待刻录文件的第一MD5值可作为对相应的已刻录文件的第二MD5值进行校验的依据。

进而，将已刻录文件的第二MD5值与获取到的相应的待刻录文件的第一MD5值进行比对，如果相同，则校验成功，说明刻录到光盘上的已刻录文件没有损坏。如果不同，则校验失败，说明刻录到光盘上的已刻录文件已被损坏，可以记录下该已刻录文件的信息。

图6示出了根据本发明一个实施例的对已刻录文件的校验流程图。如图6所示，可以通过以下方式实现遍历每个已刻录文件：

首先在光盘文件系统中定位到元数据区域PSPACE。这里，可以采用前文中从光盘文件系统中定位到元数据区域的方法。随后，在元数据区域PSPACE中定位到根文件条目RootFE，遍历根文件条目RootFE下的每个文件标识描述符FID，并判断每个文件标识描述符FID指向的文件条目FE对应的类型是文件还是目录。如果是目录，则遍历文件条目对应的目录下的每个文件标识描述符FID，并判断每个文件标识描述符FID指向的文件条目对应的类型是文件还是目录。如果文件标识描述符FID指向的文件条目对应的类型是文件，说明遍历到已刻录文件，则定位到该文件标识描述符FID指向的文件条目，并读取该文件条目对应的已刻录文件的二进制数据。进而，通过计算该已刻录文件的二进制数据的第二MD5值，并从新的数据结构体中获取与已刻录文件相对应的待刻录文件的第一MD5值作为校验依据，通过比对该已刻录文件的第二MD5值与相应的待刻录文件的第一MD5值是否相同，可以确定该已刻录文件是否损坏。

在一种实现方式中，可以根据以下方法来读取定位到的每个文件条目对应的已刻录文件的二进制数据、计算每个已刻录文件的第二MD5值：获取新的数据结构体在元数据区域PSPACE中的位置信息、和新的数据结构体的长度信息(块)。这里，参见前文中的新的结构体，即是从新的数据结构体short_ad_ex中获取extLength(新的结构体的长度信息)和extPosition(新的结构体在元数据区域PSPACE中的位置信息)。基于新的数据结构体在元数据区域PSPACE中的位置信息和长度信息，可以循环读取每个文件条目对应的已刻录文件的二进制数据。进而，可以通过openssl提供的接口int MD5_Update(MD5_CTX*c,constvoid*data,size_tlen)循环按块调用每个已刻录文件的二进制数据，来计算出已刻录文件的第二MD5值。

进而，将已刻录文件的第二MD5值与获取到的相应的待刻录文件的第一MD5值进行比对，以实现对该已刻录文件的第二MD5值对校验。具体地说，将已刻录文件的第二MD5值与获取到的相应的待刻录文件的第一MD5值进行比对，如果相同，则校验成功，说明刻录到光盘上的已刻录文件没有损坏。如果不同，则校验失败，说明刻录到光盘上的已刻录文件已被损坏，可以记录下该已刻录文件的信息。随后，继续遍历下一个已刻录文件，即下一个文件标识描述符FID指向的文件条目对应的已刻录文件，直至遍历完成每一个已刻录文件。

最后，在遍历完根文件条目RootFE下的每个文件标识描述符FID指向的文件条目对应的已刻录文件之后，基于记录下的已被损坏的一个或多个已刻录文件的信息，来生成异常文件列表。

在一种实现方式中，在元数据区域PSPACE中定位到根文件条目(RootFE)，遍历根文件条目RootFE下的每个文件标识描述符FID可以按照以下方法执行：

从元数据区域PSPACE的起始位置读取第一个块，将第一个块转换为fileEntry结构体对象，该对象即是RootFE。随后，判断RootFE中icbTag.Flags中的lengthAllocDescs是否为ICBTAG_FLAG_AD_ICB。如果是ICBTAG_FLAG_AD_ICB，则生成RootFID的结构体对象，该对象的大小为RootFE中的lengthAllocDescs，并写入RootFID的值，值的内容为RootFE中的extendedAttrAndAllocDescs。如果不是ICBTAG_FLAG_AD_ICB，则生成RootFID的结构体对象，该对象的大小为RootFE中的informationLength，并将RootFE中的extendedAttrAndAllocDescs转换为结构体short_ad的对象，通过解析short_ad的对象可以获取RootFID的位置信息和长度信息，进而，从相应的位置处读取相应长度字节的内容，即是RootFID的数据，并将数据存储在RootFID的结构体对象中。

