Linux 中允許眾多不同的文件系統(tǒng)共存，如 ext2， ext3， vfat 等。通過使用同一套文件 I/O 系統(tǒng) 調(diào)用即可對 Linux 中的任意文件進行操作而無需考慮其所在的具體文件系統(tǒng)格式；更進一步，對文件的 操作可以跨文件系統(tǒng)而執(zhí)行。如圖 1 所示，我們可以使用 cp 命令從 vfat 文件系統(tǒng)格式的硬盤拷貝數(shù)據(jù)到 ext3 文件系統(tǒng)格式的硬盤；而這樣的操作涉及到兩個不同的文件系統(tǒng)。

“一切皆是文件”是 Unix/Linux 的基本哲學之一。不僅普通的文件，目錄、字符設備、塊設備、 套接字等在 Unix/Linux 中都是以文件被對待；它們雖然類型不同，但是對其提供的卻是同一套操作界面。

而虛擬文件系統(tǒng)正是實現(xiàn)上述兩點 Linux 特性的關鍵所在。虛擬文件系統(tǒng)（Virtual File System， 簡稱 VFS）， 是 Linux 內(nèi)核中的一個軟件層，用于給用戶空間的程序提供文件系統(tǒng)接口；同時，它也提供了內(nèi)核中的一個 抽象功能，允許不同的文件系統(tǒng)共存。系統(tǒng)中所有的文件系統(tǒng)不但依賴 VFS 共存，而且也依靠 VFS 協(xié)同工作。

為了能夠支持各種實際文件系統(tǒng)，VFS 定義了所有文件系統(tǒng)都支持的基本的、概念上的接口和數(shù)據(jù) 結(jié)構(gòu)；同時實際文件系統(tǒng)也提供 VFS 所期望的抽象接口和數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，將自身的諸如文件、目錄等概念在形式 上與VFS的定義保持一致。換句話說，一個實際的文件系統(tǒng)想要被 Linux 支持，就必須提供一個符合VFS標準 的接口，才能與 VFS 協(xié)同工作。實際文件系統(tǒng)在統(tǒng)一的接口和數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)下隱藏了具體的實現(xiàn)細節(jié)，所以在VFS 層和內(nèi)核的其他部分看來，所有文件系統(tǒng)都是相同的。圖3顯示了VFS在內(nèi)核中與實際的文件系統(tǒng)的協(xié)同關系。

我們已經(jīng)知道，正是由于在內(nèi)核中引入了VFS，跨文件系統(tǒng)的文件操作才能實現(xiàn)，“一切皆是文件” 的口號才能承諾。而為什么引入了VFS，就能實現(xiàn)這兩個特性呢？在接下來，我們將以這樣的一個思路來切入 文章的正題：我們將先簡要介紹下用以描述VFS模型的一些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，總結(jié)出這些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)相互間的關系；然后 選擇兩個具有代表性的文件I/O操作sys_open（）和sys_read（）來詳細說明內(nèi)核是如何借助VFS和具體的文件系統(tǒng)打 交道以實現(xiàn)跨文件系統(tǒng)的文件操作和承諾“一切皆是文件”的口號。

從本質(zhì)上講，文件系統(tǒng)是特殊的數(shù)據(jù)分層存儲結(jié)構(gòu)，它包含文件、目錄和相關的控制信息。為了描述 這個結(jié)構(gòu)，Linux引入了一些基本概念：

文件 一組在邏輯上具有完整意義的信息項的系列。在Linux中，除了普通文件，其他諸如目錄、設備、套接字等 也以文件被對待?？傊?，“一切皆文件”。

目錄 目錄好比一個文件夾，用來容納相關文件。因為目錄可以包含子目錄，所以目錄是可以層層嵌套，形成 文件路徑。在Linux中，目錄也是以一種特殊文件被對待的，所以用于文件的操作同樣也可以用在目錄上。

目錄項 在一個文件路徑中，路徑中的每一部分都被稱為目錄項；如路徑/home/source/helloworld.c中，目錄 /， home， source和文件 helloworld.c都是一個目錄項。

