页缓存、脏页与回写代际

一层缓存完成自己的责任，只说明更新已交给下一层按合同处理。应用的stdio缓冲交给内核、内核页缓存交给设备、设备缓存交给稳定介质，是三个不同的交接点。每个“成功”都应问清它在回答哪一层的问题。

回写也不是暂停世界后拍一张永久照片。设备正在写昨天的版本，应用可以已经改出今天的版本；旧请求完成只能证明昨天那份已送到下层。

一次write和两次回写 ​

inode42稳定内容为abcdefgh，初始g=c=s=0。P在共享offset2处write XY返回2，页缓存为abXYefgh，g=1、c=0、dirty=true；稳定内容仍旧。

在第四行无条件清dirty会丢掉代2的回写责任；在第五行把干净当持久，会忽略设备易失缓存。若第五行后掉电且设备尚未自行稳定，最终仍可能恢复abcdefgh；第六行后则必须恢复代2。

返回前后可见性与错误不同步 ​

在表第一行write返回后、尚未写Z之前，另一个进程按顺序read同一inode相同区域，OS-16从缓存可读到abXYefgh，即使设备还完全没处理它。这验证了可见性，不验证持久性。反之，设备后来写回失败，错误可能直到fsync才由应用获知；write早先成功不能排除延迟错误。

fwrite还可能仅写到用户态库缓冲，尚无系统调用。调用fsync之前，若所需字节仍在该缓冲中，内核根本无从同步它们；必须先按库接口成功flush，且仍检查后续持久化错误。fflush本身只完成这一层交接。

回写快照要么独立复制，要么通过锁/所有权保证设备看到提交的那一代。若设备DMA读取期间应用直接改同一内存，没有合适同步，就可能发送不同代际混合的字节，不能仅用一个版本号宣称整页一致。

OS-16分别保持0≤s≤g和0≤c≤g，在途w来自提交时g且完成只推进c到w。s和c没有固定大小关系：设备可以在通知完成之前先稳定代1，使s=1而c=0；也可以先通知接收完成而仍未稳定，使c=1而s=0。应用写增加g，回写完成推进c，设备稳定写推进s；成功flush保证所覆盖的写都已稳定，在无新写且最新代已提交的场景得到s=g。这个证明依赖同页写顺序及完整快照；若允许多代在途乱序稳定，就需要阻止旧代覆盖新代的协议。

CPU的缓存dirty块理路缓存写策略与脏块回写Write-back and write-through · Write allocation policy · Dirty cache line分开写命中传播与写缺失分配两条策略轴，追踪脏块逐出和终末flush，区分回写与持久化。和文件页dirty不处在同一层：CPU回写到DRAM可以让内核看到新字节，却仍没有启动文件I/O。数据库缓冲池也可在用户态再加一层，自己的脏页、pin和事务LSN须与OS页缓存分别记账。