在Linux内核的众多核心模块中，VFS（虚拟文件系统）是连接用户层与底层文件系统的“桥梁”，更是“一切皆文件”理念的核心载体。它像一个统一的抽象层，屏蔽了ext4、xfs、tmpfs等不同物理文件系统的底层差异，让用户程序无需关注具体文件系统的实现细节，就能通过统一的系统调用完成文件的读写、创建、删除等操作。理解VFS，不仅能打通Linux文件管理的底层逻辑，更能为内核学习、系统优化及故障排查打下坚实基础。
本文将以万字篇幅，从VFS的设计初衷、核心架构入手，逐步拆解超级块、inode、dentry等关键数据结构，详解文件操作的完整流程，剖析VFS如何实现对各类文件系统的兼容与调度。全程无冗余内容，既有底层原理的深度拆解，也有实际场景的逻辑对应，适合Linux内核学习者、后端开发工程师及运维人员，静下心来，一文吃透Linux VFS虚拟文件系统的核心精髓。
一、初识 VFS虚拟文件系统
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1.1什么是VFS
VFS 即 Virtual File System，虚拟文件系统 ，是 Linux 内核中非常关键的一个抽象层。打个比方，假如把 Linux 系统看作是一个大型的文件管理工厂，那 VFS 就像是工厂里的总调度员。
不同类型的文件系统，如本地磁盘的 ext4 文件系统、用于网络共享的 NFS 文件系统，还有像 procfs 这种提供系统信息的特殊文件系统 ，它们就如同工厂里不同类型的生产线，各自有着不同的运作方式和规范。而 VFS 的核心使命，就是为这些形形色色的文件系统提供一个统一的访问接口，让用户和应用程序无需关心底层文件系统的具体实现细节 ，就可以轻松地进行文件操作。
从技术角度来讲，VFS 定义了一组通用的文件操作函数，比如创建文件（create）、读取文件（read）、写入文件（write）、打开文件（open）、关闭文件（close）等 。当我们在 Linux 系统中执行 open("/home/user/test.txt", O_RDONLY) 这样的操作时，不管这个test.txt文件是存储在本地的 ext4 文件系统，还是远程的 NFS 文件系统上，这个open函数调用的流程都是先经过 VFS。VFS 会根据文件所在文件系统的类型，找到对应的具体文件系统实现模块，然后将操作请求转发给它。就好像总调度员收到任务后，根据任务类型分配给对应的生产线 。正是因为 VFS 的存在，才使得 Linux 系统能够轻松支持多种不同类型的文件系统，让文件操作变得简单、高效且统一。
1.2 VFS 的核心作用
VFS 在 Linux 文件系统体系中扮演着至关重要的角色，其核心作用主要体现在以下几个方面：
- 统一接口：VFS 为所有文件系统提供了一套统一的操作接口，比如常见的文件操作函数open()、read()、write()、close()等。无论底层是哪种文件系统，应用程序都可以使用这些统一的接口来进行文件操作。例如，当我们使用open函数打开一个文件时，无论是位于本地ext4文件系统上的文件，还是存储在远程NFS文件系统中的文件，调用open函数的方式和参数都是一致的。这就好比我们使用标准化的工具来完成不同的工作，无需为不同的工作场景准备不同的工具，大大提高了开发效率，降低了开发难度，使得开发者无需花费大量时间去了解不同文件系统的复杂细节，只需要专注于应用程序的逻辑实现 。
- 协调管理：VFS 能够管理和协调多种不同类型的文件系统，使得它们可以在同一个系统中同时存在并协同工作。在一台 Linux 服务器上，我们可能会同时挂载ext4文件系统用于存储系统文件和用户数据，挂载NFS文件系统用于访问远程网络存储设备上的文件，挂载procfs文件系统用于获取系统进程信息，挂载sysfs文件系统用于访问内核对象和设备信息等。VFS 负责管理这些文件系统的挂载、卸载以及文件系统之间的切换等操作，确保各个文件系统能够有序地运行，就像一个交通警察，指挥着不同类型的文件系统在 Linux 这个 “交通网络” 中顺畅通行 。
- 性能优化：VFS 通过缓存机制来提高文件系统的访问性能，它会缓存最近访问过的文件元数据（如 inode）和目录项（dentry）。当再次访问相同的文件或目录时，可以直接从缓存中获取相关信息，而无需再次从磁盘读取，从而减少了磁盘 I/O 操作，提高了文件系统的响应速度。例如，当我们多次访问同一个文件时，VFS 的 dentry 缓存可以直接命中，无需触发磁盘 I/O，大大加快了文件的访问速度，就像一个高效的记忆助手，记住我们经常访问的信息，让我们能够快速获取，提高了整个系统的运行效率 。
