首先说明，本文讨论的cache指的是linux中的page cache，buffer指的是buffer cache，也即cat /proc/meminfo中显示的cache和buffer。
我们知道，Linux下频繁存取文件或单个大文件时物理内存会很快被用光，当程序结束后内存不会被正常释放而是一直作为cahce占着内存。因此系统经常会因为这点导致OOM产生，尤其在等大压力场景下概率较高，此时，第一时间查看cache和buffer内存是非常高的。此类问题目前尚未有一个很好的解决方案，以往遇到大多会做规避处理，因此本案尝试给出一个分析和解决的思路。
解决该问题的关键是理解什么是cache和buffer，什么时候消耗在哪里以及如何控制cache和buffer，所以本问主要围绕这几点展开。整个讨论过程尽量先从内核源码分析入手，然后提炼App相关接口并进行实际操作验证，最后总结给出应用程序的编程建议。
可以通过free或者cat /proc/meminfo查看到系统的buffer和cache情况
free命令的全解析
从cat /proc/meminfo入手，先看看该接口的实现：
static int meminfo_proc_show(struct seq_file *m, void *v)
{
……
cached = global_page_state(NR_FILE_PAGES) -
total_swapcache_pages() - i.bufferram;
if (cached < 0)
cached = 0;
……
seq_printf(m,
"MemTotal: %8lu kBn"
"MemFree: %8lu kBn"
"Buffers: %8lu kBn"
"Cached: %8lu kBn"
……
,
K(i.totalram),
K(i.freeram),
K(i.bufferram),
K(cached),
……
);
……
}
其中，内核中以页框为单位，通过宏K转化成以KB为单位输出。这些值是通过si_meminfo来获取的：
void si_meminfo(struct sysinfo *val)
{
val->totalram = totalram_pages;
val->sharedram = 0;
val->freeram = global_page_state(NR_FREE_PAGES);
val->bufferram = nr_blockdev_pages();
val->totalhigh = totalhigh_pages;
val->freehigh = nr_free_highpages();
val->mem_unit = PAGE_SIZE;
}
其中bufferram来自于nr_blockdev_pages()，该函数计算块设备使用的页框数，遍历所有块设备，将使用的页框数相加。而不包含普通文件使用的页框数。
long nr_blockdev_pages(void)
{
struct block_device *bdev;
long ret = 0;
spin_lock(&bdev_lock);
list_for_each_entry(bdev, &all_bdevs, bd_list) {
ret += bdev->bd_inode->i_mapping->nrpages;
}
spin_unlock(&bdev_lock);
return ret;
}
从以上得出meminfo中cache和buffer的来源：
通过内核代码分析（这里略过复杂的内核代码分析），虽然两者在实现上差别不是很大，都是通过address_space对象进行管理的，但是page cache是对文件数据的缓存而buffer cache是对块设备数据的缓存。对于每个块设备都会分配一个def_blk_ops的文件操作方法，这是设备的操作方法，在每个块设备的inode(bdev伪文件系统的inode)下面会存在一个radix tree，这个radix tree下面将会放置缓存数据的page页。这个page的数量将会在cat /proc/meminfobuffer一栏中显示。也就是在没有文件系统的情况下，采用dd等工具直接对块设备进行操作的数据会缓存到buffer cache中。如果块设备做了文件系统，那么文件系统中的文件都有一个inode，这个inode会分配ext3_ops之类的操作方法，这些方法是文件系统的方法，在这个inode下面同样存在一个radix tree，这里也会缓存文件的page页，缓存页的数量在cat /proc/meminfo的cache一栏进行统计。此时对文件操作，那么数据大多会缓存到page cache,不多的是文件系统文件的元数据会缓存到buffer cache。
这里,我们使用cp命令拷贝一个50MB的文件操作,内存会发生什么变化：
[root nfs_dir] # ll -h file_50MB.bin -rw-rw-r-- 1 4104 4106 50.0M Feb 24 2016 file_50MB.bin [root nfs_dir] # cat /proc/meminfo MemTotal: 90532 kB MemFree: 65696 kB Buffers: 0 kB Cached: 8148 kB …… [root@test nfs_dir] # cp file_50MB.bin / [root@test nfs_dir] # cat /proc/meminfo MemTotal: 90532 kB MemFree: 13012 kB Buffers: 0 kB Cached: 60488 kB
可以看到cp命令前后，MemFree从65696 kB减少为13012 kB，Cached从8148 kB增大为60488 kB，而Buffers却不变。那么过一段时间，Linux会自动释放掉所用的cache内存吗？一个小时后查看proc/meminfo显示cache仍然没有变化。
接着，我们看下使用dd命令对块设备写操作前后的内存变化：
