整理自：http://www.cnblogs.com/Jezze/archive/2011/12/23/2299861.html

簡單歸納：fd（file descriptor）只是一個整數，在open時產生。起到一個索引的作用。每個程序在PCB（Process Control Block）即程序控制塊中都儲存著一份檔案描述符表，檔案描述符就是這個表的索引，檔案描述表中每個表項都有一個指向已開啟檔案的指標，程序通過PCB中的檔案描述符表找到該fd所指向的檔案指標filp。

檔案描述符的操作(如: open)返回的是一個檔案描述符,核心會在每個程序空間中維護一個檔案描述符表, 所有開啟的檔案都將通過此表中的檔案描述符來引用; 
而流(如: fopen)返回的是一個FILE結構指標, FILE結構是包含有檔案描述符的，FILE結構函式可以看作是對fd直接操作的系統呼叫的封裝, 它的優點是帶有I/O快取

下面舉一個實際的例子，在Linux中，值為0、1、2的fd分別代表標準輸入、標準輸出和標準錯誤輸出。在程式中開啟檔案得到的fd從3開始增長。 fd具體是什麼呢?在核心中，每一個程序都有一個私有的“開啟檔案表”，這個表是一個指標陣列，每一個元素都指向一個核心的開啟檔案物件。而fd，就是這個表的下標。當用戶開啟一個檔案時，核心會在內部生成一個開啟檔案物件，並在這個表裡找到一個空項，讓這一項指向生成的開啟檔案物件，並返回這一項的下標作為fd。由於這個表處於核心，並且使用者無法訪問到，因此使用者即使擁有fd，也無法得到開啟檔案物件的地址，只能夠通過系統提供的函式來操作。

Linux支援各種各樣的檔案系統格式，如ext2、ext3、reiserfs、FAT、NTFS、iso9660等等，不同的磁碟分割槽、光碟或其它儲存裝置都有不同的檔案系統格式，然而這些檔案系統都可以mount

3.1. 核心資料結構

Linux核心的VFS子系統可以圖示如下：

現在我們明確一下：已開啟的檔案在核心中用file結構體表示，檔案描述符表中的指標指向file

在file結構體中維護File Status Flag（file結構體的成員f_flags）和當前讀寫位置（file結構體的成員f_pos）。在上圖中，程序1和程序2都開啟同一檔案，但是對應不同的file結構體，因此可以有不同的File Status Flag和讀寫位置。file結構體中比較重要的成員還有f_count，表示引用計數（Reference Count），後面我們會講到，dup、fork等系統呼叫會導致多個檔案描述符指向同一個file結構體，例如有fd1和fd2都引用同一個file結構體，那麼它的引用計數就是2，當close(fd1)時並不會釋放file結構體，而只是把引用計數減到1，如果再close(fd2)，引用計數就會減到0同時釋放file結構體，這才真的關閉了檔案。

每個file結構體都指向一個file_operations結構體，這個結構體的成員都是函式指標，指向實現各種檔案操作的核心函式。比如在使用者程式中read一個檔案描述符，read通過系統呼叫進入核心，然後找到這個檔案描述符所指向的file結構體，找到file結構體所指向的file_operations結構體，呼叫它的read成員所指向的核心函式以完成使用者請求。在使用者程式中呼叫lseek、read、write、ioctl、open等函式，最終都由核心呼叫file_operations的各成員所指向的核心函式完成使用者請求。file_operations結構體中的release成員用於完成使用者程式的close請求，之所以叫release而不叫close是因為它不一定真的關閉檔案，而是減少引用計數，只有引用計數減到0才關閉檔案。對於同一個檔案系統上開啟的常規檔案來說，read、write等檔案操作的步驟和方法應該是一樣的，呼叫的函式應該是相同的，所以圖中的三個開啟檔案的file結構體指向同一個file_operations結構體。如果開啟一個字元裝置檔案，那麼它的read、write操作肯定和常規檔案不一樣，不是讀寫磁碟的資料塊而是讀寫硬體裝置，所以file結構體應該指向不同的file_operations結構體，其中的各種檔案操作函式由該裝置的驅動程式實現。

每個file結構體都有一個指向dentry結構體的指標，“dentry”是directory entry（目錄項）的縮寫。我們傳給open、stat等函式的引數的是一個路徑，例如/home/akaedu/a，需要根據路徑找到檔案的inode。為了減少讀盤次數，核心快取了目錄的樹狀結構，稱為dentry cache，其中每個節點是一個dentry結構體，只要沿著路徑各部分的dentry搜尋即可，從根目錄/找到home目錄，然後找到akaedu目錄，然後找到檔案a。dentry cache只儲存最近訪問過的目錄項，如果要找的目錄項在cache中沒有，就要從磁碟讀到記憶體中。

每個dentry結構體都有一個指標指向inode結構體。inode結構體儲存著從磁碟inode讀上來的資訊。在上圖的例子中，有兩個dentry，分別表示/home/akaedu/a和/home/akaedu/b，它們都指向同一個inode，說明這兩個檔案互為硬連結。inode結構體中儲存著從磁碟分割槽的inode讀上來資訊，例如所有者、檔案大小、檔案型別和許可權位等。每個inode結構體都有一個指向inode_operations結構體的指標，後者也是一組函式指標指向一些完成檔案目錄操作的核心函式。和file_operations不同，inode_operations所指向的不是針對某一個檔案進行操作的函式，而是影響檔案和目錄佈局的函式，例如新增刪除檔案和目錄、跟蹤符號連結等等，屬於同一檔案系統的各inode結構體可以指向同一個inode_operations結構體。

inode結構體有一個指向super_block結構體的指標。super_block結構體儲存著從磁碟分割槽的超級塊讀上來的資訊，例如檔案系統型別、塊大小等。super_block結構體的s_root成員是一個指向dentry的指標，表示這個檔案系統的根目錄被mount到哪裡，在上圖的例子中這個分割槽被mount到/home目錄下。

file、dentry、inode、super_block這幾個結構體組成了VFS的核心概念。對於ext2檔案系統來說，在磁碟儲存佈局上也有inode和超級塊的概念，所以很容易和VFS中的概念建立對應關係。而另外一些檔案系統格式來自非UNIX系統（例如Windows的FAT32、NTFS），可能沒有inode或超級塊這樣的概念，但為了能mount到Linux系統，也只好在驅動程式中硬湊一下，在Linux下看FAT32和NTFS分割槽會發現許可權位是錯的，所有檔案都是rwxrwxrwx，因為它們本來就沒有inode和許可權位的概念，這是硬湊出來的。