深入理解Linux VFS和Page Cache

VFS（虚拟文件系统层）

VFS是虚拟文件系统层（进程与文件系统之间的抽象层），与它相关的数据结构只存在于物理内存当中。其目的是屏蔽下层具体文件系统操作的差异，为上层的操作提供一个统一接口，正是由于VFS的存在，Linux中允许多个不同的文件系统共存。

VFS中包含着向物理文件系统转换的一系列数据结构，如VFS超级块、VFS的Inode、各种操作函数的转换入口等。Linux中VFS依靠四个主要的数据结构来描述其结构信息，分别为超级块、索引结点、目录项和文件对象，这些数据结构大都会与磁盘上的对应上。

• 超级块（Super Block）：超级块对象表示一个文件系统。它存储一个已安装的文件系统的控制信息，包括文件系统名称（比如Ext2）、文件系统的大小和状态、块设备的引用和元数据信息（比如空闲列表等等）。超级块与磁盘上文件系统的超级块对应。

• 索引结点（Inode）：索引结点对象存储了文件的相关元数据信息，例如：文件大小、设备标识符、用户标识符、用户组标识符等等。Inode分为两种：一种是VFS的Inode，一种是具体文件系统的Inode。前者在内存中，后者在磁盘中。所以每次其实是将磁盘中的Inode调进填充内存中的Inode，这样才是算使用了磁盘文件Inode。当创建一个文件的时候，就给文件分配了一个Inode。一个Inode只对应一个实际文件，一个文件也会只有一个Inode（Unix/Linux系统中目录也是一种文件，打开目录实际上就是打开目录文件。目录文件的结构非常简单，就是一系列目录项（dirent）的列表。每个目录项，由两部分组成：所包含文件的文件名，以及该文件名对应的inode号码）。

• 目录项（Dentry）：引入目录项对象的概念主要是出于方便查找文件的目的。不同于前面的两个对象，目录项对象只存在于内存中，实际对应的是磁盘的目录innode对象。VFS在查找的时候，根据一层一层的目录项找到对应的每个目录项的Inode，那么沿着目录项进行操作就可以找到最终的文件。

• 文件对象（File）：文件对象描述的是进程已经打开的文件。因为一个文件可以被多个进程打开，所以一个文件可以存在多个文件对象，但多个文件对象其对应的索引节点和目录项对象肯定是惟一的，关系如下图：

由于进程中File对象有独立的文件偏移量（current file offset），因此多个进程可以读写文件的不同位置的数据，但是一般不建议这样玩，因为系统不保证该情况下的写的原子性，多进程可以通过文件锁实现对文件内容的写保护。

PageCache

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。

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。

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，此时不会立即同步到磁盘，而是将写入的page设置为脏页，并将其加入dirty list中，内核会负责定期同步到磁盘保持二者一执行。

page cache另一个主要工作是回收page释放内存空间，此时会选择合适的page进行释放，如果是脏页会先同步到磁盘然后释放。此时是如何选择cache页的呢？Linux使用的策略是基于LRU改进的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。

触发脏页回写到磁盘时机如下：

• 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。

注意这里的page cache的脏页回写机制可以和mmap的脏页回写机制做下对比，mmap会在一定时间后系统自动回写脏页面到磁盘，也就是说mamp中修改过的脏页面并不会立即更新回文件中，而是有一段时间的延迟，可以调用msync()来强制同步, 这样所写的内容就能立即保存到文件里了。