Linux 臟數據回刷參數與調優

• 2020 年 4 月 8 日
• 筆記

簡介

我們知道，Linux用cache/buffer緩存數據，且有個回刷任務在適當時候把臟數據回刷到存儲介質中。什麼是適當的時候？換句話說，什麼時候觸發回刷？是臟數據達到多少閾值還是定時觸發，或者兩者都有？

不同場景對觸發回刷的時機的需求也不一樣，對IO回刷觸發時機的選擇，是IO性能優化的一個重要方法。

Linux內核在/proc/sys/vm中有透出數個配置文件，可以對觸發回刷的時機進行調整。內核的回刷進程是怎麼運作的呢？這數個配置文件有什麼作用呢？

配置概述

在/proc/sys/vm中有以下文件與回刷臟數據密切相關：

對上述的配置文件，有幾點要補充的：

1. XXX_ratio 和 XXX_bytes 是同一個配置屬性的不同計算方法，優先級 XXX_bytes > XXX_ratio
2. 可用內存並不是系統所有內存，而是free pages + reclaimable pages
3. 臟數據超時表示內存中數據標識臟一定時間後，下次回刷進程工作時就必須回刷
4. 回刷進程既會定時喚醒，也會在臟數據過多時被動喚醒。
5. dirty_background_XXX與dirty_XXX的差別在於前者只是喚醒回刷進程，此時應用依然可以異步寫數據到Cache，當臟數據比例繼續增加，觸發dirty_XXX的條件，不再支持應用異步寫。

關於同步與異步IO的說明，可以看另一篇博客《Linux IO模型》

更完整的功能介紹，可以看內核文檔Documentation/sysctl/vm.txt。

配置示例

單純的配置說明畢竟太抽象。結合網上的分享，我們看看在不同場景下，該如何配置？

場景1：儘可能不丟數據

有些產品形態的數據非常重要，例如行車記錄儀。在滿足性能要求的情況下，要做到儘可能不丟失數據。

/* 此配置不一定適合您的產品，請根據您的實際情況配置 */  dirty_background_ratio = 5  dirty_ratio = 10  dirty_writeback_centisecs = 50  dirty_expire_centisecs = 100  

這樣的配置有以下特點：

1. 當臟數據達到可用內存的5%時喚醒回刷進程
2. 當臟數據達到可用內存的10%時，應用每一筆數據都必須同步等待
3. 每隔500ms喚醒一次回刷進程
4. 內存中臟數據存在時間超過1s則在下一次喚醒時回刷

由於發生交通事故時，行車記錄儀隨時可能斷電，事故前1~2s的數據尤為關鍵。因此在保證性能滿足不丟幀的情況下，儘可能回刷數據。

此配置通過減少Cache，更加頻繁喚醒回刷進程的方式，儘可能讓數據回刷。

此時的性能理論上會比每筆數據都O_SYNC略高，比默認配置性能低，相當於用性能換數據安全。

場景2：追求更高性能

有些產品形態不太可能會掉電，例如服務器。此時不需要考慮數據安全問題，要做到儘可能高的IO性能。

/* 此配置不一定適合您的產品，請根據您的實際情況配置 */  dirty_background_ratio = 50  dirty_ratio = 80  dirty_writeback_centisecs = 2000  dirty_expire_centisecs = 12000  

這樣的配置有以下特點：

1. 當臟數據達到可用內存的50%時喚醒回刷進程
2. 當臟數據達到可用內存的80%時，應用每一筆數據都必須同步等待
3. 每隔20s喚醒一次回刷進程
4. 內存中臟數據存在時間超過120s則在下一次喚醒時回刷

與場景1相比，場景2的配置通過 增大Cache，延遲回刷喚醒時間來儘可能緩存更多數據，進而實現提高性能

場景3：突然的IO峰值拖慢整體性能

什麼是IO峰值？突然間大量的數據寫入，導致瞬間IO壓力飆升，導致瞬間IO性能狂跌，對行車記錄儀而言，有可能觸發視頻丟幀。

/* 此配置不一定適合您的產品，請根據您的實際情況配置 */  dirty_background_ratio = 5  dirty_ratio = 80  dirty_writeback_centisecs = 500  dirty_expire_centisecs = 3000  

