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。

open:文件描述符的操作(如: open)返回的是一个文件描述符(int fd),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(fd1,fd2,fd3...); 
fopen: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(VFS作用)，这个抽象层称为虚拟文件系统（VFS，Virtual Filesystem）,这一节我们介绍运行时文件系统在内核中的表示。

Linux内核的VFS子系统可以图示如下：

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(理解：fd为打开文件的文件描述符，而每个进程都有一张文件描述表，fd文件描述符就是这张表的索引，同样这张表中有一表项，该表项又是指向前面提到打开文件的file结构体，file结构体才是内核中用于描述文件属性的结构体)。

struct file-----define in inlcude/linux/fs.h

struct file_operations------define in include/linux/fs.h

 struct file {

     union {

         struct llist_node    fu_llist;

         struct rcu_head     fu_rcuhead;

     } f_u;

     struct path        f_path;

 #define f_dentry    f_path.dentry

     struct inode        *f_inode;    /* cached value */

     const struct file_operations    *f_op;

     /*

      * Protects f_ep_links, f_flags.

      * Must not be taken from IRQ context.

      */

     spinlock_t        f_lock;

     atomic_long_t        f_count;

     unsigned int         f_flags;

     fmode_t            f_mode;

     struct mutex        f_pos_lock;

     loff_t            f_pos;

     struct fown_struct    f_owner;

     const struct cred    *f_cred;

     struct file_ra_state    f_ra;

     u64            f_version;

 #ifdef CONFIG_SECURITY

     void            *f_security;

 #endif

     /* needed for tty driver, and maybe others */

     void            *private_data;

 #ifdef CONFIG_EPOLL

     /* Used by fs/eventpoll.c to link all the hooks to this file */

     struct list_head    f_ep_links;

     struct list_head    f_tfile_llink;

 #endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */

     struct address_space    *f_mapping;

 #ifdef CONFIG_DEBUG_WRITECOUNT

     unsigned long f_mnt_write_state;

 #endif

 } __attribute__((aligned()));    /* lest something weird decides that 2 is OK */

 struct file_operations {

     struct module *owner;

     loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int);

     ssize_t (*read) (struct file *, char __user *, size_t, loff_t *);

     ssize_t (*write) (struct file *, const char __user *, size_t, loff_t *);

     ssize_t (*aio_read) (struct kiocb *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t);

     ssize_t (*aio_write) (struct kiocb *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t);

     int (*iterate) (struct file *, struct dir_context *);

     unsigned int (*poll) (struct file *, struct poll_table_struct *);

     long (*unlocked_ioctl) (struct file *, unsigned int, unsigned long);

     long (*compat_ioctl) (struct file *, unsigned int, unsigned long);

     int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *);

     int (*open) (struct inode *, struct file *);

     int (*flush) (struct file *, fl_owner_t id);

     int (*release) (struct inode *, struct file *);

     int (*fsync) (struct file *, loff_t, loff_t, int datasync);

     int (*aio_fsync) (struct kiocb *, int datasync);

     int (*fasync) (int, struct file *, int);

     int (*lock) (struct file *, int, struct file_lock *);

     ssize_t (*sendpage) (struct file *, struct page *, int, size_t, loff_t *, int);

     unsigned long (*get_unmapped_area)(struct file *, unsigned long, unsigned long, unsigned long, unsigned long);

     int (*check_flags)(int);

     int (*flock) (struct file *, int, struct file_lock *);

     ssize_t (*splice_write)(struct pipe_inode_info *, struct file *, loff_t *, size_t, unsigned int);

     ssize_t (*splice_read)(struct file *, loff_t *, struct pipe_inode_info *, size_t, unsigned int);

     int (*setlease)(struct file *, long, struct file_lock **);

     long (*fallocate)(struct file *file, int mode, loff_t offset,

               loff_t len);

     int (*show_fdinfo)(struct seq_file *m, struct file *f);

 };

1.file.File Status Flag和file.f_count

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。

2.file.file_operations

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(应用层到内核层的调用流程)。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(也就有了用户自定义结构体对象或者内核自定义结构体对象)，其中的各种文件操作函数由该设备的驱动程序实现。

3.file.dentry

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(作用)，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。

4.dentry.inode

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(inode有哪些参数，正常理解file结构体可能包含这些信息，其实是file.inode成员管理这些信息)。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。

5.inod.super_block

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。