FAT文件系统介绍以及FatFs的移植

文章目录

FAT文件系统介绍以及FatFs的移植
- 1、FAT文件系统介绍
- - 1.1 MBR分区
  - - 1.1.1 MBR分区结构
    - 1.1.2 MBR的DPT分区表解析
  - 1.2 GPT分区
  - - 1.2.1 GPT分区结构
    - 1.2.2 GPT各分区结构介绍
  - 1.3 FAT文件系统分析
  - - 1.3.1 FAT简介
    - 1.3.2 DBR解析
    - 1.3.3 FSINFO扇区
    - 1.3.4 FAT表
    - 1.3.5 FAT表分析说明
    - 1.3.6 FAT表示例
    - 1.3.7 数据保存区
    - 1.3.8 目录项
- 2、FatFs移植
- - 2.1 FatFs简介
  - 2.2 FatFs 模块层次结构
  - 2.3 下载地址
  - 2.4 FatFs文件系统文件介绍
- 3、结合FatFs源码理解FAT文件系统
- - 3.1 FatFs的mount过程分析
  - 3.2 FatFs的read过程
- 参考资料

1、FAT文件系统介绍

1.1 MBR分区

1.1.1 MBR分区结构

MBR位于磁盘的0号扇区，也就是第一个扇区。MBR由以下四个部分组成：

引导代码：引导代码占MBR分区的前446字节，负责整个系统启动。如果引导代码被破坏，系统将无法启动。

Windows磁盘签名：占引导代码后面的4字节，是Windows初始化磁盘写入的磁盘标签，如果此标签被破坏，则系统会提示“初始化磁盘”。

DPT分区表：占Windows磁盘标签后面的64个字节，是整个硬盘的分区表。

MBR结束标志：占MBR扇区最后2个字节，一直为“55 AA”。

下图是一个MBR扇区示例：

1.1.2 MBR的DPT分区表解析

磁盘在使用前都要进行分区，也就是将硬盘划分为一个个逻辑的区域。每一个分区都有一个确定的起始结束位置。MBR的DPT分区表位于引导代码结束以后的64个字节。其中每16个字节为一个分区表项，也就是在MBR扇区中只能记录4个分区信息。每一个分区表项的具体解析如下表：

存贮字节位	内容及含义
第1字节	引导标志。若值为80H表示活动分区，若值为00H表示非活动分区。
第2、3、4字节	本分区的起始磁头号、扇区号、柱面号。其中：磁头号——第2字节；扇区号——第3字节的低6位；柱面号——为第3字节高2位+第4字节8位。
第5字节	分区类型符。 00H——表示该分区未用（即没有指定）； 06H——FAT16基本分区； 0BH——FAT32基本分区； 05H——扩展分区； 07H——NTFS分区； 0FH——（LBA模式）扩展分区（83H为Linux分区等）。
第6、7、8字节	本分区的结束磁头号、扇区号、柱面号。其中：磁头号——第6字节；扇区号——第7字节的低6位；柱面号——第7字节的高2位+第8字节。
第9、10、11、12字节	逻辑起始扇区号，本分区之前已用了的扇区数。
第13、14、15、16字节	本分区的总扇区数。

1.2 GPT分区

1.2.1 GPT分区结构

GPT磁盘分区结构解决了MBR只能分4个主分区的的缺点，理论上说，GPT磁盘分区结构对分区的数量是没有限制的。但某些操作系统可能会对此有限制。GPT磁盘分区结构由6部分组成，如下图：

1.2.2 GPT各分区结构介绍

保护MBR:保护MBR位于磁盘的0号扇区。只包含一个类型值为0xEE的分区项（第450个字节等于0xee）它的作用是阻止不能识别GPT分区的磁盘工具试图对其进行格式化等操作，所以该扇区被称为“保护MBR”。

