上一个名字用的时间太长了，换个名字吧。
一、通过格式化命令-看磁盘文件系统的建立过程
1、添加format命令，单步调试
所有的底层驱动函数都已经准备好。添加格式化命令format后，编译下载。
Format命令的执行主要是调用f_mkfs（）函数，下面进行单步调试。
以下主要列出函数的主要执行步骤：
res=f_mkfs( 0, 1, 4096 ); //1表示不需要引导扇区。4096是8个扇区。
进入f_mkfs（）函数，这里只列出主要执行步骤：
if (disk_ioctl(drv, GET_SECTOR_COUNT, &n_part) != RES_OK || n_part < MIN_SECTOR)
return FR_MKFS_ABORTED;这个函数调用后，n_part=0x000F,3400 = 996 352，这是SD的总块数。
allocsize /= SS(fs); 等于8/* Number of sectors per cluster */
n_clst = n_part / allocsize; //等于0x1E680 = 124 544 簇。
if (n_clst >= 0xFFF5) fmt = FS_FAT32; 所以文件系统确定为FAT32类型。
n_fat = ((n_clst * 4) + 8 + SS(fs) - 1) / SS(fs); 等于0x3CE = 974，表示FAT要占据974个扇区。
n_rsv = 33 - partition; 保留扇区32个。
n_dir = 0;
b_fat = b_part + n_rsv; /* FATs start sector 32扇区*/
b_dir = b_fat + n_fat * N_FATS; /* Directory start sector 0x3EE =1006，由于FAT表个数设为1个，所以目录区=FAT起始+FAT占用扇区数*/
b_data = b_dir + n_dir; /* Data start sector */
以上三项确定 FAT区域、根目录区、数据区的起始扇区。
disk_ioctl(drv, GET_BLOCK_SIZE, &n) != RES_OK，这个函数调用没有正确返回 可擦出扇区的总数。接下来程序会出错，因此退出，修改disk_ioctl（）函数后，再次分析。把这个函数返回值直接改为32。并且把FAT表的个数定义为2.
N_FATS改为2后，根目录区、数据区的起始扇区的起始扇区变为0x7BC=1980扇区。继续往下执行。
n = (b_data + n - 1) & ~(n - 1);
n_fat += (n - b_data) / N_FATS;这两句话对fat所占扇区数进行了修正，保证擦除时，以32个扇区为一个单位。
n_clst = (n_part - n_rsv - n_fat * N_FATS - n_dir) / allocsize; =0x1E588。
tbl = fs->win; /* Clear buffer */
mem_set(tbl, 0, SS(fs)); 清零文件系统缓冲区。
mem_set(tbl, 0, SS(fs));
ST_DWORD(tbl+BS_jmpBoot, 0x90FEEB); /* Boot code (jmp $, nop) */
ST_WORD(tbl+BPB_BytsPerSec, SS(fs)); /* Sector size */
tbl[BPB_SecPerClus] = (BYTE)allocsize; /* Sectors per cluster */
ST_WORD(tbl+BPB_RsvdSecCnt, n_rsv); /* Reserved sectors */
上面的工作主要是填充 引导扇区缓冲区，也就是常说的DBR扇区缓冲，等所有的参数写好，就可以写回磁盘。
ST_WORD(tbl+BS_55AA, 0xAA55); /* Signature */
if (disk_write(drv, tbl, b_part+0, 1) != RES_OK)
return FR_DISK_ERR; //这就是在写有效引导标志 sec[510]=0x55, sec[511]=0xAA。
if (fmt == FS_FAT32)
disk_write(drv, tbl, b_part+6, 1); //FAT32在第六扇区有个备份引导扇区。
for (m = 0; m < N_FATS; m++) {
mem_set(tbl, 0, SS(fs)); /* 1st sector of the FAT */
if (fmt != FS_FAT32) {
n = (fmt == FS_FAT12) ? 0x00FFFF00 : 0xFFFFFF00;
n |= partition;
ST_DWORD(tbl, n); /* Reserve cluster #0-1 (FAT12/16) */
} else {
ST_DWORD(tbl+0, 0xFFFFFFF8); /* Reserve cluster #0-1 (FAT32) */
ST_DWORD(tbl+4, 0xFFFFFFFF);
ST_DWORD(tbl+8, 0x0FFFFFFF); /* Reserve cluster #2 for root dir */ } //簇0和簇1保留，簇2分配给根目录区。
if (disk_write(drv, tbl, b_fat++, 1) != RES_OK)
