1. 緩存簡介
在編程中，緩存是很常見也很有效的一種提高程序性能的機制。
linux內核也不例外，為了提高I/O性能，也引入了緩存機制，即將一部分磁盤上的數(shù)據(jù)緩存到內存中。
1.1 原理
之所以通過緩存能提高I/O性能是基于以下2個重要的原理：
CPU訪問內存的速度遠遠大于訪問磁盤的速度（訪問速度差距不是一般的大，差好幾個數(shù)量級）
數(shù)據(jù)一旦被訪問，就有可能在短期內再次被訪問（臨時局部原理）
1.2 策略
緩存的創(chuàng)建和讀取沒什么好說的，無非就是檢查緩存是否存在要創(chuàng)建或者要讀取的內容。
但是寫緩存和緩存回收就需要好好考慮了，這里面涉及到「緩存內容」和「磁盤內容」同步的問題。
1.2.1 「寫緩存」常見的有3種策略
不緩存(nowrite) :: 也就是不緩存寫操作，當對緩存中的數(shù)據(jù)進行寫操作時，直接寫入磁盤，同時使此數(shù)據(jù)的緩存失效
寫透緩存(write-through) :: 寫數(shù)據(jù)時同時更新磁盤和緩存
回寫(copy-write or write-behind) :: 寫數(shù)據(jù)時直接寫到緩存，由另外的進程(回寫進程)在合適的時候將數(shù)據(jù)同步到磁盤
3種策略的優(yōu)缺點如下：
1.2.2 「緩存回收」的策略
最近最少使用(LRU) :: 每個緩存數(shù)據(jù)都有個時間戳，保存最近被訪問的時間?；厥站彺鏁r首先回收時間戳較舊的數(shù)據(jù)。
雙鏈策略(LRU/2) :: 基于LRU的改善策略。具體參見下面的補充說明
補充說明(雙鏈策略):
雙鏈策略其實就是 LRU(Least Recently Used) 算法的改進版。
它通過2個鏈表(活躍鏈表和非活躍鏈表)來模擬LRU的過程，目的是為了提高頁面回收的性能。
頁面回收動作發(fā)生時，從非活躍鏈表的尾部開始回收頁面。
雙鏈策略的關鍵就是頁面如何在2個鏈表之間移動的。
雙鏈策略中，每個頁面都有2個標志位，分別為
PG_active - 標志頁面是否活躍，也就是表示此頁面是否要移動到活躍鏈表
PG_referenced - 表示頁面是否被進程訪問到
頁面移動的流程如下：
當頁面第一次被被訪問時，PG_active 置為1，加入到活動鏈表
當頁面再次被訪問時，PG_referenced 置為1，此時如果頁面在非活動鏈表，則將其移動到活動鏈表，并將PG_active置為1，PG_referenced 置為0
系統(tǒng)中 daemon 會定時掃描活動鏈表，定時將頁面的 PG_referenced 位置為0
系統(tǒng)中 daemon 定時檢查頁面的 PG_referenced，如果 PG_referenced=0，那么將此頁面的 PG_active 置為0，同時將頁面移動到非活動鏈表
2. 頁高速緩存
故名思義，頁高速緩存中緩存的最小單元就是內存頁。
但是此內存頁對應的數(shù)據(jù)不僅僅是文件系統(tǒng)的數(shù)據(jù)，可以是任何基于頁的對象，包括各種類型的文件和內存映射。
2.1 簡介
頁高速緩存緩存的是具體的物理頁面，與前面章節(jié)中提到的虛擬內存空間(vm_area_struct)不同，假設有進程創(chuàng)建了多個 vm_area_struct 都指向同一個文件，
那么這個 vm_area_struct 對應的 頁高速緩存只有一份。
也就是磁盤上的文件緩存到內存后，它的虛擬內存地址可以有多個，但是物理內存地址卻只能有一個。
為了有效提高I/O性能，頁高速緩存要需要滿足以下條件：
能夠快速檢索需要的內存頁是否存在
能夠快速定位 臟頁面(也就是被寫過，但還沒有同步到磁盤上的數(shù)據(jù))
頁高速緩存被并發(fā)訪問時，盡量減少并發(fā)鎖帶來的性能損失
下面通過分析內核中的相應的結構體，來了解內核是如何提高 I/O性能的。
2.2 實現(xiàn)
實現(xiàn)頁高速緩存的最重要的結構體要算是 address_space ，在?<linux/fs.h>?中
struct address_space {
? ? struct inode? ? ? ? *host;? ? ? ? /* 擁有此 address_space 的inode對象 */
? ? struct radix_tree_root? ? page_tree;? ? /* 包含全部頁面的 radix 樹 */
? ? spinlock_t? ? ? ? tree_lock;? ? /* 保護 radix 樹的自旋鎖 */
