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本篇文章给大家分享的是有关怎么理解 Linux 的 Cache 和 Buffer,丸趣 TV 小编觉得挺实用的,因此分享给大家学习,希望大家阅读完这篇文章后可以有所收获,话不多说,跟着丸趣 TV 小编一起来看看吧。
首先说明,本文讨论的 cache 指的是 Linux 中的 page cache,buffer 指的是 buffer cache,也即 cat /proc/meminfo 中显示的 cache 和 buffer。
我们知道,Linux 下频繁存取文件或单个大文件时物理内存会很快被用光,当程序结束后内存不会被正常释放而是一直作为 cahce 占着内存。因此系统经常会因为这点导致 OOM 产生,尤其在等大压力场景下概率较高,此时,第一时间查看 cache 和 buffer 内存是非常高的。此类问题目前尚未有一个很好的解决方案,以往遇到大多会做规避处理,因此本案尝试给出一个分析和解决的思路。
解决该问题的关键是理解什么是 cache 和 buffer,什么时候消耗在哪里以及如何控制 cache 和 buffer,所以本问主要围绕这几点展开。整个讨论过程尽量先从内核源码分析入手,然后提炼 APP 相关接口并进行实际操作验证,最后总结给出应用程序的编程建议。
可以通过 free 或者 cat /proc/meminfo 查看到系统的 buffer 和 cache 情况。
free 命令的全解析
1. Cache 和 Buffer 分析
从 cat /proc/meminfo 入手,先看看该接口的实现:
static int meminfo_proc_show(struct seq_file *m, void *v) { hellip; hellip; cached = global_page_state(NR_FILE_PAGES) - total_swapcache_pages() - i.bufferram; if (cached 0) cached = 0; hellip; hellip; seq_printf(m, MemTotal: %8lu kB\n MemFree: %8lu kB\n Buffers: %8lu kB\n Cached: %8lu kB\n hellip; hellip; , K(i.totalram), K(i.freeram), K(i.bufferram), K(cached), hellip; hellip; ); hellip; hellip; }
其中,内核中以页框为单位,通过宏 K 转化成以 KB 为单位输出。这些值是通过 si_meminfo 来获取的:
void si_meminfo(struct sysinfo *val) { val- totalram = totalram_pages; val- sharedram = 0; val- freeram = global_page_state(NR_FREE_PAGES); val- bufferram = nr_blockdev_pages(); val- totalhigh = totalhigh_pages; val- freehigh = nr_free_highpages(); val- mem_unit = PAGE_SIZE; }
其中 bufferram 来自于 nr_blockdev_pages(),该函数计算块设备使用的页框数,遍历所有块设备,将使用的页框数相加。而不包含普通文件使用的页框数。
long nr_blockdev_pages(void) { struct block_device *bdev; long ret = 0; spin_lock( bdev_lock); list_for_each_entry(bdev, all_bdevs, bd_list) { ret += bdev- bd_inode- i_mapping- nrpages; } spin_unlock(bdev_lock); return ret; }
从以上得出 meminfo 中 cache 和 buffer 的来源:
Buffer 就是块设备占用的页框数量;
Cache 的大小为内核总的 page cache 减去 swap cache 和块设备占用的页框数量,实际上 cache 即为普通文件的占用的 page cache。
通过内核代码分析 (这里略过复杂的内核代码分析),虽然两者在实现上差别不是很大,都是通过 address_space 对象进行管理的,但是 page cache 是对文件数据的缓存而 buffer cache 是对块设备数据的缓存。对于每个块设备都会分配一个 def_blk_ops 的文件操作方法,这是设备的操作方法,在每个块设备的 inode(bdev 伪文件系统的 inode) 下面会存在一个 radix tree,这个 radix tree 下面将会放置缓存数据的 page 页。这个 page 的数量将会在 cat /proc/meminfobuffer 一栏中显示。也就是在没有文件系统的情况下,采用 dd 等工具直接对块设备进行操作的数据会缓存到 buffer cache 中。如果块设备做了文件系统,那么文件系统中的文件都有一个 inode,这个 inode 会分配 ext3_ops 之类的操作方法,这些方法是文件系统的方法,在这个 inode 下面同样存在一个 radix tree,这里也会缓存文件的 page 页,缓存页的数量在 cat /proc/meminfo 的 cache 一栏进行统计。此时对文件操作,那么数据大多会缓存到 page cache, 不多的是文件系统文件的元数据会缓存到 buffer cache。
