沿「系统概览 → 进程生灭 → 调度 → 虚拟内存 → 存储层次 → 文件系统 → 外部存储器 I/O」的分层主线，掌握程序在 Linux 上运行时 CPU、内存、存储如何层层协同。
要测存储器的"裸"性能，绕开一切缓冲：直接对块设备读写，并用 O_DIRECT（直接 I/O）禁用内核的页缓存与 I/O 支援，请求直通设备。实验骨架：对分区开头 1GB 区域共发 64MB 请求，可切换读/写、顺序/随机、单次请求量（4KB 到 4MB）。三个技术要点：用 ioctl 取设备扇区大小；缓冲区起始地址与大小须对齐到扇区（posix_memalign）；标准 I/O 下 write 返回不等于完成，末尾用 fdatasync 等真正落盘。再跑一组不带 O_DIRECT 的对照，iostat -x 的 rrqm/s、wrqm/s 能看见内核合并了多少请求。
预读赌的是空间局部性：程序读了一个区域，多半接着读它后面那段。内核据此在访问某区域时顺手把后续区域也读进内存；猜中了，后续读取直接命中内存、省掉一次 I/O；猜错了，把预读的数据丢掉就是，损失可控。原书实验量化了收益：4KB 小请求读 64MB，禁用 I/O 支援要近 3 秒，启用预读后不到 1 秒。顺序访问是它的主场；随机访问则完全无感——下一个位置本来就猜不到。
各块设备的通用处理不散在各自驱动里，而是集中在内核的通用块层；I/O 调度器是其中的调度台：把请求积攒一段时间再加工——合并（访问连续扇区的多个请求并成一个）与排序（不连续的按扇区号排好序再发出），让磁头少跑冤枉路。有了它，不了解设备特性的程序也能吃到一部分性能红利；超过设备单次上限的请求也由通用块层拆分。边界同样重要：调度器只在多进程并行读或异步 I/O 时才有机会出手；而在 SSD 上，积攒请求本身的开销不可忽略，请求量大时调度器反而拖慢写入。
HDD 的磁头对准半径后，转动盘片就能连读多个连续扇区——顺序访问把机械定位摊薄到一次；访问不连续扇区则每次都要重新定位，访问轨迹被拉长。原书实验：顺序读写的吞吐随单次请求量增大而上升，到 1MB 后触顶（该盘一次访问的上限）；随机访问读写都逊于顺序，请求量越小差距越大——小块随机 I/O 是 HDD 最痛的姿势。因此文件系统尽量把文件放进连续区域，程序设计也应遵循：数据放连续区域、连续访问合并成一次请求、尽量顺序访问大数据量。
HDD 是机械设备：磁头摆臂移动、盘片旋转定位扇区，绝大部分延迟耗在这两步机械动作上；它一次能读多个连续扇区，但访问不连续扇区就要反复定位。SSD 是纯电子器件：没有机械动作，随机访问远快于 HDD——而且两者差距在随机访问时比顺序访问更大，请求量越小越悬殊。SSD 自己的顺序与随机差距也不明显，请求量够大后基本持平。代价是单位容量价格更高，两种存储器将长期共存。
除了存数据的外部存储器文件系统，Linux 还有一批"存在于内存里的伪文件系统"，把内核的信息与控制接口伪装成文件树。procfs 挂在 /proc：每个进程一个目录（maps、cmdline、stat），还有系统级的 cpuinfo、meminfo 与 /proc/sys 下的内核调优参数——ps、top、free、sar 的数据全部取自这里。sysfs 挂在 /sys 承接设备与文件系统信息；cgroupfs 挂在 /sys/fs/cgroup，靠读写文件限制进程组的 CPU、内存等资源，是 Docker 类容器的底层开关。tmpfs 则是把"文件"直接放进内存，常用于 /tmp 这类无须持久化的目录。
Linux 把系统里几乎所有设备都呈现为文件，统一收在 /dev 下，用 open、read、write 就能访问，设备特有操作走 ioctl，通常仅 root 可动。设备文件分两类：字符设备能读写但无法自行定位——终端、键盘、鼠标，数据是"流"；块设备支持随机访问——HDD、SSD 等外部存储器，数据按位置寻址。ls -l 看行首字母即可分辨：c 是字符设备，b 是块设备。原书实验直接 dd 改写块设备内容，展示了文件系统"树"之下不过是一段段裸数据。
ext4/XFS 是 UNIX 时代延续的传统文件系统：靠日志保一致，只提供增删读写等基本功能，位置稳定、行为可预期。Btrfs 是功能型选手：写时复制打底，外加传统文件系统没有的一揽子能力——多物理卷（多个盘组一个存储池，挂载状态下直接加减盘）、子卷快照（只建元数据不复制数据，秒级、近乎零成本）、文件系统级 RAID（0/1/10/5/6/dup）、校验和（数据与元数据损坏都能查出，配 RAID 还能自动修复；原书成书时点，这一数据级保护仅 Btrfs 提供）。
传统文件系统（ext4、XFS）里文件位置创建后基本不动，更新就是在原位置覆写——覆写写到一半断电，正是不一致的温床。写时复制型文件系统（Btrfs）反着来：每次更新都把新数据写到别的位置，全写好后用"替换链接"一步切换过去，旧数据暂留。断电恢复因此极简：没切换成功的新数据直接删掉，文件系统不是旧状态就是新状态。多步原子操作同理：先把各处新数据都写好，最后一次性换链接。
日志方式在文件系统里划出一块特殊的日志区域。每次更新分两步走：先把这次原子操作的概要（日志）写进日志区域，再照着日志真正执行更新。断电后的恢复因此变成选择题：若断在记日志途中，丢弃日志，数据仍是处理前的完整状态；若断在执行途中，照着日志从头重做一遍即可。两种情况都能回到一致状态——要么没做、要么做完，绝不停在中间。ext4 与 XFS 走的就是这条路，开机时只重放日志，无须全盘扫描。
