向下之旅（二十二）：页高速缓存和页回写

　　页高速缓存是Linux内核实现的一种主要磁盘缓存。它主要用来减少对磁盘的I/O操作。即通过把磁盘中的数据缓存到物理内存汇总，把对磁盘的访问变成对物理内存的访问。

　　磁盘高速缓存的价值在于两个方面：第一，访问磁盘的速度要远远低于访问内存的速度，因此，从内存访问数据比从磁盘访问速度更快。第二，数据一旦被访问，就很有可能在短期内再次被访问到。这种在短时期内集中访问同一片数据的原理被称为临时局部原理。该原理能保证：如果在第一次访问的时候在物理内存中缓存它，那就极有可能在短期内再次被高速缓存命中（即访问到高速缓存中的数据）。

　　页高速缓存是由RAM中的物理页组成的，缓存中的每一页都对应着磁盘块的多个块。

　　也可通过块I/O缓冲区把独立的磁盘块与页高速缓存联系在一起。

　　举个例子，当使用文件编辑器打开一个源程序文件时，该文件的数据就被调入内存。编辑该文件的过程中，越来越多的数据会被相继的调入内存页。最后，当你编译它的时候，本应从磁盘中读取，但是此时内核可以直接使用页高速缓存中的页。因为用户往往会反复读取或操作同一个文件，所以页高速缓存能减少大量的磁盘操作。

　　页高速缓存

　　页高速缓存缓存的是页面，缓存中的页来自正规文件、块设备文件和内存映射文件的读写，所以页高速缓存内就包含了最近被访问过的文件的全部页面。在执行I/O操作前，内核会检查数据是否已经在页高速缓存中了，以此减少对磁盘的访问。

　　address_space对象

　　一个物理页可能由多个不连续的物理磁盘块组成（比如在x86系统上，一个物理页的大小是4KB，而一个块的大小一般是512字节，一般要8个左右才能填满一个块），所以页高速缓存中检测数据是否被缓存是件非常困难的事，不可用设配名和块号来做页高速缓存中数据的索引。

　　因此，Linux页高速缓存使用address_space结构体描述页高速缓存中的页面。结构如下：

　　


　　address_space结构通常会和某些内核对象关联。通常，会与一个索引节点（inode）关联，这时host域就会指向该索引节点。若关联对象不是一个索引节点的话，如swapper，host域就会被置为NULL。

　　a_ops域指向地址空间对象中的操作函数表，这与VFS对象及其操作表关系类似。操作函数表用address_space_operations结构体表示，其结构如下：

　　


　　这里面readpage()和writepage()两个方法最为重要，读操作是，如果搜索的页没有在高速缓存中，那么内核将分配一个新的页面，然后将其加入到页高速缓存中。最后，需要的数据从磁盘中读入，再被加入页高速缓存，然后返回给用户。写操作和读操作有少许不同，首先，在页高速缓存中搜索需要的页，如果不要的页不在高速缓存中，那么内核在高速缓存中新分配一空闲项，下一步，prepare_write()方法被调用，创建一个写请求，接着数据从用户空间拷贝到了内核缓冲，最后通过commit_write()函数将数据写入磁盘。

　　基树

　　页高速缓存通过两个参数——address_space对象和一个偏移量进行搜索，检索页高速缓存。因为每次页I/O操作都要进行搜索检查，所以必须要保证搜索的效率。每个address_space对象都有唯一的基树（radix tree），它保存在page_tree结构体中，基树是一个二叉树，只要指定了文件的偏移量，就可以在基树中迅速检索到希望的数据。2.6内核以前采用全局页散列表。

　　缓冲区高速缓存

　　在2.2版本的内核中，存在两个独立的磁盘缓存：页高速缓存和缓冲区高速缓存。前者缓存页，后者缓存缓冲，从2.4版本开始，统一了这两种缓存，现在Linux只有唯一的磁盘缓存——页高速缓存。

　　即使如此，内核仍然需要在内存中使用缓冲来表示磁盘块，幸好，缓冲是用页映射块的，所以它正好在页高速缓存中。

　　pdflush后台例程

　　由于页高速缓存的缓存作用，写操作实际上会被延迟。当页高速缓存中的数据比后台存储的数据更新时，则该数据被称为脏数据。在内存中累计起来的脏页最终必须被写回磁盘。在以下两种情况发生时，脏页被写回磁盘：

　　1.当空闲内存低于一个特定的阈值时，内核必须将脏页写回磁盘，以便释放内存。

　　2.当脏页在内存中驻留时间超过一个特定的阈值时，内核必须将超时的脏页写回磁盘，以确保脏页不会无限期的驻留在内存中。

　　上面两种工作的目的完全不同，在2.6内核中，由一组内核线程—pdflush后台回写例程—统一执行两种工作。前者的目的在于可用物理内存过低时，释放脏页以重新获得内存。它会一直写出数据，直到满足：

　　1.已经有指定的最小数目的页被写到磁盘

　　2.空闲内存数已经回升，超过了阈值。

　　以此来确保减轻系统内存不足的压力。

　　后者目的，pdflush后台例程会被周期性唤醒（和空闲内存是否过低无关），将那些在内存中驻留时间过长的脏页写出，确保内存中不会有长期存在的脏页。防止系统发生崩溃等造成脏数据的丢失。

　　下表列出了与pdflush相关的所有可变设置变量：



　　膝上型电脑模式

　　膝上型电脑模式是一种特殊的页回写策略，该策略主要意图是将硬件转动的机械行为最小化，允许硬盘尽肯能长时间的停滞，以此延长电池供电时间。

　　膝上型电脑模式的页回写行为与传统方式相比只有一处变化，除了当缓存中的页面太久时要执行回写脏页以外，pdflush还会找准磁盘运转的时机，把所有其他的物理磁盘I/O、刷新脏缓冲等统统写回磁盘，以便保证不会专门的为了写磁盘而去主动激活磁盘运行。

　　bdflush和kupdated

　　在2.6版本前，pdflush线程的工作分别由bdflush和kuodated两个线程共同完成的，前者完成当系统中空闲内存消耗到特定阈值一下时，进行页回写。后者是周期的执行页回写操作。

　　bdflush和pdflush的区别是只有一个bdflush后台线程，当脏数据多时，会造成阻塞。而2.6版本后，通过一个简单的算法，使得pdflush的数量可以根据页回写的时间来动态变化，提高页回写性能。

　　参考自：《Linux Kernel Development》.