这里, 我们使用 cp 命令拷贝一个 50MB 的文件操作, 内存会发生什么变化:
[root nfs_dir] # ll -h file_50MB.bin -rw-rw-r-- 1 4104 4106 50.0M Feb 24 2016 file_50MB.bin [root nfs_dir] # cat /proc/meminfo MemTotal: 90532 kB MemFree: 65696 kB Buffers: 0 kB Cached: 8148 kB hellip; hellip; [root@test nfs_dir] # cp file_50MB.bin / [root@test nfs_dir] # cat /proc/meminfo MemTotal: 90532 kB MemFree: 13012 kB Buffers: 0 kB Cached: 60488 kB
可以看到 cp 命令前后,MemFree 从 65696 kB 减少为 13012 kB,Cached 从 8148 kB 增大为 60488 kB,而 Buffers 却不变。那么过一段时间,Linux 会自动释放掉所用的 cache 内存吗? 一个小时后查看 proc/meminfo 显示 cache 仍然没有变化。
接着,我们看下使用 dd 命令对块设备写操作前后的内存变化:
[0225_19:10:44:10s][root@test nfs_dir] # cat /proc/meminfo [0225_19:10:44:10s]MemTotal: 90532 kB [0225_19:10:44:10s]MemFree: 58988 kB [0225_19:10:44:10s]Buffers: 0 kB [0225_19:10:44:10s]Cached: 4144 kB ...... ...... [0225_19:11:13:11s][root@test nfs_dir] # dd if=/dev/zero of=/dev/h_sda bs=10M count=2000 [0225_19:11:17:11s][root@test nfs_dir] # cat /proc/meminfo [0225_19:11:17:11s]MemTotal: 90532 kB [0225_19:11:17:11s]MemFree: 11852 kB [0225_19:11:17:11s]Buffers: 36224 kB [0225_19:11:17:11s]Cached: 4148 kB ...... ...... [0225_19:11:21:11s][root@test nfs_dir] # cat /proc/meminfo [0225_19:11:21:11s]MemTotal: 90532 kB [0225_19:11:21:11s]MemFree: 11356 kB [0225_19:11:21:11s]Buffers: 36732 kB [0225_19:11:21:11s]Cached: 4148kB ...... ...... [0225_19:11:41:11s][root@test nfs_dir] # cat /proc/meminfo [0225_19:11:41:11s]MemTotal: 90532 kB [0225_19:11:41:11s]MemFree: 11864 kB [0225_19:11:41:11s]Buffers: 36264 kB [0225_19:11:41:11s]Cached: 4148 kB hellip;.. hellip; hellip;
裸写块设备前 Buffs 为 0,裸写硬盘过程中每隔一段时间查看内存信息发现 Buffers 一直在增加,空闲内存越来越少,而 Cached 数量一直保持不变。
总结:
通过代码分析及实际操作,我们理解了 buffer cache 和 page cache 都会占用内存,但也看到了两者的差别。page cache 针对文件的 cache,buffer 是针对块设备数据的 cache。Linux 在可用内存充裕的情况下,不会主动释放 page cache 和 buffer cache。
2. 使用 posix_fadvise 控制 Cache
在 Linux 中文件的读写一般是通过 buffer io 方式,以便充分利用到 page cache。
Buffer IO 的特点是读的时候,先检查页缓存里面是否有需要的数据,如果没有就从设备读取,返回给用户的同时,加到缓存一份; 写的时候,直接写到缓存去,再由后台的进程定期刷到磁盘去。这样的机制看起来非常的好,实际也能提高文件读写的效率。
但是当系统的 IO 比较密集时,就会出问题。当系统写的很多,超过了内存的某个上限时,后台的回写线程就会出来回收页面,但是一旦回收的速度小于写入的速度,就会触发 OOM。最关键的是整个过程由内核参与,用户不好控制。
那么到底如何才能有效的控制 cache 呢?