? ? unsigned int? ? ? ? i_mmap_writable;/* VM_SHARED 計數(shù) */
? ? struct prio_tree_root? ? i_mmap;? ? ? ? /* 私有映射鏈表的樹 */
? ? struct list_head? ? i_mmap_nonlinear;/* VM_NONLINEAR 鏈表 */
? ? spinlock_t? ? ? ? i_mmap_lock;? ? /* 保護 i_map 的自旋鎖 */
? ? unsigned int? ? ? ? truncate_count;? ? /* 截斷計數(shù) */
? ? unsigned long? ? ? ? nrpages;? ? /* 總頁數(shù) */
? ? pgoff_t? ? ? ? ? ? writeback_index;/* 回寫的起始偏移 */
? ? const struct address_space_operations *a_ops;? ? /* address_space 的操作表 */
? ? unsigned long? ? ? ? flags;? ? ? ? /* gfp_mask 掩碼與錯誤標識 */
? ? struct backing_dev_info *backing_dev_info; /* 預讀信息 */
? ? spinlock_t? ? ? ? private_lock;? ? /* 私有 address_space 自旋鎖 */
? ? struct list_head? ? private_list;? ? /* 私有 address_space 鏈表 */
? ? struct address_space? ? *assoc_mapping;? ? /* 緩沖 */
? ? struct mutex? ? ? ? unmap_mutex;? ? /* 保護未映射頁的 mutux 鎖 */
} __attribute__((aligned(sizeof(long))));
補充說明：
inode - 如果 address_space 是由不帶inode的文件系統(tǒng)中的文件映射的話，此字段為 null
page_tree - 這個樹結構很重要，它保證了頁高速緩存中數(shù)據(jù)能被快速檢索到，臟頁面能夠快速定位。
i_mmap - 根據(jù) vm_area_struct，能夠快速的找到關聯(lián)的緩存文件(即 address_space)，前面提到過， address_space 和 vm_area_struct 是 一對多的關系。
其他字段主要是提供各種鎖和輔助功能
此外，對于這里出現(xiàn)的一種新的數(shù)據(jù)結構 radix 樹，進行簡要的說明。
radix樹通過long型的位操作來查詢各個節(jié)點， 存儲效率高，并且可以快速查詢。
linux中 radix樹相關的內容參見：?include/linux/radix-tree.h?和?lib/radix-tree.c
下面根據(jù)我自己的理解，簡單的說明一下radix樹結構及原理。
2.2.1 首先是 radix樹節(jié)點的定義
/* 源碼參照 lib/radix-tree.c */
struct radix_tree_node {
? ? unsigned int? ? height;? ? ? ? /* radix樹的高度 */
? ? unsigned int? ? count;? ? ? /* 當前節(jié)點的子節(jié)點數(shù)目 */
? ? struct rcu_head? ? rcu_head;? /* RCU 回調函數(shù)鏈表 */
? ? void? ? ? ? *slots[RADIX_TREE_MAP_SIZE]; /* 節(jié)點中的slot數(shù)組 */
? ? unsigned long? ? tags[RADIX_TREE_MAX_TAGS][RADIX_TREE_TAG_LONGS]; /* slot標簽 */
};
弄清楚 radix_tree_node 中各個字段的含義，也就差不多知道 radix樹是怎么一回事了。
height 表示的整個 radix樹的高度（即葉子節(jié)點到樹根的高度）， 不是當前節(jié)點到樹根的高度
count 這個比較好理解，表示當前節(jié)點的子節(jié)點個數(shù)，葉子節(jié)點的 count=0
rcu_head RCU發(fā)生時觸發(fā)的回調函數(shù)鏈表
slots 每個slot對應一個子節(jié)點（葉子節(jié)點）
