Linux Kernel - The Page Cache and Page Writeback

上面解释了在读操作过程中页高速缓存的作用，那么在进程写磁盘时，比如执行 write 系统调用，缓存如何被使用呢？通常来讲，缓存一般被实现成下面三种策略之一。

第一种策略，称为不缓存（nowrite)，也就是说高速缓存不去缓存任何写操作。 当对一个缓存中的数据片进行写时，将直接跳过缓存，写到磁盘，同时也使缓存中的数据失效。 那么如果后续读操作进行时，需要再重新从磁盘中读取数据。不过这种策略很少使用，因为该策略不但不去缓存写操作，而且需要额外费力去使缓存数据失效。

第二种策略，写操作将自动更新内存缓存，同时也更新磁盘文件。 这种方式，通常称为写透缓存（write-through cache)，因为写操作会立刻穿透缓存到磁盘中。这种策略对保持缓存一致性很有好处——缓存数据时刻和后备存储保持同步，所以不需要让缓存失效，同时它的实现也最简单。

第三种策略，也是 Linux 所采用的，称为“回写（writeback）”。 在这种策略下，程序执行写操作直接写到缓存中，后端存储不会立刻直接更新，而是将页高速缓存中被写入的页面标记成“脏（dirty）”，并且被加入到脏页链表中。然后由一个进程（回写进程）周期行将脏页链表中的页写回到磁盘，从而让磁盘中的数据和内存中最终一致。最后清理“脏”页标识。注意， 这里“脏页”这个词可能引起混淆，因为实际上脏的并非页高速缓存中的数据（它们是干干净净的），而是磁盘中的数据（它们已过时了）。也许更好的描述应该是“未同步”吧。 尽管如此，我们说缓存内容是脏的，而不是说磁盘内容。回写策略通常认为要好于写透策略，因为通过延迟写磁盘，方便在以后的时间内合并更多的数据和再一次刷新。当然，其代价是实现复杂度高了许多。

缓存算法最后涉及的重要内容是缓存中的数据如何清除；或者是为更重要的缓存项腾出位置；或者是收缩缓存大小，腾出内存给其他地方使用。这个工作，也就是决定缓存中什么内容将被清除的策略，称为缓存回收策略。 Linux 的缓存回收是通过选择干净页（不脏）进行简单替换。如果缓存中没有足够的干净页面，内核将强制地进行回写操作，以腾出更多的干净可用页。 最难的事情在于决定什么页应该回收。理想的回收策略应该是回收那些以后最不可能使用的页面。当然要知道以后的事情你必须是先知。也正是这个原因，理想的回收策略称为预测算法。但这种策略太理想了，无法真正实现。

在页高速缓存中的页可能包含了多个不连续的物理磁盘块。也正是由于页面中映射的磁盘块不一定连续，所以在页高速缓存中检查特定数据是否已经被缓存是件颇为困难的工作。因为不能用设备名称和块号来做页高速缓存中的数据的索引，要不然这将是最简单的定位办法。

另外，Linux 页高速缓存对被缓存的页面范围定义非常宽泛。实际上，在最初 System V Release 4 引入页高速缓存时，仅仅只用作缓存文件系统数据，所以 SVR4 的页高速缓存使用它的等价文件对象（称为 vnode 结构体）管理页高速缓存。 Linux 页高速缓存的目标是缓存“任何基于页的对象”，这包含各种类型的文件和各种类型的内存映射。

虽然 Linux 页高速缓存可以通过扩展 inode 结构体支持页 I/O 操作，但这种做法会将页高速缓存局限于文件。 为了维持页高速缓存的普遍性（不应该将其绑定到物理文件或者 inode 结构体）, Linux 页高速缓存使用了一个新对象管理缓存项和页 I/O 操作。这个对象是 address_space 结构体。该结构体是虚拟地址 vm_area_struct 的物理地址对等体。当一个文件可以被 10 个 vm_area_struct 结构体标识（比如有 5 个进程，每个调用 mmap() 映射它两次），那么这个文件只能有一个 address_space 数据结构——也就是文件可以有多个虚拟地址，但是只能在物理内存有一份。 与 Linux 内核中其他结构一样， address_space 也是文不对题，也许更应该叫它 page_cache_entity 或者 physical_pages_of_a_file 。