目前主要由两种方法来规避风险:
走 direct io;
走 buffer io,但是定期清除无用 page cache;
这里当然讨论的是第二种方式,即在 buffer io 方式下如何有效控制 page cache。
在程序中只要知道文件的句柄,就能用:
int posix_fadvise(int fd, off_t offset, off_t len, int advice);
POSIX_FADV_DONTNEED (该文件在接下来不会再被访问),但是曾有开发人员反馈怀疑该接口的有效性。那么该接口确实有效吗? 首先,我们查看 mm/fadvise.c 内核代码来看 posix_fadvise 是如何实现的:
/* * POSIX_FADV_WILLNEED could set PG_Referenced, and POSIX_FADV_NOREUSE could * deactivate the pages and clear PG_Referenced. */ SYSCALL_DEFINE4(fadvise64_64, int, fd, loff_t, offset, loff_t, len, int, advice) { hellip; hellip; hellip; hellip; /* = 将指定范围内的数据从 page cache 中换出 */ case POSIX_FADV_DONTNEED: /* = 如果后备设备不忙的话,先调用__filemap_fdatawrite_range 把脏页面刷掉 */ if (!bdi_write_congested(mapping- backing_dev_info)) /* = WB_SYNC_NONE: 不是同步等待页面刷新完成,只是提交了 */ /* = 而 fsync 和 fdatasync 是用 WB_SYNC_ALL 参数等到完成才返回的 */ __filemap_fdatawrite_range(mapping, offset, endbyte, WB_SYNC_NONE); /* First and last FULL page! */ start_index = (offset+(PAGE_CACHE_SIZE-1)) PAGE_CACHE_SHIFT; end_index = (endbyte PAGE_CACHE_SHIFT); /* = 接下来清除页面缓存 */ if (end_index = start_index) { unsigned long count = invalidate_mapping_pages(mapping, start_index, end_index); /* * If fewer pages were invalidated than expected then * it is possible that some of the pages were on * a per-cpu pagevec for a remote CPU. Drain all * pagevecs and try again. */ if (count (end_index - start_index + 1)) { lru_add_drain_all(); invalidate_mapping_pages(mapping, start_index, end_index); } } break; hellip; hellip; hellip; hellip; }
我们可以看到如果后台系统不忙的话,会先调用__filemap_fdatawrite_range 把脏页面刷掉,刷页面用的参数是是 WB_SYNC_NONE,也就是说不是同步等待页面刷新完成,提交完写脏页后立即返回了。
然后再调 invalidate_mapping_pages 清除页面,回收内存:
/* = 清除缓存页(除了脏页、上锁的、正在回写的或映射在页表中的)*/ unsigned long invalidate_mapping_pages(struct address_space *mapping, pgoff_t start, pgoff_t end) { struct pagevec pvec; pgoff_t index = start; unsigned long ret; unsigned long count = 0; int i; /* * Note: this function may get called on a shmem/tmpfs mapping: * pagevec_lookup() might then return 0 prematurely (because it * got a gangful of swap entries); but it s hardly worth worrying * about - it can rarely have anything to free from such a mapping * (most pages are dirty), and already skips over any difficulties. */ pagevec_init(pvec, 0); while (index = end pagevec_lookup( pvec, mapping, index, min(end - index, (pgoff_t)PAGEVEC_SIZE - 1) + 1)) { mem_cgroup_uncharge_start(); for (i = 0; i pagevec_count( pvec); i++) { struct page *page = pvec.pages[i]; /* We rely upon deletion not changing page- index */ index = page- index; if (index end) break; if (!trylock_page(page)) continue; WARN_ON(page- index != index); /* = 无效一个文件的缓存 */ ret = invalidate_inode_page(page); unlock_page(page); /* * Invalidation is a hint that the page is no longer * of interest and try to speed up its reclaim. */ if (!ret) deactivate_page(page); count += ret; } pagevec_release(pvec); mem_cgroup_uncharge_end(); cond_resched(); index++; } return count; } /* * Safely invalidate one page from its pagecache mapping. * It only drops clean, unused pages. The page must be locked. * * Returns 1 if the page is successfully invalidated, otherwise 0. */ /* = 无效一个文件的缓存 */ int invalidate_inode_page(struct page *page) { struct address_space *mapping = page_mapping(page); if (!mapping) return 0; /* = 若当前页是脏页或正在写回的页,直接返回 */ if (PageDirty(page) || PageWriteback(page)) return 0; /* = 若已经被映射到页表了,则直接返回 */ if (page_mapped(page)) return 0; /* = 如果满足了以上条件就调用 invalidate_complete_page 继续 */ return invalidate_complete_page(mapping, page); } 从上面的代码可以看到清除相关的页面要满足二个条件: 1. 