索引節(jié)點 用于存儲文件的元數(shù)據(jù)的一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。文件的元數(shù)據(jù)，也就是文件的相關信息，和文件本身是兩個不同 的概念。它包含的是諸如文件的大小、擁有者、創(chuàng)建時間、磁盤位置等和文件相關的信息。

超級塊 用于存儲文件系統(tǒng)的控制信息的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。描述文件系統(tǒng)的狀態(tài)、文件系統(tǒng)類型、大小、區(qū)塊數(shù)、索引節(jié) 點數(shù)等，存放于磁盤的特定扇區(qū)中。

如上的幾個概念在磁盤中的位置關系如圖4所示。

關于文件系統(tǒng)的三個易混淆的概念：

創(chuàng)建 以某種方式格式化磁盤的過程就是在其之上建立一個文件系統(tǒng)的過程。創(chuàng)建文現(xiàn)系統(tǒng)時，會在磁盤的特定位置寫入 關于該文件系統(tǒng)的控制信息。

注冊 向內(nèi)核報到，聲明自己能被內(nèi)核支持。一般在編譯內(nèi)核的時侯注冊；也可以加載模塊的方式手動注冊。注冊過程實 際上是將表示各實際文件系統(tǒng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)struct file_system_type 實例化。

安裝 也就是我們熟悉的mount操作，將文件系統(tǒng)加入到Linux的根文件系統(tǒng)的目錄樹結(jié)構(gòu)上；這樣文件系統(tǒng)才能被訪問。

VFS依靠四個主要的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和一些輔助的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來描述其結(jié)構(gòu)信息，這些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)表現(xiàn)得就像是對象； 每個主要對象中都包含由操作函數(shù)表構(gòu)成的操作對象，這些操作對象描述了內(nèi)核針對這幾個主要的對象可以進行的操作。

存儲一個已安裝的文件系統(tǒng)的控制信息，代表一個已安裝的文件系統(tǒng)；每次一個實際的文件系統(tǒng)被安裝時， 內(nèi)核會從磁盤的特定位置讀取一些控制信息來填充內(nèi)存中的超級塊對象。一個安裝實例和一個超級塊對象一一對應。 超級塊通過其結(jié)構(gòu)中的一個域s_type記錄它所屬的文件系統(tǒng)類型。

根據(jù)第三部分追蹤源代碼的需要，以下是對該超級塊結(jié)構(gòu)的部分相關成員域的描述，（如下同）：

struct super_block { //超級塊數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

struct list_head s_list; /*指向超級塊鏈表的指針*/

……

struct file_system_type *s_type; /*文件系統(tǒng)類型*/

struct super_operations *s_op; /*超級塊方法*/

……

struct list_head s_instances; /*該類型文件系統(tǒng)*/

……

};

struct super_operations { //超級塊方法

……

//該函數(shù)在給定的超級塊下創(chuàng)建并初始化一個新的索引節(jié)點對象

struct inode *（*alloc_inode）（struct super_block *sb）;

……

//該函數(shù)從磁盤上讀取索引節(jié)點，并動態(tài)填充內(nèi)存中對應的索引節(jié)點對象的剩余部分

void （*read_inode） （struct inode *）;

……

};

索引節(jié)點對象存儲了文件的相關信息，代表了存儲設備上的一個實際的物理文件。當一個 文件首次被訪問時，內(nèi)核會在內(nèi)存中組裝相應的索引節(jié)點對象，以便向內(nèi)核提供對一個文件進行操 作時所必需的全部信息；這些信息一部分存儲在磁盤特定位置，另外一部分是在加載時動態(tài)填充的。

struct inode {//索引節(jié)點結(jié)構(gòu)

……

struct inode_operations *i_op; /*索引節(jié)點操作表*/

struct file_operations *i_fop; /*該索引節(jié)點對應文件的文件操作集*/

struct super_block *i_sb; /*相關的超級塊*/

……

};

struct inode_operations { //索引節(jié)點方法

……

//該函數(shù)為dentry對象所對應的文件創(chuàng)建一個新的索引節(jié)點，主要是由open（）系統(tǒng)調(diào)用來調(diào)用

int （*create） （struct inode *，struct dentry *，int， struct nameidata *）;