该结构定义在文件<linux/fs.h>中，下面给出具体形式：

struct address_space {
    struct inode            *host;             /* owning inode */
    struct radix_tree_root  page_tree;         /* radix tree of all pages */
    spinlock_t              tree_lock;         /* page_tree lock */
    unsigned int            i_mmap_writable;   /* VM_SHARED ma count */
    struct prio_tree_root   i_mmap;            /* list of all mappings */
    struct list_head        i_mmap_nonlinear;  /* VM_NONLINEAR ma list */
    spinlock_t              i_mmap_lock;       /* i_mmap lock */
    atomic_t                truncate_count;    /* truncate re count */
    unsigned long           nrpages;           /* total number of pages */
    pgoff_t                 writeback_index;   /* writeback start offset */
    struct address_space_operations *a_ops;    /* operations table */
    unsigned long           flags;             /* gfp_mask and error flags */
    struct backing_dev_info *backing_dev_info; /* read-ahead information */
    spinlock_t              private_lock;      /* private lock */
    struct list_head        private_list;      /* private list */
    struct address_space    *assoc_mapping;    /* associated buffers */
};

其中 i_mmap 字段是一个“优先搜索树”，它的搜索范围包含了在 address_space 中所有共享的与私有的映射页面。优先搜索树是一种巧妙地将堆与基树（radix）结合的快速检索树。 回忆早些提到的：一个被缓存的文件只和一个 address_space 结构体相关联，但它可以有多个 vm_area_struct 结构体——一物理页到虚拟页是个一对多的映射。 i_mmap 字段可帮助内核高效地找到关联的被缓存文件。

address_space 页总数由 nrpages 字段描述。

address_space 结构往往会和某些内核对象关联。通常情况下，它会与一个索引节点（inode）关联，这时 host 域就会指向该索引节点；如果关联对象不是一个索引节点的话，比如 address_space 和 swapper 关联时， host 域会被置为 NULL。

膝上型计算机模式（Laptop Mode）是一种特殊的页回写策略，该策略主要意图是将硬盘转动的机械行为最小化，允许硬盘尽可能长时间地停滞，以此延长电池供电时间。该模式可通过 /proc/sys/vm/laptop_mode 文件进行配置。通常，上述配置文件内容为 0，也就是说膝上型计算机模式关闭，如果需要启用膝上型计算机模式，则向配置文件中写入 1。

膝上型计算机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旧时要执行回写脏页以外，flusher 还会找准磁盘运转的时机，把所有其他的物理磁盘 I/O、刷新脏缓冲等通通写回到磁盘，以便保证不会专门为了写磁盘而去主动激活磁盘运行。

上述回写行为变化要求 dirty_expire_interval 和 dirty_writeback_interval 两阈值必须设置得更大，比如 10 分钟。因为磁盘运转并不很频繁，所以用这样长的回写延迟就能保证膝上型计算机模式可以等到磁盘运转机会写入数据。因为关闭磁盘驱动器是节电的重要手段， Laptop Mode 可以延长膝上计算机依靠电池的续航能力。其坏处则是系统崩溃或者其他错误会使得数据丢失。

多数 Linux 发布版会在计算机接上电池或拔掉电池时，自动开启或禁止膝上型计算机模式以及其他需要的回写可调节开关。因此机器可在使用电池电源时自动进入膝上型计算机模式，而在插上交流电源时恢复到常规的页回写模式。

在 2.6 版本前，flusher 线程的工作是分别由 bdflush 和 kupdated 两个线程共同完成。当可用内存过低时，bdflush 内核线程在后台执行脏页回写操作。类似 flusher，它也有一组值参数，当系统中空闲内存消耗到特定阈值以下时，bdflush 线程就被 wakeup_bdflush() 函数唤醒。

在 2.6 内核中， buflush 和 kupdated 已让路给了 pdflush 线程 page dirty flush 的缩写。flusher 线程在 2.6.32 内核系列中取代了 pdflush 线程。

前面提到过，较新内核中没有单独的 flusher 线程了，它的工作由线程 [kworker/#.##] 来完成。