图7示出了根据本发明一个实施例的光盘刻录方法700的流程图。方法700适于在计算设备(例如前述计算设备100)中执行。如图7所示，方法700包括步骤S710～S740。

在步骤S710中，创建光盘文件系统，并将本地文件目录下的每个待刻录文件拷贝到所创建的光盘文件系统中。应当指出，在初次刻录文件时，顺序介质的光盘是一张没有任何数据的空白光盘，因此，需要先创建一个用于承载每个待刻录文件的光盘文件系统。

根据一个实施例，光盘文件系统可以为UDF(UniversalDiscFormat，通用光盘格式)文件系统。

根据一个实施例，可以通过以下方法来创建光盘文件系统：

首先，计算待刻录文件的总容量(files_capacity)和数量(files_count)，根据待刻录文件的总容量(files_capacity)和数量(files_count)确定光盘文件系统的预留空间。

在一种实现方式中，已知UDF文件系统的块大小block_size＝2048字节；已知每个文件至少会在UDF文件系统中占用2个块，定义每个文件新增的大小为INCREASE_SIZE＝2*block_size字节；文件系统总大小必须按块对齐，为了方便计算这里以2M对齐，定义大小为MIN_UDF_IMG_SIZE＝2*1024*1024字节；根据这些信息，可计算出UDF文件系统预留空间的总大小(文件系统总大小)。这里，UDF文件系统的预留空间的总大小(FsSize)可以根据以下公式来计算：FsSize＝(files_capacity+files_count*INCREASE_SIZE)+((MIN_UDF_IMG_SIZE-1)&～(MIN_UDF_IMG_SIZE-1))字节。

进而，基于前述计算出的预留空间的总大小FsSize，来创建相应大小的的空白文件。在一种实现方式中，可以调用Linux命令truncate-s[FsSize]burn_data.udf来创建一个文件名为burn_data.udf、大小为FsSize字节的空白文件。

随后，通过对空白文件进格式化处理，以得到光盘文件系统。在一种实现方式中，可以通过执行系统命令mkfs.udf-b 2048-r＝1.02burn_data.udf将空白文件burn_data.udf进行格式化处理，得到格式化好的UDF 1.02版本、块大小为2048字节的UDF文件系统，即，得到光盘文件系统。

根据一个实施例，可以通过以下方法来将每个待刻录文件拷贝到光盘文件系统：

首先，将光盘文件系统(即格式化好的UDF文件系统)挂载到操作系统的预定目录。例如，预定目录可以为Linux操作系统的本地目录/media/udfimage。通过执行命令mount-tudfburn_data.udf/media/udfimage，将格式化好的UDF文件系统的文件burn_data.udf挂载到当前Linux操作系统本地的预定目录/media/udfimage上。

随后，将本地文件目录下每个待刻录文件拷贝到预定目录(/media/udfimage)下。

进而，卸载光盘文件系统。在卸载光盘文件系统后，便可以得到包含所有待刻录文件的光盘文件系统。在一种实现方式中，可以执行命令umount/media/udfimage，将挂载在预定目录/media/udfimage上的UDF文件系统卸载。在成功卸载光盘文件系统后，burn_data.udf中就已经包含了待刻录的所有文件。

随后，在步骤S720中，在光盘文件系统中定位到元数据区域。根据前文可知，此时的光盘文件系统(burn_data.udf)是一个具备UDF 1.02文件系统且包含了每个待刻录文件的镜像包。

随后，在步骤S730中，修改元数据区域PSPACE中的光盘文件系统元数据的数据结构，以构建新的数据结构体。并通过计算每个待刻录文件的第一摘要值，基于新的数据结构体来存储每个待刻录文件的第一摘要值。

根据一个实施例，首先对待刻录文件进行预处理。在本地文件目录中遍历每个待刻录文件，并分别计算每个待刻录文件的第一摘要值，随后将每个待刻录文件的第一摘要值存储在计算设备的内存中。在一种实现方式中，可以通执行过Linux操作系统中的命令md5sum，来计算出每个待刻录文件的第一摘要值，并将每个待刻录文件的第一摘要值保存在内存中待用。