不脏且没在回写; 2. 未被使用。如果满足了这二个条件就调用 invalidate_complete_page 继续: /* = 无效一个完整的页 */ static int invalidate_complete_page(struct address_space *mapping, struct page *page) { int ret; if (page- mapping != mapping) return 0; if (page_has_private(page) !try_to_release_page(page, 0)) return 0; /* = 若满足以上更多条件,则从地址空间中解除该页 */ ret = remove_mapping(mapping, page); return ret; } /* * Attempt to detach a locked page from its - mapping. If it is dirty or if * someone else has a ref on the page, abort and return 0. If it was * successfully detached, return 1. Assumes the caller has a single ref on * this page. */ /* = 从地址空间中解除该页 */ int remove_mapping(struct address_space *mapping, struct page *page) { if (__remove_mapping(mapping, page)) { /* * Unfreezing the refcount with 1 rather than 2 effectively * drops the pagecache ref for us without requiring another * atomic operation. */ page_unfreeze_refs(page, 1); return 1; } return 0; } /* * Same as remove_mapping, but if the page is removed from the mapping, it * gets returned with a refcount of 0. */ /* = 从地址空间中解除该页 */ static int __remove_mapping(struct address_space *mapping, struct page *page) { BUG_ON(!PageLocked(page)); BUG_ON(mapping != page_mapping(page)); spin_lock_irq(mapping- tree_lock); /* * The non racy check for a busy page. * * Must be careful with the order of the tests. When someone has * a ref to the page, it may be possible that they dirty it then * drop the reference. So if PageDirty is tested before page_count * here, then the following race may occur: * * get_user_pages(page); * [user mapping goes away] * write_to(page); * !PageDirty(page) [good] * SetPageDirty(page); * put_page(page); * !page_count(page) [good, discard it] * * [oops, our write_to data is lost] * * Reversing the order of the tests ensures such a situation cannot * escape unnoticed. The smp_rmb is needed to ensure the page- flags * load is not satisfied before that of page- _count. * * Note that if SetPageDirty is always performed via set_page_dirty, * and thus under tree_lock, then this ordering is not required. */ if (!page_freeze_refs(page, 2)) goto cannot_free; /* note: atomic_cmpxchg in page_freeze_refs provides the smp_rmb */ if (unlikely(PageDirty(page))) { page_unfreeze_refs(page, 2); goto cannot_free; } if (PageSwapCache(page)) { swp_entry_t swap = { .val = page_private(page) }; __delete_from_swap_cache(page); spin_unlock_irq(mapping- tree_lock); swapcache_free(swap, page); } else { void (*freepage)(struct page *); freepage = mapping- a_ops- freepage; /* = 从页缓存中删除和释放该页 */ __delete_from_page_cache(page); spin_unlock_irq(mapping- tree_lock); mem_cgroup_uncharge_cache_page(page); if (freepage != NULL) freepage(page); } return 1; cannot_free: spin_unlock_irq(mapping- tree_lock); return 0; } /* * Delete a page from the page cache and free it. Caller has to make * sure the page is locked and that nobody else uses it - or that usage * is safe. The caller must hold the