Linux内核设计与实现之页高速缓存和页回写

pulbieup · 发表于 2021-2-19 11:06

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主要内容：

缓存简介
页高速缓存
页回写
) Y) q# Q ?/ S2 H: P# V

1. 缓存简介
在编程中，缓存是很常见也很有效的一种提高程序性能的机制。

linux内核也不例外，为了提高I/O性能，也引入了缓存机制，即将一部分磁盘上的数据缓存到内存中。

1.1 原理

之所以通过缓存能提高I/O性能是基于以下2个重要的原理：

CPU访问内存的速度远远大于访问磁盘的速度（访问速度差距不是一般的大，差好几个数量级）
数据一旦被访问，就有可能在短期内再次被访问（临时局部原理）6 [+ Q1 w5 E2 Z5 l3 N

1.2 策略

缓存的创建和读取没什么好说的，无非就是检查缓存是否存在要创建或者要读取的内容。

但是写缓存和缓存回收就需要好好考虑了，这里面涉及到「缓存内容」和「磁盘内容」同步的问题。

1.2.1 「写缓存」常见的有3种策略

不缓存(nowrite) :: 也就是不缓存写操作，当对缓存中的数据进行写操作时，直接写入磁盘，同时使此数据的缓存失效
写透缓存(write-through) :: 写数据时同时更新磁盘和缓存
回写(copy-write or write-behind) :: 写数据时直接写到缓存，由另外的进程(回写进程)在合适的时候将数据同步到磁盘$ R0 }- A' ]3 C" C: ?" }! k

3种策略的优缺点如下：

策略	复杂度	性能
不缓存	简单	缓存只用于读，对于写操作较多的I/O，性能反而会下降
写透缓存	简单	提升了读性能，写性能反而有些下降(除了写磁盘，还要写缓存)
回写	复杂	读写的性能都有提高(目前内核中采用的方法)

1.2.2 「缓存回收」的策略

最近最少使用(LRU) :: 每个缓存数据都有个时间戳，保存最近被访问的时间。回收缓存时首先回收时间戳较旧的数据。
双链策略(LRU/2) :: 基于LRU的改善策略。具体参见下面的补充说明
& E* {6 D4 o3 O" n4 ]

补充说明(双链策略):

双链策略其实就是 LRU(Least Recently Used) 算法的改进版。

它通过2个链表(活跃链表和非活跃链表)来模拟LRU的过程，目的是为了提高页面回收的性能。

页面回收动作发生时，从非活跃链表的尾部开始回收页面。

双链策略的关键就是页面如何在2个链表之间移动的。

双链策略中，每个页面都有2个标志位，分别为

PG_active - 标志页面是否活跃，也就是表示此页面是否要移动到活跃链表

PG_referenced - 表示页面是否被进程访问到

页面移动的流程如下：

当页面第一次被被访问时，PG_active 置为1，加入到活动链表
当页面再次被访问时，PG_referenced 置为1，此时如果页面在非活动链表，则将其移动到活动链表，并将PG_active置为1，PG_referenced 置为0
系统中 daemon 会定时扫描活动链表，定时将页面的 PG_referenced 位置为0
系统中 daemon 定时检查页面的 PG_referenced，如果 PG_referenced=0，那么将此页面的 PG_active 置为0，同时将页面移动到非活动链表5 J( I, n* ^2 D( f: ^$ `

2. 页高速缓存

故名思义，页高速缓存中缓存的最小单元就是内存页。

但是此内存页对应的数据不仅仅是文件系统的数据，可以是任何基于页的对象，包括各种类型的文件和内存映射。

2.1 简介

页高速缓存缓存的是具体的物理页面，与前面章节中提到的虚拟内存空间(vm_area_struct)不同，假设有进程创建了多个 vm_area_struct 都指向同一个文件，

那么这个 vm_area_struct 对应的页高速缓存只有一份。

也就是磁盘上的文件缓存到内存后，它的虚拟内存地址可以有多个，但是物理内存地址却只能有一个。

为了有效提高I/O性能，页高速缓存要需要满足以下条件：

能够快速检索需要的内存页是否存在
能够快速定位脏页面(也就是被写过，但还没有同步到磁盘上的数据)
页高速缓存被并发访问时，尽量减少并发锁带来的性能损失
/ |4 P0 R" n) O4 T n8 P

下面通过分析内核中的相应的结构体，来了解内核是如何提高 I/O性能的。

2.2 实现

实现页高速缓存的最重要的结构体要算是 address_space ，在 <linux/fs.h> 中

struct address_space {
struct inode *host; /* 拥有此 address_space 的inode对象 */
struct radix_tree_root page_tree; /* 包含全部页面的 radix 树 */
spinlock_t tree_lock; /* 保护 radix 树的自旋锁 */
unsigned int i_mmap_writable;/* VM_SHARED 计数 */
struct prio_tree_root i_mmap; /* 私有映射链表的树 */
struct list_head i_mmap_nonlinear;/* VM_NONLINEAR 链表 */
spinlock_t i_mmap_lock; /* 保护 i_map 的自旋锁 */
unsigned int truncate_count; /* 截断计数 */
unsigned long nrpages; /* 总页数 */
pgoff_t writeback_index;/* 回写的起始偏移 */
const struct address_space_operations *a_ops; /* address_space 的操作表 */
unsigned long flags; /* gfp_mask 掩码与错误标识 */
struct backing_dev_info *backing_dev_info; /* 预读信息 */
spinlock_t private_lock; /* 私有 address_space 自旋锁 */
struct list_head private_list; /* 私有 address_space 链表 */
struct address_space *assoc_mapping; /* 缓冲 */
struct mutex unmap_mutex; /* 保护未映射页的 mutux 锁 */
} __attribute__((aligned(sizeof(long))));
% Q& H' @: O i1 `; ~8 ~. u

