1.一文深入了解Linux内核源码pdflush机制
2.Ariane处理器源码剖析（五）续：MMU

一文深入了解Linux内核源码pdflush机制

       在进程安全监控中，遇到进程长时间处于不可中断的睡眠状态（D状态，超过8分钟），可能导致系统崩溃。这种情况下，涉及到Linux内核的真的燕窝溯源码pdflush机制，即如何将内存缓存中的数据刷回磁盘。pdflush线程的数量可通过/proc/sys/vm/nr_pdflush_threads调整，范围为2到8个。

       当内存不足或需要强制刷新时，脏页的刷新会通过wakeup_pdflush函数触发，该函数调用background_writeout函数进行处理。图片提交网页源码background_writeout会监控脏页数量，当超过脏数据临界值（脏背景比率，通过dirty_background_ratio调整）时，会分批刷磁盘，直到比率下降。

       内核定时器也参与脏页刷新，启动wb_timer定时器，周期性地检查脏页并刷新。系统会在脏页存在超过dirty_expire_centisecs（可以通过/proc/sys/vm/dirty_expire_centisecs设置）后启动刷新。用户态的WRITE写文件操作也会触发脏页刷新，以平衡脏页比率，牛总管源码组件避免阻塞写操作。

       总结系统回写脏页的三种情况：定时器触发、内存不足时分批写、写操作触发pdflush。关键参数包括dirty_background_ratio、dirty_expire_centisecs、dirty_ratio和dirty_writeback_centisecs，它们分别控制脏数据比例、回写时间、用户自定义回写和pdflush唤醒频率。

       在大数据项目中，mysql源码安装命令写入量大时，应避免依赖系统缓存自动刷回，尤其是当缓存不足以满足写入速度时，可能导致写操作阻塞。在逻辑设计时，应谨慎使用系统缓存，对于对性能要求高的场景，建议自定义缓存，同时在应用层配合使用系统缓存以优化高楼贴等特定请求的性能。预读策略是提升顺序读性能的重要手段，Linux根据文件顺序性和流水线预读进行优化，绝杀暴涨指标源码预读大小通过快速扩张过程动态调整。

       最后，注意pread和pwrite在多线程io操作中的优势，以及文件描述符管理对性能的影响。在使用pread/pwrite时，即使每个线程有自己的文件描述符，它们最终仍作用于同一inode，不会额外提升IO性能。

Ariane处理器源码剖析（五）续：MMU

       虚拟存储器概念

       在没有使用虚拟地址的系统中，处理器输出的地址直接送到物理存储器。而使用虚拟地址时，处理器输出的地址为虚拟地址，不会直接送到物理存储器，需要先进行地址转换。负责转换的部件称为MMU。

       使用虚拟存储器不仅可以减少物理存储器容量需求，还有保护和共享等好处。虚拟地址通过页表（PT）映射到物理地址。页表存储虚拟地址到物理地址（***到PFN）的对应关系，表格大小取决于系统可用内存。页表结构不同于Cache，直接使用***寻址，无需Tag。

       访问虚拟地址时，可能需要两次物理内存访问：先访问页表获取物理地址，再使用物理地址访问内存。现实中，处理器使用TLB和Cache加速过程。多级页表减少页表占用空间，TLB负责快速查找。缺页（Page Fault）发生时，从下级存储取页并更新页表。

       操作系统使用页表控制每个页的访问权限，实现程序权限管理。写通（Write Through）方式在某些Cache间使用，写回（Write Back）类型Cache中，指令执行时仅更新D-Cache，物理内存更新可能延迟。

       TLB（Translation Lookaside Buffer）作为页表缓存，提高访问速度。现代处理器采用两级TLB，容量和替换策略影响性能。TLB缺失可能由软件或硬件触发，随机替换算法适用于TLB。TLB写入确保页不被替换。控制TLB和Cache需管理进程ID等信息。

       虚拟Cache通过虚拟地址寻址，与物理Cache不同，仍需TLB加速访问。虚拟Cache引入同义和同名问题，通过进程ID解决。控制Cache包括写操作、寻址策略等。将TLB和Cache放入流水线优化性能，限制了Cache大小。使用Virtually-Indexed, Virtually-Tagged方式，虚拟Cache与物理Cache结合解决重名问题。

       MMU模块、TLB、虚拟内存系统、PTW等组件实现虚拟存储器功能。通过不同策略优化访问速度和内存使用。