二、VFS 的四大核心对象
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VFS 能够实现其强大的功能，离不开其精心设计的四大核心对象，它们就像是 VFS 这座大厦的四根坚实支柱，各自承担着独特而重要的职责，相互协作，共同支撑起 Linux 文件系统的高效运行 。
2.1 超级块（super_block）
超级块是 VFS 中一个极为重要的对象，它就像是一个文件系统的 “大管家”，代表着一个已挂载的文件系统实例。当我们在 Linux 系统中挂载一个文件系统，比如挂载一个 ext4 格式的硬盘分区到 /mnt/data 目录时，系统会在内存中创建一个对应的超级块，用于管理这个文件系统的各种全局信息。
超级块中存储着丰富的文件系统元数据，这些元数据对于文件系统的正常运行和管理至关重要。例如，它包含了文件系统的类型，是 ext4、XFS 还是其他类型；记录了文件系统的块大小，常见的块大小可能是 4KB，这决定了文件系统在存储数据时的基本单位；还保存着文件系统的挂载选项，这些选项可以影响文件系统的行为，比如是否以只读方式挂载；以及文件系统的设备标识符，用于唯一标识该文件系统所在的设备。
超级块还包含了指向一些重要函数指针的成员，这些函数指针构成了超级块的操作函数表（super_operations）。通过这些函数指针，VFS 可以调用具体文件系统特定的函数来完成各种操作，比如分配 inode、销毁 inode、同步文件系统等。例如，当我们对一个文件系统进行卸载操作时，VFS 会通过超级块中的操作函数表找到对应的卸载函数，来完成文件系统的卸载工作，确保文件系统的状态被正确保存，避免数据丢失。
获取文件所在文件系统的信息（对应超级块）代码示例：
#include <stdio.h>#include <sys/statvfs.h>intmain(){ struct statvfs fs_info; // 获取当前路径所在文件系统信息（来自超级块） statvfs(".", &fs_info); printf("文件系统块大小：%lu 字节\n", fs_info.f_bsize); printf("文件系统总块数：%lu\n", fs_info.f_blocks); printf("可用块数：%lu\n", fs_info.f_bfree); return 0;}
2.2 索引节点（inode）
inode 在 Linux 系统中扮演着文件 “身份证” 的重要角色，用于唯一标识文件系统中的一个文件或目录。每个文件和目录在文件系统中都有一个对应的 inode，它存储了文件的元数据以及提供了文件的操作接口。
inode 中存储的文件元数据涵盖了多个方面，包括文件的类型，是普通文件、目录、符号链接还是其他特殊类型；文件的权限信息；文件的所有者用户 ID（i_uid）和所有者组 ID（i_gid）；文件的大小；以及文件的时间戳，包括访问时间、修改时间和状态改变时间等。inode 还包含了指向文件数据块的指针，通过这些指针，系统可以找到文件在磁盘上存储的数据。
inode 还提供了一系列的操作接口，用于对文件进行创建、删除、重命名等操作。每个 inode 都有一个唯一的 inode 号，在同一个文件系统内独一无二，系统通过 inode 号快速索引文件。获取文件 inode 信息代码示例：
#include <stdio.h>#include <sys/stat.h>#include <unistd.h>int main() { struct stat inode_info; stat("test.txt", &inode_info); printf("inode 编号：%ld\n", inode_info.st_ino); printf("文件大小：%ld 字节\n", inode_info.st_size); printf("文件权限：%o\n", inode_info.st_mode & 0777); printf("所有者UID：%d\n", inode_info.st_uid); return 0;}
2.3 目录项（dentry）
目录项在 Linux 文件系统中起着连接文件名和 inode 的关键桥梁作用，它表示文件路径中的一个分量，是 Linux 文件树的树节点。当我们在 Linux 系统中通过路径来访问文件时，VFS 会根据路径中的目录名依次查找对应的目录项，从而找到目标文件的 inode，进而对文件进行操作。
dentry 的核心成员包括文件名、关联的 inode、所属的超级块。目录项之间通过父子关系形成树形结构，目录下的文件都是它的子目录项。VFS 会缓存高频访问的目录项，大幅提升文件查找速度。遍历目录并查看目录项信息代码示例：
