Linux 文件系统的灵活性和扩展性支持直接源于一组抽象接口。这组接口的核心就是虚拟文件系统交换器（VFS）。
VFS 为上层应用程序提供一组标准接口，用于对不同的文件系统执行文件 I/O。这组接口在一个或多个底层设备上支持多个并发文件系统。另外，这些文件系统可以不是静态的，可以根据储存设备而变化。
VF 与 VFS
您还可以看到 VFS 还被定义为虚拟文件系统（virtual file system），但定义为虚拟文件系统转换器（virtual file system switch）更能说明其作用，因为虚拟层跨多个文件系统转换（即多路复用）请求。/proc 文件系统在这里带来很多的混淆，因为它通常也被称为虚拟文件系统。
例如，一个典型的 Linux 桌面在可用硬盘上支持 ext3 文件系统，并且在可用的 CD-ROM（或者称为 CD-ROM 文件系统 或 CDFS）上支持 ISO 9660 文件系统。因为 CD-ROM 是可以插入和移除的，所以 Linux 内核必须适应这些包含不同内容和结构的新文件系统。可以通过网络文件系统（Network File System，NFS）访问远程文件系统。在此时，Linux 还可以挂载来自本地硬盘的 Windows®/Linux 双引导系统的 NT File System (NTFS) 分区，并且能够向其读写数据。
最后，可移除的 USB flash 启动（UFD）是可以热插拔的，它构成另一个文件系统。概而言之，可以在这些设备中使用同一组文件 I/O 接口，从而允许底层的文件系统和物理设备能够从用户中抽象出来（见图 1）。
现在，我们向 Linux VFS 提供的抽象特性添加一些具体的架构。图 2 从 VFS 的角度显示 Linux 结构的高级视图。在 VFS 之上的是标准的内核系统调用接口（SCI）。这个接口允许用户空间发出要求转换到内核的调用（在不同地址空间中）。在这个域中，调用 POSIX open 调用的用户空间应用程序经过 GNU C 库（glibc）进入内核和系统调用去多元化（de-multiplexing）。最后，使用 sys_open 调用 VFS。
早期的 VFS 实现
Linux 并不是第一个包含虚拟层以支持通用文件模型的操作系统。早期的 VFS 实现包括 Sun 的 VFS（SunOS version 2.0，大约出现在 1985 年），以及 IBM 和 Microsoft® 的 “Installable File System” for IBM OS/2。这些虚拟化文件系统层的方法为 Linux VFS 铺平了道路。
VFS 提供抽象层，从而将 POSIX API 与特定文件系统如何实现该行为的细节分离开来。这里的关键之处是，不管底层文件系统是 ext3 还是 Btrfs，Open、Read、Write 或 Close API 系统调用都能正常工作。VFS 提供一个由底层文件系统（它们必须为各种 POSIX API 函数实现行为）继承的通用文件模型。另一个在 VFS 范围之外的深层抽象隐藏了底层物理设备（可能是磁盘、磁盘分区、网络储存实体、内存或其他能够储存信息的媒介 —— 即使是暂时性的）。
除了从底层文件系统抽象文件操作的细节之外，VFS 还将底层块设备绑定到可用的文件系统。让我们看看 VFS 的内部结构及其工作原理。
在查看 VFS 子系统的总体架构之前，我们先看看所使用的主要对象。这个小节探索了超块（superblock）、索引节点（或 inode）、目录条目（或 dentry）和文件对象。在这里，其他一些组成部分也很重要，比如缓存。不过我将在后面的总体架构中讨论它们。
超块（superblock）是关于文件系统的高级元数据的容器。超块是存在于磁盘上（实际上位于磁盘的多个位置上，以提供冗余）的结构。它是处理磁盘上的文件系统的基础，因为它定义文件系统的管理参数（例如，块的总数、空闲块和根索引节点）。
在磁盘上，超块向内核提供关于磁盘上的文件系统的结构的信息。在内存中，超块为管理活动的（已挂载）文件系统提供必要的信息和状态。因为 Linux 支持同时挂载多个并发文件系统，所以在一个列表中维护每个 super_block 结构（super_blocks 在 ./linux/fs/super.c 中定义，结构在 /linux/include/fs/fs.h 中定义）。