return FR_DISK_ERR;
mem_set(tbl, 0, SS(fs)); /* Following FAT entries are filled by zero */ //接下来所有的扇区都清0，表示该簇未被占用。
for (n = 1; n < n_fat; n++) {
if (disk_write(drv, tbl, b_fat++, 1) != RES_OK)
return FR_DISK_ERR;
} //第一次是写从0x21扇区开始，总共 0x3CF个扇区（第一个扇区已经写了）。第二次开始时是备份引导扇区，0x20+0x3D0=0x3F0。同理，第一扇区与0x21扇区相同，后面都清零。
Format命令要执行较长的时间，主要就是FAT表接近2000个扇区要清零。
m = (BYTE)((fmt == FS_FAT32) ? allocsize : n_dir); m=8,每簇8扇区。
do {
if (disk_write(drv, tbl, b_fat++, 1) != RES_OK)
return FR_DISK_ERR;
} while (--m); //以上部分是将根目录区的8个扇区清零，表示目录项未被占用。
if (fmt == FS_FAT32) {
ST_WORD(tbl+BS_55AA, 0xAA55);
ST_DWORD(tbl+FSI_LeadSig, 0x41615252);
ST_DWORD(tbl+FSI_StrucSig, 0x61417272);
ST_DWORD(tbl+FSI_Free_Count, n_clst - 1); //根目录区已经用掉了一簇。
ST_DWORD(tbl+FSI_Nxt_Free, 0xFFFFFFFF);
disk_write(drv, tbl, b_part+1, 1); //分别写入1号和7号扇区。
disk_write(drv, tbl, b_part+7, 1);
} //这是写FAT32文件系统的FSI扇区，包括空闲簇总数和上次分配的簇号。
FAT32文件系统的格式化到此完成。
2、再以Fdisk的方式格式化一次，这时候格式系统要写 MBR扇区，FAT引导扇区不在 0号扇区了。同时MBR要建立分区表，以找到DBR引导扇区。其过程与上述差不多，只是多执行了以下代码，详细过程就不叙述了。
if (!partition) {
DWORD n_disk = b_part + n_part;
mem_set(fs->win, 0, SS(fs));
tbl = fs->win+MBR_Table; //分区表从0x1BE开始。
ST_DWORD(tbl, 0x00010180); /* Partition start in CHS */ Table[0x1BE] = 0x80，表明该分区是活动扇区。00表示开始柱面，01、01表示开始扇区、开始磁头。
if (n_disk < 63UL * 255 * 1024) { /* Partition end in CHS */
n_disk = n_disk / 63 / 255;
tbl[7] = (BYTE)n_disk; //表示结束的柱面。
tbl[6] = (BYTE)((n_disk >> 2) | 63); //结束的扇区。
} else {
ST_WORD(&tbl[6], 0xFFFF); //
}
tbl[5] = 254; //结束的磁头。
if (fmt != FS_FAT32) /* System ID */
tbl[4] = (n_part < 0x10000) ? 0x04 : 0x06;
else
tbl[4] = 0x0c; // 表示该分区类型为win95 FAT32
ST_DWORD(tbl+8, 63); /*起始扇区 0x3F in LBA */
ST_DWORD(tbl+12, n_part); /*分区的大小，总扇区数减去MBR及其占据的一个柱面。 */
ST_WORD(tbl+64, 0xAA55); /* Signature */
if (disk_write(drv, fs->win, 0, 1) != RES_OK)
return FR_DISK_ERR;
partition = 0xF8; //MBR标志。
} else {
partition = 0xF0;
}
3、观察在有MBR区域的情况下，如何检查文件系统
fmt = check_fs(fs, bsect = 0); /* 检查0扇区的时候，没有发现FAT文件系统扇区，但是有0x55 0xAA标志，说明这是有效磁盘，但是返回1. */
if (fmt == 1) { /* 表明可能存在分区 */
/* Check a partition listed in top of the partition table */
tbl = &fs->win[MBR_Table + LD2PT(vol) * 16]; /* Partition table */
if (tbl[4]) { 实际这里应该是0x0c,表示FAT32系统。
bsect = LD_DWORD(&tbl[8]); /* 这个是文件系统 引导扇区的号码。 */
fmt = check_fs(fs, bsect); /* 再到这个扇区检查是否存在 FAT文件系统标志。 */ } }
执行过后，仍然能够建立完整的 文件系统信息 结构体，只是里面的 FAT分配起始扇区、数据区起始扇区地址相对 没有MBR的时候改变了，其它都差不多。
深入理解文件系统（二）
