FAT12是Microsoft公司DOS操作系统所支持的文件系统之一，此外还有FAT16和FAT32，之后会分别详述这些文件系统。当软盘被标准格式化后，磁盘被格式化为：每磁头80个柱面(磁道)，每个柱面有18个扇区，每个扇区有512字节空间。所以标准软盘的总空间(容量)为：
2*80*18*512=1474560B=1440K=1.44M
FAT12文件系统将按照下表所示的方式划分全部的容量，即文件系统数据结构：
| FAT12 2880扇区 (1474560B) | 逻辑扇区 | 占用扇区 | 内容 | 磁盘CHS参数(磁头/柱面/扇区) |
|---|---|---|---|---|
| 0 | 1(512B) | 引导程序 | 起：0/0/1 | |
| 1 | 9(4608B) | FAT文件分配表1 | 起：0/0/2 止：0/0/10 | |
| 10 | 9(4608B) | FAT文件分配表2 | 起：0/0/11 止：1/0/1 | |
| 19 | 14(9728B) | 根目录 | ||
| 33 | 14(9728B) | 文件数据区 |
逻辑扇区（0）：
操作系统之所以认识FAT12格式的磁盘，其秘密就在于逻辑0扇区这512B上。如果这512字节的最后两个字节的内容分别是55和AA（0xAA55低字节在前，高字节在后)的话，BIOS在启动时会将这个扇区读取到0:7C00h-0:7DFFh处，然后跳转到0:7C00h处继续执行指令，操作系统即用此来达到引导系统的目的，而这个磁盘就称为可引导磁盘。操作系统标识FAT12文件系统是因为在逻辑0扇区(即引导扇区)处还存储着一个特定的数据结构，此结构有固定的格式，在操作系统将此磁盘格式化时自动生成，具体数据结构如下表所示：
| 标识 | 偏移量 | 类型 | 大小 | 说明 | 默认值 |
|---|---|---|---|---|---|
| 0 | db | 3 | 跳转指令 | ||
| BS_OEMName | 3 | db | 8 | OEM字符串，必须为8个字符，不足以空格填空 | MSWIN4.1 |
| BPB_BytsPerSec | 11 | dw | 2 | 每扇区字节数 | 200h |
| BPB_SecPerClus | 13 | db | 1 | 每簇占用的扇区数 | 1 |
| BPB_RsvdSecCnt | 14 | dw | 2 | 保留扇区数 | 1 |
| BPB_NumFATs | 16 | db | 1 | FAT表的记录数 | 2 |
| BPB_RootEntCnt | 17 | dw | 2 | 最大根目录文件数 | 0e0h |
| BPB_TotSec16 | 19 | dw | 2 | 逻辑扇区总数 | 0b40h |
| BPB_Media | 21 | db | 1 | 媒体描述符 | 0f0h |
| BPB_FATSz16 | 22 | dw | 2 | 每个FAT占用扇区数 | 9 |
| BPB_SecPerTrk | 24 | dw | 2 | 每个磁道扇区数 | 12h |
| BPB_NumHeads | 26 | dw | 2 | 磁头数 | 2 |
| BPB_HiddSec | 28 | dd | 4 | 隐藏扇区数 | 0 |
| BPB_TotSec32 | 32 | dd | 4 | 如果BPB_TotSec16是0，则在这里记录扇区总数 | 0 |
| BS_DrvNum | 36 | db | 1 | 中断13的驱动器号 | 0 |
| BS_Reserved1 | 37 | db | 1 | 未使用 | 0 |
| BS_BootSig | 38 | db | 1 | 扩展引导标志 | 29h |
| BS_VolID | 39 | dd | 4 | 卷序列号 | 0 |
| BS_VolLab | 43 | db | 11 | 卷标，必须是11个字符，不足以空格填充 | |
| BS_FileSysType | 54 | db | 8 | 文件系统类型，必须是8个字符，不足填充空格 | FAT12 |
| 62 |
|
| 引导代码，由偏移0字节处的短跳转而来 | ||
| 510 | dw | 2 | 系统引导标识 | 0aa55h |
首先是跳转指令，偏移0处的跳转指令必须是合法的可执行的基于x86的CPU指令，如：jmp start，这样可以生成3字节长的指令，（加关键字short的短跳转指令的长度是2字节），指向操作系统引导代码部分。Windows和MS-DOS生成的FAT12启动扇区中的跳转指令是短跳转，如：jmp short start，然后加一个nop的空指令来保持3字节的长度。
逻辑扇区（1-18）：
此处存放文件分配表(File Allocation Table)0面0道第2扇区到第10扇区的9个扇区是FAT表的存放位置，为了预防，0面0道的第11扇区到1面0道第1扇区的9个扇区是第2个FAT表的存放位置，这第2个FAT是备用的，当第一个FAT出了问题里，可以用第2个FAT。
FAT12 中，每个文件分配表项只占12位(bit)，即1.5字节(byte)，每个表项代表一个扇区，在这里，磁盘只有扇区的概念，磁盘里所有扇区都被类似于上一段提到的磁盘读写方式线性地编址（LBA），不再有CHS。这里还要提一提簇的概念：DOS会把2个扇区作为一簇，那么文件就要以簇为单位读写。簇的大小通常根据磁盘的大小设定，以尽可能少浪费磁盘空间为本。
FAT12每个表项的值指出文件存放的下一个扇区号，同时也是表项入口。比如如果文件的存放的第一个扇区是002，那系统首先找FAT的002，在002处得到一个值003，表示文件下一个扇区是003号，再接着003表项找，得到006...，表项的值含义如下：
000 - 此簇未用；FF8 - FFF 该簇为文件的最后一簇；FF0 - FF7，此簇为坏，不可用；其它值表示文件下一簇的簇号。
下面的图来说明FAT的基本原理：
F0 FF FF 03 50 00 F7 1F 01......
