Last Update:2010/11/27

本文涉及VFS中数据结构有：struct file_system_type;struct vfsmount;struct fs_struct;struct files_struct;struct nameidata;struct qstr;

与文件系统相关的数据结构

VFS中使用file_system_type结构来描述一个具体的文件系统类型。也就是说，Linux支持的所有文件系统类型都分别唯一的对应一个file_system_type结构。如果某个具体文件类型的文件系统被安装到了系统中，那么系统就会创建一个vfsmount结构。这个结构用来描述一种文件系统类型的一个安装实例。

struct file_system_type

该结构位于yoursource/include/linux/fs.h中，下面对该结构中部分字段进行说明：

1736struct file_system_type {
1737        const char *name;
1738        int fs_flags;
1739        int (*get_sb) (struct file_system_type *, int,
1740                       const char *, void *, struct vfsmount *);
1741        void (*kill_sb) (struct super_block *);
1742        struct module *owner;
1743        struct file_system_type * next;
1744        struct list_head fs_supers;
1745
1746        struct lock_class_key s_lock_key;
1747        struct lock_class_key s_umount_key;
1748        struct lock_class_key s_vfs_rename_key;
1749
1750        struct lock_class_key i_lock_key;
1751        struct lock_class_key i_mutex_key;
1752        struct lock_class_key i_mutex_dir_key;
1753        struct lock_class_key i_alloc_sem_key;
1754};

name：文件系统的名字，不能为空；
get_sb：在安装文件系统时，调用此指针所指函数以在磁盘中获取超级块；
kill_sb：卸载文件文件系统时候，调用此指针所指函数以进行一些清理工作；
owner：如果一个文件系统以模块的形式加载到内核，则该字段用来说明哪个模块拥有这个结构。一般为THIS_MODULE；
next：所有的文件系统类型结构形成一个链表，该链表的头指针为全局变量file_systems（struct file_system_type *file_systems）。这个字段指向链表中下一个文件系统类型结构；
fs_supers：同一个文件系统类型下的所有超级块形成一个双联表，这个字段是这个双联表的头结点。超级块之间通过s_instances字段相互链接；

struct vfsmount

在解释这个结构的相关字段之前，我们很有必要了解一些概念。当我们安装linux时，硬盘上已经有了一个分区安装了ext3（或ext4）文件系统，这个文件系统被称之为根文件系统。系统安装完毕后，如果要继续安装其他文件系统，就需要挂载（mount）。具体的，将要安装的文件系统的根目录挂载到根文件系统的某个子目录上。这样，新安装的文件系统的根目录就是父文件系统下的某个子目录，我们将这个子目录称为安装点（mount point）。

该结构存储在yoursource/include/linux/mount.h中，下面对该结构的部分字段进行说明：

  49struct vfsmount {
  50        struct list_head mnt_hash;
  51        struct vfsmount *mnt_parent;    /* fs we are mounted on */
  52        struct dentry *mnt_mountpoint;  /* dentry of mountpoint */
  53        struct dentry *mnt_root;        /* root of the mounted tree */
  54        struct super_block *mnt_sb;     /* pointer to superblock */
  55        struct list_head mnt_mounts;    /* list of children, anchored here */
  56        struct list_head mnt_child;     /* and going through their mnt_child */
  57        int mnt_flags;
  63        const char *mnt_devname;        /* Name of device e.g. /dev/dsk/hda1 */
  64        struct list_head mnt_list;
…… ……
  71        int mnt_id;                     /* mount identifier */
  72        int mnt_group_id;               /* peer group identifier */
  78        atomic_t mnt_count;
  79        int mnt_expiry_mark;            /* true if marked for expiry */
  80        int mnt_pinned;
  81        int mnt_ghosts;
…… ……
  87};

