简介#

我们知道，Linux用cache/buffer缓存数据，且有个回刷任务在适当时候把脏数据回刷到存储介质中。什么是适当的时候？换句话说，什么时候触发回刷？是脏数据达到多少阈值还是定时触发，或者两者都有？

不同场景对触发回刷的时机的需求也不一样，对IO回刷触发时机的选择，是IO性能优化的一个重要方法。

Linux内核在/proc/sys/vm中有透出数个配置文件，可以对触发回刷的时机进行调整。内核的回刷进程是怎么运作的呢？这数个配置文件有什么作用呢？

配置概述#

在/proc/sys/vm中有以下文件与回刷脏数据密切相关：

对上述的配置文件，有几点要补充的：

1. XXX_ratio 和 XXX_bytes 是同一个配置属性的不同计算方法，优先级 XXX_bytes > XXX_ratio

2. 可用内存并不是系统所有内存，而是free pages + reclaimable pages

3. 脏数据超时表示内存中数据标识脏一定时间后，下次回刷进程工作时就必须回刷

4. 回刷进程既会定时唤醒，也会在脏数据过多时被动唤醒。

5. dirty_background_XXX与dirty_XXX的差别在于前者只是唤醒回刷进程，此时应用依然可以异步写数据到Cache，当脏数据比例继续增加，触发dirty_XXX的条件，不再支持应用异步写。

关于同步与异步IO的说明，可以看另一篇博客《Linux IO模型》

更完整的功能介绍，可以看内核文档Documentation/sysctl/vm.txt。

配置示例#

单纯的配置说明毕竟太抽象。结合网上的分享，我们看看在不同场景下，该如何配置？

场景1：尽可能不丢数据#

有些产品形态的数据非常重要，例如行车记录仪。在满足性能要求的情况下，要做到尽可能不丢失数据。

/* 此配置不一定适合您的产品，请根据您的实际情况配置 */
dirty_background_ratio = 5
dirty_ratio = 10
dirty_writeback_centisecs = 50
dirty_expire_centisecs = 100

这样的配置有以下特点：

1. 当脏数据达到可用内存的5%时唤醒回刷进程

2. 当脏数据达到可用内存的10%时，应用每一笔数据都必须同步等待

3. 每隔500ms唤醒一次回刷进程

4. 内存中脏数据存在时间超过1s则在下一次唤醒时回刷

由于发生交通事故时，行车记录仪随时可能断电，事故前1~2s的数据尤为关键。因此在保证性能满足不丢帧的情况下，尽可能回刷数据。

此配置通过减少Cache，更加频繁唤醒回刷进程的方式，尽可能让数据回刷。

此时的性能理论上会比每笔数据都O_SYNC略高，比默认配置性能低，相当于用性能换数据安全。

场景2：追求更高性能#

有些产品形态不太可能会掉电，例如服务器。此时不需要考虑数据安全问题，要做到尽可能高的IO性能。

/* 此配置不一定适合您的产品，请根据您的实际情况配置 */
dirty_background_ratio = 50
dirty_ratio = 80
dirty_writeback_centisecs = 2000
dirty_expire_centisecs = 12000

这样的配置有以下特点：

1. 当脏数据达到可用内存的50%时唤醒回刷进程

2. 当脏数据达到可用内存的80%时，应用每一笔数据都必须同步等待

3. 每隔20s唤醒一次回刷进程

4. 内存中脏数据存在时间超过120s则在下一次唤醒时回刷

与场景1相比，场景2的配置通过 增大Cache，延迟回刷唤醒时间来尽可能缓存更多数据，进而实现提高性能

场景3：突然的IO峰值拖慢整体性能#

什么是IO峰值？突然间大量的数据写入，导致瞬间IO压力飙升，导致瞬间IO性能狂跌，对行车记录仪而言，有可能触发视频丢帧。

/* 此配置不一定适合您的产品，请根据您的实际情况配置 */
dirty_background_ratio = 5
dirty_ratio = 80
dirty_writeback_centisecs = 500
dirty_expire_centisecs = 3000

这样的配置有以下特点：

1. 当脏数据达到可用内存的5%时唤醒回刷进程

2. 当脏数据达到可用内存的80%时，应用每一笔数据都必须同步等待

3. 每隔5s唤醒一次回刷进程

4. 内存中脏数据存在时间超过30s则在下一次唤醒时回刷

这样的配置，通过 增大Cache总容量，更加频繁唤醒回刷的方式，解决IO峰值的问题，此时能保证脏数据比例保持在一个比较低的水平，当突然出现峰值，也有足够的Cache来缓存数据。