- 2010-04-24 10:51:34 发表 系统分类：嵌入式系统 自定义分类：嵌入式文件系统
- 标签：stm32；FatFS；FAT32
二、将SD卡格式化成具有两个分区的磁盘。
1、目的
（1）深入理解MBR、DPT等概念。
（2）修改ff.c中的f_mkfs函数，得到一个新函数，f_format（u8 partition,u16 allocsize）,前一个参数是指磁盘等分的个数，接受 1、2、3、4四个参数，默认为1，最大为4。后一个参数是指 每簇占用的字节数。
（3）添加命令fdisk，调用上述函数。执行完成后，用读卡器在PC上读取该SD卡，应该显示两个可移动磁盘。
2、f_format（）函数的编写
首先新建一个文件fext.c，该文件就实现一个函数 f_format.c，首先将f_mkfs（）函数复制过来，在此基础上修改。
编译后，首先解决警告和错误：包含头文件ff.h和diskio.h。引用了ff.c中的静态函数mem_set()和mem_clr()，复制过来。定义Null为0。将FATFS * FatFs[_Drives]做外部声明。
同时发现，不同c源文件中 #define 同样的宏相互之间是不影响的。说明预处理的时候是一个一个文件处理的，不检查相互之间的关联。但同一个文件中，一个宏不能两次定义。
#ifndef NULL
#define NULL 0
#endif //采取这种方式，主要是防止其他 包含的头文件也对NULL进行了定义。
函数中主要修改的地方就是：
n_part = n_part /drv; //进行drv等分。每个磁盘的扇区总数就是这么多。
在DPT对应增加的分区部分，填好分区表16个字节。特别重要的是四个地方：0字节写为00或0x80，第四字节写入0xc0表示FAT32系统。（第一次调试找不到新磁盘，就是由于这个字节默认为0）。第8-11写入分区引导扇区的线性扇区地址。第12-15写入该磁盘分区的大小。
for ( i="0"; i<drv; i++){ //每个分区都要做一次，DBR的写入，FAT分配表初始化，根目录初始化。
b_part+= i*n_part; //调整该分区引导扇区和FAT表起始地址。
b_fat=b_part + n_rsv;
3、其它修改的地方
定义 _DRIVE为2，定义_MULTI_PARTITION为1，表示支持多分区。同时初始化磁盘 物理驱动与分区号转换结构体（每个逻辑磁盘对应一个结构体）。
主程序中也要定义两个文件系统结构体，每个对应一个磁盘。然后分别调用f_mount（）函数。
4、调用执行
void UartCmdFdisk(u8 argc,void **argv)
{
FRESULT res;
res=f_format( 2, 2048 ); /2表示格式化成两个磁盘。一簇是4个扇区、2048字节。
执行完这个函数后，磁盘被分成两个分区。
实际结果是，命令界面上可以查询到两个分区。但是利用读卡器放到PC上，却只看到250M的第一分区，不知什么原因。
三、添加命令fchdrive、fmove。
1、目的
（1）fchdrive：在支持相对目录 的情况下改变当前逻辑磁盘。
（2）fmove:两个参数，将文件移动到另一个位置，可以改名，也可以保留原名。
2、fchdrive 命令的实现
（1）添加命令支持
这个不再赘述。
（2）实现代码
void UartCmdFChDrive(u8 argc,void **argv){
BYTE Drive;
FRESULT res="FR"_INVALID_DRIVE;
if ( *( (BYTE*)argv[1]+1 )==':' ){ 检查参数，是不是1：类似格式。
Drive =*( (BYTE*)argv[1]) - '0'; 取出磁盘号
res=f_chdrive( Drive ); }
if ( res!=FR_OK) { Uart_PutString( "Invalid path!\r\n");return;}
Uart_PutString( "Current disk is changed!\r\n");
}
*( (BYTE*)argv[1])这个意思是先将argv[1]转换为BYTE指针，再取出里面的数据（BYTE型，一个字节。）
以下是实现的截图：
3、fmove命令的实现
（1）这个命令带两个参数：第一个是文件的原有路径，第二个是新路径，同时可以更改文件名。
（2）实现的原理
以创建新文件的方式 打开新路径的文件。这样会创建一个目录项，填充一个文件信息结构体。然后打开原有路径的文件，也会得到一个文件信息结构体。将旧结构体的文件大小、起始簇号复制到新的结构体，然后更新新文件的信息。然后删除原有路径的文件。移动操作完成。
（3）代码编写
需要两次打开文件，所以需要两个文件信息结构体。
res = f_open ( &FileOld, (const char *)argv[1], FA_WRITE );
res = f_open ( &FileNew, (const char *)argv[2], FA_CREATE_NEW );
FileNew.fsize = FileOld.fsize; // 改变新文件的大小等于原文件
FileNew.org_clust = FileOld.org_clust; //新文件的簇等于原文件的簇。
FileNew.flag |= FA__WRITTEN; //文件属性已改变，需要更新
res=f_close ( &FileNew ); //关闭时进行更新。