mapping s tree_lock. */ /* = 从页缓存中删除和释放该页 */ void __delete_from_page_cache(struct page *page) { struct address_space *mapping = page- mapping; trace_mm_filemap_delete_from_page_cache(page); /* * if we re uptodate, flush out into the cleancache, otherwise * invalidate any existing cleancache entries. We can t leave * stale data around in the cleancache once our page is gone */ if (PageUptodate(page) PageMappedToDisk(page)) cleancache_put_page(page); else cleancache_invalidate_page(mapping, page); radix_tree_delete(mapping- page_tree, page- index); /* = 解除与之绑定的地址空间结构 */ page- mapping = NULL; /* Leave page- index set: truncation lookup relies upon it */ /* = 减少地址空间中的页计数 */ mapping- nrpages--; __dec_zone_page_state(page, NR_FILE_PAGES); if (PageSwapBacked(page)) __dec_zone_page_state(page, NR_SHMEM); BUG_ON(page_mapped(page)); /* * Some filesystems seem to re-dirty the page even after * the VM has canceled the dirty bit (eg ext3 journaling). * * Fix it up by doing a final dirty accounting check after * having removed the page entirely. */ if (PageDirty(page) mapping_cap_account_dirty(mapping)) { dec_zone_page_state(page, NR_FILE_DIRTY); dec_bdi_stat(mapping- backing_dev_info, BDI_RECLAIMABLE); } }
看到这里我们就明白了:为什么使用了 posix_fadvise 后相关的内存没有被释放出来:页面还脏是最关键的因素。
但是我们如何保证页面全部不脏呢?fdatasync 或者 fsync 都是选择, 或者 Linux 下新系统调用 sync_file_range 都是可用的,这几个都是使用 WB_SYNC_ALL 模式强制要求回写完毕才返回的。所以应该这样做:
fdatasync(fd); posix_fadvise(fd, 0, 0, POSIX_FADV_DONTNEED);
总结:
使用 posix_fadvise 可以有效的清除 page cache,作用范围为文件级。下面给出应用程序编程建议:
用于测试 I / O 的效率时,可以用 posix_fadvise 来消除 cache 的影响;
当确认访问的文件在接下来一段时间不再被访问时,很有必要调用 posix_fadvise 来避免占用不必要的可用内存空间。
若当前系统内存十分紧张时,且在读写一个很大的文件时,为避免 OOM 风险,可以分段边读写边清 cache,但也直接导致性能的下降,毕竟空间和时间是一对矛盾体。
3. 使用 vmtouch 控制 Cache
vmtouch 是一个可移植的文件系统 cahce 诊断和控制工具。近来该工具被广泛使用,最典型的例子是:移动应用 Instagram(照片墙)后台服务端使用了 vmtouch 管理控制 page cache。了解 vmtouch 原理及使用可以为我们后续后端设备所用。
快速安装指南:
$ git clone https://github.com/hoytech/vmtouch.git $ cd vmtouch $ make $ sudo make install
vmtouch 用途:
查看一个文件 (或者目录) 哪些部分在内存中;
把文件调入内存;
把文件清除出内存,即释放 page cache;
把文件锁住在内存中而不被换出到磁盘上;
hellip; hellip;
vmtouch 实现:
其核心分别是两个系统调用,mincore 和 posix_fadvise。两者具体使用方法使用 man 帮助都有详细的说明。posix_fadvise 已在上文提到,用法在此不作说明。简单说下 mincore:
NAME mincore - determine whether pages are resident in memory SYNOPSIS #include unistd.h #include sys/mman.h int mincore(void *addr, size_t length, unsigned char *vec); Feature Test Macro Requirements for glibc (see feature_test_macros(7)): mincore(): _BSD_SOURCE || _SVID_SOURCE
mincore 需要调用者传入文件的地址 (通常由 mmap() 返回),它会把文件在内存中的情况写在 vec 中。
vmtouch 工具用法:
Usage:vmtouch [OPTIONS] … FILES OR DIRECTORIES …
Options:
-t touch pages into memory
-e evict pages from memory
-l lock pages in physical memory with mlock(2)
-L lock pages in physical memory with mlockall(2)
-d daemon mode
-m
max file size to touch
-p
use the specified portion instead of the entire file
-f follow symbolic links
-h also count hardlinked copies
-w wait until all pages are locked (only useful together with -d)
-v verbose
-q quiet
用法举例:
例 1、获取当前 /mnt/usb 目录下 cache 占用量
[root@test nfs_dir] # mkdir /mnt/usb mount /dev/msc /mnt/usb/ [root@test usb] # vmtouch . Files: 57 Directories: 2 Resident Pages: 0/278786 0/1G 0% Elapsed: 0.023126 seconds
例 2、当前 test.bin 文件的 cache 占用量?
