IO时（不管是磁盘IO还是网络IO）的过程整体上看有两个操作（write过程与read过程相反）：
1 将数据从外设读入内核态内存，如从网卡读入到内存Ring Buffer。此过程为DMA read，不需要CPU参与，完成后通过中断通知CPU。我们通常说IO操作耗时，就是这步耗时。
2 从内核态内存复制到用户态内存（通常就是应用程序进程的内存）。此过程为CPU read，需要CPU参与。之所以要有这一步而不是将外设数据直接复制到用户态内存，是因为OS出于安全考虑不允许用户态应用程序直接访问IO设备。
但深入追究的话该过程实际上相当复杂，概要图如下：
详见下文。
读过程概要：
note：
OS支持多种文件系统，一个磁盘上可以有多个分区，每个分区可以格式化成一种文件系统，不同分区格式化成的文件系统可以不一致；OD提供了虚拟文件系统（VFS）以屏蔽对不同文件系统的访问，页缓存（PageCache）位于VFS和实际的FS之间。
磁盘自身数据读取以扇区（通常为512B）为单位、文件系统以块block（通常为4KB）为单位管理数据、PageCache以页Page为单位（通常为4KB）管理数据。可见：
一次磁盘IO的数据有多少？虽然用户只需要一个字节，但实际上至少一页（即8扇区）的数据会被从磁盘读取到内存PageCache（即使只需要一个字节）；
是否一定会有磁盘IO？PageCache在内存中暂存这些Page，若下一次访问时PageCache中存在需要的数据则直接从内存取而不需要读磁盘，因此，由于PageCache的存在，读取文件一个字节并不一定会导致磁盘IO。
从上述过程看，若写数据时写入到了PageCache，则此时用户的写磁盘操作从效果上看是异步的。
详情参阅文章 read 文件一个字节实际会发生多大的磁盘IO
写过程概要：
note：
写的过程与读类似，先后经历 用户态写、系统调用写、VFS系统写、写PageCache、实际FS写、磁盘驱动写 等过程。
有多种写的方法，如同步写、异步写等，区别在于写方法是否等数据真正写入磁盘才返回。对于异步写，数据写入PageCache（此时该PageCache称为脏页）写方法就立即返回。
脏页数据由内核Worker线程周期性地扫描，将符合条件（脏页数据的 比例达到阈值、总量达到阈值、存在时间达到阈值 至少一个，阈值可配置）的脏页数据持久化到磁盘，这才是真正的“写”。持久化的时机：
数据会在如下三个时机下被真正发起写磁盘IO请求：
第一种情况，如果write系统调用时，如果发现PageCache中脏页占比太多，超过了dirty_ratio或dirty_bytes，write就必须等待了。
第二种情况，write写到PageCache就已经返回了。worker内核线程异步运行的时候，再次判断脏页占比，如果超过了dirty_background_ratio或dirty_background_bytes，也发起写回请求。
第三种情况，这时同样write调用已经返回了。worker内核线程异步运行的时候，虽然系统内脏页一直没有超过dirty_background_ratio或dirty_background_bytes，但是脏页在内存中呆的时间超过dirty_expire_centisecs了，也会发起会写
由于PageCache位于内存，而异步写时会优先考虑往PageCache写，故异步写的效率很高；但也由于PageCache在内存，发生断电等异常情况时数据可能还没来得及持久化，故数据可能丢失。
详情参阅文章 write 文件一个字节实际会发生多大的磁盘IO