综述

Page cache是通过将磁盘中的数据缓存到内存中，从而减少磁盘I/O操作，从而提高性能。此外，还要确保在page cache中的数据更改时能够被同步到磁盘上，后者被称为page回写（page writeback）。一个inode对应一个page cache对象，一个page cache对象包含多个物理page。

对磁盘的数据进行缓存从而提高性能主要是基于两个因素：第一，磁盘访问的速度比内存慢好几个数量级（毫秒和纳秒的差距）。第二是被访问过的数据，有很大概率会被再次访问。

Page Cache

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，可以扩大，也可以在内存不足时缩小。cache缓存的存储设备被称为后备存储（backing store），注意我们在block I/O中提到的：一个page通常包含多个block，这些block不一定是连续的。

读Cache

当内核发起一个读请求时（例如进程发起read()请求），首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，这被称为cache命中（cache hit）。

如果cache中没有请求的数据，即cache未命中（cache miss），就必须从磁盘中读取数据。然后内核将读取的数据缓存到cache中，这样后续的读请求就可以命中cache了。page可以只缓存一个文件部分的内容，不需要把整个文件都缓存进来。

写Cache

当内核发起一个写请求时（例如进程发起write()请求），同样是直接往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，并且如果page是dirty的，需要将page写回到磁盘中再释放。理想的做法是释放距离下次访问时间最久的page，但是很明显，这是不现实的。下面先介绍LRU算法，然后介绍基于LRU改进的Two-List策略，后者是Linux使用的策略。

LRU算法

LRU（least rencently used)算法是选择最近一次访问时间最靠前的page，即干掉最近没被光顾过的page。原始LRU算法存在的问题是，有些文件只会被访问一次，但是按照LRU的算法，即使这些文件以后再也不会被访问了，但是如果它们是刚刚被访问的，就不会被选中。

Two-List策略

Two-List策略维护了两个list，active list 和 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，就像队列一样。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，从而位置两个表的平衡。

Page Cache在Linux中的具体实现

address_space结构

内核使用address_space结构来表示一个page cache，address_space这个名字起得很糟糕，叫page_ache_entity可能更合适。下面是address_space的定义

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，比如ext3文件系统在fs/ext3/inode.c中实现了这个函数表。

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（host指向一个inode对象），page每次修改后都会调用SetPageDirty（page）将page标识为dirty。（个人理解swap映射的page不需要dirty，是因为不需要考虑断电丢失数据的问题，因为内存的数据断电时默认就是会失去的）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。（对从用户空间拷贝到内核空间不是很理解，后期会重点学习Linux读、写文件的详细过程然后写一篇详细的blog介绍）

Buffer Cache

在Block I/O的文章中提到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。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。这样保证一个磁盘block在内存中只会有一个副本，减少了内存浪费。

Flusher线程群（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。

内核在下面三种情况下会进行会将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。这样可以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。