“一切皆是文件”是 Unix/Linux 的基本哲学之一。不仅普通的文件，目录、字符设备、块设备、套接字等在 Unix/Linux 中都是以文件被对待；它们虽然类型不同，但是对其提供的却是同一套操作界面。另外所谓的块设备：是指支持随机访问的存储设备；与此相对应的是字符设备，它只支持顺序访问。另外Linux将文件的相关信息和文件本身这两个概念加以区分，这两者在磁盘上都需要存储，前者经常又被称为inode节点，后者才是实际的文件内容，但必须通过前者才能找到该文件实际存放的磁盘位置，及操作方法。
VFS使得可以通过使用同一套文件 I/O 系统调用即可对 Linux 中的任意文件进行操作而无需考虑其所在的具体文件系统格式；更进一步，对文件的操作可以跨文件系统而执行。如我们可以使用 cp 命令从 vfat 文件系统格式的硬盘拷贝数据到 ext3 文件系统格式的硬盘；而这样的操作涉及到两个不同的文件系统。不同的文件系统块大小可能不一样（在超级块中定义），一般大多数文件系统使用512B。VFS即虚拟文件系统是Linux文件系统中的一个抽象软件层；因为它的支持，众多不同的实际文件系统才能在Linux中共存，跨文件系统操作才能实现。VFS借助它四个主要的数据结构即超级块、索引节点、目录项和文件对象以及一些辅助的数据结构，向Linux中不管是普通的文件还是目录、设备、套接字等都提供同样的操作界面，如打开、读写、关闭等。只有当把控制权传给实际的文件系统时，实际的文件系统才会做出区分，对不同的文件类型执行不同的操作。由此可见，正是有了VFS的存在，跨文件系统操作才能执行，Unix/Linux中的“一切皆是文件”的口号才能够得以实现。（不同文件系统的统一io接口）
如：
■什么是VFS
VFS是软件, 一个什么样的软件呢？ 是一个用来管理多个实际文件系统的软件
比如linux系统下有两个实际的文件系统, 一个fat32类型磁盘A , 一个ext3类型磁盘B, 如果我要将A上的一个文件1.txt拷贝到B中去,我只需要在中端敲击命令 cp path1/1.txt path2
就可以了, 而底层会如何做的?
1.根据path1找到对应的1.txt文件标识(inode 1)
2.调用inode 1对应的拷贝函数(此拷贝函数对应的是fat32类型的),将磁盘中的1.txt内容读入高速缓存中
3.根据path2找到对应目的地的inode 2
4.调用inode 2对应的拷贝函数(此拷贝函数对应的是ext3类型的),将高速缓存中1.txt内容拷贝到path2指定的目的地
这1-4的过程就是VFS其中的一部分
图VFS在内核中与其他的内核模块的协同关系
文件系统的三个操作过程：
注册： 向内核报到声明自己能被内核支持。一般在编译内核的时侯注册；也可以加载模块的方式手动注册。注册过程实际上是将表示各实际文件系统的数据结构struct file_system_type 实例化。
创建： 以某种方式格式化磁盘的过程就是在其之上建立一个文件系统的过程。创建文现系统时，会在磁盘的特定位置写入关于该文件系统的控制信息，即向磁盘写超级块。
安装： 也就是我们熟悉的mount操作，将文件系统加入到Linux的根文件系统的目录树结构上；这样文件系统才能被访问，通过目录来查找。
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①file_operations与vfs
file_operations结构体中每个函数指针所指向的操作函数都是需要传进一个inode表项结构体的;
②device----driver
add platform_device之后，需要注意的一个地方是这里，add是通过系统初始化里边调用platform_add_devices把所有放置在板级platform_device数组中的所有platform_device逐次调用platform_device_register添加到系统中去，platform_device_register中会调用platform_device_add（注意：这个同platform_add_devices有本质区别的），全部add到系统之后，便可以通过platform的操作接口来获取platform_device中的resource资源，比如地址、中断号等，以进行request_memregion、ioremap（将resource分配的物理地址映射到kernel的虚拟空间来）和request_irq操作。platform的操作接口包括：
@||| 69 platform_get_irq
@||| 70 platform_get_irq_byname
@||| 71 platform_get_resource
@||| 72 platform_get_resource_byname
add操作是在系统初始化时完成，因此在后续挂在platform虚拟总线上的设备在驱动模块insmod到系统时，驱动代码里边就可以通过上面函数来获取对应platform_device的resource，比如在module_init中我们会调用plarform_driver_register，这个会引用到platform_driver中的probe函数，而probe函数中则可以进行cdev的初始化及cdev_add的操作，在进行这些操作之前，可以通过get_resource来获取寄存器物理基地址，然后ioremap到kernel的虚拟空间来，这样驱动就可以正式操纵改设备的寄存器了。
至于platform_driver的注册过程，及何时调用probe函数，下面引用一下kernel中的调用关系就清晰明了了：
驱动注册的时候 platform_driver_register()->driver_register()->bus_add_driver()->driver_attach()->bus_for_each_dev() 对每个挂在虚拟的platform bus的设备作 __driver_attach()->driver_probe_device()->drv->bus->match()==platform_match()-& gt;比较strncmp(pdev->name, drv->name, BUS_ID_SIZE)，如果相符就调用platform_drv_probe()->driver->probe()，如果probe成 功则绑定该设备到该驱动
③driver---probe
kobj_map函数中哈希表的实现原理和前面注册分配设备号中的几乎完全一样，通过要加入系统的设备的主设备号major（major=MAJOR(dev)）来获得probes数组的索引值i（i = major % 255），然后把一个类型为struct probe的节点对象加入到probes[i]所管理的链表中，如图2-6所示。其中struct probe所在的矩形块中的深色部分是我们重点关注的内容，记录了当前正在加入系统的字符设备对象的有关信息。其中，dev是它的设备号，range是从次设备号开始连续的设备数量，data是一void *变量，指向当前正要加入系统的设备对象指针p。图2-6展示了两个满足主设备号major % 255 = 2的字符设备通过调用cdev_add之后，cdev_map所展现出来的数据结构状态。
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