Linux文件读写机制及优化方式
本文只讨论Linux下文件的读写机制，不触及不同读取方式如read,fread,cin等的对照，这些读取方式本质上都是调用系统api read，只是做了不同封装。以下所有测试均使用open, read, write这1套系统api
缓存
缓存是用来减少高速装备访问低速装备所需平均时间的组件，文件读写触及到计算机内存和磁盘，内存操作速度远远大于磁盘，如果每次调用read,write都去直接操作磁盘，1方面速度会被限制，1方面也会下降磁盘使用寿命，因此不论是对磁盘的读操作还是写操作，操作系统都会将数据缓存起来
Page Cache
页缓存（Page Cache）是位于内存和文件之间的缓冲区，它实际上也是1块内存区域，所有的文件IO（包括网络文件）都是直接和页缓存交互，操作系统通过1系列的数据结构，比如inode, address_space, struct page，实现将1个文件映照到页的级别，这些具体数据结构及之间的关系我们暂且不讨论，只需知道页缓存的存在和它在文件IO中扮演侧重要角色，很大1部份程度上，文件读写的优化就是对页缓存使用的优化
Dirty Page
页缓存对应文件中的1块区域，如果页缓存和对应的文件区域内容不1致，则该页缓存叫做脏页（Dirty Page）。对页缓存进行修改或新建页缓存，只要没有刷磁盘，都会产生脏页
查看页缓存大小
linux上有两种方式查看页缓存大小，1种是free命令
$ free
total used free shared buffers cached
Mem: 20470840 1973416 18497424 164 270208 1202864
-/+ buffers/cache: 500344 19970496
Swap: 0 0 0
cached那1列就是页缓存大小，单位Byte
另外一种是直接查看/proc/meminfo，这里我们只关注两个字段
Cached: 1202872 kB
Dirty: 52 kB
Cached是页缓存大小，Dirty是脏页大小
脏页回写参数
Linux有1些参数可以改变操作系统对脏页的回写行动
$ sysctl -a 2>/dev/null | grep dirty
vm.dirty_background_ratio = 10
vm.dirty_background_bytes = 0
vm.dirty_ratio = 20
vm.dirty_bytes = 0
vm.dirty_writeback_centisecs = 500
vm.dirty_expire_centisecs = 3000
vm.dirty_background_ratio是内存可以填充脏页的百分比，当脏页总大小到达这个比例后，系统后台进程就会开始将脏页刷磁盘（vm.dirty_background_bytes类似，只不过是通过字节数来设置）
vm.dirty_ratio是绝对的脏数据限制，内存里的脏数据百分比不能超过这个值。如果脏数据超过这个数量，新的IO要求将会被阻挡，直到脏数据被写进磁盘
vm.dirty_writeback_centisecs指定多长时间做1次脏数据写回操作，单位为百分之1秒
vm.dirty_expire_centisecs指定脏数据能存活的时间，单位为百分之1秒，比如这里设置为30秒，在操作系统进行写回操作时，如果脏数据在内存中超过30秒时，就会被写回磁盘
这些参数可以通过sudo sysctl -w vm.dirty_background_ratio=5这样的命令来修改，需要root权限，也能够在root用户下履行echo 5 > /proc/sys/vm/dirty_background_ratio来修改
文件读写流程
在有了页缓存和脏页的概念后，我们再来看文件的读写流程
读文件
- 用户发起read操作
- 操作系统查找页缓存
- 若未命中，则产生缺页异常，然后创建页缓存，并从磁盘读取相应页填充页缓存
- 若命中，则直接从页缓存返回要读取的内容
- 用户read调用完成
写文件
- 用户发起write操作
- 操作系统查找页缓存
- 若未命中，则产生缺页异常，然后创建页缓存，将用户传入的内容写入页缓存
- 若命中，则直接将用户传入的内容写入页缓存
- 用户write调用完成
- 页被修改后成为脏页，操作系统有两种机制将脏页写回磁盘
- 用户手动调用fsync()
- 由pdflush进程定时将脏页写回磁盘
页缓存和磁盘文件是有对应关系的，这类关系由操作系统保护，对页缓存的读写操作是在内核态完成，对用户来讲是透明的
文件读写的优化思路