#include <stdio.h>#include <dirent.h>intmain(){ DIR *dir = opendir("."); struct dirent *entry; while ((entry = readdir(dir)) != NULL) { // 输出目录项名称和对应的 inode 号 printf("目录项：%-20s inode：%ld\n", entry->d_name, entry->d_ino); } closedir(dir); return 0;}
2.4 文件对象（file）
文件对象在 VFS 中表示进程中一个已打开文件的实例，当一个进程打开一个文件时，VFS 会为该文件创建一个对应的文件对象。同一个文件可以被多个进程同时打开，每打开一次文件都要创建一个新的文件对象。
文件对象包含文件当前读写位置、打开模式、指向 inode 的指针等。文件对象通过目录项关联 inode，再通过 inode 关联超级块，形成完整的层级关系，支撑文件的打开、读写、关闭等操作。打开文件并移动读写指针（文件对象核心功能）代码示例：
#include <stdio.h>intmain() { // 打开文件，内核创建文件对象 FILE *file = fopen("test.txt", "r+"); // 移动文件指针（文件对象 f_pos） fseek(file, 5, SEEK_SET); printf("当前读写指针位置：%ld\n", ftell(file)); // 关闭文件，销毁文件对象 fclose(file); return 0;}
三、VFS 的缓存机制
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VFS 的缓存机制是提升文件系统性能的关键因素，通过缓存频繁访问的数据和元数据，能够显著减少磁盘 I/O 操作，提高文件系统的响应速度。VFS 主要依赖两种缓存机制：索引节点缓存（inode cache）和缓冲区缓存（buffer cache） 。
3.1 索引节点缓存（inode cache）
索引节点缓存用于缓存已访问文件的 inode 信息 。在 Linux 系统中，每个文件都有一个对应的 inode，inode 包含了文件的重要元数据，如文件大小、权限、所有者、时间戳以及数据块指针等 。当文件被访问时，系统首先会在 inode cache 中查找该文件的 inode 。如果 inode 已经在缓存中，就可以直接获取这些元数据，而无需从磁盘中读取，这大大减少了磁盘 I/O 操作，提高了文件访问效率 。
例如，当我们多次执行ls -l命令查看某个目录下的文件列表时，系统会频繁地访问这些文件的 inode 信息以获取文件的详细属性 。由于 inode cache 的存在，第一次访问文件后，该文件的 inode 就会被缓存起来，后续再执行ls -l命令时，系统可以直接从 inode cache 中获取 inode 信息，而不需要再次读取磁盘，从而加快了命令的执行速度 。
inode cache 通常采用哈希表或链表的方式进行组织，以便快速查找和管理缓存的 inode 。同时，为了确保缓存的有效性和内存的合理利用，inode cache 会根据一定的策略进行更新和淘汰 。当文件的 inode 发生变化（如文件被修改、权限被更改等）时，inode cache 中的相应 inode 也会被更新 。而当系统内存紧张时，会根据最近最少使用（LRU，Least Recently Used）等算法，将长时间未被访问的 inode 从缓存中淘汰出去，为其他需要缓存的 inode 腾出空间 。
3.2 缓冲区缓存（buffer cache）
缓冲区缓存主要用于缓存文件的数据块 。当文件进行读写操作时，数据并不是直接从磁盘读取或写入，而是先经过 buffer cache 。如果要读取的数据块已经在 buffer cache 中，系统就可以直接从缓存中获取数据，避免了磁盘 I/O 操作，从而大大加速了文件的读取速度 。同样，当写入数据时，数据会先被写入 buffer cache，然后由内核在适当的时候将缓存中的数据批量写入磁盘，这种方式减少了磁盘 I/O 的次数，提高了写入效率 。
比如，在一个频繁读取日志文件的应用场景中，日志文件中的数据会被频繁读取分析 。由于 buffer cache 的存在，第一次读取日志文件的某个数据块后，该数据块就会被缓存起来，后续再次读取相同的数据块时，系统可以直接从 buffer cache 中获取，而不需要再次从磁盘读取，大大提高了日志分析的效率 。
