VFS 层将 write()系统调用统一转为对 inode 和 page cache 的操作，屏蔽文件系统差异；数据仅在调用 fsync()/sync()后才落盘，否则停留于内存脏页，由 writeback 线程按 dirty_ratio 阈值异步刷回。
数据写入时，VFS 层到底做了什么
Linux 写操作不会直接触达磁盘，而是先经过 VFS（Virtual File System）抽象层。它把 write() 系统调用统一转成对 inode 和 page cache 的操作，屏蔽了 ext4、XFS、Btrfs 等具体文件系统的差异。
关键点在于：只要没显式调用 fsync() 或 sync()，数据就只停留在内存的 page cache 中，尚未落盘。
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write()返回成功 ≠ 数据已写入磁盘 - 脏页（dirty page）由内核线程
pdflush（旧内核）或writeback（4.0+）异步刷回 -
/proc/sys/vm/dirty_ratio和/proc/sys/vm/dirty_background_ratio控制刷盘触发阈值
ext4 文件系统如何分配磁盘块
ext4 使用 extent（连续块描述）替代早期 ext2/3 的间接块指针，在大文件场景下显著减少元数据开销。一个文件的物理布局由 inode 中的 i_block[] 数组 + extent tree 共同描述。
当需要新块时，ext4 优先在同一个 block group 内分配，以提升局部性；若空间不足，则触发跨 group 搜索，并可能触发 lazy initialization（如未格式化的 block group 被跳过初始化）。
- 每个 block group 包含自己的 bitmap、inode table 和 data blocks，避免全局锁争用
- 使用
chattr +e可强制启用 extent 模式（新建文件默认已启用） - 碎片严重时，
e2fsck -D可重建目录索引，但不整理文件数据块
从 write() 到磁盘扇区：IO 栈 逐层穿透
用户态 write() 发起后，路径为：libc → syscall → VFS → filesystem (ext4) → block layer → device driver → disk firmware。其中 block layer 是关键枢纽，负责 IO 合并、排序、限速和队列调度。
常见误区是认为“写得快 = 磁盘快”，其实瓶颈常卡在 block layer 的 queue depth 或 scheduler 策略上：
- SSD 推荐用
none或mq-deadline调度器，避免传统电梯算法引入额外延迟 -
cat /sys/block/sda/queue/scheduler查看当前调度器，echo mq-deadline > /sys/block/sda/queue/scheduler可临时切换 - NVMe 设备默认使用
none（即 bypass scheduler），但部分老内核需手动设置
echo 'vm.dirty_ratio = 30' >> /etc/sysctl.conf echo 'vm.dirty_background_ratio = 5' >> /etc/sysctl.conf sysctl -p读取时 page cache 命中与绕过的条件
read() 默认走 page cache 路径：先查该文件对应 offset 是否已在内存中；命中则直接拷贝，不发磁盘 IO。但以下情况会绕过 cache：
- 打开文件时指定
O_DIRECT标志，要求 kernel bypass page cache，直接与设备驱动交互 - 使用
posix_fadvise(fd, offset, len, POSIX_FADV_DONTNEED)主动丢弃缓存页 - 内存紧张时，kernel 可能回收 clean page（未修改的缓存页），下次读仍需 IO
O_DIRECT 要求用户缓冲区地址、偏移、长度均按 logical_block_size 对齐（通常是 512B 或 4K），否则 write() 返回 -EINVAL。
实际调试时，strace -e trace=write,read,fsync 和 blktrace -d /dev/sda 能清晰区分是应用层逻辑问题，还是底层 IO 调度或硬件响应慢。page cache 的存在让“读写快”变得廉价，但也让“数据持久性”变成需要主动管理的事。