在一种实现方式中，摘要值可以是通过MD5算法对待刻录文件数据进行计算得到的MD5值，第一摘要值可以是第一MD5值。

随后，在步骤S740中，将光盘文件系统中的每个待刻录文件刻录到顺序介质的光盘上。这里，通过将光盘文件系统的镜像刻录到顺序介质的光盘上，来实现将光盘文件系统中的每个待刻录文件刻录到顺序介质的光盘上，从而得到与每个待刻录文件相对应的刻录到光盘上的已刻录文件。

在一种实现方式中，通过执行命令cdrecord-dev＝/dev/sr0-multi-data-v-eject-speed＝4./burn_data.udf，来将UDF文件系统的镜像刻录到顺序介质的光盘上。

应当指出，步骤S710～S740对应前述方法200中的步骤S210～S240，步骤S710～S740的具体执行逻辑可参见前文中对步骤S210～S240的具体描述，这里不再赘述。通过执行本发明的光盘刻录方法700来刻录光盘，使得在对光盘上已刻录文件进行校验时，可以精准定位到光盘所有已刻录文件中出现异常的一个或多个文件，从而增强了刻录文件的可靠性。

根据本发明的光盘刻录方法700及相应的光盘文件校验方法200，通过改造光盘文件系统元数据的数据结构，构建新的数据结构体，基于新的数据结构体能够存储每个待刻录文件的第一MD5值。这样，在刻录完成后，能实现基于新的数据结构体存储的第一MD5值来对每个已刻录文件的第二MD5值进行校验，能够精准定位到光盘所有已刻录文件中出现异常的一个或多个文件，从而增强了刻录文件的可靠性。并且，也实现了在Linux操作系统中对UDF文件系统的文件进行校验。

进一步地，通过直接定位到光盘已刻录文件的二进制数据，来对已刻录文件进行MD5校验，这样，不会收到其他数据的干扰，保证校验的准确性。

A8、如A1-A7中任一项所述的方法，其中，在所述光盘文件系统中定位到元数据区域的步骤包括：在所述光盘文件系统中定位到瞄点卷描述指针(AVDP)；从所述瞄点卷描述指针读取MVDS值，所述MVDS值包括MVDS区域的位置和长度；基于所述MVDS值定位到MVDS区域，所述MVDS区域中包括关键元数据；基于所述关键元数据定位到所述元数据区域。

A9、如A8所述的方法，其中，基于所述关键元数据定位到所述元数据区域的步骤包括：基于MVDS值确定MVDS区域的长度，基于所述MVDS区域的长度确定所述MVDS区域中的元数据数量；遍历所述MVDS区域的每个块，对于每个块，将块转换为第一结构体对象(tag)，并获取所述第一结构体对象的值；如果所述第一结构体对象的值为预定值，则将所述块转换为第二结构体对象，并获取第二结构体对象的值作为所述关键元数据；基于所述第二结构体对象的值定位到所述元数据区域。

A10、如权利要求3所述的方法，其中，所述摘要值为MD5值，所述变量为MD5变量。

A11、如A1-A10中任一项所述的方法，其中，所述光盘文件系统为UDF文件系统。

B13、如B12所述的方法，其中，创建光盘文件系统的步骤包括：计算待刻录文件的总容量和数量，根据所述待刻录文件的总容量和数量确定光盘文件系统的预留空间；基于所述预留空间来创建相应的空白文件，并对空白文件进行格式化处理，以得到光盘文件系统。

B14、如B12或B13所述的方法，其中，将每个待刻录文件拷贝到所述光盘文件系统的步骤包括：将所述光盘文件系统挂载到所述操作系统的预定目录；将本地文件目录下每个待刻录文件拷贝到所述预定目录下；卸载所述光盘文件系统，得到包含每个待刻录文件的光盘文件系统。

这里描述的各种技术可结合硬件或软件，或者它们的组合一起实现。从而，本发明的方法和设备，或者本发明的方法和设备的某些方面或部分可采取嵌入有形媒介，例如可移动硬盘、U盘、软盘、CD-ROM或者其它任意机器可读的存储介质中的程序代码(即指令)的形式，其中当程序被载入诸如计算机之类的机器，并被所述机器执行时，所述机器变成实践本发明的设备。

在程序代码在可编程计算机上执行的情况下，计算设备一般包括处理器、处理器可读的存储介质(包括易失性和非易失性存储器和/或存储元件)，至少一个输入装置，和至少一个输出装置。其中，存储器被配置用于存储程序代码；处理器被配置用于根据该存储器中存储的所述程序代码中的指令，执行本发明的多语言垃圾文本的识别方法。