[0225_19:10:44:10s][root@test nfs_dir] # cat /proc/meminfo [0225_19:10:44:10s]MemTotal: 90532 kB [0225_19:10:44:10s]MemFree: 58988 kB [0225_19:10:44:10s]Buffers: 0 kB [0225_19:10:44:10s]Cached: 4144 kB ...... ...... [0225_19:11:13:11s][root@test nfs_dir] # dd if=/dev/zero of=/dev/h_sda bs=10M count=2000 & [0225_19:11:17:11s][root@test nfs_dir] # cat /proc/meminfo [0225_19:11:17:11s]MemTotal: 90532 kB [0225_19:11:17:11s]MemFree: 11852 kB [0225_19:11:17:11s]Buffers: 36224 kB [0225_19:11:17:11s]Cached: 4148 kB ...... ...... [0225_19:11:21:11s][root@test nfs_dir] # cat /proc/meminfo [0225_19:11:21:11s]MemTotal: 90532 kB [0225_19:11:21:11s]MemFree: 11356 kB [0225_19:11:21:11s]Buffers: 36732 kB [0225_19:11:21:11s]Cached: 4148kB ...... ...... [0225_19:11:41:11s][root@test nfs_dir] # cat /proc/meminfo [0225_19:11:41:11s]MemTotal: 90532 kB [0225_19:11:41:11s]MemFree: 11864 kB [0225_19:11:41:11s]Buffers: 36264 kB [0225_19:11:41:11s]Cached: 4148 kB ….. ……
裸写块设备前Buffs为0，裸写硬盘过程中每隔一段时间查看内存信息发现Buffers一直在增加，空闲内存越来越少，而Cached数量一直保持不变。
总结：
通过代码分析及实际操作，我们理解了buffer cache和page cache都会占用内存，但也看到了两者的差别。page cache针对文件的cache，buffer是针对块设备数据的cache。Linux在可用内存充裕的情况下，不会主动释放page cache和buffer cache。
在Linux中文件的读写一般是通过buffer io方式，以便充分利用到page cache。
Buffer IO的特点是读的时候，先检查页缓存里面是否有需要的数据，如果没有就从设备读取，返回给用户的同时，加到缓存一份;写的时候，直接写到缓存去，再由后台的进程定期刷到磁盘去。这样的机制看起来非常的好，实际也能提高文件读写的效率。
但是当系统的IO比较密集时，就会出问题。当系统写的很多，超过了内存的某个上限时，后台的回写线程就会出来回收页面，但是一旦回收的速度小于写入的速度，就会触发OOM。最关键的是整个过程由内核参与，用户不好控制。
那么到底如何才能有效的控制cache呢？
目前主要由两种方法来规避风险：
1、 走direct io；
2、 走buffer io，但是定期清除无用page cache；
这里当然讨论的是第二种方式，即在buffer io方式下如何有效控制page cache。
在程序中只要知道文件的句柄，就能用：
int posix_fadvise(int fd, off_t offset, off_t len, int advice);
POSIX_FADV_DONTNEED (该文件在接下来不会再被访问)
但是曾有开发人员反馈怀疑该接口的有效性。那么该接口确实有效吗？首先，我们查看mm/fadvise.c内核代码来看posix_fadvise是如何实现的:
/*
* POSIX_FADV_WILLNEED could set PG_Referenced, and POSIX_FADV_NOREUSE could
* deactivate the pages and clear PG_Referenced.
*/
SYSCALL_DEFINE4(fadvise64_64, int, fd, loff_t, offset, loff_t, len, int, advice)
{
… … … …
/* => 将指定范围内的数据从page cache中换出 */
case POSIX_FADV_DONTNEED:
/* => 如果后备设备不忙的话，先调用__filemap_fdatawrite_range把脏页面刷掉 */
if (!bdi_write_congested(mapping->backing_dev_info))
/* => WB_SYNC_NONE: 不是同步等待页面刷新完成，只是提交了 */
/* => 而fsync和fdatasync是用WB_SYNC_ALL参数等到完成才返回的 */
__filemap_fdatawrite_range(mapping, offset, endbyte,
WB_SYNC_NONE);
/* First and last FULL page! */
start_index = (offset+(PAGE_CACHE_SIZE-1)) >> PAGE_CACHE_SHIFT;
end_index = (endbyte >> PAGE_CACHE_SHIFT);
/* => 接下来清除页面缓存 */
if (end_index >= start_index) {
unsigned long count = invalidate_mapping_pages(mapping,
start_index, end_index);
/*
* If fewer pages were invalidated than expected then
* it is possible that some of the pages were on
* a per-cpu pagevec for a remote CPU. Drain all
* pagevecs and try again.