一次"移动目录"在磁盘上是多步写入组成的原子操作，而磁盘一次只能写一步。若第一步完成、第二步开始前断电，文件系统就卡在半更新状态——不一致。后果不轻：挂载时查出不一致则无法挂载；运行中查出则可能被重挂载为只读，最坏系统出错。常用对策是日志与写时复制（各见后卡），但文件系统自身的 Bug 仍可能制造不一致。真正的兜底是定期备份；至于 fsck，它要遍历整个文件系统，大文件系统跑几小时到几天、常以失败告终，且"修好"的实质只是强行回到可挂载状态——不一致的数据与元数据一律删除。
一台机器多个用途共用文件系统时，不设限的用途可能吃光容量，殃及 root 权限运行的系统管理进程——系统直接无法正常运行。磁盘配额按三种粒度设限：用户配额限制某个用户（文件所有者）的可用容量，防止一人用光 /home；目录配额限制特定目录，适合多人共用的项目目录；子卷配额限制 Btrfs 的子卷，用法与目录配额相当。选型跟着文件系统走：用户配额与目录配额在 ext4、XFS 上设置，子卷配额在 Btrfs 上设置。
外部存储器只会"把规定大小的数据写进指定地址"，没有文件系统，你就得亲自记录每份数据存在哪、多大、做什么用，还要自己管理空闲区域。文件系统接管了这一切：以文件为单位管理数据，并附上名称、位置、大小等辅助信息。这些辅助信息叫元数据，分三类——种类（普通文件还是目录）、时间信息（创建/访问/修改时间）、权限信息（谁能访问）。磁盘上并存的是数据与元数据两类内容；目录让整个结构长成树。
原书实验三部曲。准备：用 dd 加 oflag=direct 创建 1GB 文件，绕开页缓存，保证"冷启动"。测量：time cat 首读约 2.0 秒（其中约 3/4 在等存储器），free 显示 buff/cache 涨了约 1GB——数据进了页缓存；二读仅 0.1 秒，快约 20 倍。取证：sar -B 看页面调入（首读时 pgpgin/s 爆发、二读为零），sar -d -p 看磁盘读取（首读 1GB、二读为零）。写入同理：直写 2.56 秒对走页缓存 0.30 秒，且写入当时磁盘上没有 I/O——落盘发生在之后的后台回写。
两者是同一思想在不同访问路径上的落点：都把外部存储器的数据搬进内存、都以页级粒度操作、都由内核管理。差别在入口——页面缓存服务于"经文件系统访问文件"的常规路径：普通 read/write、mmap 的文件映射，都先经过它；缓冲区缓存服务于"跳过文件系统、经设备文件直接访问外部存储器"的路径，典型使用者是文件系统自身或直接操作裸设备的工具。free 输出里的 buff/cache 一栏正是两者之和，available 的计算也以它们大头可释放为基础。
页缓存默认走回写：write 返回时数据只在内存，断电即丢。不能容忍丢失的场景，用 open() 的 O_SYNC 标志打开文件——此后每次 write 都同步写入外部存储器，安全以速度为代价。脏页的默认节奏由三个参数控制（原书环境默认值，标注时点）：vm.dirty_writeback_centisecs=500，后台每 5 秒回写；脏页超总内存 10%（vm.dirty_background_ratio）后台开始回写；超 20%（vm.dirty_ratio）则阻塞写入进程，强行还账。echo 3 > /proc/sys/vm/drop_caches 可近乎清空页缓存。
外部存储器比内存慢几个数量级，内核在两者之间垫了一层页面缓存。读文件时，内核先把数据从磁盘搬进内核内存里的页缓存，再复制给进程；再次读同一数据直接从缓存返回，而且缓存是全部进程共享的。写文件更快一步：数据先进页缓存、该页被标记为"脏"，write 就算完成，真正的落盘由内核后台处理在指定时间做。代价是双重风险：内存不足时要释放缓存（先丢干净页、再逼脏页回写，引发 I/O 风暴）；断电则脏页全丢。
访问一个虚拟地址要走两步：先查内存中的页表把它翻译成物理地址，再访问那个物理地址。若不加处理，高速缓存只能加速第二步——第一步仍要跑一趟内存，等于每次访问都先罚一次几十纳秒，缓存形同虚设。CPU 为此内置了 TLB（转译后备缓冲区）：一块与高速缓存同速的小存储，专存最近用过的"虚拟地址到物理地址"转换表。翻译命中 TLB，两步就都留在快速部件里，虚拟内存的代价才真正被抹平。
大多数程序天然具备访问局部性。时间局部性：刚访问过的数据，不久后大概率再次访问——循环体里的代码就是典型；空间局部性：访问过某个数据后，大概率接着访问它附近的数据——顺序遍历数组就是典型。因此在任意短时间段内，进程实际只在一个远小于其内存总量的范围内活动；若这个范围装得进高速缓存，程序就能以接近缓存的速度运行。缓存的价值不是等来的，是被局部性喂出来的。
读取内存数据时，数据先按缓存块（如 64 字节）进入高速缓存再到寄存器；同一地址再被读取就直接命中缓存，快几倍到几十倍。写入采用回写模式：先写进缓存并标"脏"，之后由后台处理写回内存——写操作也因此几乎享受缓存速度。缓存满了就销毁旧块腾位置，脏块销毁前须先写回内存。原书实验把这一机制量成阶梯：逐步加大访问的数据量，单次访问耗时恰好在 L1、L2、L3 各级容量边界处跳档上升。
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