[root@test usb] # vmtouch -v test.bin test.bin [ ] 0/25600 Files: 1 Directories: 0 Resident Pages: 0/25600 0/100M 0% Elapsed: 0.001867 seconds
这时使用 tail 命令将部分文件读取到内存中:
[root@test usb] # busybox_v400 tail -n 10 test.bin /dev/null
现在再来看一下:
[root@test usb] # vmtouch -v test.bin test.bin [ o] 240/25600 Files: 1 Directories: 0 Resident Pages: 240/25600 960K/100M 0.938% Elapsed: 0.002019 seconds
可知目前文件 test.bin 的最后 240 个 page 驻留在内存中。
例 3、最后使用 - t 选项将剩下的 test.bin 文件全部读入内存:
[root@test usb] # vmtouch -vt test.bin test.bin [OOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOO] 25600/25600 Files: 1 Directories: 0 Touched Pages: 25600 (100M) Elapsed: 39.049 seconds
例 4、再把 test.bin 占用的 cachae 全部释放:
[root@test usb] # vmtouch -ev test.bin Evicting test.bin Files: 1 Directories: 0 Evicted Pages: 25600 (100M) Elapsed: 0.01461 seconds
这时候再来看下是否真的被释放了:
[root@test usb] # vmtouch -v test.bin test.bin [ ] 0/25600 Files: 1 Directories: 0 Resident Pages: 0/25600 0/100M 0% Elapsed: 0.001867 seconds
以上通过代码分析及实际操作总结了 vmtouch 工具的使用,建议 APP 组后续集成或借鉴 vmtouch 工具并灵活应用到后端设备中,必能达到有效管理和控制 page cache 的目的。
4. 使用 BLKFLSBUF 清 Buffer
通过走读块设备驱动 IOCTL 命令实现,发现该命令能有效的清除整个块设备所占用的 buffer。
int blkdev_ioctl(struct block_device *bdev, fmode_t mode, unsigned cmd, unsigned long arg) { struct gendisk *disk = bdev- bd_disk; struct backing_dev_info *bdi; loff_t size; int ret, n; switch(cmd) { case BLKFLSBUF: if (!capable(CAP_SYS_ADMIN)) return -EACCES; ret = __blkdev_driver_ioctl(bdev, mode, cmd, arg); if (!is_unrecognized_ioctl(ret)) return ret; fsync_bdev(bdev); invalidate_bdev(bdev); return 0; case hellip; hellip;: hellip; hellip; hellip; hellip; } /* Invalidate clean unused buffers and pagecache. */ void invalidate_bdev(struct block_device *bdev) { struct address_space *mapping = bdev- bd_inode- i_mapping; if (mapping- nrpages == 0) return; invalidate_bh_lrus(); lru_add_drain_all(); /* make sure all lru add caches are flushed */ invalidate_mapping_pages(mapping, 0, -1); /* 99% of the time, we don t need to flush the cleancache on the bdev. * But, for the strange corners, lets be cautious */ cleancache_invalidate_inode(mapping); } EXPORT_SYMBOL(invalidate_bdev);
光代码不够,现在让我们看下对 /dev/h_sda 这个块设备执行 BLKFLSBUF 的 IOCTL 命令前后的实际内存变化:
