綜述 Page cache是通過將磁碟中的數據緩存到記憶體中，從而減少磁碟I/O操作，從而提高性能。此外，還要確保在page cache中的數據更改時能夠被同步到磁碟上，後者被稱為page回寫（page writeback）。一個inode對應一個page cache對象，一個page cache對象 ...
綜述
Page cache是通過將磁碟中的數據緩存到記憶體中，從而減少磁碟I/O操作，從而提高性能。此外，還要確保在page cache中的數據更改時能夠被同步到磁碟上，後者被稱為page回寫（page writeback）。一個inode對應一個page cache對象，一個page cache對象包含多個物理page。
對磁碟的數據進行緩存從而提高性能主要是基於兩個因素：第一，磁碟訪問的速度比記憶體慢好幾個數量級（毫秒和納秒的差距）。第二是被訪問過的數據，有很大概率會被再次訪問。
Page Cache
Page cache由記憶體中的物理page組成，其內容對應磁碟上的block。page cache的大小是動態變化的，可以擴大，也可以在記憶體不足時縮小。cache緩存的存儲設備被稱為後備存儲（backing store），註意我們在block I/O中提到的：一個page通常包含多個block，這些block不一定是連續的。
讀Cache
當內核發起一個讀請求時（例如進程發起read()請求），首先會檢查請求的數據是否緩存到了page cache中，如果有，那麼直接從記憶體中讀取，不需要訪問磁碟，這被稱為cache命中（cache hit）。
如果cache中沒有請求的數據，即cache未命中（cache miss），就必須從磁碟中讀取數據。然後內核將讀取的數據緩存到cache中，這樣後續的讀請求就可以命中cache了。page可以只緩存一個文件部分的內容，不需要把整個文件都緩存進來。
寫Cache
當內核發起一個寫請求時（例如進程發起write()請求），同樣是直接往cache中寫入，後備存儲中的內容不會直接更新。內核會將被寫入的page標記為dirty，並將其加入dirty list中。內核會周期性地將dirty list中的page寫回到磁碟上，從而使磁碟上的數據和記憶體中緩存的數據一致。
Cache回收
Page cache的另一個重要工作是釋放page，從而釋放記憶體空間。cache回收的任務是選擇合適的page釋放，並且如果page是dirty的，需要將page寫回到磁碟中再釋放。理想的做法是釋放距離下次訪問時間最久的page，但是很明顯，這是不現實的。下麵先介紹LRU演算法，然後介紹基於LRU改進的Two-List策略，後者是Linux使用的策略。
LRU演算法
LRU（least rencently used)演算法是選擇最近一次訪問時間最靠前的page，即幹掉最近沒被光顧過的page。原始LRU演算法存在的問題是，有些文件只會被訪問一次，但是按照LRU的演算法，即使這些文件以後再也不會被訪問了，但是如果它們是剛剛被訪問的，就不會被選中。
Two-List策略
Two-List策略維護了兩個list，active list 和 inactive list。在active list上的page被認為是hot的，不能釋放。只有inactive list上的page可以被釋放的。首次緩存的數據的page會被加入到inactive list中，已經在inactive list中的page如果再次被訪問，就會移入active list中。兩個鏈表都使用了偽LRU演算法維護，新的page從尾部加入，移除時從頭部移除，就像隊列一樣。如果active list中page的數量遠大於inactive list，那麼active list頭部的頁面會被移入inactive list中，從而位置兩個表的平衡。
Page Cache在Linux中的具體實現
address_space結構
內核使用address_space結構來表示一個page cache，address_space這個名字起得很糟糕，叫page_ache_entity可能更合適。下麵是address_space的定義
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域指向對應的inode對象，host有可能為NULL，這意味著這個address_space不是和一個文件關聯，而是和swap area相關，swap是Linux中將匿名記憶體（比如進程的堆、棧等，沒有一個文件作為back store）置換到swap area（比如swap分區）從而釋放物理記憶體的一種機制。page_tree保存了該page cache中所有的page，使用基數樹(radix Tree)來存儲。i_mmap是保存了所有映射到當前page cache（物理的）的虛擬記憶體區域（VMA）。nrpages是當前address_space中page的數量。
address_space操作函數
address_space中的a_ops域指向操作函數表（struct address_space_operations），每個後備存儲都要實現這個函數表，比如ext3文件系統在fs/ext3/inode.c中實現了這個函數表。
內核使用函數表中的函數管理page cache，其中最重要的兩個函數是readpage() 和writepage()
readpage()函數
readpage()首先會調用find_get_page(mapping, index)在page cache中尋找請求的數據，mapping是要尋找的page cache對象，即address_space對象，index是要讀取的數據在文件中的偏移量。如果請求的數據不在該page cache中，那麼內核就會創建一個新的page加入page cache中，並將要請求的磁碟數據緩存到該page中，同時將page返回給調用者。
writepage() 函數
對於文件映射（host指向一個inode對象），page每次修改後都會調用SetPageDirty（page）將page標識為dirty。（個人理解swap映射的page不需要dirty，是因為不需要考慮斷電丟失數據的問題，因為記憶體的數據斷電時預設就是會失去的）內核首先在指定的address_space尋找目標page，如果沒有，就分配一個page並加入到page cache中，然後內核發起一個寫請求將數據從用戶空間拷入內核空間，最後將數據寫入磁碟中。（對從用戶空間拷貝到內核空間不是很理解，後期會重點學習Linux讀、寫文件的詳細過程然後寫一篇詳細的blog介紹）
Buffer Cache
在Block I/O的文章中提到用於表示記憶體到磁碟映射的buffer_head結構，每個buffer-block映射都有一個buffer_head結構，buffer_head中的b_assoc_map指向了address_space。在Linux2.4中，buffer cache和 page cache之間是獨立的，前者使用老版本的buffer_head進行存儲，這導致了一個磁碟block可能在兩個cache中同時存在，造成了記憶體的浪費。2.6內核中將兩者合併到了一起，使buffer_head只存儲buffer-block的映射信息，不再存儲block的內容。這樣保證一個磁碟block在記憶體中只會有一個副本，減少了記憶體浪費。
Flusher線程群（Flusher Threads）
Page cache推遲了文件寫入後備存儲的時間，但是dirty page最終還是要被寫回磁碟的。
內核在下麵三種情況下會進行會將dirty page寫回磁碟：
- 用戶進程調用sync() 和 fsync()系統調用
- 空閑記憶體低於特定的閾值（threshold）
- Dirty數據在記憶體中駐留的時間超過一個特定的閾值
線程群的特點是讓一個線程負責一個存儲設備（比如一個磁碟驅動器），多少個存儲設備就用多少個線程。這樣可以避免阻塞或者競爭的情況，提高效率。當空閑記憶體低於閾值時，內核就會調用wakeup_flusher_threads()來喚醒一個或者多個flusher線程，將數據寫回磁碟。為了避免dirty數據在記憶體中駐留過長時間（避免在系統崩潰時丟失過多數據），內核會定期喚醒一個flusher線程，將駐留時間過長的dirty數據寫回磁碟。