缓冲区缓存的管理也采用了一定的策略，以确保缓存的高效利用 。内核会根据数据块的访问频率和最近访问时间等因素，对缓存中的数据块进行排序和管理 。频繁访问的数据块会被保留在缓存中，而长时间未被访问的数据块则会被淘汰 。同时，为了保证数据的一致性，当缓存中的数据块被修改后，内核会将其标记为 “脏”（dirty），并在适当的时候将 “脏” 数据块写回磁盘，以确保磁盘上的数据与缓存中的数据一致 。
四、文件操作完整流程详解
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4.1 文件系统挂载流程
当用户执行 mount 命令时，文件系统挂载流程就正式启动了。这个过程涉及多个关键步骤和数据结构的创建与关联。
首先，用户执行 mount 命令，例如 mount /dev/sda1 /mnt，其中 /dev/sda1 是设备名，/mnt 是挂载点。mount 命令会通过系统调用进入内核空间，在内核中，mount 系统调用会被 sys_mount 函数处理。
sys_mount 函数会解析用户传入的参数，获取设备名和挂载点等信息。然后，它会调用 do_mount 函数来执行实际的挂载操作。在 do_mount 函数中，首先会根据设备名查找对应的设备驱动，获取设备的相关信息。接着，会根据文件系统类型（可以通过设备上的文件系统标识或者用户指定的文件系统类型参数来确定），在系统中查找已经注册的文件系统类型。每种文件系统类型在系统中都有一个对应的 file_system_type 结构体，这个结构体包含了文件系统的名称、挂载函数等信息。
找到对应的文件系统类型后，会调用该文件系统类型的 mount 函数来进行挂载操作。以 ext4 文件系统为例，mount 函数会从设备上读取超级块（super_block）的信息。超级块是文件系统的核心控制结构，它包含了文件系统的各种元数据信息，如块大小、inode 数量、空闲块列表等。读取超级块信息后，会在内存中创建一个 super_block 对象，并将读取到的超级块信息填充到这个对象中。
同时，还会创建一个 vfsmount 对象，这个对象用于管理文件系统的挂载信息。vfsmount 对象中包含了指向超级块的指针、挂载点的目录项（dentry）等信息。接着，会将新创建的 vfsmount 对象和 super_block 对象关联起来，并将 vfsmount 对象添加到系统的挂载点链表中。
在挂载过程中，还需要将新挂载的文件系统关联到已存在的文件系统树中。这通过将挂载点的目录项（dentry）与新文件系统的根目录项（dentry）进行关联来实现。具体来说，会将挂载点的 dentry 的 d_inode 指针指向新文件系统的超级块的根目录的 inode，这样就完成了文件系统的挂载，使得新文件系统成为整个文件系统树的一部分，用户可以通过挂载点来访问新文件系统中的文件和目录。查看文件系统挂载信息代码示例：
#include <stdio.h>#include <sys/statvfs.h>intmain(){ struct statvfs st; statvfs("/", &st); printf("文件系统块大小：%lu 字节\n", st.f_bsize); printf("文件系统总容量：%lu 块\n", st.f_blocks); printf("可用空间：%lu 块\n", st.f_bfree); return 0;}
4.2 文件打开流程
当用户调用 open 系统调用时，VFS 会按照以下流程来打开文件。
首先，open 系统调用会进入内核空间，在内核中，open 系统调用会被 sys_open 函数处理。sys_open 函数会解析用户传入的参数，包括文件名、打开模式（如只读、只写、读写等）、权限等。然后，它会调用 do_sys_open 函数来执行实际的文件打开操作。
在 do_sys_open 函数中，会首先根据文件名进行路径解析。路径解析从根目录的 dentry 开始，逐个解析路径组件。例如，对于文件名 /home/user/file.txt，会从根目录 “/” 的 dentry 开始，根据 “home” 这个 d_name 在根目录的 dentry 的 d_child 链表中查找对应的 dentry。如果找到，就根据这个 dentry 的 d_inode 获取文件的元数据（如果是目录），然后继续在这个目录的 dentry 的 d_child 链表中查找下一个路径组件 “user” 对应的 dentry，以此类推，直到找到 “file.txt” 的 dentry。在路径解析过程中，会利用 dentry 缓存（dcache）来加速查找，如果在缓存中找到对应的 dentry，就可以直接使用，而无需再次遍历文件系统。