mnt_hash：内核通过哈希表对vfsmount进行管理，当前vfsmount结构通过该字段链入相应哈希值对应的链表当中；
mnt_parent：指向父文件系统对应的vfsmount结构；
mnt_mountpoint：指向该文件系统安装点对应的dentry；
mnt_root：该文件系统对应的设备根目录的dentry；（两者是否指向同一个dentry？mnt_root是指向该文件系统设备根目录的dentry，具体这个dentry是什么？）
mnt_sb：指向该文件系统对应的超级块；
mnt_child：同一个父文件系统中的所有子文件系统通过该字段链接成双联表；
mnt_mounts：该字段是上述子文件系统形成的链表的头结点；
mnt_list：所有已安装的文件系统的vfsmount结构通过该字段链接在一起；

与路径查找有关的辅助结构

我们在使用open系统调用时，给该函数的第一个参数传递的是文件路径名。open函数对文件的操作最终会转化为对该文件inode的操作。VFS为了识别目标文件，会沿着路径逐层查找。因此，VFS中引入了nameidata结构。nameidata结构用于在路径查找过程中记录中间信息和查找结果。该结构体定义在yoursource/include/linux/namei.h中。

  18struct nameidata {
  19        struct path     path;
  20        struct qstr     last;
  21        struct path     root;
  22        unsigned int    flags;
  23        int             last_type;
  24        unsigned        depth;
  25        char *saved_names[MAX_NESTED_LINKS + 1];
  26
  27        /* Intent data */
  28        union {
  29                struct open_intent open;
  30        } intent;
  31};

33struct qstr {
34        unsigned int hash;
35        unsigned int len;
36        const unsigned char *name;
37};

与进程有关的数据结构

struct fs_struct

每个进程都有自己的根目录和当前的工作目录，内核使用struct fs_struct来记录这些信息，进程描述符中的fs字段便是指向该进程的fs_struct结构。该结构定义于yoursource/include/linux/fs_struct.h结构中。

   6struct fs_struct {
   7        int users;
   8        spinlock_t lock;
   9        int umask;
  10        int in_exec;
  11        struct path root, pwd;
  12};

users：用户数量；
lock：保护该结构的自旋锁；
umask：打开文件时设置的文件访问权限；
paroot：进程的根目录；
pwd：进程的当前工作目录；

struct files_struct

一个进程可能打开多个文件。所有被某个进程已打开的文件使用struct files_struct来记录。进程描述符的files字段便指向该进程的files_struct结构。该结构定义于yoursource/include/linux/fdtable.h中。

  44struct files_struct {
  48        atomic_t count;
  49        struct fdtable *fdt;
  50        struct fdtable fdtab;
  54        spinlock_t file_lock ____cacheline_aligned_in_smp;
  55        int next_fd;
  56        struct embedded_fd_set close_on_exec_init;
  57        struct embedded_fd_set open_fds_init;
  58        struct file * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
  59};

count：引用计数；
fdtab：内核专门使用fdtable结构（该结构也称为文件描述符表）来描述文件描述符。该字段为初始的文件描述符表；
fdt：指向fdtab描述符表；
next_fd：最近关闭的文件描述符中数值最小的下一个可用的文件描述符；
close_on_exec_init：执行exec()时需要关闭的文件描述符；
open_fds_init：当前已经打开的文件描述符；
fd_array[NR_OPEN_DEFAULT]：文件对象的初始化数组；

我们都知道open函数正确执行后会返回一个整形的文件描述符，其实这个整数便是fd_arrary数组的下标。我们所说的标准输入文件、标准输出文件和标准错误文件分别是这个数组的0、1和2号元素。

通常在x86体系架构中NR_OPEN_DEFAULT的大小为32，难道一个进程最多只可以打开32个文件吗？当然不是，我们在上述的字段描述中，对fdtab和fd_array都用“初始化”来修饰。也就是说，当一个进程打开的文件数目超过32的时候，内核就分配一个更大的文件对象指针数组（fd_array中的文件对象指针也会被“复制”新的数组中），以便可以存放更多打开文件所对应的file结构体的指针。