這樣的配置有以下特點：

1. 當臟數據達到可用內存的5%時喚醒回刷進程
2. 當臟數據達到可用內存的80%時，應用每一筆數據都必須同步等待
3. 每隔5s喚醒一次回刷進程
4. 內存中臟數據存在時間超過30s則在下一次喚醒時回刷

這樣的配置，通過 增大Cache總容量，更加頻繁喚醒回刷的方式，解決IO峰值的問題，此時能保證臟數據比例保持在一個比較低的水平，當突然出現峰值，也有足夠的Cache來緩存數據。

內核代碼實現

知其然，亦要知其所以然。翻看內核代碼，尋找配置的實現，細細品味不同配置的細微差別。

基於內核代碼版本：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,  	},  }  

為了避免文章篇幅過大，我只列出了關鍵的3個配置項且不深入代碼如何實現。

我們只需要知道，我們修改/proc/sys/vm配置項的信息，實際上修改了對應的某個全局變量的值。

每個全局變量都有默認值，追溯這些全局變量的定義

<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 */  

總結如下：

回刷進程

通過ps aux，我們總能看到writeback的內核進程

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

這實際上是一個工作隊列對應的進程，在default_bdi_init()中創建。

 /* 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);  	...  }  

回刷進程的核心是函數wb_workfn()，通過函數wb_init()綁定。

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);  	...  }  

喚醒回刷進程的操作是這樣的

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);  }  

表示喚醒的回刷任務在工作隊列writeback中執行，這樣，就把工作隊列和回刷工作綁定了。

我們暫時不探討每次會回收了什麼，關注點在於相關配置項怎麼起作用。在wb_workfn()的最後，有這樣的代碼：

void wb_workfn(struct work_struct *work)  {  	...  	/* 如果還有需要回收的內存，再次喚醒 */  	if (!list_empty(&wb->work_list))  		wb_wakeup(wb);  	/* 如果還有臟數據，延遲喚醒 */  	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;    	/* 在這裡使用dirty_writeback_interval，設置下次喚醒時間 */  	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);  }  

根據kernel/sysctl.c的內容，我們知道dirty_writeback_centisecs配置項對應的全局變量是dirty_writeback_interval

可以看到，dirty_writeback_interval在wb_wakeup_delayed()中起作用，在wb_workfn()的最後根據dirty_writeback_interval設置下一次喚醒時間。

我們還發現通過msecs_to_jiffies(XXX * 10)來換算單位，表示dirty_writeback_interval乘以10之後的計量單位才是毫秒msecs。怪不得說dirty_writeback_centisecs的單位是1/100秒。

臟數據量

臟數據量通過dirty_background_XXX和dirty_XXX表示，他們又是怎麼工作的呢？

根據kernel/sysctl.c的內容，我們知道dirty_background_XXX配置項對應的全局變量是dirty_background_XXX，dirty_XXX對於的全局變量是 vm_dirty_XXX。

我們把目光聚焦到函數domain_dirty_limits()，通過這個函數換算臟數據閾值。

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;  }  

上面的代碼體現了如下的特徵

1. dirty_background_bytes/dirty_bytes的優先級高於dirty_background_ratio/dirty_ratio
2. dirty_background_bytes/ratio和dirty_bytes/ratio最終會統一換算成頁做計量單位
3. dirty_background_bytes/dirty_bytes做進一除法，表示如果值為4097Bytes，換算後是2頁
4. dirty_background_ratio/dirty_ratio相乘的基數是available_memory，表示可用內存
5. 如果dirty_background_XXX大於dirty_XXX，則取dirty_XXX的一半

可用內存是怎麼計算來的呢？

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，

可用內存 = 空閑頁 - 內核預留頁 + 活動文件頁 + 非活動文件頁 ( - 高端內存)  

臟數據達到閾值後是怎麼觸發回刷的呢？我們再看balance_dirty_pages()函數

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);  }  

總結下有以下特徵：

1. 可回收內存 = 文件臟頁 + 文件系統不穩定頁(NFS)
2. 可回收內存達到dirty_background_XXX計算的閾值，只是喚醒臟數據回刷工作後直接返回，並不會等待回收完成，最終回收工作還是看writeback進程