找到目标文件的 dentry 后，会通过 dentry 的 d_inode 指针获取对应的 inode。inode 中包含了文件的元数据和操作函数集。接下来，会创建一个 file 对象，这个对象用于描述进程与文件之间的交互状态。在创建 file 对象时，会初始化一些关键字段，如 f_path 字段，它包含了文件的 dentry 和超级块，用于定位文件所在的位置；f_inode 字段，指向对应的 inode；f_op 字段，指向文件的操作函数集，它继承自 inode 的 i_fop。同时，还会根据打开模式设置 f_mode 字段，初始化文件指针 f_pos 等。
最后，会将 file 对象与进程的文件描述符表进行关联，返回一个文件描述符给用户空间的应用程序。应用程序通过这个文件描述符就可以对文件进行后续的操作。打开文件代码示例：
#include <stdio.h>#include <fcntl.h>intmain(){ // 打开文件，内核执行路径解析、查找dentry、分配inode、创建file对象 int fd = open("test.txt", O_RDWR | O_CREAT, 0644); if (fd < 0) { perror("打开失败"); return 1; } printf("文件打开成功，文件描述符 fd = %d\n", fd); close(fd); return 0;}
4.3 文件读写流程
当用户调用 read 和 write 系统调用时，VFS 会按照以下流程来完成数据的读取和写入。
以 read 系统调用为例，read 系统调用会进入内核空间，在内核中，read 系统调用会被 sys_read 函数处理。sys_read 函数会解析用户传入的参数，包括文件描述符、缓冲区指针、读取的字节数等。然后，它会根据文件描述符在当前进程的文件描述符表中找到对应的 file 对象。
找到 file 对象后，会获取当前的文件读写位置 f_pos。接着，会调用 vfs_read 函数来执行实际的读取操作。在 vfs_read 函数中，首先会进行一些合法性检查，如检查文件是否可读，文件操作函数集是否存在等。然后，会调用 file 对象的 f_op 中的 read 函数（如果该函数存在）来执行文件的读取操作。这个 read 函数是由具体的文件系统实现的，它会根据文件系统的特性从存储设备中读取数据。
例如，对于 ext4 文件系统，read 函数会根据文件的 inode 和文件读写位置 f_pos，在文件系统中查找对应的磁盘块，将磁盘块中的数据读取到内核缓冲区中，然后将内核缓冲区中的数据拷贝到用户指定的缓冲区中。在读取数据过程中，还会涉及到页缓存（Page Cache）的操作。如果要读取的数据已经在页缓存中，就可以直接从页缓存中读取，而无需再次访问存储设备，这样可以大大提高读取效率。读取完成后，会更新文件的读写位置 f_pos，并返回实际读取的字节数给用户空间的应用程序。
write 系统调用的流程与 read 系统调用类似。write 系统调用会被 sys_write 函数处理，sys_write 函数会找到对应的 file 对象，获取当前的文件读写位置 f_pos，然后调用 vfs_write 函数。在 vfs_write 函数中，会进行合法性检查，调用 file 对象的 f_op 中的 write 函数（如果该函数存在）来执行文件的写入操作。具体文件系统的 write 函数会将用户缓冲区中的数据写入到存储设备中，并更新文件的相关元数据，如文件大小、修改时间等。同样，在写入过程中也会利用页缓存，数据首先会被写入到页缓存中，然后由内核在适当的时候将页缓存中的数据同步到存储设备上。文件读写代码示例：
#include <stdio.h>#include <unistd.h>#include <fcntl.h>intmain(){ char buf[100] = "Hello VFS!"; int fd = open("test.txt", O_RDWR); // 写操作：数据进入页缓存，内核异步刷入磁盘 write(fd, buf, 10); // 移动文件指针（file对象中的f_pos） lseek(fd, 0, SEEK_SET); // 读操作：优先从页缓存读取，无缓存则访问磁盘 read(fd, buf, 10); printf("读取内容：%s\n", buf); close(fd); return 0;}