内核代码实现#

知其然，亦要知其所以然。翻看内核代码，寻找配置的实现，细细品味不同配置的细微差别。

基于内核代码版本：5.5.15

sysctl文件#

在 kernel/sysctl.c中列出了所有的配置文件的信息。

static struct ctl_table vm_table[] = {
	...
	{
		.procname	= "dirty_background_ratio",
		.data		= &dirty_background_ratio,
		.maxlen		= sizeof(dirty_background_ratio),
		.mode		= 0644,
		.proc_handler	= dirty_background_ratio_handler,
		.extra1		= &zero,
		.extra2		= &one_hundred,
	},
	{
		.procname	= "dirty_ratio",
		.data		= &vm_dirty_ratio,
		.maxlen		= sizeof(vm_dirty_ratio),
		.mode		= 0644,
		.proc_handler	= dirty_ratio_handler,
		.extra1		= &zero,
		.extra2		= &one_hundred,
	},
	{
		.procname	= "dirty_writeback_centisecs",
		.data		= &dirty_writeback_interval,
		.maxlen		= sizeof(dirty_writeback_interval),
		.mode		= 0644,
		.proc_handler	= dirty_writeback_centisecs_handler,
	},
}

为了避免文章篇幅过大，我只列出了关键的3个配置项且不深入代码如何实现。

我们只需要知道，我们修改/proc/sys/vm配置项的信息，实际上修改了对应的某个全局变量的值。

每个全局变量都有默认值，追溯这些全局变量的定义

<mm/page-writeback.c>int dirty_background_ratio = 10;unsigned long dirty_background_bytes;int vm_dirty_ratio = 20;unsigned long vm_dirty_bytes;unsigned int dirty_writeback_interval = 5 * 100; /* centiseconds */unsigned int dirty_expire_interval = 30 * 100; /* centiseconds */

总结如下：

回刷进程#

通过ps aux，我们总能看到writeback的内核进程

$ ps aux | grep "writeback"root        40  0.0  0.0      0     0 ?        I<   06:44   0:00 [writeback]

这实际上是一个工作队列对应的进程，在default_bdi_init()中创建。

 /* bdi_wq serves all asynchronous writeback tasks */
 struct workqueue_struct *bdi_wq;
 static int __init default_bdi_init(void){
	...
	bdi_wq = alloc_workqueue("writeback", WQ_MEM_RECLAIM | WQ_FREEZABLE |
			WQ_UNBOUND | WQ_SYSFS, 0);
	...
}

回刷进程的核心是函数wb_workfn()，通过函数wb_init()绑定。

static int wb_init(struct bdi_writeback *wb, struct backing_dev_info *bdi		int blkcg_id, gfp_t gfp){
	...
	INIT_DELAYED_WORK(&wb->dwork, wb_workfn);
	...
}

唤醒回刷进程的操作是这样的

static void wb_wakeup(struct bdi_writeback *wb)
{
	spin_lock_bh(&wb->work_lock);	if (test_bit(WB_registered, &wb->state))
		mod_delayed_work(bdi_wq, &wb->dwork, 0);
	spin_unlock_bh(&wb->work_lock);
}

表示唤醒的回刷任务在工作队列writeback中执行，这样，就把工作队列和回刷工作绑定了。

我们暂时不探讨每次会回收了什么，关注点在于相关配置项怎么起作用。在wb_workfn()的最后，有这样的代码：

void wb_workfn(struct work_struct *work){
	...	/* 如果还有需要回收的内存，再次唤醒 */
	if (!list_empty(&wb->work_list))
		wb_wakeup(wb);	/* 如果还有脏数据，延迟唤醒 */
	else if (wb_has_dirty_io(wb) && dirty_writeback_interval)
		wb_wakeup_delayed(wb);
}static void wb_wakeup(struct bdi_writeback *wb){
	spin_lock_bh(&wb->work_lock);	if (test_bit(WB_registered, &wb->state))
		mod_delayed_work(bdi_wq, &wb->dwork, 0);
	spin_unlock_bh(&wb->work_lock);
}void wb_wakeup_delayed(struct bdi_writeback *wb){
	unsigned long timeout;	/* 在这里使用dirty_writeback_interval，设置下次唤醒时间 */
	timeout = msecs_to_jiffies(dirty_writeback_interval * 10);
	spin_lock_bh(&wb->work_lock);	if (test_bit(WB_registered, &wb->state))
		queue_delayed_work(bdi_wq, &wb->dwork, timeout);
	spin_unlock_bh(&wb->work_lock);
}