//在特定目錄中尋找dentry對象所對應的索引節(jié)點

struct dentry * （*lookup） （struct inode *，struct dentry *， struct nameidata *）;

……

};

引入目錄項的概念主要是出于方便查找文件的目的。一個路徑的各個組成部分，不管是目錄還是 普通的文件，都是一個目錄項對象。如，在路徑/home/source/test.c中，目錄 /， home， source和文件 test.c都對應一個目錄項對象。不同于前面的兩個對象，目錄項對象沒有對應的磁盤數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，VFS在遍 歷路徑名的過程中現(xiàn)場將它們逐個地解析成目錄項對象。

struct dentry {//目錄項結(jié)構(gòu)

……

struct inode *d_inode; /*相關的索引節(jié)點*/

struct dentry *d_parent; /*父目錄的目錄項對象*/

struct qstr d_name; /*目錄項的名字*/

……

struct list_head d_subdirs; /*子目錄*/

……

struct dentry_operations *d_op; /*目錄項操作表*/

struct super_block *d_sb; /*文件超級塊*/

……

};

struct dentry_operations {

//判斷目錄項是否有效;

int （*d_revalidate）（struct dentry *， struct nameidata *）;

//為目錄項生成散列值;

int （*d_hash） （struct dentry *， struct qstr *）;

……

};

文件對象是已打開的文件在內(nèi)存中的表示，主要用于建立進程和磁盤上的文件的對應關系。它由sys_open（） 現(xiàn)場創(chuàng)建，由sys_close（）銷毀。文件對象和物理文件的關系有點像進程和程序的關系一樣。當我們站在用戶空間來看 待VFS，我們像是只需與文件對象打交道，而無須關心超級塊，索引節(jié)點或目錄項。因為多個進程可以同時打開和操作 同一個文件，所以同一個文件也可能存在多個對應的文件對象。文件對象僅僅在進程觀點上代表已經(jīng)打開的文件，它 反過來指向目錄項對象（反過來指向索引節(jié)點）。一個文件對應的文件對象可能不是惟一的，但是其對應的索引節(jié)點和 目錄項對象無疑是惟一的。

struct file {

……

struct list_head f_list; /*文件對象鏈表*/

struct dentry *f_dentry; /*相關目錄項對象*/

struct vfsmount *f_vfsmnt; /*相關的安裝文件系統(tǒng)*/

struct file_operations *f_op; /*文件操作表*/

……

};

struct file_operations {

……

//文件讀操作

ssize_t （*read） （struct file *， char __user *， size_t， loff_t *）;

……

//文件寫操作

ssize_t （*write） （struct file *， const char __user *， size_t， loff_t *）;

……

int （*readdir） （struct file *， void *， filldir_t）;

……

//文件打開操作

int （*open） （struct inode *， struct file *）;

……

};

根據(jù)文件系統(tǒng)所在的物理介質(zhì)和數(shù)據(jù)在物理介質(zhì)上的組織方式來區(qū)分不同的文件系統(tǒng)類型的。 file_system_type結(jié)構(gòu)用于描述具體的文件系統(tǒng)的類型信息。被Linux支持的文件系統(tǒng)，都有且僅有一 個file_system_type結(jié)構(gòu)而不管它有零個或多個實例被安裝到系統(tǒng)中。

而與此對應的是每當一個文件系統(tǒng)被實際安裝，就有一個vfsmount結(jié)構(gòu)體被創(chuàng)建，這個結(jié)構(gòu)體對應一個安裝點。

struct file_system_type {

const char *name; /*文件系統(tǒng)的名字*/

struct subsystem subsys; /*sysfs子系統(tǒng)對象*/

int fs_flags; /*文件系統(tǒng)類型標志*/

/*在文件系統(tǒng)被安裝時，從磁盤中讀取超級塊，在內(nèi)存中組裝超級塊對象*/

struct super_block *（*get_sb） （struct file_system_type*，

int， const char*， void *）;