上述字段已经说过，内核通过专门的struct fdtable来描述文件描述符表。该结构定义在yoursource/include/linux/file.h中。

  32struct fdtable {
  33        unsigned int max_fds;
  34        struct file ** fd;      /* current fd array */
  35        fd_set *close_on_exec;
  36        fd_set *open_fds;
  37        struct rcu_head rcu;
  38        struct fdtable *next;
  39};

max_fds：当前文件对象数组中元素的个数；
fd：指向当前文件对象数组，初始指向fd_arrary；
close_on_exec：执行exec时要关闭的文件描述符，初始指向close_on_exec_init；
open_fds：当前已经打开的文件描述符，初始指向open_fds_init；

本文涉及VFS中的数据结构有：struct super_block;struct inode;struct dentry;struct file;

Linux中的VFS（关于VFS更加全面的解说可以看这里）以一组通用的数据结构来描述各种文件系统。这些数据结构分别是超级块、索引结点、目录项和文件。下面将分别对这些结构进行说明。

超级块结构体

超级块结构代表一个已经安装了的文件系统，其存储该文件系统的有关信息。对于一个基于磁盘的文件系统来说，这类对象存放于磁盘的特定扇区中；对于非基于磁盘的文件系统，它会在该文件系统的使用现场创建超级块结构并存放在内存中。
在yoursource/include/linux/fs.h中有这个结构体的定义。下面对该结构的部分字段进行说明：

1318struct super_block {
1319        struct list_head        s_list;         /* Keep this first */
1320        dev_t                   s_dev;          /* search index; _not_ kdev_t */
1321        unsigned char           s_dirt;
1322        unsigned char           s_blocksize_bits;
1323        unsigned long           s_blocksize;
1324        loff_t                  s_maxbytes;     /* Max file size */
1325        struct file_system_type *s_type;
1326        const struct super_operations   *s_op;
…… ……
1330        unsigned long           s_flags;
1332        struct dentry           *s_root;
1335        int                     s_count;
1342        struct list_head        s_inodes;       /* all inodes */
1347        struct list_head        s_files;
1353        struct block_device     *s_bdev;
1357        struct quota_info       s_dquot;        /* Diskquota specific options */
1362        char s_id[32];                          /* Informational name */
…… ……
1388};

s_list：所以的超级块形成一个双联表，s_list.prev和s_list.next分别指向与当前超级块相邻的前一个元素和后一个元素。通常我们通过list_entry宏来获取s_list所在超级块结构体的地址。超级块链表的头结点是变量super_blocks；
s_dev：超级块所描述的文件系统所在设备的设备号。比如，ext2文件系统所在设备为磁盘，则该设备号即为该磁盘在系统中的设备号；
s_dirt：超级块在内存中被修改后，该标志为1，则修改后的超级块必须写回磁盘。
s_dirty：所有脏inode链接在一起所形成的指针；
s_blocksize：以字节为单位表示块的大小。系统对文件的存取操作是以块为单位的，该值即代表这个块的具体大小；
s_blocksize_bits：以位来表示块的大小。比如，一个块的大小为1024字节，则该值为10；
s_maxbytes：该超级块所属文件系统中文件的最大长度；
s_type：指向具体的文件系统类型；
s_op：指向对超级块操作的函数指针结构体；
s_flags：安装文件系统时的标志，记录比如只读或可擦写等这样的标志；
s_root：该文件系统根目录的目录项结构指针。利用该根目录项，可以访问到这个文件系统中的任何一个文件；
s_count：对该超级块的引用计数；
s_inodes：该文件系统中所有的索引结点形成一个双联表，该字段存放这个链表的头结点；
s_files：该文件系统中所有已被打开的文件形成一个双联表，该字段存放这个链表的头结点；
s_instances：某个具体文件系统中所有超级块会组成一个双联表。这个链表的头结点为super_block，头结点定义在该文件系统对应的file_system_type结构体中；

s_id[32]：文件系统的名称。比如ext3文件系统，该值为“ext3”；

超级块操作结构体

从上面的字段说明可以知道，超级块中有一个s_op字段，它指向与该操作块相关的操作。该字段的类型为struct super_operations，在yoursource/include/linux/fs.h中有这个结构体的定义。下面对该结构的部分字段进行说明：

