Skip to content

page_cache.md

Latest commit

 

History

History
104 lines (87 loc) · 4.89 KB

page_cache.md

File metadata and controls

104 lines (87 loc) · 4.89 KB
Raw

Linux page cache 笔记

一、page cache 是什么"对象"

page cache 不是一个单一对象，而是每个 inode 一份的"文件偏移 → 物理页帧"的索引表。核心数据结构：

struct inode
   └── i_mapping  ──►  struct address_space
                         ├── host           (回指 inode)
                         ├── a_ops          (readpage/writepage/...)
                         ├── i_pages        ◄── XArray:  pgoff_t → struct page *
                         └── nrpages, flags, ...

被缓存的每一页就是一个普通的物理页帧（struct page，对应一个 4 KiB RAM 帧），上面挂着：

  • page->mapping 回指 address_space
  • page->index 在文件中的页偏移
  • 标志位：PG_uptodate（内容与磁盘一致）、PG_dirty（待回写）、PG_locked 等
  • 同时挂在 LRU 链表上供 reclaim 扫描

所以"page cache"= address_space 的 XArray + 一堆带标记的普通 RAM 页帧。它不在某个固定地址，而是散落在物理内存里，由 XArray 按 (inode, file offset) 查找到。

二、它在内核中处在哪一层

        用户进程
   read/write/mmap (syscall)
           │
           ▼
   ┌──────────────────┐
   │      VFS         │   file->f_op->read_iter / write_iter / mmap
   └────────┬─────────┘
            ▼
   ┌──────────────────┐
   │   filemap.c      │   ←—— page cache 的入口层
   │  (address_space) │       filemap_read / filemap_fault
   └────────┬─────────┘       generic_perform_write
            │  miss
            ▼
   ┌──────────────────┐
   │  a_ops->readpage │   文件系统（ext4/xfs/...）实现
   │  ->writepage     │
   └────────┬─────────┘
            ▼
   ┌──────────────────┐
   │   block layer    │   bio → request → driver → 磁盘
   └──────────────────┘

page cache 夹在 VFS 与文件系统/块层之间，是"按页缓存文件数据"的薄层。

三、三条数据通路的具体流程

1) read(fd, buf, n)

vfs_read
 └─ generic_file_read_iter
     └─ filemap_read
         ├─ filemap_get_pages
         │   ├─ xa_load(&mapping->i_pages, index)   ← 查 XArray
         │   └─ miss: page_cache_ra_unbounded
         │           └─ a_ops->readpage → submit_bio → 等 PG_uptodate
         └─ copy_page_to_iter(page, ..., iter)      ← memcpy
             └─ 源地址 = page_address(page)  即 direct map

关键点：copy 的源是 page 的内核 direct-map 虚拟地址，目的是用户 buf。用户态从未"看见"这个物理页。

2) write(fd, buf, n)（带缓冲）

generic_perform_write
 ├─ grab_cache_page_write_begin   (查不到就分配并插入 XArray)
 ├─ a_ops->write_begin            (可能预读旧内容)
 ├─ copy_from_user(page_address(page)+off, buf, k)
 └─ a_ops->write_end              (SetPageDirty, 标 inode dirty)

只标脏，不落盘。之后由 wb_workfn → writepages → a_ops->writepage 异步回写。

3) mmap + 缺页

mmap()                          ← 仅建立 vma，不映射页
  └─ file->f_op->mmap = generic_file_mmap
      └─ vma->vm_ops = &generic_file_vm_ops

第一次访问 → page fault:
  do_user_addr_fault → handle_mm_fault → do_fault
    └─ __do_fault → vma->vm_ops->fault = filemap_fault
        ├─ 在 i_pages 中找页；miss 则 readpage
        └─ vmf->page = 该 cache 页
    └─ finish_fault → 把该页 PFN 写入用户 PTE

此后用户态 load/store 直接打到该物理页，与内核的 direct map 指向同一个 RAM 帧。

四、那它的作用到底是什么（不和权限挂钩）

它的价值在性能与一致性，与权限正交：

  1. 避免重复 I/O：同一文件被多次 read、被多个进程打开/mmap，只读一次磁盘。
  2. 统一视图：read/write 与 MAP_SHARED 看的是同一份页帧，写穿透 → 立即可见，无需 flush。
  3. 写聚合 / 延迟回写：把许多小写合并成少量大 bio，磁盘吞吐显著提升。
  4. 预读：基于访问模式提前把后续页读入。
  5. 作为内存与磁盘之间的统一货架：reclaim 时按 LRU 把干净页直接丢弃、脏页回写后丢弃，让"文件数据"与"匿名内存"在内存压力下统一调度。

权限检查发生在进入这一层之前（open 时的 inode_permission、syscall 入口的 f_mode、mmap 时的 vm_flags 协商）和离开这一层之后（用户访问时 MMU 查 PTE）。page cache 处在中间，专心做"数据缓冲与索引"。