1介绍数据库系统自问世之日起，就面临着棘手的问题，fsync的性能问题。 组提交(group commit )是为了解决fsync的问题。 最近遇到了反映MySQL创建分区表很慢的业务。 通过仔细分析，我们发现InnoDB在创建表时，每个许多fsync——文件都有四个fsync调用。 当然，并不是所有的fsync开销都很大。
这里提出几个问题：
http://www.Sina.com/http://www.Sina.com/http://www.Sina.com /为什么fsync的开销相对较大呢？ 你做了什么？
3358 www.Sina.com/http://www.Sina.com/:在第一次打开数据文件后，您会发现第二次fsync的时间远远小于第一次fsync的调用时间。 为什么？
是否可以优化http://www.Sina.com/http://www.Sina.com/http://www.Sina.com/fsync？
这些疑问，一起认识一下fsync吧。
2原因分析首先，通过测试程序学习fsync在块级的基本流程。
2.1测试程序1 (1)
问题1
：
使用blktrace跟踪的结果如下。
上半部分的红色框内pwrite是块级的流动，下半部分的黄色框内fsync是块级的流动，中间正好相差5秒。
4722712是对应于测试文件第一块的扇区号，590339 (块号)8=4722712 (扇区号)。
无论是pwrite还是fsync，开销都是向驱动程序发送IO请求和完成IO之间的开销，即从设备驱动程序启动。 大约占整个系统调用1/2的开销。
另外，调用fsync时，发生了3次块层IO，开头扇区分别为19240、19248、19256，可知在物理上是3个连续的块。 实际上，这3个块是内核线程kjournald所写的日志，分别记述了块(2405 )、数据块(2406 )、提交块(2407 )。 为了验证，我们来看看这三个块的实际数据。
方框2405 :
(2)
问题2
(3)
前四个字节是JFS_MAGIC_NUMBER，后跟block type:JFS_DESCRIPTOR_BLOCK。
方框2407 :
确实是提交区块。
2.2既然实现fsync的fsync开销很大，那就看看代码吧。
函数ext3_sync_file :
函数log_start_commit负责启动kjounald内核线程，log_wait_commit等待jbd事务提交完成。
从代码的角度看，fsync的主要开销是调用log_wait_commit后的等待。 这意味着，在kjournald提交事务之前，fsync不会返回。
到目前为止，fsync开销的主要产生源是： (1)硬件驱动层的开销； )2)写ext3日志。
此外，如果log_start_commit返回0，则fsync不会等待事务提交完成。 到此为止，我们已经基本上确认了第二次fsync的开销为什么那么小，——是否没有提交wait事务。
验证这个想法。 为了便于调试，打开了内核jbd调试日志。
2.3测试程序2 问题3
：
Write page 0
Sleep 5
Fsync
#define JFS_MAGIC_NUMBER 0xc03b3998U
#define JFS_DESCRIPTOR_BLOCK 1
#define JFS_COMMIT_BLOCK 2
从第二个红框的日志来看，第二次的fsync的情况下，因为确实没有wait，所以开销这么小，但是其他三次的fsync都调用了log_wait_commit函数。
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因为在挂载文件系统时，写data=writeback，即写数据本身不写jbd日志。 第二次pwrite不引起文件扩展，只修改ext3 inode的i_mtime，i_mtime只正确到second。 也就是说，第二次的pwrite不会引起inode信息的变更，所以不生成jbd日志，也没有必要等待事务提交完成。
验证一下这个想法吧。
2.4测试程序3 Write page 0
Fsync
Write page 0
Fsync
Write page 1
Fsync
Write page 2
Fsync
问题4
在第二次pwrite之前，在sleep 1秒钟内保证ext3 inode的i_mtime的修正。
想法得到了证实，第二次fsync的时间回到了正常水平。
可以看到，第二次fsync调用将提交新事务，然后调用log_wait_commit等待事务完成。
3如何优化fsync？ 是个很难的问题。
)1)系统减少对fsync的调用。
)2) ext3日志为http://insights.oetiker.ch/Linux/external-journal-on-SSD /
作者： YY哥
资料来源： http://www.cnblogs.com/hustcat/
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