EFI部分：

EFI信息区(GPT头)：起始于磁盘的LBA1，通常也只占用这个单一扇区。其作用是定义分区表的位置和大小。GPT头还包含头和分区表的校验和，这样就可以及时发现错误。下表是GPT头的具体解析：

相对字节偏移量 (十六进制)	字节数	说明[整数皆以little endian方式表示]
00～07	8	GPT头签名“45 46 49 20 50 41 52 54”(ASCII码为“EFI PART”)
08～0B	4	版本号，目前是1.0版，其值是“00 00 01 00”
0C～0F	4	GPT头的大小(字节数)，通常为“5C 00 00 00”(0x5C)，也就是92字节。
10～13	4	GPT头CRC校验和(计算时把这个字段本身看做零值)
14～17	4	保留，必须为“00 00 00 00”
18～1F	8	EFI信息区(GPT头)的起始扇区号，通常为“01 00 00 00 00 00 00 00”，也就是LBA1。
20～27	8	EFI信息区(GPT头)备份位置的扇区号，也就是EFI区域结束扇区号。通常是整个磁盘最末一个扇区。
28～2F	8	GPT分区区域的起始扇区号，通常为“22 00 00 00 00 00 00 00”(0x22)，也即是LBA34。
30～37	8	GPT分区区域的结束扇区号，通常是倒数第34扇区。
38～47	16	磁盘GUID(全球唯一标识符,与UUID是同义词)
48～4F	8	分区表起始扇区号，通常为“02 00 00 00 00 00 00 00”(0x02)，也就是LBA2。
50～53	4	分区表总项数，通常限定为“80 00 00 00”(0x80)，也就是128个。
54～57	4	每个分区表项占用字节数，通常限定为“80 00 00 00”(0x80)，也就是128字节。
58～5B	4	分区表CRC校验和
5C～*	*	保留，通常是全零填充

分区表：分区表区域包含分区表项。这个区域由GPT头定义，一般占用磁盘LBA2～LBA33扇区。分区表中的每个分区项由起始地址、结束地址、类型值、名字、属性标志、GUID值组成。分区表建立后，128位的GUID对系统来说是唯一的。分区表项的解析如下：

相对字节偏移量 (十六进制)	字节数	说明[整数皆以little endian方式表示]
00～0F	16	用GUID表示的分区类型
10～1F	16	用GUID表示的分区唯一标示符
20～27	8	该分区的起始扇区，用LBA值表示。
28～2F	8	该分区的结束扇区(包含)，用LBA值表示，通常是奇数。
30～37	8	该分区的属性标志
38～7F	72	UTF-16LE编码的人类可读的分区名称，最大32个字符。

分区区域：

GPT分区区域就是用户使用的分区，也是用户进行数据存储的区域。分区区域的起始地址和结束地址由GPT头定义。

GPT头备份：

GPT头有一个备份，放在GPT磁盘的最后一个扇区，但这个GPT头备份并非完全GPT头备份，某些参数有些不一样。复制的时候根据实际情况更改一下即可。

分区表备份：

分区区域结束后就是分区表备份，其地址在GPT头备份扇区中有描述。分区表备份是对分区表32个扇区的完整备份。如果分区表被破坏，系统会自动读取分区表备份，也能够保证正常识别分区。

