總結(jié)Linux磁盤緩存相關(guān)知識

前言

最近遇到了一起跟磁盤相關(guān)的線上故障，借此總結(jié)一下之前不太了解的Linux磁盤緩存相關(guān)的知識。

總的來說磁盤緩存出現(xiàn)的原因大概有兩個：第一是訪問磁盤的速度遠慢于訪問內(nèi)存的速度，通過在內(nèi)存中緩存磁盤內(nèi)容可以提高訪問速度；第二是根據(jù)程序的局部性原理，數(shù)據(jù)一旦被訪問過，就很有可能在短時間內(nèi)再次被訪問，所以在內(nèi)存中緩存磁盤內(nèi)容可以提高程序運行速度。

局部性原理

程序局部性原理：程序在執(zhí)行時呈現(xiàn)出局部性規(guī)律，即在一段時間內(nèi)，整個程序的執(zhí)行僅限于程序中的某一部分。相應(yīng)地，執(zhí)行所訪問的存儲空間也局限于某個內(nèi)存區(qū)域，具體來說，局部性通常有兩種形式：時間局部性和空間局部性。

時間局部性：被引用過一次的存儲器位置在未來會被多次引用。

空間局部性：如果一個存儲器的位置被引用，那么將來他附近的位置也會被引用。

頁緩存

Linux系統(tǒng)中為了減少對磁盤的IO操作，會將打開的磁盤內(nèi)容進行緩存，而緩存的地方則是物理內(nèi)存，進而將對磁盤的訪問轉(zhuǎn)換成對內(nèi)存的訪問，有效提高程序的速度。Linux的緩存方式是利用物理內(nèi)存緩存磁盤上的內(nèi)容，稱為頁緩存（page cache）。

頁緩存是由內(nèi)存中的物理頁面組成的，其內(nèi)容對應(yīng)磁盤上的物理塊。頁緩存的大小會根據(jù)系統(tǒng)的內(nèi)存空閑大小進行動態(tài)調(diào)整，它可以通過占用內(nèi)存以擴張大小，也可以自我收縮以緩解內(nèi)存使用壓力。

在虛擬內(nèi)存機制出現(xiàn)以前，操作系統(tǒng)使用塊緩存系列，但是在虛擬內(nèi)存出現(xiàn)以后，操作系統(tǒng)管理IO的粒度更大，因此采用了頁緩存機制，頁緩存是基于頁的、面向文件的緩存機制。

頁緩存的讀取

Linux系統(tǒng)在讀取文件時，會優(yōu)先從頁緩存中讀取文件內(nèi)容，如果頁緩存不存在，系統(tǒng)會先從磁盤中讀取文件內(nèi)容更新到頁緩存中，然后再從頁緩存中讀取文件內(nèi)容并返回。

大致過程如下：

• 進程調(diào)用庫函數(shù)read發(fā)起讀取文件請求

• 內(nèi)核檢查已打開的文件列表，調(diào)用文件系統(tǒng)提供的read接口

• 找到文件對應(yīng)的inode，然后計算出要讀取的具體的頁

• 通過inode查找對應(yīng)的頁緩存，1）如果頁緩存節(jié)點命中，則直接返回文件內(nèi)容；2）如果沒有對應(yīng)的頁緩存，則會產(chǎn)生一個缺頁異常（page fault）。這時系統(tǒng)會創(chuàng)建新的空的頁緩存并從磁盤中讀取文件內(nèi)容，更新頁緩存，然后重復(fù)第4步

• 讀取文件返回

所以說，所有的文件內(nèi)容的讀取，無論最初有沒有命中頁緩存，最終都是直接來源于頁緩存。

頁緩存的寫入

因為頁緩存的存在，當一個進程調(diào)用write時，對文件的更新僅僅是被寫到了文件的頁緩存中，讓后將對應(yīng)的頁標記為dirty，整個過程就結(jié)束了。Linux內(nèi)核會在周期性地將臟頁寫回到磁盤，然后清理掉dirty標識。