void （*kill_sb） （struct super_block *）; /*終止訪問超級塊*/

struct module *owner; /*文件系統(tǒng)模塊*/

struct file_system_type * next; /*鏈表中的下一個文件系統(tǒng)類型*/

struct list_head fs_supers; /*具有同一種文件系統(tǒng)類型的超級塊對象鏈表*/

};

struct vfsmount

{

struct list_head mnt_hash; /*散列表*/

struct vfsmount *mnt_parent; /*父文件系統(tǒng)*/

struct dentry *mnt_mountpoint; /*安裝點的目錄項對象*/

struct dentry *mnt_root; /*該文件系統(tǒng)的根目錄項對象*/

struct super_block *mnt_sb; /*該文件系統(tǒng)的超級塊*/

struct list_head mnt_mounts; /*子文件系統(tǒng)鏈表*/

struct list_head mnt_child; /*子文件系統(tǒng)鏈表*/

atomic_t mnt_count; /*使用計數(shù)*/

int mnt_flags; /*安裝標志*/

char *mnt_devname; /*設備文件名*/

struct list_head mnt_list; /*描述符鏈表*/

struct list_head mnt_fslink; /*具體文件系統(tǒng)的到期列表*/

struct namespace *mnt_namespace; /*相關的名字空間*/

};

struct files_struct {//打開的文件集

atomic_t count; /*結(jié)構(gòu)的使用計數(shù)*/

……

int max_fds; /*文件對象數(shù)的上限*/

int max_fdset; /*文件描述符的上限*/

int next_fd; /*下一個文件描述符*/

struct file ** fd; /*全部文件對象數(shù)組*/

……

};

struct fs_struct {//建立進程與文件系統(tǒng)的關系

atomic_t count; /*結(jié)構(gòu)的使用計數(shù)*/

rwlock_t lock; /*保護該結(jié)構(gòu)體的鎖*/

int umask； /*默認的文件訪問權(quán)限*/

struct dentry * root; /*根目錄的目錄項對象*/

struct dentry * pwd; /*當前工作目錄的目錄項對象*/

struct dentry * altroot； /*可供選擇的根目錄的目錄項對象*/

struct vfsmount * rootmnt; /*根目錄的安裝點對象*/

struct vfsmount * pwdmnt; /*pwd的安裝點對象*/

struct vfsmount * altrootmnt;/*可供選擇的根目錄的安裝點對象*/

};

struct nameidata {

struct dentry *dentry; /*目錄項對象的地址*/

struct vfsmount *mnt; /*安裝點的數(shù)據(jù)*/

struct qstr last; /*路徑中的最后一個component*/

unsigned int flags; /*查找標識*/

int last_type; /*路徑中的最后一個component的類型*/

unsigned depth; /*當前symbolic link的嵌套深度，不能大于6*/

char *saved_names［MAX_NESTED_LINKS + 1］;/

/*和嵌套symbolic link 相關的pathname*/

union {

struct open_intent open; /*說明文件該如何訪問*/

} intent; /*專用數(shù)據(jù)*/

};

如上的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)并不是孤立存在的。正是通過它們的有機聯(lián)系，VFS才能正常工作。如下的幾張圖是對它們之間的聯(lián)系的描述。

如圖5所示，被Linux支持的文件系統(tǒng)，都有且僅有一個file_system_type結(jié)構(gòu)而不管它有零個或多個實例被安裝到系統(tǒng) 中。每安裝一個文件系統(tǒng)，就對應有一個超級塊和安裝點。超級塊通過它的一個域s_type指向其對應的具體的文件系統(tǒng)類型。具體的 文件系統(tǒng)通過file_system_type中的一個域fs_supers鏈接具有同一種文件類型的超級塊。同一種文件系統(tǒng)類型的超級塊通過域 s_instances鏈 接。

從圖6可知：進程通過task_struct中的一個域files_struct files來了解它當前所打開的文件對象；而我們通常所說的文件 描述符其實是進程打開的文件對象數(shù)組的索引值。文件對象通過域f_dentry找到它對應的dentry對象，再由dentry對象的域d_inode找 到它對應的索引結(jié)點，這樣就建立了文件對象與實際的物理文件的關聯(lián)。最后，還有一點很重要的是， 文件對象所對應的文件操作函數(shù) 列表是通過索引結(jié)點的域i_fop得到的。圖6對第三部分源碼的理解起到很大的作用。