五、VFS 对各类文件系统的兼容
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5.1接口注册与操作重载
在 Linux 系统中，具体文件系统（如 ext4、XFS 等）要与 VFS 协同工作，首先需要进行接口注册 。当内核加载一个文件系统模块时，该模块会向 VFS 注册其操作函数表 。以 ext4 文件系统为例，它会提供一个struct super_operations结构体，其中包含了如alloc_inode、read_inode等函数指针 。这些函数指针指向的函数实现了 ext4 文件系统针对超级块的特定操作 。例如，alloc_inode函数用于分配一个新的 inode，read_inode函数用于从磁盘读取 inode 的信息 。通过这种方式，ext4 文件系统将自己的操作函数注册到 VFS 中，使得 VFS 在需要执行这些操作时，能够找到对应的 ext4 文件系统的实现 。
同时，实际文件系统必须实现 VFS 定义的核心操作集 。在超级块操作方面，需要实现mount函数用于挂载文件系统，statfs函数用于获取文件系统的统计信息等 。在 inode 操作方面，要实现lookup函数用于查找 inode，create函数用于创建文件等 。对于文件操作，read、write等函数是必须实现的 。
在 dentry 操作中，d_compare函数用于比较路径名 。以 XFS 文件系统为例，它在实现read函数时，会根据 XFS 文件系统的存储结构和数据组织方式，从磁盘中读取数据 。XFS 文件系统可能采用了高效的索引结构和数据块分配算法，在read函数中，会利用这些特性来定位和读取用户需要的数据 。通过实现这些核心操作集，具体文件系统实现了对 VFS 定义的操作的重载，使其能够按照自身的特性来处理文件系统操作 。
5.2数据转换与请求转发
VFS 在处理用户的通用请求时，扮演着关键的中介角色 。当用户调用read系统调用来读取文件时，VFS 会首先调用vfs_read函数 。在vfs_read函数中，它会解析文件对象，找到对应的 inode 。然后，根据 inode 中记录的文件系统类型信息，调用实际文件系统的read方法 。例如，如果文件位于 ext4 文件系统上，就会调用ext4_file_read函数 。
实际文件系统的read函数会处理底层的细节，如根据文件的逻辑块号到磁盘上查找对应的物理块，进行磁盘 I/O 操作来读取数据 。在读取数据后，实际文件系统会将数据封装为 VFS 兼容的格式返回 。这可能涉及到将磁盘上的原始数据转换为 VFS 定义的数据结构，如将数据填充到内核缓冲区中，并返回读取的字节数等信息 。VFS 再将这些结果进一步处理后返回给用户空间的应用程序 。在这个过程中，VFS 起到了数据转换和请求转发的作用，它将用户的通用请求准确地转发到实际文件系统，同时将实际文件系统返回的数据进行适配，使其能够被用户和应用程序正确理解和使用 。
5.3 多文件系统共存示例
在一个典型的 Linux 系统中，常常会同时挂载多种不同类型的文件系统 。例如，在一台 Linux 服务器上，根文件系统可能采用 ext4 文件系统，它存储了系统的核心文件和用户数据 。同时，为了实现文件的远程共享，服务器可能挂载了 NFS 文件系统，通过网络访问远程存储设备上的文件 。此外，为了获取系统进程信息和内核状态，服务器还会挂载 procfs 和 sysfs 虚拟文件系统 。
当用户访问根文件系统中的文件时，如执行ls /etc命令，VFS 会根据文件路径解析出文件位于 ext4 文件系统上 。然后，VFS 调用 ext4 文件系统的相关操作函数，从 ext4 文件系统的磁盘存储中读取目录信息，并将结果返回给用户 。当用户访问 NFS 文件系统中的文件时，如ls /mnt/nfs_share，VFS 同样会解析路径，确定文件位于 NFS 文件系统 。接着，VFS 通过网络协议与远程的 NFS 服务器进行通信，将用户的请求转发到 NFS 服务器 。NFS 服务器处理请求后，将结果返回给 VFS，VFS 再将结果返回给用户 。
对于 procfs 和 sysfs 虚拟文件系统，它们的数据并不存储在磁盘上，而是由内核动态生成 。当用户访问/proc/cpuinfo获取 CPU 信息时，VFS 会调用 procfs 文件系统的相关操作函数，内核根据系统当前的 CPU 状态生成相应的信息并返回给用户 。通过这种方式，VFS 实现了对多种不同类型文件系统的统一管理和访问，使得用户可以在一个统一的文件系统视图下操作不同类型的文件系统 。