图 3 提供了超块及其元素的简化视图。super_block 结构是指封装了其他信息的许多其他结构。例如，file_system_type 结构维护文件系统的名称（比如 ext3）以及各种锁和函数，以获取和删除 super_block。file_system_type 对象由常见的 register_file system 和 unregister_file system 函数管理（见 ./linux/fs/file systems.c）。super_operations 结构为读写节点和高级操作（比如重新挂载）定义大量函数。根目录条目（dentry）对象也缓存在这里，因为它是文件系统所在的块设备。最后，提供许多用于管理节点的列表，包括 s_inodes（列出所有节点的列表）、s_dirty（列出所有脏节点的列表）、s_io 和 s_more_io 以及 s_files（列出特定文件系统的所有打开文件的列表）。
注意，在内核内部，另一个称为 vfsmount 的管理对象提供关于已挂载的文件系统的信息。这些对象的列表引用超块，并定义挂载点、文件系统所在的 /dev 设备的名称以及其他高级附加信息。
Linux 通过一个称为 inode（index node 的缩写）的对象管理文件系统中的所有对象。一个 inode 可以引用一个文件、目录或另一个对象的符号链接。注意，因为文件用于表示其他类型的对象（比如设备或内存），所以也使用 inode 来表示它们。
我在这里所指的 inode 是 VFS 层 inode（常驻 inode）。每个文件系统也包含一个位于磁盘上的 inode，并且提供关于特定文件系统的特定对象的细节。
VFS inode 使用 slab 分配器进行分配（来自 inode_cache；参考资料 部分提供一个介绍 slab 分配器的链接）。inode 由描述 inode、inode 内容和可能在 inode 上发生的各种操作的数据和操作组成。图 4 简单展示了一个 VFS inode，该 inode 包含许多列表，其中一个列表指向引用该 inode 的 dentry。这里还包含对象级别的元数据，包括熟悉的操作时间（创建时间、访问时间和修改时间）和所有者和权限数据（组 ID、用户 ID 和权限）。inode 引用它所允许的文件操作，大部分这些操作直接映射到系统调用接口（例如，open、read、write 和 flush）。inode 还引用特定于 inode 的操作（create、lookup、link 和 mkdir 等等）。最后，对于由地址空间对象表示的对象的数据，有一个管理结构。地址空间对象 是为 inode 管理页缓存中的各种页的对象。地址空间对象用于为文件管理页，也用于将文件部分映射到独立的进程地址空间。地址空间对象有自己的操作集（writepage、readpage 和 releasepage 等等）。
注意，可以在 ./linux/include/linux/fs.h 中找到所有这些信息。
文件系统的层次结构由 VFS 中的另一个称为 dentry 的对象管理。文件系统有一个根 dentry（在超块中引用），这是唯一没有父对象的 dentry。所有其他 dentry 都有父对象，并且一部分 dentry 有子对象。例如，如果打开一个由 /home/user/name 组成的文件，那么将创建 4 个 dentry 对象：一个针对根 /、一个针对根目录 home 的条目、一个针对 user 目录的 name 条目，以及一个针对 user 目录的 name 条目。通过这种方式，dentry 简洁地映射到现在使用的文件系统。
dentry 对象由 dentry 结构定义（在 ./linux/include/fs/dcache.h 中）。它由许多元素组成，这些元素在文件系统和物理数据中跟踪条目之间的关系（比如文件名）。图 5 展示了 dentry 对象的简化图示。dentry 引用 super_block，super_block 定义包含该对象的特定文件系统实例。接下来是该对象的父 dentry（父目录），其后是包含在一个列表中的子 dentry（如果该对象刚好是一个目录的话）。然后，为 dentry 定义操作（比如 hash、compare、delete 和 release 等等）。接着定义对象的名称，在这里名称保存在 dentry 中而不是 inode 中。最后，提供一个到 VFS inode 的引用。
注意，dentry 对象仅存在文件系统内存中，而不能储存在磁盘上。仅永久储存文件系统 inode，dentry 对象的目的是改善性能。您可以在 ./linux/include/dcache.h 中看到 dentry 的完整描述。
在 Linux 系统中打开的每个文件都都存在一个 file 对象。这个对象为特定用户提供打开的实例的信息。图 6 提供了文件对象的简化视图。在图中可以看到，path 结构提供到 dentry 和 vfsmount 的引用。为每个文件定义了一组文件操作，常见的文件操作包括 open、close、read、write 和 flush 等。接着定义一组标志和权限（包括组和所有者）。最后，为特定文件实例定义状态数据，比如文件的当前偏移量。