用户数据区起始扇区=隐藏扇区+保留扇区+FAT表数*FAT表所占扇区+根目录所占扇区
注意，在FAT12中：0+1+2*9+14=33
簇起始线性扇区=用户数据区起始扇区+(簇号-2)*每簇所占扇区-1
例如：第2号簇的起始线性扇区=33+(2-2)*1-1=32，而第6号簇的起始线性扇区=33+(6-2)*1-1=36
扇区 = (LBA MOD 每道扇区数) + 1
磁道 = (LBA / 每道扇区数) / 磁头数
磁头 = (LBA / 每道扇区数) MOD 磁头数
根据上面的公式，得到以下计算值：
002: S = ( 32 MOD 18 ) + 1 = 15
002: C = ( 32 / 18 ) / 2 = 0
002: H = ( 32 / 18 ) MOD 2 = 1
-----------------
011: S = ( ( 11+31-1) MOD 18) + 1 = 6
011: C = ( ( 11+31-1) / 18) / 2 = 1
011: H = ( ( 11+31-1) / 18) MOD 2 = 0
表项编号 值(16位) 备注
000 | FF0 | <- 000 项 001项为表头，1字节 0xF0表示存储介质
001 | FFF | <- 2、3字节为 0xFFFF ，固定值，FAT标志
002 | 003 | <- 文件下一簇为003
003 | 005 | <- 下一簇：005
004 | FF7 | <- 坏簇，不可用
005 | 011 | <- 下一簇：011
........................................
011 | FF8 | <- 该文件结束
012 | 000 | <- 可用簇
.......................................
根据上表，我们可以知道，一个文件占用了 002,003,005,011 这4个簇。
逻辑扇区（19-32）：
此处存放文件目录表(File Directory Table)1面0道的第2扇区起到1面0道的第15扇区（共14个扇区）用于存放 FDT。FDT没有备份，所以没有第二个FDT。这里要注意的是，磁盘为了读写的速度，0面0道的18个扇区接下来的是 1面0道的扇区，而不是0面1道，因为0面0道跟1面0道同在一个柱面上（同心圆），只是用的磁头不同。
每个FDT项占32字节，分配如下：
＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝
0 - 7 ： 8字节，文件名
8 - 10： 3字节，文件扩展名
11 ：1字节，文件的属性
12 - 15：4字节，保留
16 - 21：6字节，保留
22 - 23：2字节，文件最后修改时间（时分秒，5:6:5）
24 - 25：2字节，文件最后修改日期（年月日，7:4:5，年取0-119对应 1980 - 2099）
26 - 27：2字节，文件首簇号，我们可以根据这个值在FAT中找到文件的存储位置
28 - 31：4字节，文件的长度，以字节为单位
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0 - 7 文件名含义：0 - 目录项为空，可用；E5 - 此文件已经被删除
7 - 10 ：文件名和扩展名为8.3格式，如果不够，必需用空格填充，即文件名如果只有6个字节，那剩下的2个字节必须以空格填充。文件名和扩展名都是大写。
11属性字节含义：00 - 普通文件；01 - 只读；02 - 隐藏；04 - 系统文件；10(1x) - 该文件是目录。
逻辑扇区（33-2879）：
此处存放文件数据
引用：http://blog.sina.com.cn/s/blog_3edcf6b80100crz1.html