1560struct super_operations {
1561        struct inode *(*alloc_inode)(struct super_block *sb);
1562        void (*destroy_inode)(struct inode *);
…… ……
1564        void (*dirty_inode) (struct inode *);
1565        int (*write_inode) (struct inode *, struct writeback_control *wbc);
1568        void (*put_super) (struct super_block *);
1569        void (*write_super) (struct super_block *);
…… ……
1584};

alloc_inode：创建和初始化一个新的索引结点；
destroy_inode：释放指定的索引结点；
put_super：释放指定的超级块，文件系统被卸载时使用；
write_super：如果该超级块被修改，即s_dirt为1时，则要将超级块写回磁盘，同时还要将s_dirt重设为0；
write_inode：将指定的inode写回磁盘，用于指定inode的更新；
drop_inode：释放指定的inode，与write_inode成对出现；

当文件系统需要对其所对应的超级块进行操作时，就应该使用超级块操作类中的具体函数。比如，定义sb为指向某个超级块的指针，如果该超级块需要将自己写回磁盘，则应该这么调用：

sb->s_op->write_super(sb);

可以看到，虽然write_super函数是由sb所指的超级块所调用的，但是仍然将sb传递给write_super函数。

索引结点结构体

索引结点结构体用来描述存放在磁盘上的文件信息。每当内核对磁盘上的文件进行操作时，就会将该文件的信息填充到一个索引结点可以代表一个普通的文件，也可以代表管道或者设备文件等这样的特殊文件。因此，在索引结点结构中，会包含针对这些特殊文件的一些属性。该结构体定义于在yoursource/include/linux/fs.h中有这个结构体的定义。下面对该结构的部分字段进行说明：

 725struct inode {
 726        struct hlist_node       i_hash;
 727        struct list_head        i_list;         /* backing dev IO list */
 729        struct list_head        i_dentry;
 730        unsigned long           i_ino;
 731        atomic_t                i_count;
 732        unsigned int            i_nlink;
 733        uid_t                   i_uid;
 734        gid_t                   i_gid;
 735        dev_t                   i_rdev;
 736        unsigned int            i_blkbits;
 737        u64                     i_version;
 738        loff_t                  i_size;
…… ……
 742        struct timespec         i_atime;
 743        struct timespec         i_mtime;
 744        struct timespec         i_ctime;
 745        blkcnt_t                i_blocks;
 746        unsigned short          i_bytes;
 747        umode_t                 i_mode;
 …… ……
 751        const struct inode_operations   *i_op;
 752        const struct file_operations    *i_fop; /* former ->i_op->default_file_ops */
 753        struct super_block      *i_sb;
 760        struct list_head        i_devices;
 761        union {
 762                struct pipe_inode_info  *i_pipe;
 763                struct block_device     *i_bdev;
 764                struct cdev             *i_cdev;
 765        };
 …… ……
 788};

