頁高速緩存（cache）是Linux內核實現的一種主要磁盤緩存，通過把磁盤中的數據緩存到物理內存中，把對磁盤的訪問變成對物理內存的訪問，主要用來減少對磁盤的I/O操作。它由RAM中的物理頁組成，緩存中每一項對應著磁盤中的多個塊，每當內核開始執行一個頁I/O操作時，首先會檢查需要的數據是否在高速緩存中，如果在，那么內核就直接使用高速緩存中的數據，從而避免訪問磁盤。

高速緩存的價值在于兩個方面：第一，訪問磁盤的速度要遠遠低于訪問內存的速度，因為，在內存訪問數據比從磁盤訪問速度更快。第二，數據一旦被訪問，就很有可能在短期內再次被訪問到。如果在第一次訪問數據時緩存它，那就極有可能在短期內再次被高速緩存命中。

1 頁高速緩存

頁高速緩存緩存的是頁。Linux頁高速緩存的目標是緩存任何基于頁的對象，這包含各種類型的文件和各種類型的內存映射。為了滿足普遍性的要求，Linux頁高速緩存使用address_space結構體描述頁高速緩存中的頁面。該結構體定義在文件linux/fs.h中。

struct address_space {struct inode		*host;		/* owner: inode, block_device */struct radix_tree_root	page_tree;	/* radix tree of all pages */spinlock_t		tree_lock;	/* and spinlock protecting it */unsigned int		i_mmap_writable;/* count VM_SHARED mappings */struct prio_tree_root	i_mmap;		/* tree of private and shared mappings */struct list_head	i_mmap_nonlinear;/*list VM_NONLINEAR mappings */spinlock_t		i_mmap_lock;	/* protect tree, count, list */atomic_t		truncate_count;	/* Cover race condition with truncate */unsigned long		nrpages;	/* number of total pages */pgoff_t			writeback_index;/* writeback starts here */struct address_space_operations *a_ops;	/* methods */unsigned long		flags;		/* error bits/gfp mask */struct backing_dev_info *backing_dev_info; /* device readahead, etc */spinlock_t		private_lock;	/* for use by the address_space */struct list_head	private_list;	/* ditto */struct address_space	*assoc_mapping;	/* ditto */
} __attribute__((aligned(sizeof(long))));

i_mmap字段是一個優先搜索樹，它的搜索范圍包含了在address_space中所有共享的與私有的映射頁面。優先搜索樹是一種將堆與radix樹結合的快速檢索樹。address space空間大小由nrpages字段描述，表示共有多少頁。
address_space結構往往會和某些內核對象關聯，通常情況下會與一個索引節點關聯，這時host域就會指向該索引節點，如果關聯對象不是一個索引節點的話，host就被設置為NULL。
a_ops域指向地址空間對象中的操作函數表，操作函數表定義在linux/fs.h文件中，由address_space_operations結構體表示：

struct address_space_operations {int (*writepage)(struct page *page, struct writeback_control *wbc);int (*readpage)(struct file *, struct page *);int (*sync_page)(struct page *);/* Write back some dirty pages from this mapping. */int (*writepages)(struct address_space *, struct writeback_control *);/* Set a page dirty */int (*set_page_dirty)(struct page *page);int (*readpages)(struct file *filp, struct address_space *mapping,struct list_head *pages, unsigned nr_pages);/** ext3 requires that a successful prepare_write() call be followed* by a commit_write() call - they must be balanced*/int (*prepare_write)(struct file *, struct page *, unsigned, unsigned);int (*commit_write)(struct file *, struct page *, unsigned, unsigned);/* Unfortunately this kludge is needed for FIBMAP. Don't use it */sector_t (*bmap)(struct address_space *, sector_t);int (*invalidatepage) (struct page *, unsigned long);int (*releasepage) (struct page *, int);ssize_t (*direct_IO)(int, struct kiocb *, const struct iovec *iov,loff_t offset, unsigned long nr_segs);
};

2 基樹

每個address_space對象都有唯一的基樹（radix tree），它保存在page_tree結構體中。基樹是一個二叉樹，只要指定了文件偏移量，就可以在基樹中迅速檢索到希望的數據，頁高速緩存的搜索函數find_get_page()要調用函數radix_tree_loopup()，該函數會在指定基樹中搜索指定頁面。

基樹核心代碼的通用形式可以在文件lib/radix-tree.c中找到，要想使用基樹，需要包含頭文件linux/radix_tree.h

3 緩沖區高速緩存

現在的Linux系統中已經不再有獨立的緩沖區高速緩存了。但在2.2版本的內核中，存在兩個獨立的磁盤緩存：頁高速緩存和緩沖區高速緩存。前者緩存頁，后者緩存緩沖。兩種緩存并不同一：一個磁盤塊可以在兩種緩存中同時存在，因此需要對緩存中的同一拷貝進行很麻煩的同步操作。
在2.4版本的內核開始，統一了這兩種緩存，現在Linux只有唯一的頁高速緩存。

4 pdflush后臺例程

由于頁高速緩存的緩存作用，寫操作實際上會被延遲，當頁高速緩存中的數據比磁盤存儲的數據更新時，這時候頁高速緩存中的數據被稱為臟數據，臟數據所在的頁被稱為臟頁，這些臟頁最終必須被寫回磁盤。在以下兩種情況發送時，臟頁被寫回磁盤：

