%% # 纲要 > 主干纲要、Hint/线索/路标 # Q&A #### 已明确 #### 待明确 > 当下仍存有的疑惑 **❓<font color="#c0504d"> 有什么问题？</font>** # Buffer ## 闪念 > sudden idea ## 候选资料 > Read it later %% # Linux 文件系统布局 下图参见 [^1] ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-9FAAF35E8A598B4962DF1431B8DB8673.png|830]] > [!info] Linux ext2 文件系统的结构示意 > > > ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-36239628CE46EF179DF826ADA2CA8D5D.png|700]] > > ext 系文件系统中，按 "**块组**" 进行划分。 > > ```text > 磁盘分区 > └── 文件系统结构 > ├── 引导块（Boot Block） > ├── 块组0 > | ├── 超级块（Superblock） > | ├── 块组描述符表（Block Group Descriptor） > | ├── 数据块位图 （标记数据块使用情况） > | ├── inode 位图（标记inode使用情况） > | ├── inode 列表（块组中所有inode） > | └── 数据块（Data Blocks, 存放实际数据） > | > |── 块组1 > |── 块组... > ``` > <br> ## 引导块 引导块位于**主分区的第一个扇区**（0 号扇区，称之为 "**主引导记录**"，Master Boot Record，**==MBR==**）[^2] 引导块中存放着**引导程序**，其在 BIOS/UEFI 固件启动时被加载，用于**装载操作系统**。 > [!NOTE] OS 启动过程 > > **BIOS/UEFI 固件启动** => **读取 MBR（引导块）** => 执行**引导程序**（bootloader）=> 加载 OS 内核至内存，**交由内核接管** > > 1. **BIOS/UEFI 固件启动**——按下电源键后，主板上的该固件启动； > 2. **加载 MBR 引导块**——BIOS 加载硬盘中的 "**第一个扇区**"（MBR，**==引导块==**）到内存 > - 引导块中存储的是 "**引导程序**"（bootloader），例如具体的 `GRUB` 或 `LILO` 程序。 > 3. **执行引导代码**——引导程序将 "**==操作系统内核==**" 加载至内存中 > - OS 内核及相关组件存放**在文件系统的 `/boot` 或 `/` 路径**中； > - 引导程序首先读取其**配置文件**（例如 `grub.cfg`），由此获知 **内核文件路径** 等信息。 > - 引导程序从文件系统中 **加载内核** 到内存，完整内核参数配置，跳转至内核运行。 > 4. **内核接管运行**——挂载根文件系统，**启动首个用户进程**（如 `inti` 或 `systemd`） > ## 超级块 超级块中存储着 **整个文件系统的全局元信息**： - 文件系统总大小 - inode 总数 - 数据块 总数 - 每个**块组**的 inode 个数（上限） - 每个**块组**的数据块个数（上限） - inode 区、数据区起始位置 - ... ## 块组描述符表 ext 系文件系统中，按 "**块组**" 进行划分，块组描述符中记录了 "**各个块组的状态**"，例如**块组中空闲块与 inode 数量**。 > [!NOTE] "超级块" 与 "块组描述符表" 是全局信息 > > ext2 中 **每个块组中** 都保存了一份上述冗余副本： > > - 一方面可用于意外时恢复； > - 另一方面可使**块组数据**与**文件系统元信息**排列接近，减少磁盘寻道时间。 > > 在 ext 系后续文件系统中，采用了更优的稀疏技术，不再是每个块组都保存冗余副本。 > <br> ## "inode 位图" 与 "数据位图" 利用二进制位来表示 "磁盘上的**数据块**" 以及 "**inode**" 使用情况，0 空闲，1 已分配。 <br> ## inode 表 inode 表在磁盘上是**一块连续的空间**，每个 **inode 占据固定的大小**，**紧邻排列，编号由 1 起递增**。 inode 表由文件系统初始化时创建，决定了文件系统可支持的 "**最大文件数量**"，若 inode 耗尽，即使磁盘还有剩余空间，也无法创建新文件。 inode 位图标记即是 **inode 表中各个 inode 的分配情况**。 ## 数据块 硬盘是以 "**扇区**" 或 "**页**" 作为**物理存取单位**的（机械硬盘按 "扇区"，典型为 512B；固态硬盘按 "页"，典型为 4KB）， 但 OS 文件系统以 "**数据块**（block）" 作为**最小存取单位**（即 **==I/O 块==大小**），意味着**文件系统请求一个数据块时，在 HHD 上会至少访问 8 个扇区**。 > [!NOTE] 查看文件系统的**数据块大小** > > 方式一：`stat <file>` > > ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-BA1518F7CC9785AC81D3186ECB990493.png|613]] > > 方式二： > > - `df -hT` 获取文件系统的**设备名**； > - `sudo tune2fs -l /dev/sda3 | grep "Block size"` 查看文件系统的**块大小** > > ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-6B8417DE51955540454714A9F450FB46.png|536]] > > <br><br><br> # inode （i 节点） inode 是存储着 “**文件元信息**” 的数据结构，占固定大小（例如 128 字节或 ext4 默认的 256 字节），存储有以下信息： - **文件类型**： 普通文件、目录或链接等 - **文件访问权限**：可读、可写、可执行； - **所有者**：用户 id、组 id； - **文件大小**：文件大小，以字节为单位 - **时间戳**：inode 修改时间、文件最近修改时间 mtime、最近访问时间 atime - **链接计数**：指向该 inode 的 "**硬链接**" 数量（即 **目录项数量**） - **块数量**：共占用了多少 “**数据块**”。 - **标志位** - **==数据块指针==**（数组）：指向 "**索引数据块**" or "**数据块**" - 索引数据块存的是**指向下一级数据块的指针**，构成 **==多级索引==**，由此实现大文件存储。 每个文件创建时，内核 **通过 inode 位图找到==空闲的 inode==** 进行分配， 由此为每个文件关联 "**==唯一的 inode==**" 以及 "**inode 号**"。此后，文件系统通过 **inode 号** 来识别和访问文件。 > [!info] inode 中不存储 "**inode 号**"、"**文件名**" 与 "**文件数据内容**" > > - **文件名 & inode 号**：仅存储于文件所在目录的 "**目录条目**"中——即**目录项**，存储了 "**文件名 -> 对应的 ==inode 号==**" 。 > - **文件数据内容**：inode 存储了指向 "**数据块**" 的指针，文件数据内容存储在数据块中。 ![[02-开发笔记/11-Linux/Linux 命令行/Linux-文件与目录相关命令#^nzcq1t]] > [!note] ext2 文件系统中 inode 保存的数据块指针 [^3] > > inode 里的 `i_block` 大小为 15： > > - `[0, 11]`：直接指向 "**存放文件数据内容的数据块**"。 > - `[12]`：指向一个 "一级索引块"——块中存储的每个指针指向一个 "**存放文件数据内容的数据块**"。 > - `[13]`：指向一个 "二级索引块"——块中存储的每个指针分别指向一个 "**一级索引块**"； > - `[14]`：指向一个 "三级索引块"。 > > 由此，支持 TB 级大文件存储，缺点是对于大文件的访问需要多次间接查询，为此 ext4 中采取了一定的修改优化。 > > > ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-A32FF5D7B18512125BF9EFF6B14B3762.png|581]] > > > [!info] ext4 中 inode 定义[^4] > > ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-F1141AFC502CDC7B23AF460D78484802.png|477]] <br><br><br> # 目录 & 目录项 Linux 中**目录**本质上也是文件，其 "**数据块**" 中保存的是 "**目录条目**"，称为 "**==目录项==**"（directory entry）。 目录项中存储了每个文件的 "**文件名**" & "**inode 号**"，以 ext4 文件系统为例，具体包含： - **文件 inode 号** - **文件名** - **文件类型** - **文件名长度** - **目录项长度**（各个目录项不是固定长度，但会存在 **字节对齐**） > [!info] ext4 中的目录项结构体[^4] > > ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-7B2A146D976ECEFE7F14D33CBCD030A6.png]] > [!INFO] Linux 下文件名（basename）**最长为 255 字节**，完整路径名 **最长为 4095 字节**。 > [!info] ext3/4 文件系统中的目录数据块（引入了哈希目录结构） > > 由 "**文件名**" 计算哈希值，从而快速确认该文件对应的 "**目录项**" 具体在该目录的哪一个 "**数据块**" 中。 > > ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-168F7BF5BE1083A540DC41B0307F448A.png|789]] > <br><br><br> # "软链接" 与 "硬链接" - **硬链接**（Hard Link）：多个 "**目录项**" 指向 **==同一个 inode==**， - **软链接 | 符号链接**（Symbol Link）：一个**实际文件**，有独立的 inode 与数据块，其文件内容是 "**==被链接文件的路径==**"，文件大小即该 "**路径名**" 的**实际字节数**。 > [!NOTE] 硬链接、软链接示意图[^3] > > ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-541D5C2886D24AD3CB5EC0310CFB6530.png|585]] > > [!NOTE] 一个目录的硬链接数量 = "**2 + 直接子目录数量**" > > 以 `/foo/bar/` 为例 > > - bar 的父目录 foo 中有一个目录项指向 bar 的 inode，计数 1； > - bar 自身的目录项中有一个 `.` 指向其自身 inode，也计数 1。 > > 因此，目录的硬链接数量至少为 2。 <br> ## 区别对比 - **生存期与删除**： - **硬链接**：即使原始文件被删除，**硬链接仍然保留并指向相同的数据**。只有删除**所有的硬链接和原始文件**，文件数据才被真正删除。 - **符号链接**：若原始文件被删除或移动，则将成为"**死链接**"，**指向无效位置**。 - **空间占用上**： - **硬链接**：仅占用 "**一个目录项**" 的硬盘空间； - **符号链接**：占用极小的硬盘空间，仅存储所指向文件的路径信息。 - **显示上**： - **硬链接**： `ls` 查看时，其与原始文件看起来相同，包括所显示的文件大小。 - **符号链接**： `ls` 查看时，符号链接会显示为一个链接路径，例如 `source -> target`。 - **链接到目录**： - 硬链接：通常不允许链接到目录（root 用户除外） - 符号链接：可以链接到目录 - **跨文件系统方面**： - 硬链接：不能跨文件系统，只能对处于同一存储设备的文件创建硬链接。 - 符号链接：可以跨文件系统，可在不同存储设备的文件之间创建符号链接。 > [!info] > 硬链接在文件系统中**显示占用的空间与原始文件相同**，但 **==实际上不占用额外的磁盘空间==**，而是**与原始文件共享相同的数据块**； > [!example] 符号链接 > >  <br><br><br> # Linux 文件类型 > `ls` 查看文件，首字母标记文件类型 **Linux 系统中，一切都是文件**——数据、程序、物理硬件设备、内核对象等都**抽象为文件**。 共七种文件类型[^5]： - `-` **普通文件** （包含某种形式的数据，文本 or 二进制数据， **UNIX 内核对文本数据和二进制数据并不加以区分**） - 文本文件：由 **纯文本数据（字符）** 构成的文件 - 二进制文件：由**二进制数据**构成，**只在被执行或由其他程序解释时才有意义**，包括可执行程序、图片、音视频、电子表格等等。 - `d` **目录文件**：用于组织文件和子目录，形成层次结构 - 目录中不存放实际文件，只包含定位文件所需的信息——**一个目录条目**仅包含**一个文件名**，以及**一个指向该文件的指针**。 - `l` **符号链接文件**：指向另一个文件或目录的**引用**。 - `c` **字符设备文件**：用于访问提供 **"串行数据流"** 的设备（如终端、键盘、鼠标），**==不带缓冲，每次访问长度可变==**，例如 `/dev/tty`。 - `b` **块设备文件**：用于访问提供 "**块数据存储**" 的设备（如硬盘），**==带缓冲，每次访问以块为单位进行==**，例如 `/dev/sda` 等。 - `p` **命名管道**（FIFO）： 用于**进程间通信**的**命名管道**，通过 FIFO 的方式传递数据。 - `s` **套接字文件**：用于**进程间通信**的**套接字**，可在网络或同一台机器上的不同进程之间传递数据，最常见于`/run` 或 `/tmp` 目录 > [!NOTE] 设备文件、套接字、管道并不是真正在磁盘上 "存储数据" 的文件，而是一种 "设备访问接口" 或 "通信机制"。 > [!NOTE] "字符设备" 与 "块设备" > > Unix 系统区分这两种类型的设备： > > - 每次**处理单个字节数据**的设备（如终端）称之为 "**字符设备**"； > - 每次**处理固定数量字节数据**的设备（如磁盘）称之为 "**块设备**"。 > <br> %% ## 命名管道 ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-A1B47C333E6E2EC1DA161B13706F357D.png|521]] %% <br> %% # 文件读取过程 对于文件路径 `/a/b/c.txt`，例如调用 `open()` 打开时，文件系统需要**从根目录起遍历各级目录**： - 读取 **根目录的 inode**，访问其指向的数据块，即遍历 "**根目录的目录项**"，**获取 `a` 条目对应的 inode 号** - 读取 **`a` 目录的 inode**，获取 #TODO # 文件打开过程 - 内存中打开的文件数据结构 #TODO %% <br><br><br> # Linux 虚拟文件系统 VFS > **虚拟文件系统**（Virtual File System, VFS） VFS 是 Linux 系统**对文件系统的抽象**，其提供了一组 **访问文件系统的标准 API**，而对应用程序**隐藏了底层不同文件系统间的差异**（包括本地 or 网络文件系统、伪文件系统）。 得益于这层抽象，**程序无需考虑数据实际所位于的文件系统类型**，而只需要向**虚拟文件系统 VFS** 发起请求，由 VFS 来**定位具体的文件系统**并**通知设备驱动程序执行 I/O** 与之进行通信。 VFS 这层抽象体现了 "**一切皆为文件**" 的设计理念，包括 `/dev` 下设备文件、对于 `/proc` 伪文件系统的访问，均通过这层统一接口进行访问。 ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-011925AD07003596276E40DF2B11EFFB.png|505]] <br><br> # 伪文件系统（pseudo-filesystem） Linux 中特定路径下挂载的文件系统是 "**==伪文件系统==**"（pseudo-filesystem），其中的文件是 "**==伪文件==**"，数据并非存储于磁盘，而是**来自==内存==** 。 VFS 虚拟文件系统这层抽象使得 **"可以像查看/修改文件内容一样"** 来操作这些来自内存的数据。 | 伪文件系统 | 挂载路径 | 说明 | | ----- | ----------------- | --------------------- | | proc | `/proc` | 提供了查看/修改**内核数据**的接口 | | sysfs | `/sys` | 提供了查看/管理**内核设备信息**的接口 | > [!info] `man 5 proc`、`man 5 sysfs` 说明 > > ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-19381B2EACD8D1BD222582713BFB76A2.png|802]] > > ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-06D42318DBB7429F0F0D5990EFF7D9B4.png|798]] <br> ### proc 虚拟文件系统 `/proc` **由内核在内存中维护**，用于向用户空间**暴露内核状态和进程信息**。 系统中 **每个进程** 在 `/proc` 中都对应一个子目录，**目录名为进程 PID**（例如 `/proc/619` 是 PID 为 619 的进程对应的目录）。 该目录下的 "**伪文件**" 存储了**进程相关信息**，包括进程的命令行、环境变量和信号掩码等。 > [!info] `ps` 程序正是通过读取 `proc` 文件来收集所需数据 > [!quote] > ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-D16FBE6DFF8E8F6896966F25F6AD2D04.png|596]] > [!example] 使用示例 > > - 查看 CPU 信息：`cat /proc/cpuinfo` > - 查看进程状态：`cat /proc/<pid>/status`（包括 UIP、线程数、内存占用等） > > 参见 [[02-开发笔记/11-Linux/Linux 命令行/Linux-系统信息相关命令#查看进程相关信息（`/proc//`）|Linux-系统信息相关命令]] <br> ### sysfs 虚拟文件系统 sysfs 文件系统挂载于 `/sys` 路径，主要用于**查看和管理内核导出的对象模型（设备、驱动、总线、内核子系统）**。 ##### `/proc/sys` 与 `/sys` 的区别 | | `/proc/sys` | `/sys` | | ------- | -------------------------- | ----------------------------------------------- | | 管理内容 | 内核参数 | 内核对象模型（设备/驱动/模块） <br>如硬件设备、驱动、总线、block、CPU、电源等 | | 持久化配置方式 | 通过 `/etc/sysctl.conf` 配置文件 | 通过 udev、systemd、udevadm 等工具 | <br><br><br> # Linux 支持的文件系统类型 Linux 支持的文件系统类型包括 - 传统文件系统：ext2 / minix / MS-DOS / FAT (用 vfat 模块) / iso9660 (光盘) 等等； - 日志式文件系统： ext3 /**ext4** / ReiserFS / Windows' NTFS / IBM's JFS / SGI's **XFS** / ZFS - 网络文件系统： NFS / SMBFS 最早的 Linux 操作系统使用 MINIX 文件系统，随后被第一代**扩展文件系统**ext 取代，后者又被 ext2 取代。 ext2 是早期一段时间内 Linux 最流行的文件系统。 当下 Linux 发行版默认采用的是**日志文件系统 EXT4 或者 XFS**。 > [!info] > - RHEL 7、CentOS 7 起，**预设的文件系统已经由 EXT4 变成了 XFS 文件系统**；(centos6 是 ext4，centos5 是 ext3) > - Ubuntu 22.04.3 LTS 的预设文件系统仍然是 **EXT4**。 > [!NOTE] > - vaft 即 Windows 下的 fat32 文件系统，在 Linux 中识别为 vfat。支持最大 32GB 的分区和**最大 4GB 的文件**。通常，U 盘中的默认文件系统格式即 `fat32`。 > >  > <br> ## 日志文件系统 日志文件系统放弃了之前先**将数据直接写入存储设备再更新 i 节点表**的做法，而是： 1. 先**将文件变更（创建/删除/修改内容）写入临时文件**（称作日志），当其**被成功记录到日志**后，**文件系统才实际执行数据更改操作**； 2. 当**数据更改被成功执行后**（写入到存储设备和 i 节点表），**再删除对应的日志条目**。 优点： - **日志文件系统可以确保文件系统在系统崩溃后保持一致性，因为所有更改都先在日志中记录：** - 如果系统在数据被写入存储设备之前崩溃或断电，则日志文件系统会读取日志文件，尚未完成的操作可以被正确地识别并处理。 - **提升效率**：将更改先写入**连续的日志区域**，可以减少磁盘寻道时间和提高写入效率。 - **加快恢复速度**：在系统崩溃后，恢复过程更快，因为只需要查看并应用或回滚日志中的记录，而不需要检查整个文件系统。 Linux 中有三种广泛使用的**日志方法**，每种的保护等级都不同：  通常，文件系统默认采用 "**有序模式**" 的日志方法，即**只有 i 节点数据会被写入日志**，例如 ext3/4。 ##### 常见的日志文件系统 - **Ext3 和 Ext4**：这是 Linux 中广泛使用的日志文件系统，提供了向前兼容性（即可以从 Ext2 升级到 Ext3/Ext4 而无需格式化）。 - **XFS**：这是一个高性能的日志文件系统，常用于大型文件系统和高性能计算环境。 > [!info] ext4 文件系统 > > 第四代扩展文件系统（Fourth EXtended filesystem，ext4） > > Ext4 是 Ext3 文件系统的升级版，ext4 改变了 ext3 所采用的**块寻址方案**，在性能、伸缩性和可靠性方面进行了大量改进： > > - 向下兼容 Ext3； > - 支持最大 1EB 文件系统和 16TB 文件； > - 理论上支持无限数量子目录； > - Extents 连续数据块概念； > - 多块分配、延迟分配、持久预分配； > - 快速 FSCK、日志校验、无日志模式、在线碎片整理、inode 增强、默认启用 barrier 等； > > ext4 的主要改动在于使用了 "**盘区**"，盘区代表 "连续的存储块"，例如 128MB 的连续 4KB 的块。 > <br><br><br> # Buffer 块缓冲 Linux 中的 Buffer 是用于**缓冲 "==块设备==" 的元数据** 的内存，即 "**文件系统元信息**"，例如： - **inode 表** - **超级块**； - inode 位图、数据块位图（block bitmap） - **目录项** - ...... > [!info] 参见 `man 5 proc` 中的说明——"原始磁盘块的相对临时存储" > > ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-54EE3B6EC60938A673A8D6695793CA1C.png|749]] > <br><br><br> # Page Cache 页缓存 "**页**"（page）是内存管理的基本单位（通常 4KB），Page Cache 即是 Linux 内核用于 **缓存==磁盘文件内容==** 的内存页。 内核 **将文件的数据读入到内存的 Page Cache 中**，**旨在减少磁盘 I/O**，有两方面作用： 1. **读缓存**：下次请求读取该文件数据时，若命中 Page Cache 时则无需访问磁盘； 2. **写缓存**：即 write-back 回写机制——对文件内容的修改**先写入 Page Cache 并标记==脏页==**，再**由内核后台线程异步刷入磁盘**。 > [!NOTE] Linux 文件系统 I/O：Page Cache[^6] > ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-48F7F512113BBC5D309094E2FCEED9E1.png|611]] > [!NOTE] 可通过 `cat /proc/meminfo` 查看系统的 PageCache ### 读缓存 当进程通过 read 请求读取一个文件时，**内核会先检查 Page Cache 是否已缓存该数据**： - 若命中 cache，则直接从内存中读取，无需访问磁盘； - 若未命中，则从磁盘读取数据，同时存入 Page Cache 中。 ### 写缓存 即 "write-back" 回写机制。 <br> # Linux 中的回写策略（write-back） 1. 进程调用 `write()` 写文件； 2. 数据修改会先写到 **==Page Cache 页缓存==** 中，并标记为 "**==脏页==**"，加入到内核中 "**脏页链表**"。 3. Linux **后台回写线程** 在特定条件触发时执行 "**回写**"（后台线程调用 `sync()`），将脏页实际地写入磁盘，实现持久化。 4. 进程也可主动调用 `sync()`，`fsync(fd)`，**强制将脏页刷入磁盘**[^7]。 > [!INFO] "脏页" 的含义是内存与磁盘上数据不一致——磁盘上旧数据已过时 > [!NOTE] 内核后台线程执行 "脏页回写" 的部分触发条件 > > - 周期性触发回写 > - 脏页数超过阈值； > - 脏页存在时间超过阈值； > - 内存不够用，内核进行**缓存回收**，从而腾出更多干净页时； > [!NOTE] 关于 `sync()` 与 `fsync(fd)` 系统调用 > > - `sync()`：将所有脏页刷入磁盘。**Linux 下==保证会阻塞==直至完整刷入磁盘**（不同于 POSIX 标准要求[^8]） > - `fsync(fd)`：只将文件描述符 fd 指定的 **单个文件** 的脏页刷入磁盘，**==阻塞==直至刷入磁盘后返回**。 > > 参见 `man 2 sync` 说明： > > ![[_attachment/02-开发笔记/11-Linux/Linux 文件系统基本概念.assets/IMG-Linux 文件系统基本概念-A5D678AC2D2EDD87209ABE25493B9B7E.png|830]] > > 注：Linux 命令 `sync` 背后即是简单调用 `sync()` 系统调用。 ### 回写相关的内核参数 | 内核参数 | 说明 | | ---------------------------------------- | --------------------------------------------------- | | `/proc/sys/vm/dirty_writeback_centisecs` | 周期性回写的时间间隔（单位：1/100 秒），默认值 500，表示 5 秒触发一次 | | `/proc/sys/vm/dirty_expire_centisecs` | 脏页过期时间（单位：1/100 秒），超时后被强制刷入磁盘，默认值 3000，即 30 秒。 | | `/proc/sys/vm/dirty_ratio` | 内存中脏页占比（%）**上限**。超过该值时，**==阻塞进程的写操作==**，**强制回写脏页**。 | | `/proc/sys/vm/dirty_background_ratio` | 内存中脏页占比（%）超过该值时，内核后台线程开始 **异步回写脏页**。 | <br><br> # 参考资料 # Footnotes [^1]: 《UNIX 环境高级编程》P91 [^2]: 《现代操作系统》（P157） [^3]: [7.1 文件系统全家桶 \| 小林coding](https://xiaolincoding.com/os/6_file_system/file_system.html#unix-%E6%96%87%E4%BB%B6%E7%9A%84%E5%AE%9E%E7%8E%B0%E6%96%B9%E5%BC%8F) [^4]: [linux/fs/ext4/ext4.h at master · torvalds/linux · GitHub](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/fs/ext4/ext4.h#L776) [^5]: 《UNIX 环境高级编程》P75 [^6]: [7.2 进程写文件时，进程发生了崩溃，已写入的数据会丢失吗？ \| 小林coding](https://xiaolincoding.com/os/6_file_system/pagecache.html) [^7]: 《操作系统导论 OSTEP》P368 [^8]: 《UNIX 环境高级编程》P65