1.3 FAT文件系统分析

1.3.1 FAT简介

FAT（File Allocation Table，文件分配表）文件系统是windows操作系统所使用的一种文件系统，它的发展过程经历了FAT12、FAT16、FAT32三个阶段。FAT文件系统用“簇”作为数据单元。一个“簇”由一组连续的扇区组成，簇所含的扇区数必须是2的整数次幂。簇的最大值为64个扇区，即32KB。所有簇从2开始进行编号，每个簇都有一个自己的地址编号。用户文件和目录都存储在簇中。
FAT文件系统的数据结构中有两个重要的结构：文件分配表和目录项：
文件分配表：文件和文件夹内容储存在簇中，如果一个文件或文件夹需要多于一个簇的空间，则用FAT表来描述，如何找到另外的簇。FAT结构用于指出文件的下一个簇，同时也说明了簇的分配状态。FAT12、FAT16、FAT32这三种文件系统之间的主要区别在与FAT项的大小不同。
目录项：FAT文件系统的每一个文件和文件夹都被分配到一个目录项，目录项中记录着文件名、大小、文件内容起始地址以及其他一些元数据。
在FAT文件系统中，文件系统的数据记录在“引导扇区中（DBR）”中。**引导扇区位于整个文件系统的0号扇区，是文件系统隐藏区域（也称为保留区）的一部分，我们称其为DBR扇区，DBR中记录着文件系统的起始位置、大小、FAT表个数及大小等相关信息。**在FAT文件系统中，同时使用“扇区地址”和“簇地址”两种地址管理方式。这是因为只有存储用户数据的数据区使用簇进行管理（FAT12和FAT16的根目录除外），所有簇都位于数据区。其他文件系统管理数据区域是不以簇进行管理的，这部分区域使用扇区地址进行管理。文件系统的起始扇区为0号扇区(逻辑0扇区)。

一个使用了FAT32文件系统的SD card的整体布局如下：

1.3.2 DBR解析

如下图，对读写FAT文件系统来说常用的就图中划线部分，48个字节，具体定义如下：

0x00~0x02：3字节，跳转指令。
0x03~0x0A：8字节，文件系统标志和版本号，这里为MSDOS5.0。
0x0B~0x0C：2字节，每扇区字节数，0x0200=512
0x0D~0x0D：1字节，每簇扇区数，0x08。
0x0E~0x0F：2字节，保留扇区数，0x0C22=3106
0x10~0x10：1字节，FAT表个数，0x02。
0x11~0x12：2字节，FAT32必须等于0，FAT12/FAT16为根目录中目录的个数；
0x13~0x14：2字节，FAT32必须等于0，FAT12/FAT16为扇区总数。
0x15~0x15：1字节，哪种存储介质，0xF8标准值，可移动存储介质。
0x16~0x17：2字节，FAT32必须为0，FAT12/FAT16为一个FAT 表所占的扇区数。
0x18~0x19：2字节，每磁道扇区数，只对于“特殊形状”（由磁头和柱面分割为若干磁道）的存储介质有效，0x003F=63。
0x1A~0x1B：2字节，磁头数，只对特殊的介质才有效，0x00FF=255。
0x1C~0x1F：4字节，EBR分区之前所隐藏的扇区数，与MBR中地址0x1C6开始的4个字节数值相等。
0x20~0x23：4字节，文件系统总扇区数，0x00E83800=15218688
0x24~0x27：4字节，每个FAT表占用扇区数，0x000039EF=14831
0x28~0x29：2字节，标记，此域FAT32 特有。
0x2A~0x2B：2字节，FAT32版本号0.0，FAT32特有。
0x2C~0x2F：4字节，根目录所在第一个簇的簇号，0x02。（虽然在FAT32文件系统下，根目录可以存放在数据区的任何位置，但是通常情况下还是起始于2号簇）
0x30~0x31：2字节，FSINFO（文件系统信息扇区）扇区号0x01，该扇区为操作系统提供关于空簇总数及下一可用簇的信息。
0x32~0x33：2字节，备份引导扇区的位置。备份引导扇区总是位于文件系统的6号扇区。
0x34~0x3F：12字节，用于以后FAT 扩展使用。
0x40~0x40：1字节，与FAT12/16 的定义相同，只不过两者位于启动扇区不同的位置而已。
0x41~0x41：1字节，与FAT12/16 的定义相同，只不过两者位于启动扇区不同的位置而已。
0x42~0x42：1字节，扩展引导标志，0x29。与FAT12/16 的定义相同，只不过两者位于启动扇区不同的位置而已
0x43~0x46：4字节，卷序列号。通常为一个随机值。
0x47~0x51：11字节，卷标（ASCII码），如果建立文件系统的时候指定了卷标，会保存在此。
0x52~0x59：8字节，文件系统格式的ASCII码，FAT32。
0x5A~0x1FD：共420字节，引导代码。
0x1FE~0x1FF：签名标志“55 AA”。
FAT文件系统将引导代码与文件形同数据结构融合在FAT32文件系统引导扇区的512字节中，90_{509字节为引导代码，而FAT12/16则是62}509字节为引导代码。同时，FAT32还可以利用引导扇区后的扇区空间存放附加的引导代码。一个FAT卷即使不是可引导文件系统，也会存在引导代码。

