虚拟文件系统作为内核子系统，为用户空间程序提供了文件和文件系统相关的接口。  

VFS(虚拟文件系统)。VFS使得用户可以直接使用open(),read()和write()这样的系统调用而不用关注具体文件系统和实际物理介质。也许你感觉不是很新奇啊，告诉你新奇的事情：在老式操作系统上(比如DOS)，任何对非本地文件系统的访问都必须依靠特殊工具才能完成。这种实现的方式是内核在它的底层文件系统接口上建立了一个抽象层。该抽象层是linux能够支持各种文件系统，即便是它们在功能和行为上存在很大差别。为了支持文件系统，VFS提供了一个通用文件系统模型，该模型囊括了我们所能想到的文件系统的常用功能和行为。这个VFS抽象层之所以能衔接各种各样的文件系统，是因为它定义了所有文件系统都支持的基本抽象接口和数据结构，同时实际系统也将自身的诸如“如何打开文件”，“目录是什么”等概念在形式上与VFS的定义保持一致。因为实际文件系统的代码在统一的接口和数据结构隐藏了具体的实现细节，所以在VFS层和内核的其他部分看来，所有文件系统都是相同的，它们都支持像文件和目录这样的概念，同时也支持像创建和删除文件这样的操作。

      实际文件系统通过编程提供VFS所期望的抽象接口和数据结构，这样，内核就可以毫不费力地和任何文件系统协同工作。那么接下的问题，它们直接的关系如何呢，看下边的例子：

      该代码不用说，应该明白。这个用户调用首先被一个通用系统调用sys_write()处理，sys_write()函数要找到f所在的文件系统实际给出的是哪个写操作，然后再执行该操作。实际文件系统的写方法是文件系统实现的一部分，数据最终通过该操作写入介质。下图给出流程：

VFS有四个主要对象类型

（1）超级块对象，它代表的是一个具体的已安装的文件系统

（2）索引节点对象，它代表一个具体文件

（3）目录项对象，它代表一个目录项，是路径的一个组成部分

（4）文件对象，它代笔由进程打开的文件。

下面就详细对这四种对象结构对操作进行分析。

1.超级块对象：代表一个已安装的文件系统。由数据结构super_block结构体表示，定义在linux/fs.h中。如下所示：

      创建，管理和销毁超级块对象的代码位于文件fs/super.c中，超级块对象通过alloc_super()函数创建并初始化。在文件系统安装时，内核会调用该函数以便从磁盘读取文件系统超级块，并且将其信息填充到内存中的超级块对象中。其中最重要的一个是s_op,指向超级块的操作函数表，由super_operations结构体表示，定义在linux/fs.h中，如下：

      当文件系统需要对其超级块执行操作时，首先要在超级块对象中寻找需要的操作方法。比如一个文件系统要写自己的超级块，需要调用：sb->s_op->write_super(sb)这里的sb是指向文件系统超级块的指针，沿着该指针进入超级块操作函数表，并从表中取得希望得到的write_super()函数，该函数执行写入超级块的实际操作。

2.索引节点对象：由inode结构体表示，定义在linux/fs.h中，如下：

      有时，某些文件系统可能并不能完整的包含索引节点结构体要求的所有信息。举个例子，有的文件系统可能并不记录文件的创建时间，这时，该文件系统就可以在实现中选择任意合适的办法来解决这个问题，它可以在i_ctime中存储0，或者让i_ctime等于i_mtime,甚至任何其他值。索引节点对象中的inode_operations项存放了操作函数列表，定义在linux/fs.h中，如下：

      同样，操作调用时，用以下方式：i->i_op->truncate(i).

3.目录项对象.目录项的概念上节已经说了,我就不多说.目录项中也可包括安装点.在路径/mnt/cdrom/foo中，/,mnt,cdrom都属于目录项对象。目录项由dentry结构体表示，定义在文件linux/dcache.h中，描述如下:

      由于目录项并非真正保存在磁盘上，所有目录项没有对应的磁盘数据结构，VFS根据字符串形式的路径名现场创建它，目录项结构体也没有是否被修改的标志。目录项对象有三种状态：被使用，未被使用和负状态。一个被使用的目录项对应一个有效的索引节点(即d_inode指向相应的索引节点)并且该对象存在一个或多个使用者(即d_count为正值)。一个未被使用的目录项对应一个有效的索引节点(d_inode指向一个索引节点)，但是VFS当前并未使用它(d_count为0)。该目录项对象仍然指向一个有效对象，而且被保留在内存中以便需要时再使用它。显然这样要比重新创建要效率高些。一个负状态的目录项没有对应的有效索引节点(d_inode为NULL).因为索引节点已被删除了，或路径不再正确了，但是目录项仍然保留，以便快速解析以后的路径查询。虽然负的状态目录项有些用处，但如果需要的话话，还是可以删除的，可以销毁它。

