转载自：Jezze 、辉仔
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简单归纳：fd只是一个整数，在open时产生。起到一个索引的作用，进程通过PCB中的文件描述符表找到该fd所指向的文件指针filp。
文件描述符的操作(如: open)返回的是一个文件描述符,内核会在每个进程空间中维护一个文件描述符表, 所有打开的文件都将通过此表中的文件描述符来引用;
而流(如: fopen)返回的是一个FILE结构指针, FILE结构是包含有文件描述符的，FILE结构函数可以看作是对fd直接操作的系统调用的封装, 它的优点是带有I/O缓存
Linux支持各种各样的文件系统格式，如ext2、ext3、reiserfs、FAT、NTFS、iso9660等等，不同的磁盘分区、光盘或其它存储设备都有不同的文件系统格式，然而这些文件系统都可以mount到某个目录下，使我们看到一个统一的目录树，各种文件系统上的目录和文件我们用ls命令看起来是一样的，读写操作用起来也都是一样的，这是怎么做到的呢？Linux内核在各种不同的文件系统格式之上做了一个抽象层，使得文件、目录、读写访问等概念成为抽象层的概念，因此各种文件系统看起来用起来都一样，这个抽象层称为虚拟文件系统（VFS，Virtual Filesystem）。上一节我们介绍了一种典型的文件系统在磁盘上的存储布局，这一节我们介绍运行时文件系统在内核中的表示。
3.1. 内核数据结构
Linux内核的VFS子系统可以图示如下：
查找方法：
cd /usr/src/kernels/任意内核/include/linux
grep -r -n struct\ file ./* | grep { //很多都是指针，只有包含 { 的行才是定义
- struct file
- {
- struct list_head f_list; /*所有打开的文件形成一个链表*/
- struct dentry *f_dentry; /*指向相关目录项的指针*/
- struct vfsmount *f_vfsmnt; /*指向VFS安装点的指针*/
- struct file_operations *f_op; /*指向文件操作表的指针*/
- mode_t f_mode; /*文件的打开模式*/
- loff_t f_pos; /*文件的当前位置*/
- unsigned short f_flags; /*打开文件时所指定的标志*/
- unsigned short f_count; /*使用该结构的进程数*/
- unsigned long f_reada, f_ramax, f_raend, f_ralen, f_rawin;
- /*预读标志、要预读的最多页面数、上次预读后的文件指针、预读的字节数以及预读的页面数*/
- int f_owner; /* 通过信号进行异步I/O数据的传送*/
- unsigned int f_uid, f_gid; /*用户的UID和GID*/
- int f_error; /*网络写操作的错误码*/
-
- unsigned long f_version; /*版本号*/
- void *private_data; /* tty驱动程序所需 */
- };
内核中，对应于每个进程都有一个文件描述符表，表示这个进程打开的所有文件。文件描述表中每一项都是一个指针，指向一个用于描述打开的文件的数据块———file对象，file对象中描述了文件的打开模式，读写位置等重要信息，当进程打开一个文件时，内核就会创建一个新的file对象。需要注意的是，file对象不是专属于某个进程的，不同进程的文件描述符表中的指针可以指向相同的file对象，从而共享这个打开的文件。file对象有引用计数，记录了引用这个对象的文件描述符个数，只有当引用计数为0时，内核才销毁file对象，因此某个进程关闭文件，不影响与之共享同一个file对象的进程.