i_hash：为了提高查找正在被使用的inode的效率，每一个inode都会有一个hash值，所有hash值相同的inode形成一个双链表。该字段包含prev和next两个指针，分别指向上述链表的前一个元素和后一个元素；
i_list：VFS中使用四个链表来管理不同状态的inode结点。inode_unused将当前未使用的inode链接起来，inode_in_use将当前正在被使用的inode链接起来，超级块中的s_dirty将所有脏inode链接起来，i_hash将所有hash值相同的inode链接起来。i_list中包含prev和next两个指针，分别指向与当前inode处于同一个状态链表的前后两个元素。
i_sb_list：每个文件系统中的inode都会形成一个双联表，这个双链表的头结点存放在超级块的s_inodes中。而该字段中的prev和next指针分别指向在双链表中与其相邻的前后两个元素；
i_dentry：所有引用该inode的目录项将形成一个双联表，该字段即为这个双联表的头结点；
i_ino：索引结点号。通过ls -l命令可以查看文件的索引节点号；
i_count：引用计数；
i_nlink：硬链接数。当该inode描述一个目录时，这个值至少为2，代表.和..的数目；
i_uid：inode所属文件的拥有者的id，通过ls -n可查看拥有者id；
i_gid：inode所属文件所在组的id，通过ls -n可查看组id；
i_rdev：如果该inode描述的是一个设备文件，此值为设备号；
i_blkbits：以位为单位的块大小；
i_atime：文件最近一次被访问的时间。通过ls -lu可查看该时间；
i_mtime：文件最近一次被修改的时间，这里的修改只文件内容被修改。通过ls -l可查看该时间；
i_ctime：文件最近一次被修改的时间，这里的修改除了指文件内容被修改外，更强调的是文件的属性被修改。通过ls -lc可查看该时间；
i_blocks：文件使用块的个数，通过ls -s可以查看该某个文件的块使用数目；
i_mode：文件的访问权限；
i_op：指向索引结点操作结构体的指针；
i_fop：指向文件操作结构体的指针，这个字段用来初始化文件结构体（struct file）中的f_op字段；
i_sb：指向inode所属文件系统的超级块的指针；
i_pipe：如果inode所代表的文件是一个管道，则使用该字段；
i_bdev：如果inode所代表的文件是一个块设备，则使用该字段；
i_cdev：如果inode所代表的文件是一个字符设备，则使用该字段；

索引结点操作结构体

在inode结构体中，有一个i_op字段，该字段指向与索引结点相关的操作。这个字段的类型为struct inode_operations，在yoursource/include/linux/fs.h中有这个结构体的定义。下面只列出部分字段的说明。

1516struct inode_operations {
1517        int (*create) (struct inode *,struct dentry *,int, struct nameidata *);
1518        struct dentry * (*lookup) (struct inode *,struct dentry *, struct nameidata *);
…… ……
1519        int (*link) (struct dentry *,struct inode *,struct dentry *);
1520        int (*unlink) (struct inode *,struct dentry *);
1521        int (*symlink) (struct inode *,struct dentry *,const char *);
1522        int (*mkdir) (struct inode *,struct dentry *,int);
1523        int (*rmdir) (struct inode *,struct dentry *);
1524        int (*mknod) (struct inode *,struct dentry *,int,dev_t);
…… ……
1544};

create：如果该inode描述一个目录文件，那么当在该目录下创建或打开一个文件时，内核必须为这个文件创建一个inode。VFS通过调用该inode的i_op->create()函数来完成上述新inode的创建。该函数的第一个参数为该目录的inode，第二个参数为要打开新文件的dentry，第三个参数是对该文件的访问权限。如果该inode描述的是一个普通文件，那么该inode永远都不会调用这个create函数；
lookup：查找指定文件的dentry；
link：用于在指定目录下创建一个硬链接。这个link函数最终会被系统调用link()调用。该函数的第一个参数是原始文件的dentry，第二个参数即为上述指定目录的inode，第三个参数是链接文件的dentry。
unlink：在某个目录下删除指定的硬链接。这个unlink函数最终会被系统调用unlink()调用。 第一个参数即为上述硬链接所在目录的inode，第二个参数为要删除文件的dentry。
symlink：在某个目录下新建
mkdir：在指定的目录下创建一个子目录，当前目录的inode会调用i_op->mkdir()。该函数会被系统调用mkdir()调用。第一个参数即为指定目录的inode，第二个参数为子目录的dentry，第三个参数为子目录权限；
rmdir：从inode所描述的目录中删除一个指定的子目录时，该函数会被系统调用rmdir()最终调用；
mknod：在指定的目录下创建一个特殊文件，比如管道、设备文件或套接字等。

