Linux VFS虚拟文件系统杂谈

VFS（Virtual File System，虚拟文件系统）是Linux系统中一个非常重要的概念，是Linux设计思想的核心。作为Linux内核中的一个关键抽象层，它的主要作用包括：为用户程序提供了统一的文件访问接口。支持并兼容不同的文件系统（如ext4、XFS、NFS等）。屏蔽底层实现细节。

Linux 支持数十种文件系统，它们可能位于本地磁盘、内存、网络或特殊设备上。如果没有 VFS，内核就需要为每种文件系统分别实现一套系统调用接口，这不仅使内核变得臃肿，也让应用程序难以跨文件系统移植。VFS 的核心作用就是抽象与统一

为上层应用提供一致的 API。为下层文件系统定义清晰的接口规范，使得新的文件系统可以像"插件"一样方便地加入内核。实现不同文件系统在同一目录树下的共存（例如 / 用 ext4，/proc 用 procfs，/sys 用 sysfs）随着内核版本的迭代，文件系统的数量还在增加。

当进程发起一个文件操作时，系统调用进入内核，调用 VFS 的通用函数。VFS 根据操作所涉及的目录或文件，找到其所属的具体文件系统，然后调用该文件系统注册的实现函数

用户空间进程 (应用程序)
        ↓  (系统调用：open, read, write...)
Linux 内核系统调用接口
        ↓
虚拟文件系统 (VFS)  ←→ 目录项缓存 (dentry cache)、inode 缓存
        ↓
具体文件系统 (ext4, tmpfs, NFS...)
        ↓
块设备层 / 网络协议栈 / 内存管理...
        ↓
物理设备 (硬盘、网络、内存...)

每种文件系统都有一套独立的文件访问接口。如果没有VFS，用户程序必须熟悉每种文件系统的文件访问接口，才能够很好地使用文件系统，这样显然是非常不合理的。VFS的出现，将文件系统的文件访问工作交给内核，用户程序只需要学习少量的系统调用（约为10多种）就能够轻松地访问各种文件系统。VFS的核心设计思想是多态（面相对象编程的三大特性之一），用户程序调用相同的文件访问接口能够实现不同的功能。这种设计方式可以屏蔽底层的细节，用户程序不再需要关注底层实现细节，只需要学会调用系统调用即可。另外，这种设计方式非常便于增加新文件系统，新文件系统添加至内核不会对原有的文件系统有任何影响（文件系统之间不存在耦合关系）。

VFS 的核心对象模型

VFS 基于面向对象的思想，定义了四种主要对象类型，每种对象都包含数据以及指向操作函数表的指针。具体文件系统需要提供这些函数的具体实现。

**超级块 (super_block)：**表示一个已挂载的文件系统实例。Linux挂载文件系统时，会在内存创建一个超级块，用于管理文件系统。

**索引节点 (inode)：**表示文件系统中的一个文件或目录，用于访问文件系统中的文件。

**目录项 (dentry)：**表示文件路径中的一个分量，是Linux文件树的树节点，将文件路径名与对应的inode关联起来。

**文件对象 (file)：**表示进程中一个已打开文件的实例，同一个文件可以被多个进程同时打开，每打开一次文件都要创建一个文件对象。

ext4文件系统如下：

超级块对象 (super_block)

代表一个已挂载的文件系统。

包含该文件系统的全局信息，例如：

块大小、最大文件大小。挂载选项、设备标识符。

指向各种操作表的指针（如 s_op，指向 super_operations 结构体，其中包含分配 inode、销毁 inode、同步文件系统等方法）。

每个挂载点（如 /home）对应一个超级块对象。

struct super_block {
    dev_t             s_dev; /* 设备号 */
    unsignedchar       s_blocksize_bits; /* 文件系统数据块大小的位数 */
    unsignedlong       s_blocksize; /* 文件系统数据块大小（字节为单位）*/
    loff_t            s_maxbytes; /* 该文件系统支持的最大文件长度 */
    struct file_system_type *s_type;/* 文件系统类型 */
    conststruct super_operations   *s_op;/* 超级块操作函数表 */
    unsignedlong       s_magic; /* 魔数，标识文件系统类型（如 Ext4 为 0xEF53）*/
    struct dentry       *s_root;    /* 超级块（文件系统）根目录 */
    struct block_device *s_bdev;/* 指向块设备 */
    void              *s_fs_info; /* 文件系统私有数据指针 */
    struct list_head    s_inodes;    /* 指向文件系统中所有 inode 的链表头 */
    ......
};

super_block是文件系统的控制中心，用于管理整个文件系统。

主要作用：存储文件系统的全局信息和运行状态，减少磁盘I/O。提供文件系统操作方法（s_op文件系统函数表）。以s_root为根目录，建立和维护文件系统内部文件树。通过s_fs_info可以访问实际文件系统超级块。

索引节点对象 (inode)