• 當空閑內存低于一個特定的閾值時，內核必須將臟頁寫回磁盤，以便釋放內存。
• 當臟頁在內存中駐留時間超過一個特定的閾值時，內核必須將超時的臟頁寫回磁盤，以確保臟頁不會無限期地駐留在內存中。

上面兩種工作的目的完全不同。在老內核中，這是由兩個獨立的內核線程分別完成（bdflush和kupdated兩個線程）的，但是在2.6內核中，由一群內核線程，pdflush后臺回寫線程同一執行兩種工作。首先，pdflush線程在系統中的空閑內存低于一個特定的閾值時，將臟頁刷新回磁盤。此目的是在可用物理內存過低時，釋放臟頁以重新獲得內存。特定的內存閾值可以通過dirty_backgriud_radio sysctl系統調用設置。當空閑內存比閾值dirty_background_ratio低時，內核便會調用wakeup_bdflush()喚醒一個pdflush線程。隨后pdflush線程進一步調用函數background_writeout()開始將臟頁回寫磁盤。函數background_writeout()需要一個長整型參數，該參數指定試圖寫回的頁面數目。函數background_writeout會連續寫出數據，直到滿足以下兩個條件：

• 已經有指定的最小數目的頁被寫出到磁盤
• 空閑內存數已經回升，超過了閾值dirty_background_ratio

上述條件確保了pdflush操作可以減輕系統中內存不足的壓力，回寫操作不會在達到這兩個條件前停止，除非pdflush寫回了所有的臟頁，沒有剩下的臟頁可以寫回了。

為了滿足第二個目標，pdflush后臺例程會被周期性喚醒，將那些在內存駐留時間過長的臟頁寫出，確保內存中不會有長期存在的臟頁。在系統啟動時，內核初始化一個定時器，讓它周期地喚醒pdflush線程，隨后使其運行函數wb_kupdate()。該函數將把所有駐留時間超過百分之drity_expire_centisece秒的臟頁寫回。然后定時器將再次被初始化為百分之drity_expire_centisece秒后喚醒pdflush線程。

pdflush線程的實現代碼在文件mm/pdflush.c中，回寫機制的實現代碼在文件mm/page-writebacke.c和fs/fs-writeback.c中。

膝上型電腦模式

膝上型電腦模式是一種特殊的頁回寫策略，該策略主要目的是將磁盤轉動的機械行為最小化，允許磁盤盡可能長時間停滯，以此延長電池供電時間。該模式可通過/proc/sys/vm/laptop_mode文件進行配置，通常，該文件內容為0，膝上電腦模式關閉，如果需要啟動，則向配置文件寫入1.

bdflush和kupdated

在2.6內核版本前，pdflush線程的工作是分別由bdflush和kupdated兩個線程共同完成。當可用內存過低時，bdflush內核線程在后臺執行臟頁回寫操作，與pdflush一樣，它也有一組閾值參數，當系統中空閑內存消耗到特定內存閾值以下時，bdflush線程就被wakeup_bdflush函數喚醒。

bdflush和pdflush之間主要有兩個區別。第一個是系統中只有一個bdflush線程，而pdflush線程的數目可以動態改變；第二個是bdflush線程基于緩沖，它將臟緩沖寫回磁盤，pdflush基于頁，它將整個臟頁寫回磁盤。

因為只有在內存過低和緩沖數量過大時，bdflush才刷新緩沖，所以kupdate線程被引入，以便周期性地寫回臟頁。

bdflush和kupdate內核線程現在完全被pdflush線程取代了。

避免擁塞的方法：使用多線程

bdflush僅僅只有一個線程，因此很有可能在頁回寫任務很重時，造成阻塞，這是因為單一的線程很可能堵塞在某個設備的已阻塞請求隊列上，而其他設備的請求隊列卻沒法得到處理。

2.6內核通過使用多個pdflush線程來解決上述問題。每個線程可以相互獨立地將臟頁刷新回磁盤，而且不同的pdflush線程處理不同的設備隊列。

通過一個簡單的算法，pdflush線程的數目可以根據系統的運行時間進行調整，如果所有已存在的pdflush線程都已經持續工作1秒以上，內核就會創建一個新的pdflush線程。線程數量最多不能超過MAX_PDFLUSH_THREADS，默認值是8.如果一個pdflush線程睡眠超過1秒，內核就會終止該線程，線程的數量最少不得小于MIN_PDFLUSH_THREADS，默認值是2.pdflush線程數量取決于頁回寫的數量和阻塞情況，動態調整。

這種方式看起來很理想，但是如果每一個pdflush線程都掛起在同一個阻塞的隊列上會怎么樣？在這種情況下，多個pdflush線程的性能并不會比單個線程提高多少，反而會造成嚴重的內存浪費。為了克服這種負面影響，pdflush線程利用阻塞避免策略，它們會積極地試圖寫回那些不屬于阻塞隊列的頁面。這樣一來，pdflush通過分派回寫工作，阻止多個線程在同一個忙設備糾纏。所以pdflush線程很忙，此時會有一個新的pdflush線程被創建，它們才是真正的繁忙。