res=f_unlink ( (const char *)argv[1] ); //删除原文件
编译，下载测试，功能正常。以下是实现的截图。
四、添加命令fcopy、fpath。
1、目的
（1）fcopy：复制功能，原文件保留，新位置建立文件。
（2）fpath：在支持相对路径的情况下，显示当前磁盘的当前目录。
2、fcopy命令的实现
（1）复制命令的实现思路
首先要打开两个文件，原文件以可读FA_READ的方式打开，新文件以 FA_CREATE_NEW和FA_WRITE的方式打开。
然后建立一个循环，每次从原文件读出一个扇区的数据，写入新文件。然后检查原文件 结束标志，已到结尾，则跳出循环。
关闭两个文件，更新文件信息。
（2）代码实现
res = f_open ( &FileOld, (const char *)argv[1], FA_READ );
res = f_open ( &FileNew, (const char *)argv[2], FA_CREATE_NEW | FA_WRITE );
for ( ; ; ){
res = f_read ( &FileOld, (void*)FileBuf, 512, &ByteRead );
res = f_write ( &FileNew, ( const void *)FileBuf, ByteRead, &ByteWrite );
if (FileOld.fptr== FileOld.fsize) )break;
}
f_close (&FileOld);
f_close (&FileNew);
编译，下载，功能正确。
3、fpath命令的实现
（1）这个命令实现起来稍微有些难度
首先要获取当前磁盘 和 当前磁盘的当前目录所在簇，也就是FatFs[Drive]->cdir，如果为0，表明是在磁盘根目录，显示0：或者1：。如果该簇号等于根目录所在簇号，当前目录也是在跟目录。
如果不是在根目录，那就要逐层往上搜索了。根据f_opendir (DIR，..目录)可以回溯到上层目录，DIR结构体得到了上层目录（X+1）的起始簇号，目录项指针指向第0项。用f_readdir（）逐步读出目录项属性，得到FILINFO结构体。如果其簇号 等于 文件系统的当前搜索簇号，则其名称就是所要得到的本层目录名。如果是根目录下则为 0：/X目录名。
当前搜索簇号设为（X+1）的起始簇号。再次调用f_opendir( DIR，..目录)，此次得到（X+2）的起始簇号，判断是否根目录。查找当期搜索簇号在（X+2）目录层中对应的目录项，并获取X+1层的目录名。如果是在根目录，则为0:/X+1目录名/X目录名。
循环直到到达根目录跳出搜索。
目录名缓冲区的处理方法。定义总长度为100字节。Path[99]=0；初始化时先让指针指向Path【99】。
得到一个目录，向前移动名称那么长，复制名称。再往前移动1，添加’/’标志。如果是根目录添加’:’，往前移动1，在添加‘驱动号’，然后可以显示整个字符串。
（2）代码实现
for ( ; ; ){
if ( CurClust == 0 || CurClust == CurFileSys->dirbase ) {
PathPtr--;
*PathPtr--=':'; /
*PathPtr = CurDrive+'0'; //如果当前簇号对应根目录。
break; }
res = f_opendir ( &DirInf, ".." ); //第一次执行时，DIR结构体的开始簇号变为X+1层目录的簇号 //第二次时，变为X+2层目录的簇号。
if ( res!= FR_OK ) break;
do {
res = f_readdir ( &DirInf, &FileAttrib );
TempClust = FileAttrib.sclust;
if ( TempClust == CurClust ) break; //如果该目录项的簇号等于当前搜索簇号，它的名称就是当前需要的目录名
} while( res == FR_OK );
if ( res!= FR_OK ) break;
DirLen= Str_Length ( (const char*)FileAttrib.fname ); //这里要得到字符串的长度。
PathPtr -= DirLen; //文件指针往后退目录名长度
mem_cpy ( (void *)PathPtr, ( const void*)FileAttrib.fname, DirLen);
PathPtr--;
*PathPtr='/'; //添加文件间隔/符号。
CurClust = DirInf.sclust; //当前搜索簇号跟着上移。
}
Uart_PutString( PathPtr); //这是显示的当前目录。
Uart_PutString( "\r\n");
编译，下载，显示两层目录是正确的。但是目录一旦到第三层，就进入死循环。还要接着调试。
（3）调试
经调试发现res = f_opendir ( &DirInf, ".." )调用后，并不能每次都自动回溯到上一层目录。
所以改为：f_opendir ( &DirInf, (const char*)ddPtr)，ddPtr初始化成“..”，然后每循环一次，前面加上”../”，第二次变为 ”../..”，第三次变为“../../.. “，这样目录不断回溯。
以下是该命令实现的截图。
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