文件控制块（目录项/FCB）：用来存放控制文件需要的各种信息的数据结构，以实现“按名存取”。一个FCB就是一个目录项，当创建一个新文件时，系统将分配一个FCB并存放在文件目录中，成为目录项，目录项中包含了文件名+索引节点（inode）指针。
文件描述符：open打开文件到的是一个文件描述符（索引号），存放在task_struct数据结构（进程控制块）中，将task_struct结构和file结构挂钩。
下面通过一个例子分析：
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当在应用层调用open函数打开设备文件时，将会根据路径名可以找到该设备文件对应的目录项，再从目录项中找到索引节点指针指向的struct inode结构体，通过其中描述的信息可以知道接下来要操作的设备类型（字符设备还是块设备），还会分配一个struct file结构体。
- 根据struct inode结构体里面记录的设备号，可以找到对应的驱动函数，也就是驱动层file_operation结构体中的open，read，write等。
- 任务完成，VFS层会给应用返回一个文件描述符（fd）。这个fd是和struct file结构体对应的，通过fd可以将进程的task_struct数据结构和file结构挂钩起来。接下来上层应用程序就可以通过fd找到对应的struct file，从而找到对应的驱动函数。
接着上面的流程：
对打开的设备文件通过fd作参进行write函数调用，通过系统调用陷入内核，执行对应的sys_write（）底层函数，并根据传入的文件描述符fd作为下标，在task_struct结构体中找到对应files指针指向的file_struct结构体数组对应的数组项。
该数组项指向一个file结构体，里面存放了目录项的指针，还有file_operation的指针。之后根据指针，找到该文件对应的file_opration中的操作函数，和目录项指向的该设备文件的inode结构体。inode结构体表示为设备文件时候里面存放了关于该设备的主设备号，次设备号，设备类型等等，当inode用于表示一般文件的时候，里面存放了文件中字符流到盘块号的映射关系，根据inode找到盘块号，构造bio请求，优化合并，放入电梯队列，根据盘块号算出磁盘的CHS，最终操作物理地址，从磁盘写入/读出数据；
Linux文件系统逻辑结构图
更详细的分析可以看下文：转自：https://blog.****.net/yr12Dong/article/details/79480509
文件描述符、文件描述符表、打开文件表、目录项、索引节点之间的联系如下图所示：
每个进程在PCB（Process Control Block）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，每个表项都有一个指向已打开文件的指针，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。
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）。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。
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。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，其中的各种文件操作函数由该设备的驱动程序实现。
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。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，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。（原理有点类似于多级页表）
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（文件目录项）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。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。
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。