1.3.3 FSINFO扇区

FAT32在保留区中增加了一个FSINFO扇区，用以记录文件系统中空闲簇的数量以及下一可用簇的簇号等信息，以供操作系统作为参考。FSINFO信息扇区一般位于文件系统的1号扇区，结构非常简单。

0x200~0x203：4个字节，扩展引导标志“0x52526141”。
0x204~0x3E3：480个字节，未使用，全部置0。
0x3E4~0x3E7：4个字节，FSINFO签名“0x72724161”。
0x3E8~0x3EB：4个字节，文件系统的空簇数。
0x3EC~0x3EF：4个字节，下一可用簇号（0x00000002）。
0x3F0~0x3FD：14个字节，未使用。
0x3FE~0x3FF：2个字节，“55 AA”标志。
温馨提示：通常情况下，文件系统的2号扇区结尾也会被设置“55 AA”标志。6号扇区也会有一个引导扇区的备份，相应的7号扇区应该是一个备份FSINFO信息扇区，8号扇区可以看做是2号扇区的备份。

1.3.4 FAT表

紧跟在保留分区后面的是FAT区，其由两个完全相同的FAT（File Allocation Table，文件分配表）表单组成，FAT文件系统的名字也是因此而来。FAT 表是一组与数据簇号对应的列表。FAT2紧跟在FAT1之后，它的位置可以通过FAT1的位置加上FAT表的扇区数计算出来。

文件系统分配磁盘空间按簇来分配。因此，文件占有磁盘空间时，基本单位不是字节而是簇，即使某个文件只有一个字节，操作系统也会给它分配一个最小单元：即一个簇。对于大文件，需要分配多个簇。同一个文件的数据并不一定完整地存放在磁盘中一个连续地区域内，而往往会分若干段，像链子一样存放。这种存储方式称为文件的链式存储。为了实现文件的链式存储，文件系统必须准确地记录哪些簇已经被文件占用，还必须为每个已经占用的簇指明存储后继的下一个簇的簇号，对于文件的最后一簇，则要指明本簇无后继簇。这些都是由FAT表来保存的，FAT 表对应表项中记录着它所代表的簇的有关信息：诸如是空，是不是坏簇，是否是已经是某个文件的尾簇等。
对于文件系统来说，FAT表有两个重要作用：描述簇的分配状态以及标明文件或目录的下一簇的簇号。
通常情况下，一个FAT文件系统会有两个FAT表，但有时也允许只有一个FAT表，FAT表的具体个数记录在引导扇区的偏移0x10字节处。
由于FAT区紧跟在文件系统保留区后，所以FAT1在文件系统中的位置可以通过引导记录中偏移0x0E~0x0F字节处的“保留扇区数”得到，即M值。