我们已经查看了 VFS 层中的各种重要对象，现在我们通过一个图表展示它们之间的关系。到目前为止，我都是以一种自下而上的方式探索对象，现在我们采用自上而下方式，从用户透视图中考察对象（见 图 7）。
在顶层是打开的 file 对象，它由进程的文件描述符列表引用。file 对象引用 dentry 对象，后者引用 inode。inode 和 dentry 对象都引用底层的 super_block 对象。可能有多个文件对象引用同一个 dentry（当两个用户共享同一个文件时）。注意，在图 7 中一个 dentry 对象还引用另一个 dentry 对象。在这里，目录引用文件，而文件反过来引用特定文件的 inode。
VFS 的内部架构由一个调度层（提供文件系统抽象）和许多缓存（用于改善文件系统操作的性能）组成。这个小节探索内部架构和主要对象之间的交互（见图 8）。
在 VFS 中动态管理的两个主要对象是 dentry 和 inode 对象。缓存这两个对象，以改善访问底层文件系统的性能。当打开一个文件时，dentry 缓存将被表示目录级别（目录级别表示路径）的条目填充。此外，还为该对象创建一个表示文件的 inode。使用散列表创建 dentry 缓存，并且根据对象名分配缓存。dentry 缓存的条目从 dentry_cache slab 分配器分配，并且在缓存存在压力时使用最近不使用（least-recently-used，LRU）算法删除条目。您可以在 ./linux/fs/dcache.c 和 ./linux/include/linux/dcache.h 中找到与 dentry 缓存相关的函数。
为了实现更快的查找速度，inode 缓存被实现为两个列表和一个散列表。第一个列表定义当前使用的 inode；第二个列表定义未使用的 inode。正在使用的 inode 还储存在散列表中。从 inode_cache slab 分配器分配单个 inode 缓存对象。您可以在 ./linux/fs/inode.c 和 ./linux/include/fs.h 中找到与 inode 缓存相关的函数。在现在的实现中，dentry 缓存支配着 inode 缓存。如果存在一个 dentry 对象，那么 inode 缓存中也将存在一个 inode 对象。查找是在 dentry 缓存中执行的，这将导致 inode 缓存中出现一个对象。
本文探索了 VFS 的基础概念，以及为访问不同文件系统提供统一接口的对象。Linux 具有很大的可伸缩性和灵活性，并且可以从子系统进行扩展。您可以从 参考资料 部分提供的链接更多地了解 VFS。
学习
- 用于管理文件系统的 Linux 子系统庞大复杂。您可以在 Tim 的 “Linux 文件系统剖析”（developerWorks，2007 年）中更多地了解更大的文件系统子系统。
- Tim 的 “剖析 ext4”（developerWorks，2009 年）介绍并概述了这个下一代的日志文件系统。
- Tim 的 “Linux slab 分配器详解”（developerWorks，2007 年 5 月）讨论了 Linux 如何通过 slab 分配管理内存。
- 从用户空间处理 VFS 涉及到系统调用接口，该接口管理在用户空间和内核之间转换的命令。您可以在 Tim 的 “使用 Linux 系统调用的内核命令”（developerWorks，2007 年）中更多地了解这个过程。
- IBM AIX® 操作系统提供了另一个 VFS 实现。文章 Virtual File System Overview 介绍了 AIX VFS 实现，并描述了它包含的各种对象。
- 来自 Institut für Informatik 的操作系统课程 Linux VFS 概述 出色地介绍了 VFS，并通过 ext2 文件系统探索了它的使用。印度孟买的 Indian Institute of Technology 的报告 简洁明了地介绍了 VFS。
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M. Tim Jones 是一名嵌入式固件架构师，同时也是 Artificial Intelligence: A Systems Approach, GNU/Linux Application Programming（第二版）、AI Application Programming（第二版）和 BSD Sockets Programming from a Multilanguage Perspective 的作者。他的工程背景包括地球同步航天器内核开发、嵌入式系统架构和网络协议开发等。Tim 还是科罗拉多州朗蒙特市 Emulex Corp. 的顾问工程师。
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