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前言
最近遇到了一起跟磁盘相关的线上故障，借此总结一下之前不太了解的Linux磁盘缓存相关的知识。
总的来说磁盘缓存出现的原因大概有两个：第一是访问磁盘的速度远慢于访问内存的速度，通过在内存中缓存磁盘内容可以提高访问速度；第二是根据程序的局部性原理，数据一旦被访问过，就很有可能在短时间内再次被访问，所以在内存中缓存磁盘内容可以提高程序运行速度。
局部性原理
程序局部性原理：程序在执行时呈现出局部性规律，即在一段时间内，整个程序的执行仅限于程序中的某一部分。相应地，执行所访问的存储空间也局限于某个内存区域，具体来说，局部性通常有两种形式：时间局部性和空间局部性。
时间局部性：被引用过一次的存储器位置在未来会被多次引用。
空间局部性：如果一个存储器的位置被引用，那么将来他附近的位置也会被引用。
页缓存
Linux系统中为了减少对磁盘的IO操作，会将打开的磁盘内容进行缓存，而缓存的地方则是物理内存，进而将对磁盘的访问转换成对内存的访问，有效提高程序的速度。Linux的缓存方式是利用物理内存缓存磁盘上的内容，称为页缓存（page cache）。
页缓存是由内存中的物理页面组成的，其内容对应磁盘上的物理块。页缓存的大小会根据系统的内存空闲大小进行动态调整，它可以通过占用内存以扩张大小，也可以自我收缩以缓解内存使用压力。
在虚拟内存机制出现以前，操作系统使用块缓存系列，但是在虚拟内存出现以后，操作系统管理IO的粒度更大，因此采用了页缓存机制，页缓存是基于页的、面向文件的缓存机制。
页缓存的读取
Linux系统在读取文件时，会优先从页缓存中读取文件内容，如果页缓存不存在，系统会先从磁盘中读取文件内容更新到页缓存中，然后再从页缓存中读取文件内容并返回。大致过程如下：
进程调用库函数read发起读取文件请求
内核检查已打开的文件列表，调用文件系统提供的read接口
找到文件对应的inode，然后计算出要读取的具体的页
通过inode查找对应的页缓存，1）如果页缓存节点命中，则直接返回文件内容；2）如果没有对应的页缓存，则会产生一个缺页异常（page fault）。这时系统会创建新的空的页缓存并从磁盘中读取文件内容，更新页缓存，然后重复第4步。
读取文件返回
所以说，所有的文件内容的读取，无论最初有没有命中页缓存，最终都是直接来源于页缓存。
页缓存的写入
因为页缓存的存在，当一个进程调用write时，对文件的更新仅仅是被写到了文件的页缓存中，让后将对应的页标记为dirty，整个过程就结束了。Linux内核会在周期性地将脏页写回到磁盘，然后清理掉dirty标识。
由于写操作只会把变更写入页缓存，因此进程并不会因此为阻塞直到磁盘IO发生，如果此时计算机崩溃，写操作的变更可能并没有发生在磁盘上。所以对于一些要求比较严格的写操作，比如数据系统，就需要主动调用fsync等操作及时将变更同步到磁盘上。读操作则不同，read通常会阻塞直到进程读取到数据，而为了减少读操作的这种延迟，Linux系统还是用了“预读”的技术，即从磁盘中读取数据时，内核将会多读取一些页到页缓存中。
回写线程
页缓存的回写是由内核中的单独的线程来完成的，回写线程会在以下3种情况下进行回写：
空闲内存低于阈值时。当空闲内存不足时，需要释放掉一部分缓存，由于只有不脏的页才能被释放，所以需要把脏页都回写到磁盘，使其变为可回收的干净的页。
脏页在内存中处理时间超过阈值时。这是为了确保脏页不会无限期的留在内存中，减少数据丢失的风险。
当用户进程调用sync和fsync系统调用时。这是为了给用户进程提供强制回写的方法，满足回写要求严格的使用场景。
回写线程的实现
页缓存的回收
Linux中页缓存的替换逻辑是一个修改过的LRU实现，也称为双链策略。和以前不同，Linux维护的不再是一个LRU链表，而是维护两个链表：活跃链表和非活跃链表。处于活跃链表上的页面被认为是“热”的且不会被换出，而在非活跃链表上的页面则是可以被换出的。在活跃链表中的页面必须在其被访问时就处于非活跃链表中。两个链表都被伪LRU规则维护：页面从尾部加入，从头部移除，如同队列。两个链表需要维持平衡–如果活跃链表变得过多而超过了非活跃链表，那么活跃链表的头页面将被重新移回到非活跃链表中，一遍能再被回收。双链表策略解决了传统LRU算法中对仅一次访问的窘境。而且也更加简单的实现了伪LRU语义。这种双链表方式也称作LRU/2。更普遍的是n个链表，故称LRU/n。
总结
在这次遇到的线上故障中，根本原因在于在业务逻辑中使用了临时文件做缓存，一个临时文件创建后如果在短时间内删除，这时候对这个文件的操作都是在页缓存内进行，不会实际回写到磁盘。当程序出现问题响应变慢时，临时文件存活时间变长，就可能会使其被回写到磁盘上，导致磁盘压力过大，进而影响整个系统。
最后
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