目录项结构体

为了方便对目标文件的快速查找，VFS引入了目录项。目标文件路径中的每一项都代表一个目录项，比如/home/test.c中，/，home，test.c都分别是一个目录项。这些目录项都属于路径的一部分，并且每个目录项都与其对应的inode相联系。如果VFS得到了某个dentry，那么也就随之得到了这个目录项所对应文件的inode，这样就可以对这个inode所对应的文件进行相应操作。所以，依次沿着目标文件路径中各部分的目录项进行搜索，最终则可找到目标文件的inode。

与超级块和索引结点不同的是，目录项在磁盘上并没有对应的实体文件，它会在需要时候现场被创建。因此，在目录项结构体中并没有脏数据字段，因为目录项并不会涉及重写到磁盘。

目录项由struct dentry描述，在yoursource/include/linux/dcache.h中有这个结构的定义。下面只对部分字段进行说明。

 89struct dentry {
  90        atomic_t d_count;
  91        unsigned int d_flags;           /* protected by d_lock */
  92        spinlock_t d_lock;              /* per dentry lock */
  93        int d_mounted;
  94        struct inode *d_inode;          /* Where the name belongs to - NULL is
  …… ……
 100        struct hlist_node d_hash;       /* lookup hash list */
 101        struct dentry *d_parent;        /* parent directory */
 102        struct qstr d_name;
 103
 104        struct list_head d_lru;         /* LRU list */
 108        union {
 109                struct list_head d_child;       /* child of parent list */
 110                struct rcu_head d_rcu;
 111        } d_u;
 112        struct list_head d_subdirs;     /* our children */
 113        struct list_head d_alias;       /* inode alias list */
 115        const struct dentry_operations *d_op;
 116        struct super_block *d_sb;       /* The root of the dentry tree */
…… ……
 120};

d_count：引用计数；
d_inode：与该目录项相关联的索引结点；
d_hash：内核使用哈希表对所有dentry进行管理，该字段使得当前dentry处于哈希表的某个冲突链表当中；
d_parent：指向父目录的目录项；
d_name：目录项的名称；
d_subdirs：如果当前目录项是一个目录，那么该目录下所有的子目录形成一个链表。该字段是这个链表的表头；
d_child：如果当前目录项是一个目录，那么该目录项通过这个字段加入到父目录的d_subdirs链表当中。这个字段中的next和prev指针分别指向父目录中的另外两个子目录；
d_alias：一个inode可能对应多个目录项，所有的目录项形成一个链表。inode结构中的i_dentry即为这个链表的头结点。当前目录项以这个字段处于i_dentry链表中。该字段中的prev和next指针分别指向与该目录项同inode的其他两个（如果有的话）目录项；
d_op：指向目录项操作结构体的指针；
d_sb：指向该目录项所属的文件系统对应的超级块；

目录项操作结构体

 134struct dentry_operations {
 135        int (*d_revalidate)(struct dentry *, struct nameidata *);
 136        int (*d_hash) (struct dentry *, struct qstr *);
 137        int (*d_compare) (struct dentry *, struct qstr *, struct qstr *);
 138        int (*d_delete)(struct dentry *);
 139        void (*d_release)(struct dentry *);
 140        void (*d_iput)(struct dentry *, struct inode *);
 141        char *(*d_dname)(struct dentry *, char *, int);
 142};

文件结构体

VFS使用struct file来描述一个被进程已经打开的文件。与上述三个结构体不同，文件结构体是进程直接处理的对象。因此，在该结构体中你可以看到我们熟悉的一些文件属性信息。文件对象是已打开文件在内存中的表示，因此，它在磁盘上并没有与之对应的数据。也就是说，文件对象只存在于内存中，所以这个结构也就不涉及脏数据字段和是否需要写回磁盘。