1.3.5 FAT表分析说明

FAT32中每个簇的簇地址是有32bit（4个字节），FAT表中的所有字节位置以4字节为单位进行划分，并对所有划分后的位置由0进行地址编号。0号地址与1号地址被系统保留并存储特殊标志内容。从2号地址开始，每个地址对应于数据区的簇号，FAT表中的地址编号与数据区中的簇号相同。我们称FAT表中的这些地址为FAT表项，FAT表项中记录的值称为FAT表项值。
当文件系统被创建，也就是进行格式化操作时，分配给FAT区域的空间将会被清空，在FAT1与FAT2的0号表项与1号表项写入特定值。由于创建文件系统的同时也会创建根目录，也就是为根目录分配了一个簇空间，通常为2号簇，与之对应的2号FAT表项记录为2号簇，被写入一个结束标记。
由于簇号起始于2号，所以FAT表项的0号表项与1号表项不与任何簇对应。FAT32的0号表项值总是“F8FFFF0F”。
1号表项可能被用于记录脏标志，以说明文件系统没有被正常卸载或者磁盘表面存在错误。不过这个值并不重要。正常情况下1号表项值为“FFFFFFFF”或“FFFFFF0F”。
如果某个簇未被分配使用，它对应的FAT表项值0；
当某个簇已被分配使用，则它对应的FAT表项内的表项值也就是该文件的下一个存储位置的簇号。如果该文件结束于该簇，则在它的FAT表项中记录的是一个文件结束标记，对于FAT32而言，代表文件结束的FAT表项值为0x0FFFFFFF。
如果某个簇存在坏扇区，则整个簇会用0xFFFFFF7标记为坏簇，这个坏簇标记就记录在它所对应的FAT表项中。
在文件系统中新建文件时，如果新建的文件只占用一个簇，为其分配的簇对应的FAT表项将会写入结束标记。如果新建的文件不只占用一个簇，则在其所占用的每个簇对应的FAT表项中写入为其分配的下一簇的簇号，在最后一个簇对应的FAT表象中写入结束标记。
新建目录时，只为其分配一个簇的空间，对应的FAT表项中写入结束标记。当目录增大超出一个簇的大小时，将会在空闲空间中继续为其分配一个簇，并在FAT表中为其建立FAT表链以描述它所占用的簇情况。

1.3.6 FAT表示例

绿色划线：0号表项，0x0FFFFFF8，FAT表起始固定标识
红色划线，1号表项，0x0FFFFFFF，不使用，默认值
蓝色划线，2号表项，0x0FFFFFFF，标识文件结束，表项对应2号簇，根目录所在簇
如何找到FAT表所在扇区：
DBR的偏移0x0E-0x0F(0x0C22=3106)是保留区大小，保留区之后即为FAT1起始扇区，上图中偏移0x184400转换为扇区0x184400/512=3106，扇区从0计数，所以3106扇区即是FAT1所在扇区
计算根目录起始扇区:
N=保留区大小+2xFAT表大小=0x0C22+2x0x000039EF=32768
将SD卡格式化，新建TEST.txt文件，大小为8.5KB，FAT表结构如下：

红色划线：2号表项，对应2号簇，为根目录
绿色划线：3号表项，对应3号簇，表项值为0x04，Test.txt的下一个簇为4号簇
蓝色划线：4号表项，对应5号簇，表项值为0x05，Test.txt的下一个簇为5号簇
黄色划线：5号表项，对应5号簇，表项值为0x0FFFFFFF，文件结束

1.3.7 数据保存区

数据区是真正用于存放用户数据的区域。数据区紧跟在FAT2之后，被划分成一个个的簇。所有的簇从2开始进行编号，也就是说，2号簇的起始位置就是数据区的起始位置。
虽然原则上FAT32允许根目录位于数据区的任何位置，但通常情况下它都位于数据区起始扇区。在FAT文件系统中，先要寻找数据区的第一簇（即2号簇）的位置，它不是位于文件系统开始处，而是位于数据区。从前面的学习知道，在数据区前面是保留区域和FAT区域，在前面还有MBR区域，这些区域都不使用FAT表进行管理。因此，数据区以前的区域只能使用扇区地址，而无法使用簇地址。
数据区起始扇区号即是根目录扇区号，上面已计算得出32768。

