檔案控制塊（目錄項/FCB）：用來存放控制檔案需要的各種資訊的資料結構，以實作“按名存取”。一個FCB就是一個目錄項，當建立一個新檔案時，系統将配置設定一個FCB并存放在檔案目錄中，成為目錄項，目錄項中包含了檔案名+索引節點（inode）指針。
檔案描述符：open打開檔案到的是一個檔案描述符（索引号），存放在task_struct資料結構（程序控制塊）中，将task_struct結構和file結構挂鈎。
下面通過一個例子分析：
- 當在應用層調用open函數打開裝置檔案時，将會根據路徑名可以找到該裝置檔案對應的目錄項，再從目錄項中找到索引節點指針指向的struct inode結構體，通過其中描述的資訊可以知道接下來要操作的裝置類型（字元裝置還是塊裝置），還會配置設定一個struct file結構體。
- 根據struct inode結構體裡面記錄的裝置号，可以找到對應的驅動函數，也就是驅動層file_operation結構體中的open，read，write等。
- 任務完成，VFS層會給應用傳回一個檔案描述符（fd）。這個fd是和struct file結構體對應的，通過fd可以将程序的task_struct資料結構和file結構挂鈎起來。接下來上層應用程式就可以通過fd找到對應的struct file，進而找到對應的驅動函數。
接着上面的流程：
對打開的裝置檔案通過fd作參進行write函數調用，通過系統調用陷入核心，執行對應的sys_write（）底層函數，并根據傳入的檔案描述符fd作為下标，在task_struct結構體中找到對應files指針指向的file_struct結構體數組對應的數組項。
該數組項指向一個file結構體，裡面存放了目錄項的指針，還有file_operation的指針。之後根據指針，找到該檔案對應的file_opration中的操作函數，和目錄項指向的該裝置檔案的inode結構體。inode結構體表示為裝置檔案時候裡面存放了關于該裝置的主裝置号，次裝置号，裝置類型等等，當inode用于表示一般檔案的時候，裡面存放了檔案中字元流到盤塊号的映射關系，根據inode找到盤塊号，構造bio請求，優化合并，放入電梯隊列，根據盤塊号算出磁盤的CHS，最終操作實體位址，從磁盤寫入/讀出資料；
Linux檔案系統邏輯結構圖
更詳細的分析可以看下文：轉自：https://blog.csdn.net/yr12Dong/article/details/79480509
檔案描述符、檔案描述符表、打開檔案表、目錄項、索引節點之間的聯系如下圖所示：
每個程序在PCB（Process Control Block）中都儲存着一份檔案描述符表，檔案描述符就是這個表的索引，每個表項都有一個指向已打開檔案的指針，已打開的檔案在核心中用file結構體表示，檔案描述符表中的指針指向file結構體。
在file結構體中維護File Status Flag（file結構體的成員f_flags）和目前讀寫位置（file結構體的成員f_pos）。在上圖中，程序1和程序2都打開同一檔案，但是對應不同的file結構體，是以可以有不同的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）。dup、fork等系統調用會導緻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)時并不會釋放file結構體，而隻是把引用計數減到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數指針，指向實作各種檔案操作的核心函數。比如在使用者程式中read一個檔案描述符，read通過系統調用進入核心，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，調用它的read成員所指向的核心函數以完成使用者請求。在使用者程式中調用lseek、read、write、ioctl、open等函數，最終都由核心調用file_operations的各成員所指向的核心函數完成使用者請求。file_operations結構體中的release成員用于完成使用者程式的close請求，之是以叫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，隻有引用計數減到0才關閉檔案。對于同一個檔案系統上打開的正常檔案來說，read、write等檔案操作的步驟和方法應該是一樣的，調用的函數應該是相同的，是以圖中的三個打開檔案的file結構體指向同一個file_operations結構體。如果打開一個字元裝置檔案，那麼它的read、write操作肯定和正常檔案不一樣，不是讀寫磁盤的資料塊而是讀寫硬體裝置，是以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數由該裝置的驅動程式實作。
每個file結構體都有一個指向dentry結構體的指針，“dentry”是directory entry（目錄項）的縮寫。open、stat等函數的參數的是一個路徑，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，核心緩存了目錄的樹狀結構，稱為dentry cache，其中每個節點是一個dentry結構體，隻要沿着路徑各部分的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隻儲存最近通路過的目錄項，如果要找的目錄項在cache中沒有，就要從磁盤讀到記憶體中。（原理有點類似于多級頁表）
每個dentry結構體都有一個指針指向inode結構體。inode結構體儲存着從磁盤inode讀上來的資訊。在上圖的例子中，有兩個dentry，分别表示/home/akaedu/a和/home/akaedu/b，它們（檔案目錄項）都指向同一個inode，說明這兩個檔案互為硬連結。inode結構體中儲存着從磁盤分區的inode讀上來資訊，例如所有者、檔案大小、檔案類型和權限位等。每個inode結構體都有一個指向inode_operations結構體的指針，後者也是一組函數指針指向一些完成檔案目錄操作的核心函數。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數，而是影響檔案和目錄布局的函數，例如添加删除檔案和目錄、跟蹤符号連結等等，屬于同一檔案系統的各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結構體的指針。super_block結構體儲存着從磁盤分區的超級塊讀上來的資訊，例如檔案系統類型、塊大小等。super_block結構體的s_root成員是一個指向dentry的指針，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區被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。對于ext2檔案系統來說，在磁盤存儲布局上也有inode和超級塊的概念，是以很容易和VFS中的概念建立對應關系。