到目前為止，文章主要都是從理論上來講述VFS的運行機制；接下來我們將深入源代碼層中，通過闡述兩個具有代表性的系統(tǒng) 調(diào)用sys_open（）和sys_read（）來更好地理解VFS向具體文件系統(tǒng)提供的接口機制。由于本文更關注的是文件操作的整個流程體制，所以我 們在追蹤源代碼時，對一些細節(jié)性的處理不予關心。又由于篇幅所限，只列出相關代碼。本文中的源代碼來自于linux-2.6.17內(nèi)核版本。

在深入sys_open（）和sys_read（）之前，我們先概覽下調(diào)用sys_read（）的上下文。圖7描述了從用戶空間的read（）調(diào)用到數(shù)據(jù)從 磁盤讀出的整個流程。當在用戶應用程序調(diào)用文件I/O read（）操作時，系統(tǒng)調(diào)用sys_read（）被激發(fā)，sys_read（）找到文件所在的具體文件 系統(tǒng)，把控制權(quán)傳給該文件系統(tǒng)，最后由具體文件系統(tǒng)與物理介質(zhì)交互，從介質(zhì)中讀出數(shù)據(jù)。

sys_open（）系統(tǒng)調(diào)用打開或創(chuàng)建一個文件，成功返回該文件的文件描述符。圖8是sys_open（）實現(xiàn)代碼中主要的函數(shù)調(diào)用關系圖。

由于sys_open（）的代碼量大，函數(shù)調(diào)用關系復雜，以下主要是對該函數(shù)做整體的解析；而對其中的一些關鍵點，則列出其關鍵代碼。

a. 從sys_open（）的函數(shù)調(diào)用關系圖可以看到，sys_open（）在做了一些簡單的參數(shù)檢驗后，就把接力棒傳給do_sys_open（）：

1）、首先，get_unused_fd（）得到一個可用的文件描述符；通過該函數(shù)，可知文件描述符實質(zhì)是進程打開文件列表中對應某個文件對象的索引值；

2）、接著，do_filp_open（）打開文件，返回一個file對象，代表由該進程打開的一個文件；進程通過這樣的一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)對物理文件進行讀寫操作。

3）、最后，fd_install（）建立文件描述符與file對象的聯(lián)系，以后進程對文件的讀寫都是通過操縱該文件描述符而進行。

b. do_filp_open（）用于打開文件，返回一個file對象；而打開之前需要先找到該文件：

1）、open_namei（）用于根據(jù)文件路徑名查找文件，借助一個持有路徑信息的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)nameidata而進行；

2）、查找結(jié)束后將填充有路徑信息的nameidata返回給接下來的函數(shù)nameidata_to_filp（）從而得到最終的file對象；當達到目的后，nameidata這個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)將會馬上被釋放。

c.open_namei（）用于查找一個文件：

1）、path_lookup_open（）實現(xiàn)文件的查找功能；要打開的文件若不存在，還需要有一個新建的過程，則調(diào)用 path_lookup_create（），后者和前者封裝的是同一個實際的路徑查找函數(shù)，只是參數(shù)不一樣，使它們在處理細節(jié)上有所偏差；

2）、當是以新建文件的方式打開文件時，即設置了O_CREAT標識時需要創(chuàng)建一個新的索引節(jié)點，代表創(chuàng)建一個文件。在vfs_create（）里的一句 核心語句dir-》i_op-》create（dir， dentry， mode， nd）可知它調(diào)用了具體的文件系統(tǒng)所提供的創(chuàng)建索引節(jié)點的方法。注意：這邊的索引節(jié)點的概念，還只是位于內(nèi)存之中，它和磁盤上的物理的索引節(jié)點的關系就像 位于內(nèi)存中和位于磁盤中的文件一樣。此時新建的索引節(jié)點還不能完全標志一個物理文件的成功創(chuàng)建，只有當把索引節(jié)點回寫到磁盤上才是一個物理文件的真正創(chuàng) 建。想想我們以新建的方式打開一個文件，對其讀寫但最終沒有保存而關閉，則位于內(nèi)存中的索引節(jié)點會經(jīng)歷從新建到消失的過程，而磁盤卻始終不知道有人曾經(jīng)想 過創(chuàng)建一個文件，這是因為索引節(jié)點沒有回寫的緣故。