1.3.8 目录项

目录所在的扇区，都是以32 Bytes划分为一个单位，每个单位称为一个目录项，即每个目录项的长度都是32 Bytes 。根目录由若干个目录项组成，一个目录项占用32个字节，可以是长文件名目录项、文件目录项、“.”目录项和“…”目录项等
此处只是简单的以上文中创建的TEST.txt为例说明短文件目录项的结构。

0x00-0x07：文件名，不足8个字节0x20补全(短文件名8.3命名规则)
0x08-0x0A：扩展名
0x0B：文件属性，0x20表示归档
0x0D：创建时间的10毫秒位
0x0E-0x0F：文件创建时间
0x10-0x11：文件创建日期
0x12-0x13：文件最后访问日期
0x14-0x15：文件起始簇号的高16位 0x0000
0x16-0x17：文件最近修改时间
0x18-0x19：文件最近修改日期
0x1A-0x1B：文件起始簇号的地16位 0x0003
0x1C-0x1F：文件的长度，0x2206=8710bytes=8.5K

2、FatFs移植

2.1 FatFs简介

FatFs是用于小型嵌入式系统的通用FAT / exFAT文件系统模块。FatFs模块是按照ANSI C（C89）编写的，并且与磁盘I / O层完全分开。因此，它独立于平台。它可以并入资源有限的小型微控制器中，例如8051，PIC，AVR，ARM，Z80，RX等。此处还提供了适用于小型微控制器的Petit FatFs模块。

特点：

 DOS / Windows兼容的FAT / exFAT文件系统。

 平台无关。易于移植。

 程序代码和工作区的占用空间非常小。

 支持以下各种配置选项：

ANSI / OEM或Unicode中的长文件名。

exFAT文件系统，64位LBA和GPT可存储大量数据。

RTOS的线程安全。

多个卷（物理驱动器和分区）。

可变扇区大小。

多个代码页，包括DBCS。

只读，可选API，I / O缓冲区等…

2.2 FatFs 模块层次结构

底层接口

包括存储媒介读／写接口（disk I/O）和供给文件创建修改时间的实时时钟，需要我们根据平台和存储介质编写移植代码。

中间层FATFS模块

实现了FAT 文件读／写协议。FATFS模块提供的是ff.c和ff.h。除非有必要，使用者一般不用修改，使用时将头文件直接包含进去即可。

顶层应用层

使用者无需理会FATFS的内部结构和复杂的FAT 协议，只需要调用FATFS模块提供给用户的一系列应用接口函数，如f_open，f_read，f_write 和f_close等，就可以像在PC 上读／写文件那样简单。

2.3 下载地址

http://elm-chan.org/fsw/ff/00index_e.html

此地址不仅仅包含资料包下载，还包括文件系统一些知识，包括函数说明，函数调用实例等。

2.4 FatFs文件系统文件介绍

文件名	功能	说明
ffconf.h	FatFs模块的配置文件	需要用户根据需求来配置
ff.h	FatFs和应用程序模块的通用包含文件	不需要修改
ff.c	FatFs模块源码	不需要修改
diskio.h	FatFs和disk I / O模块的公共包含文件	不需要修改
diskio.c	FatFs 和disk I / O 模块接口层文件	与平台相关的代码，需要用户根据存储介质来编写函数。
ffunicode.c	可选的Unicode 相关的转换函数
ffsystem.c	可选的与操作系统对接的各接口相关实现示例