有上述可知，每当一个进程打开一个文件时，内存中有会有相应的file结构体。因此，当一个文件被多个进程打开时，这个文件就会有多个对应的文件结构体。但是，这些文件结构体对应的索引结点和目录项却是唯一的。在yoursource/include/linux/fs.h中有这个结构体的定义。下面只列出部分字段的说明。

 909struct file {
…… ……
 914        union {
 915                struct list_head        fu_list;
 916                struct rcu_head         fu_rcuhead;
 917        } f_u;
 918        struct path             f_path;
 919#define f_dentry        f_path.dentry
 920#define f_vfsmnt        f_path.mnt
 921        const struct file_operations    *f_op;
 922        spinlock_t              f_lock;  /* f_ep_links, f_flags, no IRQ */
 923#ifdef CONFIG_SMP
 924        int                     f_sb_list_cpu;
 925#endif
 926        atomic_long_t           f_count;
 927        unsigned int            f_flags;
 928        fmode_t                 f_mode;
 929        loff_t                  f_pos;
 930        struct fown_struct      f_owner;
 935#ifdef CONFIG_SECURITY
 936        void                    *f_security;
 937#endif
 938        /* needed for tty driver, and maybe others */
 939        void                    *private_data;
 940
…… ……
 949};

fu_list：每个文件系统中以被打开的文件都会形成一个双联表，这个双联表的头结点存放在超级块的s_files字段中。该字段的prev和next指针分别指向在链表中与当前文件结构体相邻的前后两个元素；
f_dentry：与该文件对应的dentry；
f_vfsmnt：该文件所在文系统的安装点，与f_dentry相结合可以得到该文件的绝对路径；
f_op：指向与该文件相关的操作的结构体；
f_count：该文件的引用计数；
f_flags：进程打开该文件时候的标志，比如以只读，可读写等方式打开该文件；
f_mode：该文件的访问权限；
f_pos：当前该文件的偏移量，读写操作均从该偏移量开始；
f_security：指向文件安全数据结构struct file_security_struct的指针；

文件操作结构体

VFS使用struct file_operations来描述与文件相关的操作集合，文件结构体中的f_op字段就指向这种结构体类型。在这个操作结构体中，有许多我们所熟悉的函数指针，大多数与文件相关的系统调用最终会调用这里的函数。当一个进程打开某个文件时，该文件结构体中的f_op字段是通过该文件inode对象中的i_fop字段来初始化的。在yoursource/include/linux/fs.h中有这个结构体的定义。下面只列出部分字段的说明。

1488struct file_operations {
1489        struct module *owner;
1490        loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int);
1491        ssize_t (*read) (struct file *, char __user *, size_t, loff_t *);
1492        ssize_t (*write) (struct file *, const char __user *, size_t, loff_t *);
…… ……
1499        int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *);
1500        int (*open) (struct inode *, struct file *);
1502        int (*release) (struct inode *, struct file *);
…… ……
1514};

owner：用于指定拥有这个文件操作结构体的模块，通常取THIS_MODULE；
llseek：用于设置文件的偏移量。第一个参数指明要操作的文件，第二个参数为偏移量，第三个参数为开始偏移的位置（可取SEEK_SET,SEEK_CUR和SEEK_END之一）。
read：从文件中读数据。第一个参数为源文件，第二个参数为目的字符串，第三个参数指明欲读数据的总字节数，第四个参数指明从源文件的某个偏移量处开始读数据。由系统调用read()调用；
write：往文件里写数据。第一个参数为目的文件，第二个参数源字符串，第三个参数指明欲写数据的总字节数，第四个参数指明从目的文件的某个偏移量出开始写数据。由系统调用write()调用；
mmap：将指定文件映射到指定的地址空间上。由系统调用mmap()调用；
open：打开指定文件，并且将这个文件和指定的索引结点关联起来。由系统调用open()调用；
release：释放以打开的文件，当打开文件的引用计数（f_count）为0时，该函数被调用；