在Linux-3.2新核心中，page cache和buffer cache的重新整理機制發生了改變。放棄了原有的pdflush機制，改成了bdi_writeback機制。這種變化主要解決原有pdflush機制存在的一個問題：在多磁碟的系統中，pdflush管理了所有磁碟的page/buffer cache，從而導致一定程度的IO效能瓶頸。bdi_writeback機制為每個磁碟都建立一個執行緒，專門負責這個磁碟的pagecache或者buffer cache的資料重新整理工作，從而實現了每個磁碟的資料重新整理程式線上程級的分離，這種處理可以提高IO效能。

1.1    writeback機制模型

        writeback機制的基本原理可以描述如下：

        在Linux核心中有一個常駐記憶體的執行緒bdi_forker_thread，該執行緒負責為bdi_object建立writeback執行緒，同時檢測如果writeback執行緒長時間處於空閒狀態，bdi_forker_thread執行緒便會將其進行銷燬。bdi_forker_thread在系統中只有一個，其會被定時喚醒，檢查全域性連結串列bdi_list佇列中是否存在dirty的資料需要重新整理到磁碟。如果存在dirty資料並且對應bdi的writeback執行緒還沒有被建立，bdi_forker_thread會為該bdi建立一個writeback的執行緒進行寫回操作。

        writeback執行緒被建立之後會處理等待的work。writeback執行緒擁有一個定時器會週期性喚醒這個執行緒處理相應的work。當用戶（page cache/buffer cache）有需要處理的inode時，將inode掛載到writeback->b_dirty連結串列中，然後喚醒writeback執行緒去處理相應的dirty_page。inode連結串列就是writeback執行緒需要處理的資料；work連結串列就是控制處理過程中的一些策略，不同的策略可以定義成不同的任務。 

        通過上述模型，對於塊裝置或者檔案系統而言，實現dirty page的後臺重新整理主要做如下幾個方面的工作：

        1，將自己的bdi註冊到系統的bdi連結串列中，通過bdi_forker_thread實現對bdi物件的管理，從而可以實現writeback執行緒的動態建立、銷燬。每個塊裝置和檔案系統都有自己的bdi物件。Ext3檔案系統在建立的時候會生成superblock物件，系統會將底層塊裝置的backing_device關係到這個superblock物件上（在set_bdev_super函式中完成）。如果是塊裝置的話，在add_disk的時候直接從request_queue中得到bdi物件，然後對其進行初始化。註冊bdi物件使用bdi_register_dev函式，對於ext3之類的檔案系統不需要重新註冊bdi物件，因為其本身就採用了底層塊裝置的bdi物件。 

        2，將需要重新整理的inode節點掛載到bdi物件所屬的writeback->b_dirty上，如果有特殊的work需要writeback執行緒完成，那麼提交一個work即可；如果是通常的週期性重新整理，writeback執行緒會自動建立相應的work。 

        3，操作writeback的喚醒定時器延遲喚醒writeback執行緒，或者直接喚醒執行緒，從而使得inode中radix tree上的dirty page重新整理到磁碟。 

1.2     bdi物件的註冊

        每個塊裝置在建立的時候會註冊bdi物件（參見add_disk函式），這是Linux-3.2核心不同的地方。檔案系統在mount的時候會建立superblock物件，並且通過底層塊裝置的request queue獲取bdi物件（mount_bdev->sget->set_bdev_super）。所以，像ext3之類的檔案系統都不需要重新註冊bdi物件。當然，如果檔案系統重新建立了一個bdi物件，那麼還需要呼叫bdi_register_dev函式註冊bdi物件。 

1.3     小結

         本文對linux-3.2中的writeback機制模型進行了闡述，後面還會對writeback機制中的關鍵函式進行分析說明。該機制是對老系統（Linux-2.6.23等）中pdflush機制的替代，其最重要的變化是每個塊裝置都分配了writeback執行緒，使得回寫的IO流在各個磁碟之間獨立，從而從機制上提高了IO的吞吐量。

1.4     參考文獻

[部落格] http://alanwu.blog.51cto.com/3652632/1109952