[0225_19:10:25:10s][root@test nfs_dir] # cat /proc/meminfo [0225_19:10:25:10s]MemTotal: 90532 kB [0225_19:10:25:10s]MemFree: 12296 kB [0225_19:10:25:10s]Buffers: 46076 kB [0225_19:10:25:10s]Cached: 4136 kB hellip; hellip; hellip; hellip; [0225_19:10:42:10s][root@test nfs_dir] # /mnt/nfs_dir/a.out [0225_19:10:42:10s]ioctl cmd BLKFLSBUF ok! [0225_19:10:44:10s][root@test nfs_dir] # cat /proc/meminfo [0225_19:10:44:10s]MemTotal: 90532 kB [0225_19:10:44:10s]MemFree: 58988 kB [0225_19:10:44:10s]Buffers: 0 kB hellip; hellip; hellip; hellip; [0225_19:10:44:10s]Cached: 4144 kB
执行的效果如代码中看到的,Buffers 已被全部清除了,MemFree 一下增长了约 46MB,可以知道原先的 Buffer 已被回收并转化为可用的内存。整个过程 Cache 几乎没有变化,仅增加的 8K cache 内存可以推断用于 a.out 本身及其他库文件的加载。
上述 a.out 的示例如下:
#include stdio.h #include fcntl.h #include errno.h #include sys/ioctl.h #define BLKFLSBUF _IO(0x12, 97) int main(int argc, char* argv[]) { int fd = -1; fd = open( /dev/h_sda , O_RDWR); if (fd 0) { return -1; } if (ioctl(fd, BLKFLSBUF, 0)) { printf( ioctl cmd BLKFLSBUF failed, errno:%d\n , errno); } close(fd); printf(ioctl cmd BLKFLSBUF ok!\n return 0; }
综上,使用块设备命令 BLKFLSBUF 能有效的清除块设备上的所有 buffer,且清除后的 buffer 能立即被释放变为可用内存。
利用这一点,联系后端业务场景,给出应用程序编程建议:
每次关闭一个块设备文件描述符前,必须要调用 BLKFLSBUF 命令,确保 buffer 中的脏数据及时刷入块设备,避免意外断电导致数据丢失,同时也起到及时释放回收 buffer 的目的。
当操作一个较大的块设备时,必要时可以调用 BLKFLSBUF 命令。怎样算较大的块设备? 一般理解为当前 Linux 系统可用的物理内存小于操作的块设备大小。
5. 使用 drop_caches 控制 Cache 和 Buffer
/proc 是一个虚拟文件系统, 我们可以通过对它的读写操作作为与 kernel 实体间进行通信的一种手段. 也就是说可以通过修改 /proc 中的文件来对当前 kernel 的行为做出调整。关于 Cache 和 Buffer 的控制,我们可以通过 echo 1 /proc/sys/vm/drop_caches 进行操作。
首先来看下内核源码实现:
int drop_caches_sysctl_handler(ctl_table *table, int write, void __user *buffer, size_t *length, loff_t *ppos) { int ret; ret = proc_dointvec_minmax(table, write, buffer, length, ppos); if (ret) return ret; if (write) { /* = echo 1 /proc/sys/vm/drop_caches 清理页缓存 */ if (sysctl_drop_caches 1) /* = 遍历所有的超级块,清理所有的缓存 */ iterate_supers(drop_pagecache_sb, NULL); if (sysctl_drop_caches 2) drop_slab(); } return 0; } /** * iterate_supers - call function for all active superblocks * @f: function to call * @arg: argument to pass to it * * Scans the superblock list and calls given function, passing it * locked superblock and given argument. */ void iterate_supers(void (*f)(struct super_block *, void *), void *arg) { struct super_block *sb, *p = NULL; spin_lock( sb_lock); list_for_each_entry(sb, super_blocks, s_list) { if (hlist_unhashed( sb- s_instances)) continue; sb- s_count++; spin_unlock(sb_lock); down_read(sb- s_umount); if (sb- s_root (sb- s_flags MS_BORN)) f(sb, arg); up_read(sb- s_umount); spin_lock(sb_lock); if (p) __put_super(p); p = sb; } if (p) __put_super(p); spin_unlock(sb_lock); } /* = 清理文件系统 (包括 bdev 伪文件系统) 的页缓存 */ static void drop_pagecache_sb(struct super_block *sb, void *unused) { struct inode *inode, *toput_inode = NULL; spin_lock( inode_sb_list_lock); /* = 遍历所有的 inode */ list_for_each_entry(inode, sb- s_inodes, i_sb_list) { spin_lock( inode- i_lock); /* * = 若当前状态为(I_FREEING|I_WILL_FREE|I_NEW) 或 * = 若没有缓存页 * = 则跳过 */ if ((inode- i_state (I_FREEING|I_WILL_FREE|I_NEW)) || (inode- i_mapping- nrpages == 0)) { spin_unlock( inode- i_lock); continue; } __iget(inode); spin_unlock(inode- i_lock); spin_unlock(inode_sb_list_lock); /* = 清除缓存页(除了脏页、上锁的、正在回写的或映射在页表中的)*/ invalidate_mapping_pages(inode- i_mapping, 0, -1); iput(toput_inode); toput_inode = inode; spin_lock(inode_sb_list_lock); } spin_unlock(inode_sb_list_lock); iput(toput_inode); }
综上,echo 1 /proc/sys/vm/drop_caches 会清除所有 inode 的缓存页,这里的 inode 包括 VFS 的 inode、所有文件系统 inode(也包括 bdev 伪文件系统块设备的 inode 的缓存页)。所以该命令执行后,就会将整个系统的 page cache 和 buffer cache 全部清除,当然前提是这些 cache 都是非脏的、没有正被使用的。
接下来看下实际效果:
[root@test usb] # cat /proc/meminfo MemTotal: 90516 kB MemFree: 12396 kB Buffers: 96 kB Cached: 60756 kB [root@test usb] # busybox_v400 sync [root@test usb] # busybox_v400 sync [root@test usb] # busybox_v400 sync [root@test usb] # echo 1 /proc/sys/vm/drop_caches [root@test usb] # cat /proc/meminfo MemTotal: 90516 kB MemFree: 68820 kB Buffers: 12 kB Cached: 4464 kB
可以看到 Buffers 和 Cached 都降了下来,在 drop_caches 前建议执行 sync 命令,以确保数据的完整性。sync 命令会将所有未写的系统缓冲区写到磁盘中,包含已修改的 i-node、已延迟的块 I/O 和读写映射文件等。
上面的设置虽然简单但是比较粗暴,使 cache 的作用基本无法发挥,尤其在系统压力比较大时进行 drop cache 处理容易产生问题。因为 drop_cache 是全局在清内存,清的过程会加页面锁,导致有些进程等页面锁时超时,导致问题发生。因此,需要根据系统的状况进行适当的调节寻找最佳的方案。
6. 经验总结
分别讨论了 Cache 和 Buffer 分别从哪里来? 什么时候消耗在哪里? 如何分别控制 Cache 和 Buffer 这三个问题。最后还介绍了 vmtouch 工具的使用。
要深入理解 Linux 的 Cache 和 Buffer 牵涉大量内核核心机制(VFS、内存管理、块设备驱动、页高速缓存、文件访问、页框回写),需要制定计划在后续工作中不断理解和消化。
以上就是怎么理解 Linux 的 Cache 和 Buffer,丸趣 TV 小编相信有部分知识点可能是我们日常工作会见到或用到的。希望你能通过这篇文章学到更多知识。更多详情敬请关注丸趣 TV 行业资讯频道。