file对象中包含一个指针，指向dentry对象。dentry对象代表一个独立的文件路径，如果一个文件路径被打开多次，那么会建立多个file对象，但它们都指向同一个dentry对象。dentry对象中又包含一个指向inode对象的指针，也就是在file——struct。inode对象代表一个独立文件。因为存在硬链接与符号链接，因此不同的dentry对象可以指向相同的inode对象.inode 对象包含了最终对文件进行操作所需的所有信息，如文件系统类型、文件的操作方法、文件的权限、访问日期等。
打开文件后，进程得到的文件描述符实质上就是文件描述符表的下标，内核根据这个下标值去访问相应的文件对象，从而实现对文件的操作。
注意，同一个进程多次打开同一个文件时，内核会创建多个file对象。当进程使用fork系统调用创建一个子进程后，子进程将继承父进程的文件描述符表，因此在父进程中打开的文件可以在子进程中用同一个描述符访问。
每个进程在PCB（Process Control Block）即进程控制块中都保存着一份文件描述符表，文件描述符就是这个表的索引，文件描述表中每个表项都有一个指向已打开文件的指针，现在我们明确一下：已打开的文件在内核中用file结构体表示，文件描述符表中的指针指向file结构体。
在file结构体中维护File Status Flag（file结构体的成员f_flags）和当前读写位置（file结构体的成员f_pos）。在上图中，进程1和进程2都打开同一文件，但是对应不同的file结构体，因此可以有不同的File Status Flag和读写位置。file结构体中比较重要的成员还有f_count，表示引用计数（Reference Count），后面我们会讲到，dup、fork等系统调用会导致多个文件描述符指向同一个file结构体，例如有fd1和fd2都引用同一个file结构体，那么它的引用计数就是2，当close(fd1)时并不会释放file结构体，而只是把引用计数减到1，如果再close(fd2)，引用计数就会减到0同时释放file结构体，这才真的关闭了文件。
每个file结构体都指向一个file_operations结构体，这个结构体的成员都是函数指针，指向实现各种文件操作的内核函数。比如在用户程序中read一个文件描述符，read通过系统调用进入内核，然后找到这个文件描述符所指向的file结构体，找到file结构体所指向的file_operations结构体，调用它的read成员所指向的内核函数以完成用户请求。在用户程序中调用lseek、read、write、ioctl、open等函数，最终都由内核调用file_operations的各成员所指向的内核函数完成用户请求。file_operations结构体中的release成员用于完成用户程序的close请求，之所以叫release而不叫close是因为它不一定真的关闭文件，而是减少引用计数，只有引用计数减到0才关闭文件。对于同一个文件系统上打开的常规文件来说，read、write等文件操作的步骤和方法应该是一样的，调用的函数应该是相同的，所以图中的三个打开文件的file结构体指向同一个file_operations结构体。如果打开一个字符设备文件，那么它的read、write操作肯定和常规文件不一样，不是读写磁盘的数据块而是读写硬件设备，所以file结构体应该指向不同的file_operations结构体，其中的各种文件操作函数由该设备的驱动程序实现。
每个file结构体都有一个指向dentry结构体的指针，“dentry”是directory entry（目录项）的缩写。我们传给open、stat等函数的参数的是一个路径，例如/home/akaedu/a，需要根据路径找到文件的inode。为了减少读盘次数，内核缓存了目录的树状结构，称为dentry cache，其中每个节点是一个dentry结构体，只要沿着路径各部分的dentry搜索即可，从根目录/找到home目录，然后找到akaedu目录，然后找到文件a。dentry cache只保存最近访问过的目录项，如果要找的目录项在cache中没有，就要从磁盘读到内存中。
每个dentry结构体都有一个指针指向inode结构体。inode结构体保存着从磁盘inode读上来的信息。在上图的例子中，有两个dentry，分别表示/home/akaedu/a和/home/akaedu/b，它们都指向同一个inode，说明这两个文件互为硬链接。inode结构体中保存着从磁盘分区的inode读上来信息，例如所有者、文件大小、文件类型和权限位等。每个inode结构体都有一个指向inode_operations结构体的指针，后者也是一组函数指针指向一些完成文件目录操作的内核函数。和file_operations不同，inode_operations所指向的不是针对某一个文件进行操作的函数，而是影响文件和目录布局的函数，例如添加删除文件和目录、跟踪符号链接等等，属于同一文件系统的各inode结构体可以指向同一个inode_operations结构体。
inode结构体有一个指向super_block结构体的指针。super_block结构体保存着从磁盘分区的超级块读上来的信息，例如文件系统类型、块大小等。super_block结构体的s_root成员是一个指向dentry的指针，表示这个文件系统的根目录被mount到哪里，在上图的例子中这个分区被mount到/home目录下。
file、dentry、inode、super_block这几个结构体组成了VFS的核心概念。对于ext2文件系统来说，在磁盘存储布局上也有inode和超级块的概念，所以很容易和VFS中的概念建立对应关系。而另外一些文件系统格式来自非UNIX系统（例如Windows的FAT32、NTFS），可能没有inode或超级块这样的概念，但为了能mount到Linux系统，也只好在驱动程序中硬凑一下，在Linux下看FAT32和NTFS分区会发现权限位是错的，所有文件都是rwxrwxrwx，因为它们本来就没有inode和权限位的概念，这是硬凑出来的。
dup是产生一个新的文件描述符id和指针，也就是在文件描述符表files_struct中增加一项，但是他们共用文件表，这时，关闭一个文件描述符，另外一个仍旧可用，文件表并不会被释放。而赋值语句不同，它只是简单的在另外一个变量中记录原始文件指针等，2个变量的文件描述符相同，进程表项中并不产生新的项目。