补充说明：

inode - 如果 address_space 是由不带inode的文件系统中的文件映射的话，此字段为 null
page_tree - 这个树结构很重要，它保证了页高速缓存中数据能被快速检索到，脏页面能够快速定位。
i_mmap - 根据 vm_area_struct，能够快速的找到关联的缓存文件(即 address_space)，前面提到过， address_space 和 vm_area_struct 是一对多的关系。
其他字段主要是提供各种锁和辅助功能: j( g# B: O1 F$ A1 O

此外，对于这里出现的一种新的数据结构 radix 树，进行简要的说明。

radix树通过long型的位操作来查询各个节点，存储效率高，并且可以快速查询。

linux中 radix树相关的内容参见： include/linux/radix-tree.h 和 lib/radix-tree.c

下面根据我自己的理解，简单的说明一下radix树结构及原理。

2.2.1 首先是 radix树节点的定义

/* 源码参照 lib/radix-tree.c */
struct radix_tree_node {
unsigned int height; /* radix树的高度 */
unsigned int count; /* 当前节点的子节点数目 */
struct rcu_head rcu_head; /* RCU 回调函数链表 */
void *slots[RADIX_TREE_MAP_SIZE]; /* 节点中的slot数组 */
unsigned long tags[RADIX_TREE_MAX_TAGS][RADIX_TREE_TAG_LONGS]; /* slot标签 */
};# t" v F* H& {, f ?6 `& N

弄清楚 radix_tree_node 中各个字段的含义，也就差不多知道 radix树是怎么一回事了。

height 表示的整个 radix树的高度（即叶子节点到树根的高度），不是当前节点到树根的高度
count 这个比较好理解，表示当前节点的子节点个数，叶子节点的 count=0
rcu_head RCU发生时触发的回调函数链表
slots 每个slot对应一个子节点（叶子节点）
tags 标记子节点是否 dirty 或者 wirteback# Z, T6 [# r; ]) c2 l! z ]

2.2.2 每个叶子节点指向文件内相应偏移所对应的缓存页

比如下图表示 0x000000 至 0x11111111 的偏移范围，树的高度为4 （图是网上找的，不是自己画的）

2.2.3 radix tree 的叶子节点都对应一个二进制的整数，不是字符串，所以进行比较的时候非常快

其实叶子节点的值就是地址空间的值(一般是long型)

3. 页回写

由于目前linux内核中对于「写缓存」采用的是第3种策略，所以回写的时机就显得非常重要，回写太频繁影响性能，回写太少容易造成数据丢失。

3.1 简介

linux 页高速缓存中的回写是由内核中的一个线程(flusher 线程)来完成的，flusher 线程在以下3种情况发生时，触发回写操作。

1. 当空闲内存低于一个阀值时

空闲内存不足时，需要释放一部分缓存，由于只有不脏的页面才能被释放，所以要把脏页面都回写到磁盘，使其变成干净的页面。

2. 当脏页在内存中驻留时间超过一个阀值时

确保脏页面不会无限期的驻留在内存中，从而减少了数据丢失的风险。

3. 当用户进程调用 sync() 和 fsync() 系统调用时

给用户提供一种强制回写的方法，应对回写要求严格的场景。

页回写中涉及的一些阀值可以在 /proc/sys/vm 中找到

下表中列出的是与 pdflush(flusher 线程的一种实现) 相关的一些阀值

阀值	描述
dirty_background_ratio	占全部内存的百分比，当内存中的空闲页达到这个比例时，pdflush线程开始回写脏页
dirty_expire_interval	该数值以百分之一秒为单位，它描述超时多久的数据将被周期性执行的pdflush线程写出
dirty_ratio	占全部内存的百分比，当一个进程产生的脏页达到这个比例时，就开始被写出
dirty_writeback_interval	该数值以百分之一秒未单位，它描述pdflush线程的运行频率
laptop_mode	一个布尔值，用于控制膝上型计算机模式

3.2 实现

flusher线程的实现方法随着内核的发展也在不断的变化着。下面介绍几种在内核发展中出现的比较典型的实现方法。

1. 膝上型计算机模式

这种模式的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的停滞，以此延长电池供电时间。

该模式通过 /proc/sys/vm/laptop_mode 文件来设置。(0 - 关闭该模式 1 - 开启该模式)

2. bdflush 和 kupdated (2.6版本前 flusher 线程的实现方法)

bdflush 内核线程在后台运行，系统中只有一个 bdflush 线程，当内存消耗到特定阀值以下时，bdflush 线程被唤醒

kupdated 周期性的运行，写回脏页。

bdflush 存在的问题：

整个系统仅仅只有一个 bdflush 线程，当系统回写任务较重时，bdflush 线程可能会阻塞在某个磁盘的I/O上，

导致其他磁盘的I/O回写操作不能及时执行。

3. pdflush (2.6版本引入)

pdflush 线程数目是动态的，取决于系统的I/O负载。它是面向系统中所有磁盘的全局任务的。

pdflush 存在的问题：

pdflush的数目是动态的，一定程度上缓解了 bdflush 的问题。但是由于 pdflush 是面向所有磁盘的，

所以有可能出现多个 pdflush 线程全部阻塞在某个拥塞的磁盘上，同样导致其他磁盘的I/O回写不能及时执行。

4. flusher线程 (2.6.32版本后引入)

flusher线程改善了上面出现的问题：

首先，flusher 线程的数目不是唯一的，这就避免了 bdflush 线程的问题

其次，flusher 线程不是面向所有磁盘的，而是每个 flusher 线程对应一个磁盘，这就避免了 pdflush 线程的问题

youOK · 发表于 2021-2-19 13:11

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