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  • 缓存简介
  • 页高速缓存
  • 页回写

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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:

  1. 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)
  2. 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)

 

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

 

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

 

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:

  1. 当页面第一次被被访问时,PG_active 置为1,加入到活动链表
  2. 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
  3. 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
  4. 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

参考:Linux 2.6
中的页面回收与反向映射

 

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:

  1. 能够快速检索需要的内存页是否存在
  2. 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)
  3. 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

 

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

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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))));

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补充说明:

  1. 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
  2. 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。
  3. 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。
  4. 其他字段主要是提供各种锁和辅助功能

 

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

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/* 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 */
};

View Code

 

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

 

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)

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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。

  1. 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。

  1. 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)

 

  1. 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。

 

  1. 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。

 

  1. 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

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