如何使用write() API对文件全部或部分内容执行原子RMW写入操作

原生write() API无法满足你的两类原子性要求 #

首先明确：标准POSIX write() 本身不支持原子RMW（读-修改-写）语义，也没法同时保障你要求的故障原子性和并发原子性：

• 并发原子性层面：只有O_APPEND模式下的追加写入、且写入大小不超过PIPE_BUF时才被POSIX保证原子，普通位置的覆盖写入完全不保证多进程并发下不会出现内容穿插，更不可能保证两个写入操作最终只会完整保留其中一个的内容。
• 故障原子性层面：默认write()写入的是操作系统页缓存，没有显式刷盘的话进程崩溃/系统掉电就会丢失数据；即使调用fsync()刷盘，也无法避免写入中途掉电出现新旧内容混合的问题。

符合要求的类CAS写入方案 #

以下是几种不同场景下的可行实现：

1. 全量内容原子替换（兼容性最强，通用所有POSIX系统）

这个方案是工业界最常用的文件原子更新实现，完全满足你要的两类原子性：

• 先将完整的新内容写入到和目标文件同挂载点的临时文件中，调用fsync()将临时文件的内容、元数据全部刷入持久化存储，保证故障重启后临时文件内容完整。
• 调用rename()系统调用直接用临时文件覆盖目标文件路径。POSIX标准明确保证rename()是原子操作：
  • 并发场景下多个进程同时执行替换操作，最终只会保留最后一次成功rename的文件内容，不会出现不同写入的内容混合，符合最终值要么是A要么是B的要求。
  • 故障场景下rename()要么完全生效、要么完全不生效，不会出现半修改的中间状态，只要临时文件已经刷盘，操作成功后就算重启目标文件也会是完整的新内容。

2. 部分内容原子RMW实现

如果不需要修改整个文件，只需要修改部分片段，可以选以下两种方案：

方案A：基于文件锁封装CAS逻辑

适配所有POSIX系统，只需要所有访问文件的进程遵守统一的加锁规则即可：

• 调用fcntl()对目标文件加排他锁，保证同一时间只有一个进程可以修改文件。
• 加锁成功后读取你要修改的片段的当前值，判断是否符合你的修改前置条件。
• 条件满足则写入新内容，调用fsync()刷盘后释放锁。
  如果有进程不遵守加锁规则直接写文件，原子性会被打破。

方案B：文件系统特有原子写入接口

性能更高但兼容性有限，主流本地文件系统（ext4、XFS、Btrfs等）都支持：

• 使用带RWF_ATOMIC标志的pwritev2()系统调用，只要写入大小不超过当前文件系统支持的原子写入上限（通常为1个物理页面大小，部分文件系统支持更大的块），就能保证写入操作是原子的，并发场景下不会出现内容穿插。
• 搭配RWF_DSYNC或RWF_SYNC标志可以直接让写入返回时就完成落盘，不需要额外调用fsync()，同时满足故障原子性要求。

目前通用操作系统没有原生的文件级compare-exchange系统调用，如果你需要严格的“只有文件内容符合预期时才写入”的语义，可以在文件头部存储版本号，结合上面的全量替换/加锁方案自己封装实现：写入前先读版本号，写入时将版本号+1，修改时仅当当前版本号和你读取的版本号一致时才提交修改。

内容的提问来源于stack exchange，提问作者Curious