由于寫操作只會把變更寫入頁緩存，因此進程并不會因此為阻塞直到磁盤IO發(fā)生，如果此時計算機崩潰，寫操作的變更可能并沒有發(fā)生在磁盤上。所以對于一些要求比較嚴格的寫操作，比如數(shù)據(jù)系統(tǒng)，就需要主動調(diào)用fsync等操作及時將變更同步到磁盤上。讀操作則不同，read通常會阻塞直到進程讀取到數(shù)據(jù)，而為了減少讀操作的這種延遲，Linux系統(tǒng)還是用了“預(yù)讀”的技術(shù)，即從磁盤中讀取數(shù)據(jù)時，內(nèi)核將會多讀取一些頁到頁緩存中。

回寫線程

頁緩存的回寫是由內(nèi)核中的單獨的線程來完成的，回寫線程會在以下3種情況下進行回寫：

• 空閑內(nèi)存低于閾值時。當空閑內(nèi)存不足時，需要釋放掉一部分緩存，由于只有不臟的頁才能被釋放，所以需要把臟頁都回寫到磁盤，使其變?yōu)榭苫厥盏母蓛舻捻摗?/p>

• 臟頁在內(nèi)存中處理時間超過閾值時。這是為了確保臟頁不會無限期的留在內(nèi)存中，減少數(shù)據(jù)丟失的風(fēng)險。

• 當用戶進程調(diào)用sync和fsync系統(tǒng)調(diào)用時。這是為了給用戶進程提供強制回寫的方法，滿足回寫要求嚴格的使用場景。

回寫線程的實現(xiàn)

名稱	版本	說明
bdflush	2.6版本以前	bdflush 內(nèi)核線程在后臺運行，系統(tǒng)中只有一個 bdflush 線程，當內(nèi)存消耗到特定閥值以下時，bdflush 線程被喚醒。kupdated 周期性的運行，寫回臟頁。 但是整個系統(tǒng)僅僅只有一個 bdflush 線程，當系統(tǒng)回寫任務(wù)較重時，bdflush 線程可能會阻塞在某個磁盤的I/O上，導(dǎo)致其他磁盤的I/O回寫操作不能及時執(zhí)行。
pdflush	2.6版本引入	pdflush 線程數(shù)目是動態(tài)的，取決于系統(tǒng)的I/O負載。它是面向系統(tǒng)中所有磁盤的全局任務(wù)的。 但是由于 pdflush 是面向所有磁盤的，所以有可能出現(xiàn)多個 pdflush 線程全部阻塞在某個擁塞的磁盤上，同樣導(dǎo)致其他磁盤的I/O回寫不能及時執(zhí)行。
flusher線程	2.6.32版本以后引入	flusher 線程的數(shù)目不是唯一的，同時flusher線程不是面向所有磁盤的，而是每個flusher線程對應(yīng)一個磁盤

頁緩存的回收

Linux中頁緩存的替換邏輯是一個修改過的LRU實現(xiàn)，也稱為雙鏈策略。和以前不同，Linux維護的不再是一個LRU鏈表，而是維護兩個鏈表：活躍鏈表和非活躍鏈表。處于活躍鏈表上的頁面被認為是“熱”的且不會被換出，而在非活躍鏈表上的頁面則是可以被換出的。在活躍鏈表中的頁面必須在其被訪問時就處于非活躍鏈表中。兩個鏈表都被偽LRU規(guī)則維護：頁面從尾部加入，從頭部移除，如同隊列。兩個鏈表需要維持平衡–如果活躍鏈表變得過多而超過了非活躍鏈表，那么活躍鏈表的頭頁面將被重新移回到非活躍鏈表中，一遍能再被回收。雙鏈表策略解決了傳統(tǒng)LRU算法中對僅一次訪問的窘境。而且也更加簡單的實現(xiàn)了偽LRU語義。這種雙鏈表方式也稱作LRU/2。更普遍的是n個鏈表，故稱LRU/n。

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總結(jié)

在這次遇到的線上故障中，根本原因在于在業(yè)務(wù)邏輯中使用了臨時文件做緩存，一個臨時文件創(chuàng)建后如果在短時間內(nèi)刪除，這時候?qū)@個文件的操作都是在頁緩存內(nèi)進行，不會實際回寫到磁盤。當程序出現(xiàn)問題響應(yīng)變慢時，臨時文件存活時間變長，就可能會使其被回寫到磁盤上，導(dǎo)致磁盤壓力過大，進而影響整個系統(tǒng)。