根据kernel/sysctl.c的内容，我们知道dirty_writeback_centisecs配置项对应的全局变量是dirty_writeback_interval

可以看到，dirty_writeback_interval在wb_wakeup_delayed()中起作用，在wb_workfn()的最后根据dirty_writeback_interval设置下一次唤醒时间。

我们还发现通过msecs_to_jiffies(XXX * 10)来换算单位，表示dirty_writeback_interval乘以10之后的计量单位才是毫秒msecs。怪不得说dirty_writeback_centisecs的单位是1/100秒。

脏数据量#

脏数据量通过dirty_background_XXX和dirty_XXX表示，他们又是怎么工作的呢？

根据kernel/sysctl.c的内容，我们知道dirty_background_XXX配置项对应的全局变量是dirty_background_XXX，dirty_XXX对于的全局变量是vm_dirty_XXX。

我们把目光聚焦到函数domain_dirty_limits()，通过这个函数换算脏数据阈值。

static void domain_dirty_limits(struct dirty_throttle_control *dtc){
	...	unsigned long bytes = vm_dirty_bytes;	unsigned long bg_bytes = dirty_background_bytes;	/* convert ratios to per-PAGE_SIZE for higher precision */
	unsigned long ratio = (vm_dirty_ratio * PAGE_SIZE) / 100;	unsigned long bg_ratio = (dirty_background_ratio * PAGE_SIZE) / 100;
	...	if (bytes)
		thresh = DIV_ROUND_UP(bytes, PAGE_SIZE);	else
		thresh = (ratio * available_memory) / PAGE_SIZE;	if (bg_bytes)
		bg_thresh = DIV_ROUND_UP(bg_bytes, PAGE_SIZE);	else
		bg_thresh = (bg_ratio * available_memory) / PAGE_SIZE;	if (bg_thresh >= thresh)
		bg_thresh = thresh / 2;

	dtc->thresh = thresh;
	dtc->bg_thresh = bg_thresh;
}

上面的代码体现了如下的特征

1. dirty_background_bytes/dirty_bytes的优先级高于dirty_background_ratio/dirty_ratio

2. dirty_background_bytes/ratio和dirty_bytes/ratio最终会统一换算成页做计量单位

3. dirty_background_bytes/dirty_bytes做进一除法，表示如果值为4097Bytes，换算后是2页

4. dirty_background_ratio/dirty_ratio相乘的基数是available_memory，表示可用内存

5. 如果dirty_background_XXX大于dirty_XXX，则取dirty_XXX的一半

可用内存是怎么计算来的呢？

static unsigned long global_dirtyable_memory(void){	unsigned long x;
	
	x = global_zone_page_state(NR_FREE_PAGES);	/*
	 * Pages reserved for the kernel should not be considered
	 * dirtyable, to prevent a situation where reclaim has to
	 * clean pages in order to balance the zones.
	 */
	 
	 x += global_node_page_state(NR_INACTIVE_FILE);
	 x += global_node_page_state(NR_ACTIVE_FILE); 
	 
	 if (!vm_highmem_is_dirtyable)
	 	x -= highmem_dirtyable_memory(x);	 
	 return x + 1; /* Ensure that we never return 0 */}

所以，

可用内存 = 空闲页 - 内核预留页 + 活动文件页 + 非活动文件页 ( - 高端内存)

脏数据达到阈值后是怎么触发回刷的呢？我们再看balance_dirty_pages()函数

static void balance_dirty_pages(struct bdi_writeback *wb,				unsigned long pages_dirtied){	unsigned long nr_reclaimable;   /* = file_dirty + unstable_nfs */
	...	/*
	 * Unstable writes are a feature of certain networked
	 * filesystems (i.e. NFS) in which data may have been
	 * written to the server's write cache, but has not yet
	 * been flushed to permanent storage.
	 */
	nr_reclaimable = global_node_page_state(NR_FILE_DIRTY) +
					global_node_page_state(NR_UNSTABLE_NFS);
	...	if (nr_reclaimable > gdtc->bg_thresh)
		wb_start_background_writeback(wb);
}void wb_start_background_writeback(struct bdi_writeback *wb){
	wb_wakeup(wb);
}

总结下有以下特征：

1. 可回收内存 = 文件脏页 + 文件系统不稳定页(NFS)

2. 可回收内存达到dirty_background_XXX计算的阈值，只是唤醒脏数据回刷工作后直接返回，并不会等待回收完成，最终回收工作还是看writeback进程