Page Cache
- 由内存中的物理page组成，其内容对应磁盘上的block。
- page cache的大小是动态变化的。
- backing store: cache缓存的存储设备
- 一个page通常包含多个block, 而block不一定是连续的。
读Cache
当内核发起一个读请求时, 先会检查请求的数据是否缓存到了page cache中。
- 如果有，那么直接从内存中读取，不需要访问磁盘, 此即 cache hit(缓存命中)
- 如果没有, 就必须从磁盘中读取数据, 然后内核将读取的数据再缓存到cache中, 如此后续的读请求就可以命中缓存了。
page可以值缓存一个文件的部分内容, 而不需要吧整个文件都缓存进来。
写Cache
- 当内核发起一个写请求时, 也是直接往cache中写入, 后备存储中的内容不会直接更新。
- 内核会将被写入的page标记为dirty, 并将其加入到dirty list中。
- 内核会周期性地将dirty list中的page写回到磁盘上, 从而使磁盘上的数据和内存中缓存的数据一致。
Cache回收
- Page cache的另一个重要工作是释放page, 从而释放内存空间。
- cache回收的任务是选择合适的page释放
- 如果page是dirty的, 需要将page写回到磁盘中再释放。
LRU算法
- LRU(Least Recently used): 最近最少使用算法, Redis中也有此策略, 该算法在Java中可以使用LinkedHashMap进行实现。
Two-List策略
- Two-List策略维护了两个list: active list && inactive list
- 在active list上的page被认为是hot的，不能释放。
- 只有inactive list上的page可以被释放的。
- 首次缓存的数据的page会被加入到inactive list中，已经在inactive list中的page如果再次被访问，就会移入active list中。
- 两个链表都使用了伪LRU算法维护，新的page从尾部加入，移除时从头部移除
- 如果active list中page的数量远大于inactive list，那么active list头部的页面会被移入inactive list中，从而实现两个表的平衡。
Linux中Page Cache的具体实现
address_space
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 host域指向对应的inode对象，host有可能为NULL，这意味着这个address_space不是和一个文件关联，而是和swap area相关，swap是Linux中将匿名内存(比如进程的堆、栈等，没有一个文件作为back store)置换到swap area(比如swap分区)从而释放物理内存的一种机制。page_tree保存了该page cache中所有的page，使用基数树(radix Tree)来存储。i_mmap是保存了所有映射到当前page cache(物理的)的虚拟内存区域(VMA)。nrpages是当前address_space中page的数量。
address_space操作函数
- address_space中的a_ops域指向操作函数表(struct address_space_operations)，每个后备存储都要实现这个函数表。
内核使用函数表中的函数管理page cache，其中最重要的两个函数是readpage() 和writepage()
- readpage()函数
- readpage()首先会调用find_get_page(mapping, index)在page cache中寻找请求的数据
- mapping是要寻找的page cache对象，即address_space对象
- index是要读取的数据在文件中的偏移量
- 如果请求的数据不在该page cache中，那么内核就会创建一个新的page加入page cache中，并将要请求的磁盘数据缓存到该page中，同时将page返回给调用者。
- writepage()函数
- 对于文件映射, page每次修改后都会调用SetPageDirty(page)将page标识为dirty。
- 内核首先在指定的address_space寻找目标page
- 如果没有，就分配一个page并加入到page cache中，然后内核发起一个写请求将数据从用户空间拷入内核空间，最后将数据写入磁盘中。
- readpage()函数
Buffer Cache
用于表示内存到磁盘映射的buffer_head结构
每个buffer-block映射都有一个buffer_head结构，buffer_head中的b_assoc_map指向了address_space。
值得注意的是在Linux2.4中，buffer cache和 page cache之间是独立的
- 前者使用老版本的buffer_head进行存储，这导致了一个磁盘block可能在两个cache中同时存在，造成了内存的浪费。
- 2.6内核中将两者合并到了一起，使buffer_head只存储buffer-block的映射信息，不再存储block的内容, 从而减少了内存浪费。
Flusher Threads
- Page Cache推迟了文件写入后备存储的时间, 但是dirty page最终还是要被写回磁盘的。
- 内核会在以下三种情况下将dirty page 写回磁盘:
- 用户进程调用sync() 和 fsync()系统调用
- 空闲内存低于特定的阈值(threshold)
- Dirty数据在内存中驻留的时间超过一个特定的阈值
- 线程群的特点是让一个线程负责一个存储设备(比如一个磁盘驱动器)，多少个存储设备就用多少个线程, 从而避免阻塞或者竞争的情况，提高效率。
- 当空闲内存低于阈值时，内核就会调用wakeup_flusher_threads()来唤醒一个或者多个flusher线程，将数据写回磁盘。
- 为了避免dirty数据在内存中驻留过长时间(避免在系统崩溃时丢失过多数据)，内核会定期唤醒一个flusher线程，将驻留时间过长的dirty数据写回磁盘。