引言　

好的，那么问题来了。。。

众所周知 Linux存在很多种类的文件系统格式，例如ext3，ext4，xfs。并且一块硬盘中如果存在多个分区，那么每一个分区都会有一个自己的文件系统。每个分区的文件系统，每种类型的文件系统格式，文件的组织和数据结构方式，读取和写入的方式都是不同的。如果方式不对，我们就不能读写该文件系统下的文件。

作为一个使用者，难道需要把所有文件系统的读写文件方式都记下来，才能正常使用？

答案是肯定不需要这样的，Linux作为一个当今最成熟稳定的系统之一，如果是这样设计的话肯定会被广大的使用者吐槽到崩溃。

那么总得有一个东西来代替用户记住这些东西啊，这个当然有，它就是虚拟文件系统VFS。

简单来讲，虚拟文件系统VFS就是充当一个中间人。它来负责和实际文件系统沟通和操作其中的文件。用户直接和VFS打交道。例如read，write，那么映射到VFS中就是sys_read，sys_write，那么VFS可以根据你操作的是哪个“实际文件系统”(哪个分区)来进行不同的实际的操作。

那么VFS为何如此神通广大呢，可以和任意不同的文件系统match上。原因是VFS中提供一个抽象的struct结构体，然后对于每一个具体的文件系统要把自己的字段和函数填充进去，这样就解决了异构问题。

接下来我们就来了解下VFS的四个主要的数据结构：

1.  超级块(super block)

索引节点，保存的其实是实际的数据的一些信息，这些信息称为“元数据”(也就是对文件属性的描述)。

例如：文件大小，设备标识符，用户标识符，用户组标识符，文件模式，扩展属性，文件读取或修改的时间戳，链接数量，指向存储该内容的磁盘区块的指针，文件分类等等。

( 注意数据分成：元数据+数据本身 )

同时注意：inode有两种，一种是VFS的inode，一种是具体文件系统的inode。前者在内存中，后者在硬盘中。所以每次其实是将硬盘中的inode调进填充内存中的inode，这样才是算使用了硬盘文件的inode。

注意inode怎样生成的：每个inode节点的大小，一般是128字节或256字节。inode节点的总数，在格式化时就给定，一般每2KB就设置一个inode。一般文件系统中很少有文件小于2KB的，所以预定按照2KB分，一般inode是用不完的。所以inode在文件系统安装的时候会有一个默认数量，后期会根据实际的需要发生变化。

注意inode号：inode号是唯一的，表示不同的文件。其实在Linux内部的时候，访问文件都是通过inode号来进行的，所谓文件名仅仅是给用户容易使用的。当我们打开一个文件的时候，首先，系统找到这个文件名对应的inode号；然后，通过inode号，得到inode信息，最后，由inode找到文件数据所在的block，现在可以处理文件数据了。

inode和文件的关系：当创建一个文件的时候，就给文件分配了一个inode。一个inode只对应一个实际文件，一个文件也会只有一个inode。inodes最大数量就是文件的最大数量。

目录项，是描述文件的逻辑属性，只存在于内存中，并没有实际对应的磁盘上的描述，更确切的说是存在于内存的目录项缓存，为了提高查找性能而设计。

注意不管是文件夹还是最终的文件，都是属于目录项，所有的目录项在一起构成一颗庞大的目录树。例如：open一个文件/home/xxx/yyy.txt，那么/、home、xxx、yyy.txt都是一个目录项，VFS在查找的时候，根据一层一层的目录项找到对应的每个目录项的inode，那么沿着目录项进行操作就可以找到最终的文件。

注意：目录也是一种文件(所以也存在对应的inode)。打开目录，实际上就是打开目录文件。

文件对象，注意文件对象描述的是进程已经打开的文件。因为一个文件可以被多个进程打开，所以一个文件可以存在多个文件对象。但是由于文件是唯一的，那么inode就是唯一的，目录项也是定的！

进程其实是通过文件描述符来操作文件的，注意每个文件都有一个32位的数字来表示下一个读写的字节位置，这个数字叫做文件位置。

一般情况下打开文件后，打开位置都是从0开始，除非一些特殊情况。Linux用file结构体来保存打开的文件的位置，所以file称为打开的文件描述。这个需要好好理解一下！file结构形成一个双链表，称为系统打开文件表。

对象间的联系

如上的数据结构并不是孤立存在的。正是通过它们的有机联系，VFS才能正常工作。如下的几张图是对它们之间的联系的描述。

如以下图所示，被Linux支持的文件系统，都有且仅有一个file_system_type结构而不管它有零个或多个实例被安装到系统中。每安装一个文件系统，就对应有一个超级块和安装点。超级块通过它的一个域s_type指向其对应的具体的文件系统类型。具体的 文件系统通过file_system_type中的一个域fs_supers链接具有同一种文件类型的超级块。同一种文件系统类型的超级块通过域s_instances链 接。

超级块、安装点和具体的文件系统的关系

如下图，进程通过task_struct中的一个域files_struct files来了解它当前所打开的文件对象；而我们通常所说的文件 描述符其实是进程打开的文件对象数组的索引值。文件对象通过域f_dentry找到它对应的dentry对象，再由dentry对象的域d_inode找 到它对应的索引结点，这样就建立了文件对象与实际的物理文件的关联。

最后，还有一点很重要的是, 文件对象所对应的文件操作函数 列表是通过索引结点的域i_fop得到的。图中对第三部分源码的理解起到很大的作用。

进程与超级块、文件、索引结点、目录项的关系

到目前为止，文章主要都是从理论上来讲述VFS的运行机制，那么VFS到底能够解决什么问题呢。可以分为以下两大类。

跨文件系统的文件操作的基本原理，举个例子，将vfat格式的磁盘上的一个文件a.txt拷贝到ext3格式的磁 盘上，命名为b.txt。这包含两个过程，对a.txt进行读操作，对b.txt进行写操作。读写操作前，需要先打开文件。

由前面的分析可知，打开文件 时，VFS会知道该文件对应的文件系统格式，以后操作该文件时，VFS会调用其对应的实际文件系统的操作方法。所以，VFS调用vfat的读文件方法将 a.txt的数据读入内存；在将a.txt在内存中的数据映射到b.txt对应的内存空间后，VFS调用ext3的写文件方法将b.txt写入磁盘；从而实现了最终的跨文件系统的复制操作。

不论是普通的文件，还是特殊的目录、设备等，VFS都将它们同等看待成文件，通过同一套文件操作界面来对它们进行操作。操作文件时需先打开；打开文件 时，VFS会知道该文件对应的文件系统格式；当VFS把控制权传给实际的文件系统时，实际的文件系统再做出具体区分，对不同的文件类型执行不同的操作。这也就是“一切皆是文件”的根本所在。