代表一个文件或目录的元数据（不包含文件名）。

包含：

文件类型（普通文件、目录、符号链接等）、权限、属主、时间戳。

文件大小、数据块指针（指向实际数据的位置）。

指向操作表的指针（i_op 指向 inode_operations，如创建文件、删除文件、创建链接等；i_fop 指向 file_operations，用于打开后的文件操作）。

每个文件（或目录）在磁盘上有一个对应的 inode，在内存中也有一份缓存副本。

struct inode {
    umode_t    i_mode; /* 文件类型和访问权限 */
    kuid_t        i_uid; /* 文件所有者用户ID */
    kgid_t        i_gid; /* 文件所有者组ID */
    conststruct inode_operations *i_op;/* inode操作函数表 */
    struct super_block  *i_sb;    /* 指向所属超级块 */
    struct address_space *i_mapping;/* 文件页缓存 */
    unsignedlong    i_ino; /* inode号，在同一个文件系统内，通过i_ino字段唯一标识一个文件 */
    union {
        constunsignedint i_nlink; /* 硬链接数 */
    };
    loff_t  i_size; /* 文件大小（字节）*/
    struct timespec64    i_atime;/* 最后访问时间 */
    struct timespec64    i_mtime;/* 最后修改时间 */
    struct timespec64  __i_ctime;/* 状态变更时间 */
    blkcnt_t    i_blocks; /* 文件占用的块数量 */
    union {
        conststruct file_operations *i_fop;/* 文件操作函数表 */
    };
    struct address_space i_data;           /* 页缓存实体，i_mmaping指向i_data */
    void    *i_private; /* 私有指针 */
    ......
};

inode包含基本的文件元数据，但不包含文件实际数据（因为inode同样属于抽象层，不能和具体实现有耦合关系）。ext4文件系统中文件的实际数据存储在ext4_inode_info结构中，ext4_inode_info表示一个具体的ext4文件系统文件，ext4_inode_info内部包含一个inode，二者之间为组合关系。不同的文件系统这部分的具体实现存在差异。inode有两个重要的成员i_op（inode操作函数表）和i_fop（文件操作函数表）。

i_op主要负责处理与文件或目录本身相关的元数据操作和结构性操作，如：创建和创建文件、删除文件、查找文件、修改权限等。 i_fop的类型为struct file_operations结构。

i_fop函数表中定义的函数接口是Linux编程中经常会用到的函数，平时调用的文件操作相关的函数接口都是通过i_fop来实现的。VFS之所以能够为用户程序提供统一的文件访问接口，都是因为i_fop默默地完成了这些文件访问接口的具体实现。

当用户程序执行文件操作时，内核通过文件路径查找文件树找到目标文件对应的dentry，再从dentry获取inode，再通过inode的i_fop找到实际文件系统的文件操作函数表，最后调用函数表中对应的函数。

每种文件系统类型的文件操作函数表都不一样（上图只列举了一些常用的文件操作函数表）。文件创建的过程中，内核根据文件系统类型动态的给i_fop赋值，从而实现"接口统一、具体实现不一样"的动态多态特性。

目录项对象 (dentry)

代表路径中的一个组成部分，用于路径名解析。

主要包含：

文件名（例如 "test.txt"）。

指向父目录 dentry 的指针。

指向该文件/目录对应 inode 的指针。

一个哈希表，用于快速查找（目录项缓存 dcache）。

dentry 对象主要用于加速路径查找，避免频繁读取磁盘。它不一定对应磁盘上的持久结构，大部分时间存在于内存中。

dentry是Linux文件树的树节点，对应的结构为struct dentry。每个文件和目录都会对应一个dentry，dentry之间通过父子关系形成一个树形结构（类似于家族树）。如果把Linux文件树比作一个地图，每个dentry都是一个小的站点，文件路径就是导航路线，文件路径用于指导内核快速定位到目标文件对应的dentry。

struct dentry {
    struct dentry *d_parent;   /* 指向父目录dentry */
    struct qstr d_name;  /* 文件名 */      
    struct inode *d_inode;   /* 指向与该目录项关联的inode */
    struct super_block *d_sb;  /* 指向该dentry所属文件系统的超级块 */
    struct list_head d_child;  /* 将当前dentry插入到其父目录dentry的d_subdirs链表中 */
    struct list_head d_subdirs;  /* 链表头，指向该目录下的所有子dentry */
    ......
};

dentry的d_inode和i_sb成员分别指向索引节点（inode）和超级块（super_block）。内核需要通过inode和super_block这两个对象来访问文件系统。inode在Linux系统中用来唯一标识一个文件，对应的结构为struct inode。inode存储了文件的元数据以及提供了文件的操作接口，但是它并不包含的文件实际数据，因为inode属于抽象层，不能够和任何具体实现有耦合关系。每个inode都有一个唯一编号（inode号），用于在文件系统中索引文件。super_block是文件系统的一个实例，对应的结构为struct super_block，它包含了文件系统的元数据信息（如：文件系统类型、容量信息、结构参数、位置信息等），内核需要借助这些元数据信息才能访问文件系统。

dentry不包含文件的实际数据，只包含文件名、指向inode和super_block的指针以及与其他dentry的关联关系。d_name成员为文件名，d_inode成员指向inode（表示具体的文件），d_sb指向super_block（表示具体的文件系统）。 子dentry（文件或目录）的d_parent指向父dentry，表示二者为父子关系。多个子dentry可以指向相同的父dentry（对应一个目录下可以创建多个文件和子目录）