3）、path_to_nameidata（）填充nameidata數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)；

4）、may_open（）檢查是否可以打開該文件；一些文件如鏈接文件和只有寫權(quán)限的目錄是不能被打開的，先檢查 nd-》dentry-》inode所指的文件是否是這一類文件，是的話則錯誤返回。還有一些文件是不能以TRUNC的方式打開的，若 nd-》dentry-》inode所指的文件屬于這一類，則顯式地關閉TRUNC標志位。接著如果有以TRUNC方式打開文件的，則更新 nd-》dentry-》inode的信息

不管是path_lookup_open（）還是path_lookup_create（）最終都是調(diào)用 __path_lookup_intent_open（）來實現(xiàn)查找文件的功能。 查找時，在遍歷路徑的過程中，會逐層地將各個路徑組成部分解析成目錄項對象，如果此目錄項對象在目錄項緩存中，則直接從緩存中獲得；如果該目錄項在緩存中 不存在，則進行一次實際的讀盤操作，從磁盤中讀取該目錄項所對應的索引節(jié)點。得到索引節(jié)點后，則建立索引節(jié)點與該目錄項的聯(lián)系。如此循環(huán)，直到最終找到目 標文件對應的目錄項，也就找到了索引節(jié)點，而由索引節(jié)點找到對應的超級塊對象就可知道該文件所在的文件系統(tǒng)的類型。 從磁盤中讀取該目錄項所對應的索引節(jié)點；這將引發(fā)VFS和實際的文件系統(tǒng)的一次交互。從前面的VFS理論介紹可知，讀索引節(jié)點方法是由超級塊來提供的。而 當安裝一個實際的文件系統(tǒng)時，在內(nèi)存中創(chuàng)建的超級塊的信息是由一個實際文件系統(tǒng)的相關信息來填充的，這里的相關信息就包括了實際文件系統(tǒng)所定義的超級塊的 操作函數(shù)列表，當然也就包括了讀索引節(jié)點的具體執(zhí)行方式。 當繼續(xù)追蹤一個實際文件系統(tǒng)ext3的ext3_read_inode（）時，可發(fā)現(xiàn)這個函數(shù)很重要的一個工作就是為不同的文件類型設置不同的索引節(jié)點操 作函數(shù)表和文件操作函數(shù)表。

void ext3_read_inode（struct inode * inode）

{

……

//是普通文件

if （S_ISREG（inode-》i_mode）） {

inode-》i_op = &ext3_file_inode_operations;

inode-》i_fop = &ext3_file_operations;

ext3_set_aops（inode）;

} else if （S_ISDIR（inode-》i_mode）） {

//是目錄文件

inode-》i_op = &ext3_dir_inode_operations;

inode-》i_fop = &ext3_dir_operations;

} else if （S_ISLNK（inode-》i_mode）） {

// 是連接文件

……

} else {

// 如果以上三種情況都排除了，則是設備驅(qū)動

//這里的設備還包括套結(jié)字、FIFO等偽設備

……

}

這是VFS與實際的文件系統(tǒng)聯(lián)系的一個關鍵點。從3.1.1小節(jié)分析中可知，調(diào)用實際文件系統(tǒng)讀取索引節(jié)點的方法讀取索引節(jié)點時，實際文件系統(tǒng)會根據(jù)文件 的不同類型賦予索引節(jié)點不同的文件操作函數(shù)集，如普通文件有普通文件對應的一套操作函數(shù)，設備文件有設備文件對應的一套操作函數(shù)。這樣當把對應的索引節(jié)點 的文件操作函數(shù)集賦予文件對象，以后對該文件進行操作時，比如讀操作，VFS雖然對各種不同文件都是執(zhí)行同一個read（）操作界面，但是真正讀時，內(nèi)核 卻知道怎么區(qū)分對待不同的文件類型。

static struct file *__dentry_open（struct dentry *dentry， struct vfsmount *mnt，

int flags， struct file *f，

int （*open）（struct inode *， struct file *））

{

struct inode *inode;

