fsnotify改一次触发多次事件是inotify底层行为所致，实操需时间窗口去重、忽略chmod/attrib、统一路径解析、手动注册子目录或换用实验版递归监听。
用 fsnotify 监听文件变化时，为什么改一次触发多次事件？
Linux 下 mv、vim 保存、IDE 自动格式化等操作常触发多个 fsnotify.Event，比如先 WRITE 再 CHMOD，或临时文件 CREATE + 原文件 REMOVE。这不是 bug，是底层 inotify 的行为。
实操建议：
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- 对同一路径的事件做时间窗口去重（如 100ms 内只处理最后一次
WRITE或CHMOD） - 忽略
CHMOD和ATTRIB类事件，除非你明确需要同步权限位 - 用
filepath.EvalSymlinks统一路径，避免软链接导致的重复监听 - 注意
fsnotify不递归监听子目录，需手动遍历注册，或改用golang.org/x/exp/fsnotify（实验版支持递归）
小文件走 HTTP PUT 还是用 net/rpc 推送？
HTTP PUT 看似简单，但每次都要建连接、发 header、等响应，对高频小文件（如日志切片）延迟高、开销大；net/rpc 长连接更轻量，但得自己管序列化和错误重试。
实操建议：
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- 单文件 10：优先用
net/rpc+gob编码，服务端用rpc.Register暴露SyncFile方法 - 需跨语言或走公网：改用 HTTP/2 +
multipart/form-data，客户端用http.Client复用连接，服务端用req.MultipartReader() - 别直接传完整文件内容——加个
file_id和mtime字段，接收方先比对再决定是否下载
io.Copy 同步大文件时卡住，怎么加超时和断点续传？
io.Copy 本身不支持超时，网络抖动或对方宕机时会无限阻塞；也没有校验和或偏移记录，断连后只能重传整个文件。
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实操建议：
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- 用
io.CopyN分块传输（如每 64KB 一块），每块前写入offset和sha256(chunk) - 读写都套一层带超时的
net.Conn：用conn.SetDeadline，不是SetReadDeadline单独设 - 接收方在写入前先
os.Stat查目标文件长度，若存在且非零，用os.OpenFile(..., os.O_APPEND)接续 - 别依赖
os.File的Seek做随机写——某些 NFS 或容器卷不支持，老实用os.WriteAt
多副本间如何避免“雪崩式同步”和状态不一致？
一个节点修改，其他节点收到通知后立刻拉取，若网络延迟不同，可能 A 先同步完、B 还在传，这时 C 又改了 A，A 就成了脏数据源。
实操建议：
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- 所有写操作必须带单调递增版本号（如
atomic.AddInt64(&version, 1)），同步时只接受更高版本 - 用
sync.RWMutex保护本地文件写入，读（对外提供下载）和写（接收同步）不能并发 - 副本间不直连同步，统一走中心协调节点（哪怕只是个内存 map +
sync.Map），由它分发变更顺序 - 每台机器启动时主动上报自己最新文件的
mtime和size，协调节点据此判断是否需要反向推送
真正麻烦的是时钟不同步和硬链接场景——os.SameFile 在不同挂载点可能误判，这种时候得靠 inode + device ID 双校验，但 Windows 上就得换路子。