移植FatFs的过程中，用户需要根据自己的实际需求来对配置文件ffconf.h进行配置，然后就是需要实现diskio.c中的底层I/O驱动接口。

3、结合FatFs源码理解FAT文件系统

3.1 FatFs的mount过程分析

–mount_volume

--stat = disk_initialize(fs->pdrv);//初始化I/O设备

--fmt = find_volume(fs, LD2PT(vol));//寻找Fat表

static UINT find_volume (    /* Returns BS status found in the hosting drive */FATFS* fs,        /* Filesystem object */UINT part        /* Partition to fined = 0:auto, 1..:forced */
)
{UINT fmt, i;DWORD mbr_pt[4];fmt = check_fs(fs, 0);                /* Load sector 0 and check if it is an FAT VBR as SFD format *///在这个函数中会load 0号扇区的数据，如果检查0号扇区符合DBR格式，那么返回。如果0号扇区的最后两个字节不是0xaa55，那么返回错误。if (fmt != 2 && (fmt >= 3 || part == 0)) return fmt; /* Returns if it is an FAT VBR as auto scan, not a BS or disk error *//* Sector 0 is not an FAT VBR or forced partition number wants a partition */#if FF_LBA64//在这里会进行gpt分区解析if (fs->win[MBR_Table + PTE_System] == 0xEE) {  /* GPT protective MBR? *///判断0号扇区是保护MBR才继续往下解析，第450字节为0xee    DWORD n_ent, v_ent, ofs;QWORD pt_lba;if (move_window(fs, 1) != FR_OK) return 4;   /* Load GPT header sector (next to MBR) *///load 1号扇区的数据，也就是load gpt头if (!test_gpt_header(fs->win)) {//校验gpt头 NOTICE("BL1: find_volume, test_gpt_header failed.\n");return 3;   /* Check if GPT header is valid */}//下面是gpt头的解析n_ent = ld_dword(fs->win + GPTH_PtNum);     /* Number of entries *///读取0x50-0x53得到分区表总项数pt_lba = ld_qword(fs->win + GPTH_PtOfs);   /* Table location *///读取0x48-0x4F得到分区表起始扇区号for (v_ent = i = 0; i < n_ent; i++) {     /* Find FAT partition */if (move_window(fs, pt_lba + i * SZ_GPTE / SS(fs)) != FR_OK) return 4;    /* PT sector *///前面已经得到分区表的起始扇区，在这里load分区表ofs = i * SZ_GPTE % SS(fs);                                               /* Offset in the sector *///if (!memcmp(fs->win + ofs + GPTE_PtGuid, GUID_MS_Basic, 16)) { /* MS basic data partition? */v_ent++;fmt = check_fs(fs, ld_qword(fs->win + ofs + GPTE_FstLba));    /* Load VBR and check status *///每个分区表项的GPTE_FstLba字节（32）指定了该分区的起始扇区号，在这里会load该分区的起始扇区，检查是否符合DBR格式if (part == 0 && fmt <= 1) return fmt;          /* Auto search (valid FAT volume found first) */if (part != 0 && v_ent == part) return fmt;      /* Forced partition order (regardless of it is valid or not) *///}}return 3;    /* Not found */}
#endif//下面部分的代码是MBR分区的解析if (FF_MULTI_PARTITION && part > 4) return 3;    /* MBR has 4 partitions max */ //MBR最多支持4个主分区表项for (i = 0; i < 4; i++) {      /* Load partition offset in the MBR */mbr_pt[i] = ld_dword(fs->win + MBR_Table + i * SZ_PTE + PTE_StLba);//找到各个分区的起始扇区}i = part ? part - 1 : 0;     /* Table index to find first */do {                         /* Find an FAT volume */fmt = mbr_pt[i] ? check_fs(fs, mbr_pt[i]) : 3; /* Check if the partition is FAT */ //检查是否存在FAT分区} while (part == 0 && fmt >= 2 && ++i < 4);return fmt;
}