tags 標記子節(jié)點是否 dirty 或者 wirteback
2.2.2 每個葉子節(jié)點指向文件內相應偏移所對應的緩存頁
比如下圖表示 0x000000 至 0x11111111 的偏移范圍，樹的高度為4 （圖是網(wǎng)上找的，不是自己畫的）
2.2.3 radix tree 的葉子節(jié)點都對應一個二進制的整數(shù)，不是字符串，所以進行比較的時候非常快
其實葉子節(jié)點的值就是地址空間的值(一般是long型)
3. 頁回寫
由于目前l(fā)inux內核中對于「寫緩存」采用的是第3種策略，所以回寫的時機就顯得非常重要，回寫太頻繁影響性能，回寫太少容易造成數(shù)據(jù)丟失。
3.1 簡介
linux 頁高速緩存中的回寫是由內核中的一個線程(flusher 線程)來完成的，flusher 線程在以下3種情況發(fā)生時，觸發(fā)回寫操作。
1. 當空閑內存低于一個閥值時
空閑內存不足時，需要釋放一部分緩存，由于只有不臟的頁面才能被釋放，所以要把臟頁面都回寫到磁盤，使其變成干凈的頁面。
2. 當臟頁在內存中駐留時間超過一個閥值時
確保臟頁面不會無限期的駐留在內存中，從而減少了數(shù)據(jù)丟失的風險。
3. 當用戶進程調用 sync() 和 fsync() 系統(tǒng)調用時
給用戶提供一種強制回寫的方法，應對回寫要求嚴格的場景。
頁回寫中涉及的一些閥值可以在?/proc/sys/vm?中找到
下表中列出的是與 pdflush(flusher 線程的一種實現(xiàn)) 相關的一些閥值
閥值描述
dirty_background_ratio占全部內存的百分比，當內存中的空閑頁達到這個比例時，pdflush線程開始回寫臟頁
dirty_expire_interval該數(shù)值以百分之一秒為單位，它描述超時多久的數(shù)據(jù)將被周期性執(zhí)行的pdflush線程寫出
dirty_ratio占全部內存的百分比，當一個進程產(chǎn)生的臟頁達到這個比例時，就開始被寫出
dirty_writeback_interval該數(shù)值以百分之一秒未單位，它描述pdflush線程的運行頻率
laptop_mode一個布爾值，用于控制膝上型計算機模式
3.2 實現(xiàn)
flusher線程的實現(xiàn)方法隨著內核的發(fā)展也在不斷的變化著。下面介紹幾種在內核發(fā)展中出現(xiàn)的比較典型的實現(xiàn)方法。
1. 膝上型計算機模式
這種模式的意圖是將硬盤轉動的機械行為最小化，允許硬盤盡可能長時間的停滯，以此延長電池供電時間。
該模式通過 /proc/sys/vm/laptop_mode 文件來設置。(0 - 關閉該模式 1 - 開啟該模式)
2. bdflush 和 kupdated (2.6版本前 flusher 線程的實現(xiàn)方法)
bdflush 內核線程在后臺運行，系統(tǒng)中只有一個 bdflush 線程，當內存消耗到特定閥值以下時，bdflush 線程被喚醒
kupdated 周期性的運行，寫回臟頁。
bdflush 存在的問題：
整個系統(tǒng)僅僅只有一個 bdflush 線程，當系統(tǒng)回寫任務較重時，bdflush 線程可能會阻塞在某個磁盤的I/O上，
導致其他磁盤的I/O回寫操作不能及時執(zhí)行。
3. pdflush (2.6版本引入)
pdflush 線程數(shù)目是動態(tài)的，取決于系統(tǒng)的I/O負載。它是面向系統(tǒng)中所有磁盤的全局任務的。
pdflush 存在的問題：
pdflush的數(shù)目是動態(tài)的，一定程度上緩解了 bdflush 的問題。但是由于 pdflush 是面向所有磁盤的，
所以有可能出現(xiàn)多個 pdflush 線程全部阻塞在某個擁塞的磁盤上，同樣導致其他磁盤的I/O回寫不能及時執(zhí)行。
4. flusher線程 (2.6.32版本后引入)
flusher線程改善了上面出現(xiàn)的問題：
首先，flusher 線程的數(shù)目不是唯一的，這就避免了 bdflush 線程的問題
其次，flusher 線程不是面向所有磁盤的，而是每個 flusher 線程對應一個磁盤，這就避免了 pdflush 線程的問題
【文章福利】小生推薦自己的Linux后臺/內核技術交流群【 318652197】整理了一些個人覺得比較好的學習書籍，視頻資料共享在群文件里面，有需要的自行添加哦！?。∏?00名進群領取，額外贈送一份價值699的內核資料包（含視頻、電子書、實戰(zhàn)項目及代碼）