父dentry通过d_subdirs链表来维护所有的子dentry，子dentry通过d_child链表节点插入父dentry的d_subdirs链表。dentry通过d_parent、d_child、d_subdirs三个成员和其他dentry构成树形结构，从而形成Linux文件树。

文件对象 (file)

代表一个进程已经打开的文件。

包含：

当前文件读写位置（偏移量）。

打开模式（读、写、追加等）。

指向对应 dentry 的指针。

指向 file_operations 表的指针（其中包含 read、write、llseek、mmap 等具体操作方法）。

文件对象在进程打开文件时创建，关闭时释放。多个进程可以打开同一个文件，各自拥有独立的 file 对象，共享同一个 inode（但可能有各自的文件偏移）。

struct file {
    fmode_t  f_mode; /* 文件打开模式（读/写/执行）*/
    loff_t            f_pos; /* 当前文件偏移量（读写位置）*/
    unsigned int  f_flags; /* 打开标志（如O_NONBLOCK、O_SYNC）*/
    struct fown_struct  f_owner;     /* 文件属主信息，用于信号通知 */
    struct path       f_path;    /* 文件路径信息（dentry + mount）*/
    struct inode  *f_inode;    /* 指向inode的指针，文件元数据 */
    const struct file_operations *f_op;   /* 文件操作函数表（read/write等）*/
    struct address_space *f_mapping;  /* 文件地址空间，用于mmap */
    ......
} ;

文件对象（file）用于记录已打开文件的状态信息，一个文件可以被多个进程多次打开，每次打开一个文件都需要创建一个新的file。

用户程序调用open函数打开一个文件时，内核会根据open函数传入的文件路径查找文件树，找到目标文件对应的dentry，再通过dentry找到inode。如果文件不存在（文件树中没有对应的dentry和inode），open函数可以创建文件并生成dentry和inode。

获取到inode后，内核会创建一个新的file，同时将inode的关键信息复制给file，如：file的f_op将指向inode的i_fop，file将直接使用inode的文件操作函数表。file的f_mapping成员将指向inode的f_mmaping，通过file可以访问inode的页缓存。同时file的f_inode将指向inode，file和inode进行绑定。

内核最后会申请一个未使用的fd（文件描述符），将fd和file进行映射，并将这种映射关系记录在进程的已打开文件表。后续的文件操作，只需要通过fd查找进程已打开文件表获取file，就能通过file访问文件了，从而避免每次文件访问都需要索引Linux文件树。

操作示例

①用户调用 open("/home/user/notes.txt", O_RDONLY)。

②系统调用进入内核，VFS 接收请求。

③VFS 进行路径名解析：从根目录 / 或当前目录开始，逐级查找 dentry 缓存。

如果 home 的 dentry 不在缓存中，则从其父目录的 inode 中读取目录内容，创建 dentry 并关联 inode。继续解析 user、notes.txt，最终找到目标文件的 dentry，并获取其 inode。

④VFS 根据 inode 中的信息确定文件所属的文件系统（例如 ext4），并找到该文件系统已注册的 file_operations 表。

⑤VFS 分配一个新的 file 对象，设置其文件操作指针为该文件系统的实现，并将文件位置初始化为 0。

⑥调用具体文件系统的 open 实现（如果需要执行额外的操作，如 NFS 的网络连接）。

⑦返回一个文件描述符给用户进程，该描述符指向内核中的 file 对象。

此后，用户调用 read(fd, ...) 时，VFS 通过 fd 找到对应的 file 对象，再通过 file->f_op->read 调用具体文件系统的读函数，最终读取数据并返回。

VFS 的重要功能

**文件系统注册与挂载：**每种文件系统在初始化时向 VFS 注册自己（提供超级块读取函数等）。挂载时 VFS 会调用该函数读取超级块，建立根 dentry 和 inode。

缓存机制：

dentry 缓存：加速路径解析。inode 缓存：减少对磁盘 inode 的重复读取。页缓存（page cache）：虽不完全属于 VFS，但与 VFS 紧密相关，用于缓存文件数据页，提高读写性能。

**特殊文件系统：**如 procfs、sysfs、devpts 等，它们没有对应的磁盘设备，而是在访问时动态生成信息，VFS 同样通过标准接口管理它们。

Linux 的虚拟文件系统是内核中一个精巧的设计，它通过定义一组通用的对象和操作接口，成功地将各种不同类型的文件系统统一到同一个命名空间下，为用户空间提供了透明、高效的文件访问能力。VFS 的存在极大地增强了 Linux 的可扩展性和兼容性，也是"一切皆文件"这一设计哲学的核心支撑。