find_volume函数，基本遵循如下流程：

（1）load 0号扇区，如果0号扇区符合DBR格式，那么返回，如果0号扇区的最后两个字节不是0xaa55，那么返回错误

（2）如果0号扇区不符合DBR格式，继续判读第450个字节是不是0xee，如果是，那么按照gpt的格式继续进行解析，检查是否存在FAT分区

（3）如果也不是gpt格式，那么按照mbr的格式解析，检查能找到FAT分区

find_volume找到fat分区的起始扇区(DBR)以后，那么继续进行DBR扇区的解析，如下：

 if (ld_word(fs->win + BPB_BytsPerSec) != SS(fs)) return FR_NO_FILESYSTEM;  /* (BPB_BytsPerSec must be equal to the physical sector size) */ //读取DBR的0x0B~0x0C得到每个扇区的字节数，这里必须和物理设备保持一致fasize = ld_word(fs->win + BPB_FATSz16);      /* Number of sectors per FAT */ if (fasize == 0) fasize = ld_dword(fs->win + BPB_FATSz32);//得到FAT表所占的扇区数fs->fsize = fasize;fs->n_fats = fs->win[BPB_NumFATs];             /* Number of FATs */ //得到FAT表的个数if (fs->n_fats != 1 && fs->n_fats != 2) return FR_NO_FILESYSTEM;    /* (Must be 1 or 2) */fasize *= fs->n_fats;                         /* Number of sectors for FAT area */fs->csize = fs->win[BPB_SecPerClus];         /* Cluster size */if (fs->csize == 0 || (fs->csize & (fs->csize - 1))) return FR_NO_FILESYSTEM;  /* (Must be power of 2) */fs->n_rootdir = ld_word(fs->win + BPB_RootEntCnt);    /* Number of root directory entries */if (fs->n_rootdir % (SS(fs) / SZDIRE)) return FR_NO_FILESYSTEM;    /* (Must be sector aligned) */tsect = ld_word(fs->win + BPB_TotSec16);     /* Number of sectors on the volume */if (tsect == 0) tsect = ld_dword(fs->win + BPB_TotSec32);nrsv = ld_word(fs->win + BPB_RsvdSecCnt);     /* Number of reserved sectors */if (nrsv == 0) return FR_NO_FILESYSTEM;           /* (Must not be 0) *//* Determine the FAT sub type */sysect = nrsv + fasize + fs->n_rootdir / (SS(fs) / SZDIRE);  /* RSV + FAT + DIR */if (tsect < sysect) return FR_NO_FILESYSTEM;  /* (Invalid volume size) */nclst = (tsect - sysect) / fs->csize;            /* Number of clusters */if (nclst == 0) return FR_NO_FILESYSTEM;      /* (Invalid volume size) */fmt = 0;if (nclst <= MAX_FAT32) fmt = FS_FAT32;if (nclst <= MAX_FAT16) fmt = FS_FAT16;if (nclst <= MAX_FAT12) fmt = FS_FAT12;if (fmt == 0) return FR_NO_FILESYSTEM;/* Boundaries and Limits */fs->n_fatent = nclst + 2;                       /* Number of FAT entries */fs->volbase = bsect;                         /* Volume start sector */fs->fatbase = bsect + nrsv;                   /* FAT start sector */fs->database = bsect + sysect;                   /* Data start sector */

可以看到FatFs的mount过程基本就是MBR、GPT和DBR的解析过程。

3.2 FatFs的read过程

在这里没有详细介绍read的详细流程，结合前面的fat文件系统介绍，大概过程如下在根目录扇区中先找到对应的目录项，在目录项中可以得到文件的起始簇号以及文件的大小，根据文件的起始簇号，就能找到保存了该文件的所有扇区地址。

参考资料

1、GUID（GPT）分区表详解

https://blog.csdn.net/u011164819/article/details/50720692

2、详解MBR分区结构以及GPT分区结构

https://blog.51cto.com/dengqi/1348951

3、FAT32文件系统快速入门

https://blog.csdn.net/u010650845/article/details/60881687

4、图解fat32文件系统设计

https://blog.csdn.net/qq_35579835/article/details/106754991?utm_medium=distribute.pc_relevant.none-task-blog-2%7Edefault%7ECTRLIST%7Edefault-2.no_search_link&depth_1-utm_source=distribute.pc_relevant.none-task-blog-2%7Edefault%7ECTRLIST%7Edefault-2.no_search_link

5、FATFS文件系统

https://www.pianshen.com/article/15371184643/