      结构体dentry_operation指明了VFS操作目录的所有方法，如下：

      其实，如果VFS遍历路径名中所有的元素并将它们逐个地解析成目录项对象，将是一件非常耗时的事情。所以内核将目录项对象缓存在目录项缓存(dcache)中，目录项缓存包括三个主要部分：

      哈希表有数组dentry_hashtable表示，其中每一个元素都是一个指向具有相同键值的目录项对象链表的指针。数组的大小取决于系统中物理内存的大小。实际的哈希值由d_hash()计算，它是内核提供给文件系统的唯一的一个哈希函数。查找哈希表要通过d_lookup()函数，如果该函数在dcache中发现了与其相匹配的目录项对像，则匹配对象被返回；否则，返回NULL指针。dcache在一定意义上也提供了对索引节点的缓存。和目录项对象相关的索引节点对象不会被释放，因为目录项会让相关索引节点的使用计数为正，这样就可以确保索引节点留在内存中。只要目录项被缓存，其相应的索引节点也就被缓存了。

      4.文件对象:文件对象表示进程以打开的文件。文件对象仅仅在进程观点上代表已打开文件，它反过来指向目录项对象(反过来指向索引节点)，其实只有目录项对象才表示已打开的实际文件。虽然一个文件对应的文件对象不是唯一的，但对应的索引节点和目录项对象无疑是唯一的。文件对象由file结构表示，定义在文件linux/fs.h中，如下:

      文件对象的操作有file_operations结构表示，在linux/fs.h中，如下:

最后，除了以上几种VFS基础对象外，内核还使用了另外一些数据结构来管理文件系统的其它相关数据，如下：

与文件系统相关的数据结构

      1.file_system_type:因为linux支持众多的文件系统，所以内核必有由一个特殊的结构来描述每种文件系统的功能和行为：

      其中，get_sb()函数从磁盘上读取超级块，并且在文件系统被安装时，在内存中组装超级块对象，剩余的函数描述文件系统的属性。每种文件系统，不管有多少个实力安装到系统中，还是根本就没有安装到系统中，都只有一个file_system_type结构。更有趣的是，当文件系统被实际安装时，将有一个vfsmount结构体在安装点被创建。该结构体被用来代表文件系统的实例----换句话说，代表一个安装点.

      2.vfsmount结构被定义在linux/mount.h中，下面是具体结构：

      vfs中维护的各种链表是为了跟踪文件系统和所有其他安装点的关系，mnt_flags保存了安装时指定的标志信息，下表给出了标准的安装标志：   

      安装那些管理不充分信任的移动设备时，这些标志很有用处。

与进程相关的数据结构

      系统中每一个进程都有自己的一组打开的文件，有三个数据结构将VFS层和文件的进程紧密联系在一起，它们分别是file_struct,fs_struct和namespace.

      1.file_struct:该结构体有进程描述符中的files域指向，如下：

      fd数组指针指向以打开的文件对象链表，默认情况下，指向fd_arrar数组。NR_OPEN_DEFAULT默认是32，所以该数组可以容纳32个文件对象。如果一个进程所打开的文件对象超过32个，内核将分配一个新数组，并且将fd指针指向它。这个值也是可以调整的。
      2.第二个结构体是fs_struct：由进程描述符的fs域指向。它包含文件系统和进程相关的信息，在linux/fs_struct.h中，如下：

      该结构包含了当前进程的当前工作目录和根目录。
      3.最后一个是namespace：由进程描述符namespace域指向，定义在linux/namespace.h中,如下:

      list域是连接已安装文件系统的双向链表，它包含的元素组成了全体命令空间。      上述这些数据结构都是通过进程描述符连接起来的。对多数进程来说，它们的描述符都指向唯一的files_struct和fs_struct结构体。但是，对于那些使用克隆标志CLONE_FILES或CLONE_FS创建的进程，会共享这两个结构体。所以多个进程描述符可能指向同一个files_struct或fs_struct结构体。每个结构体都维护一个count域作为引用计数，它防止进程正使用该结构时，该结构被销毁。而namespace却不是这样，默认情况下，所有的进程共享同样的命名空间，也就是说，它们都看到同一个文件层层结构。只有在进行clone()操作时使用CLONE_NEWS标志，才会给进程一个另外的命名空间结构体的拷贝。