……

//整個函數(shù)的工作在于填充一個file對象

……

f-》f_mapping = inode-》i_mapping;

f-》f_dentry = dentry;

f-》f_vfsmnt = mnt;

f-》f_pos = 0;

//將對應的索引節(jié)點的文件操作函數(shù)集賦予文件對象的操作列表

f-》f_op = fops_get（inode-》i_fop）;

……

//若文件自己定義了open操作，則執(zhí)行這個特定的open操作。

if （！open && f-》f_op）

open = f-》f_op-》open;

if （open） {

error = open（inode， f）;

if （error）

goto cleanup_all;

……

return f;

}

sys_read（）系統(tǒng)調(diào)用用于從已打開的文件讀取數(shù)據(jù)。如read成功，則返回讀到的字節(jié)數(shù)。如已到達文件的尾端，則返回0。圖9是sys_read（）實現(xiàn)代碼中的函數(shù)調(diào)用關系圖。

對文件進行讀操作時，需要先打開它。從3.1小結(jié)可知，打開一個文件時，會在內(nèi)存組裝一個文件對象，希望對該文件執(zhí)行的操作方法已在文件對象設置好。所以 對文件進行讀操作時，VFS在做了一些簡單的轉(zhuǎn)換后（由文件描述符得到其對應的文件對象；其核心思想是返回 current-》files-》fd［fd］所指向的文件對象），就可以通過語句 file-》f_op-》read（file， buf， count， pos）輕松調(diào)用實際文件系統(tǒng)的相應方法對文件進行讀操作了。

到此，我們也就能夠解釋在Linux中為什么能夠跨文件系統(tǒng)地操作文件了。舉個例子，將vfat格式的磁盤上的一個文件a.txt拷貝到ext3格式的磁 盤上，命名為b.txt。這包含兩個過程，對a.txt進行讀操作，對b.txt進行寫操作。讀寫操作前，需要先打開文件。由前面的分析可知，打開文件 時，VFS會知道該文件對應的文件系統(tǒng)格式，以后操作該文件時，VFS會調(diào)用其對應的實際文件系統(tǒng)的操作方法。所以，VFS調(diào)用vfat的讀文件方法將 a.txt的數(shù)據(jù)讀入內(nèi)存；在將a.txt在內(nèi)存中的數(shù)據(jù)映射到b.txt對應的內(nèi)存空間后，VFS調(diào)用ext3的寫文件方法將b.txt寫入磁盤；從而 實現(xiàn)了最終的跨文件系統(tǒng)的復制操作。

不論是普通的文件，還是特殊的目錄、設備等，VFS都將它們同等看待成文件，通過同一套文件操作界面來對它們進行操作。操作文件時需先打開；打開文件 時，VFS會知道該文件對應的文件系統(tǒng)格式；當VFS把控制權(quán)傳給實際的文件系統(tǒng)時，實際的文件系統(tǒng)再做出具體區(qū)分，對不同的文件類型執(zhí)行不同的操作。這 也就是“一切皆是文件”的根本所在。

VFS即虛擬文件系統(tǒng)是Linux文件系統(tǒng)中的一個抽象軟件層；因為它的支持，眾多不同的實際文件系統(tǒng)才能在Linux中共存，跨文件系統(tǒng)操作才能實現(xiàn)。 VFS借助它四個主要的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)即超級塊、索引節(jié)點、目錄項和文件對象以及一些輔助的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，向Linux中不管是普通的文件還是目錄、設備、套接字等 都提供同樣的操作界面，如打開、讀寫、關閉等。只有當把控制權(quán)傳給實際的文件系統(tǒng)時，實際的文件系統(tǒng)才會做出區(qū)分，對不同的文件類型執(zhí)行不同的操作。由此 可見，正是有了VFS的存在，跨文件系統(tǒng)操作才能執(zhí)行，Unix/Linux中的“一切皆是文件”的口號才能夠得以實現(xiàn)。