不同的优化方案适应于不同的使用处景，比如文件大小，读写频次等，这里我们不斟酌修改系统参数的方案，修改系统参数总是有得有失，需要选择1个平衡点，这和业务相干度太高，比如是不是要求数据的强1致性，是不是容忍数据丢失等等。优化的思路有以下两个斟酌点
- 最大化利用页缓存
- 减少系统api调用次数
第1点很容易理解，尽可能让每次IO操作都命中页缓存，这比操作磁盘会快很多，第2点提到的系统api主要是read和write，由于系统调用会从用户态进入内核态，并且有些还伴随这内存数据的拷贝，因此在有些场景下减少系统调用也会提高性能
readahead
readahead是1种非阻塞的系统调用，它会触发操作系统将文件内容预读到页缓存中，并且立马返回，函数原型以下
ssize_t readahead(int fd, off64_t offset, size_t count);
在通常情况下，调用readahead后立马调用read其实不会提高读取速度，我们通常在批量读取或在读取之前1段时间调用readahead，假定以下场景，我们需要连续读取1000个1M的文件，有以下两个方案，伪代码以下
直接调用read函数
char* buf = (char*)malloc(10*1024*1024);
for (int i = 0; i < 1000; ++i)
{
int fd = open_file();
int size = stat_file_size();
read(fd, buf, size);
// do something with buf
close(fd);
}
先批量调用readahead再调用read
int* fds = (int*)malloc(sizeof(int)*1000);
int* fd_size = (int*)malloc(sizeof(int)*1000);
for (int i = 0; i < 1000; ++i)
{
int fd = open_file();
int size = stat_file_size();
readahead(fd, 0, size);
fds[i] = fd;
fd_size[i] = size;
}
char* buf = (char*)malloc(10*1024*1024);
for (int i = 0; i < 1000; ++i)
{
read(fds[i], buf, fd_size[i]);
// do something with buf
close(fds[i]);
}
感兴趣的可以写代码实际测试1下，需要注意的是在测试前必须先回写脏页和清空页缓存，履行以下命令
sync && sudo sysctl -w vm.drop_caches=3
可通过查看/proc/meminfo中的Cached及Dirty项确认是不是生效
通过测试发现，第2种方法比第1种读取速度大约提高10%⑵0%，这类场景下是批量履行readahead后立马履行read，优化空间有限，如果有1种场景可以在read之前1段时间调用readahead，那将大大提高read本身的读取速度
这类方案实际上是利用了操作系统的页缓存，即提早触发操作系统将文件读取到页缓存，并且操作系统对缺页处理、缓存命中、缓存淘汰都由1套完善的机制，虽然用户也能够针对自己的数据做缓存管理，但和直接使用页缓存比并没有多大差别，而且会增加保护代价
mmap
mmap是1种内存映照文件的方法，行将1个文件或其它对象映照到进程的地址空间，实现文件磁盘地址和进程虚拟地址空间中1段虚拟地址的逐一对映关系，函数原型以下
void *mmap(void *addr, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset);
实现这样的映照关系后，进程就能够采取指针的方式读写操作这1段内存，而系统会自动回写脏页面到对应的文件磁盘上，即完成了对文件的操作而没必要再调用read,write等系统调用函数。以下图所示
mmap除可以减少read,write等系统调用之外，还可以减少内存的拷贝次数，比如在read调用时，1个完全的流程是操作系统读磁盘文件到页缓存，再从页缓存将数据拷贝到read传递的buffer里，而如果使用mmap以后，操作系统只需要将磁盘读到页缓存，然后用户就能够直接通过指针的方式操作mmap映照的内存，减少了从内核态到用户态的数据拷贝
mmap合适于对同1块区域频繁读写的情况，比如1个64M的文件存储了1些索引信息，我们需要频繁修改并持久化到磁盘，这样可以将文件通过mmap映照到用户虚拟内存，然后通过指针的方式修改内存区域，由操作系统自动将修改的部份刷回磁盘，也能够自己调用msync手动刷磁盘