CephFS 尽可能地严格遵循 POSIX 语义，比如，与其他很多网络文件系统 （如 NFS ）相反， CephFS 与各个客户端之间维持着缓存的强一致性。 目的就是为了让不同主机上的进程通过这个文件系统通讯时，可以表现得与本机进程间的通讯一样。
然而，CephFS 确实由于各种原因在某些地方偏离了严谨的 POSIX 语义：
- 如果一个客户端向一个文件写入、然后失败了，它的写入动作不一定是原子的。 也就是说，客户端可以调用 write(2) 、 用 O_SYNC 打开一个文件填入了 8 MB 缓冲， 然后崩溃了，本次写入可能只有部分成功了。 （几乎所有的文件系统、甚至是本地文件系统，都有类似问题）
- 在共享的、多人同时写入的情形下， 跨越对象边界的写入不一定是原子的。 这意味着你可以同时让写入程序 A 写 "aa|aa" 、 写入程序 B 写 "bb|bb" （其中的 | 是对象边界）， 而结束于 "aa|bb" ，而非完全是 "aa|aa" 或者 "bb|bb" 。
- 稀疏文件会错误地传递给 stat(2) 的 st_blocks 字段。 因为 CephFS 不会特意去追踪一个文件的哪部分已经分配了、写入了数据， st_blocks 字段总是由文件尺寸除以块尺寸计算出的。 这会使类似 du(1) 这样的工具高估耗费的空间。 （CephFS 维护的递归尺寸字段， 也把文件“空洞”计算在内了。）
- 当一个文件在多个主机上都被 mmap(2) 映射到了内存里， 写入的数据不会相应地传播到其它客户端的缓存里。 就是说，如果一个内存页在主机 A 上缓存了，然后主机 B 更新了这个文件， 主机 A 的内存页不会相应地变成失效页。 （共享的可写 mmap 似乎相当罕见——我们还没收到过关于这种行为的投诉， 而且，正确地实现缓存一致性很复杂。）
- CephFS 客户端上都有一个隐藏的
.snap目录， 它是用于访问、创建、删除、和重命名快照的。 虽然这个虚拟的目录会被 readdir(2) 排除出去，可是， 任何想创建同名文件或目录的进程都会收到一个报错码。 这个隐藏目录的名字可以在挂载时更改， 用-o snapdirname=.somethingelse(Linux) 或者配置选项client_snapdir(libcephfs, ceph-fuse) 。 - CephFS 目前不维护
atime字段。大多数应用程序对此并不在意， 不过这会影响到一些备份和数据分层应用程序， 因为它们会将未使用的数据移动到次级存储系统。 由于 CephFS 确实支持通过setattr操作设置atime， 因此在某些案例下可以解决这个问题。
人们关于 “POSIX 兼容性”的话很多，但现实中大多数文件系统的实现都没有严格遵守这个规范， 包括像 ext4 和 XFS 这样的本地文件系统。例如， 为了高性能，读取的原子性要求放宽了： 一个文件正被写入时、对它的读取结果就可能是撕裂的。
类似地， NFS 的一致性语义非常弱， 当多个客户端都对同一组文件或目录感兴趣时， 它选择了“关闭再打开”。在网络附加存储的世界里， 它们大多数都用 NFS ，服务器的文件系统是不是“完整的 POSIX ”文件系统都不要紧、 客户端应用程序是否通知取决于客户端之间是否共享了数据。 NFS 也会“撕裂”并行写入程序的结果，因为直到文件关闭、 客户端的数据才会刷回服务器（更普遍的是， 写入比 Ceph 用的时间更多，会导致更不可预测的结果）。
即便如此，所有的都很接近 POSIX ， 而且大多数时间应用程序也不会太在意。 很多其它存储系统（如 HDFS ）宣称是类 POSIX 的， 但却明显偏离了标准，它们放弃了一些事情， 像文件的原地修改、裁剪、或目录重命名。
CephFS 相比 Linux 内核的本地文件系统放宽得更多 （如跨越对象边界的写入可能被撕裂）。 在多客户端一致性方面它比 NFS 严格得多， 而在写原子性上普遍不如 NFS 。
换句话说，在 POSIX 严格性方面，
HDFS < NFS < CephFS < {XFS, ext4}
fsync 报告一个错误之后， POSIX 关于一个 inode 的描述不太明确。 总的来说， CephFS 在客户端的内核用的是标准的错误报告机制， 因此，遵循和其它文件系统相同的惯例。
在现代 Linux 内核中（ v4.17 或更高版），发生错误时， 会对每一个打开着的文件描述符报告回写错误。 另外，文件描述符打开前发生的、没报告过的错误也会在 fsync 时返回给它。
更多案例见 PostgreSQL 在各操作系统上的 fsync() 错误报告汇总 和 Matthew Wilcox 关于 Linux IO 错误处理的演讲 。