以示例而非限制的方式，可读介质包括可读存储介质和通信介质。可读存储介质存储诸如计算机可读指令、数据结构、程序模块或其它数据等信息。通信介质一般以诸如载波或其它传输机制等已调制数据信号来体现计算机可读指令、数据结构、程序模块或其它数据，并且包括任何信息传递介质。以上的任一种的组合也包括在可读介质的范围之内。

在此处所提供的说明书中，算法和显示不与任何特定计算机、虚拟系统或者其它设备固有相关。各种通用系统也可以与本发明的示例一起使用。根据上面的描述，构造这类系统所要求的结构是显而易见的。此外，本发明也不针对任何特定编程语言。应当明白，可以利用各种编程语言实现在此描述的本发明的内容，并且上面对特定语言所做的描述是为了披露本发明的最佳实施方式。

在此处所提供的说明书中，说明了大量具体细节。然而，能够理解，本发明的实施例可以在没有这些具体细节的情况下被实践。在一些实例中，并未详细示出公知的方法、结构和技术，以便不模糊对本说明书的理解。

类似地，应当理解，为了精简本公开并帮助理解各个发明方面中的一个或多个，在上面对本发明的示例性实施例的描述中，本发明的各个特征有时被一起分组到单个实施例、图、或者对其的描述中。然而，并不应将该公开的方法解释成反映如下意图：即所要求保护的本发明要求比在每个权利要求中所明确记载的特征更多特征。更确切地说，如下面的权利要求书所反映的那样，发明方面在于少于前面公开的单个实施例的所有特征。因此，遵循具体实施方式的权利要求书由此明确地并入该具体实施方式，其中每个权利要求本身都作为本发明的单独实施例。

本领域那些技术人员应当理解在本文所公开的示例中的设备的模块或单元或组件可以布置在如该实施例中所描述的设备中，或者可替换地可以定位在与该示例中的设备不同的一个或多个设备中。前述示例中的模块可以组合为一个模块或者此外可以分成多个子模块。

本领域那些技术人员可以理解，可以对实施例中的设备中的模块进行自适应性地改变并且把它们设置在与该实施例不同的一个或多个设备中。可以把实施例中的模块或单元或组件组合成一个模块或单元或组件，以及此外可以把它们分成多个子模块或子单元或子组件。除了这样的特征和/或过程或者单元中的至少一些是相互排斥之外，可以采用任何组合对本说明书(包括伴随的权利要求、摘要和附图)中公开的所有特征以及如此公开的任何方法或者设备的所有过程或单元进行组合。除非另外明确陈述，本说明书(包括伴随的权利要求、摘要和附图)中公开的每个特征可以由提供相同、等同或相似目的的替代特征来代替。

此外，本领域的技术人员能够理解，尽管在此所述的一些实施例包括其它实施例中所包括的某些特征而不是其它特征，但是不同实施例的特征的组合意味着处于本发明的范围之内并且形成不同的实施例。例如，在下面的权利要求书中，所要求保护的实施例的任意之一都可以以任意的组合方式来使用。

此外，所述实施例中的一些在此被描述成可以由计算机系统的处理器或者由执行所述功能的其它装置实施的方法或方法元素的组合。因此，具有用于实施所述方法或方法元素的必要指令的处理器形成用于实施该方法或方法元素的装置。此外，装置实施例的在此所述的元素是如下装置的例子：该装置用于实施由为了实施该发明的目的的元素所执行的功能。

如在此所使用的那样，除非另行规定，使用序数词“第一”、“第二”、“第三”等等来描述普通对象仅仅表示涉及类似对象的不同实例，并且并不意图暗示这样被描述的对象必须具有时间上、空间上、排序方面或者以任意其它方式的给定顺序。

尽管根据有限数量的实施例描述了本发明，但是受益于上面的描述，本技术领域内的技术人员明白，在由此描述的本发明的范围内，可以设想其它实施例。此外，应当注意，本说明书中使用的语言主要是为了可读性和教导的目的而选择的，而不是为了解释或者限定本发明的主题而选择的。因此，在不偏离所附权利要求书的范围和精神的情况下，对于本技术领域的普通技术人员来说许多修改和变更都是显而易见的。对于本发明的范围，对本发明所做的公开是说明性的，而非限制性的，本发明的范围由所附权利要求书限定。