*/
if (count < (end_index - start_index + 1)) {
lru_add_drain_all();
invalidate_mapping_pages(mapping, start_index,
end_index);
}
}
break;
… … … …
}
我们可以看到如果后台系统不忙的话，会先调用__filemap_fdatawrite_range把脏页面刷掉，刷页面用的参数是是 WB_SYNC_NONE，也就是说不是同步等待页面刷新完成，提交完写脏页后立即返回了。
然后再调invalidate_mapping_pages清除页面，回收内存：
/* => 清除缓存页(除了脏页、上锁的、正在回写的或映射在页表中的)*/
unsigned long invalidate_mapping_pages(struct address_space *mapping,
pgoff_t start, pgoff_t end)
{
struct pagevec pvec;
pgoff_t index = start;
unsigned long ret;
unsigned long count = 0;
int i;
/*
* Note: this function may get called on a shmem/tmpfs mapping:
* pagevec_lookup() might then return 0 prematurely (because it
* got a gangful of swap entries); but it's hardly worth worrying
* about - it can rarely have anything to free from such a mapping
* (most pages are dirty), and already skips over any difficulties.
*/
pagevec_init(&pvec, 0);
while (index <= end && pagevec_lookup(&pvec, mapping, index,
min(end - index, (pgoff_t)PAGEVEC_SIZE - 1) + 1)) {
mem_cgroup_uncharge_start();
for (i = 0; i < pagevec_count(&pvec); i++) {
struct page *page = pvec.pages[i];
/* We rely upon deletion not changing page->index */
index = page->index;
if (index > end)
break;
if (!trylock_page(page))
continue;
WARN_ON(page->index != index);
/* => 无效一个文件的缓存 */
ret = invalidate_inode_page(page);
unlock_page(page);
/*
* Invalidation is a hint that the page is no longer
* of interest and try to speed up its reclaim.
*/
if (!ret)
deactivate_page(page);
count += ret;
}
pagevec_release(&pvec);
mem_cgroup_uncharge_end();
cond_resched();
index++;
}
return count;
}
/*
* Safely invalidate one page from its pagecache mapping.
* It only drops clean, unused pages. The page must be locked.
*
* Returns 1 if the page is successfully invalidated, otherwise 0.
*/
/* => 无效一个文件的缓存 */
int invalidate_inode_page(struct page *page)
{
struct address_space *mapping = page_mapping(page);
if (!mapping)
return 0;
/* => 若当前页是脏页或正在写回的页，直接返回 */
if (PageDirty(page) || PageWriteback(page))
return 0;
/* => 若已经被映射到页表了，则直接返回 */
if (page_mapped(page))
return 0;
/* => 如果满足了以上条件就调用invalidate_complete_page继续 */
return invalidate_complete_page(mapping, page);
}
从上面的代码可以看到清除相关的页面要满足二个条件： 1. 不脏且没在回写； 2. 未被使用。如果满足了这二个条件就调用invalidate_complete_page继续：
/* => 无效一个完整的页 */
static int
invalidate_complete_page(struct address_space *mapping, struct page *page)
{
int ret;
if (page->mapping != mapping)
return 0;
if (page_has_private(page) && !try_to_release_page(page, 0))
return 0;
/* => 若满足以上更多条件，则从地址空间中解除该页 */
ret = remove_mapping(mapping, page);
return ret;
}
/*
* Attempt to detach a locked page from its ->mapping. If it is dirty or if
* someone else has a ref on the page, abort and return 0. If it was
* successfully detached, return 1. Assumes the caller has a single ref on
* this page.
*/
/* => 从地址空间中解除该页 */
int remove_mapping(struct address_space *mapping, struct page *page)
{
if (__remove_mapping(mapping, page)) {
/*
* Unfreezing the refcount with 1 rather than 2 effectively
* drops the pagecache ref for us without requiring another
* atomic operation.
*/
page_unfreeze_refs(page, 1);
return 1;
}
return 0;
}
/*
* Same as remove_mapping, but if the page is removed from the mapping, it
* gets returned with a refcount of 0.
*/
/* => 从地址空间中解除该页 */
static int __remove_mapping(struct address_space *mapping, struct page *page)
{
BUG_ON(!PageLocked(page));
BUG_ON(mapping != page_mapping(page));
spin_lock_irq(&mapping->tree_lock);
/*
* The non racy check for a busy page.
*
* Must be careful with the order of the tests. When someone has
* a ref to the page, it may be possible that they dirty it then
* drop the reference. So if PageDirty is tested before page_count
* here, then the following race may occur:
*
* get_user_pages(&page);
* [user mapping goes away]
* write_to(page);
* !PageDirty(page) [good]
* SetPageDirty(page);
* put_page(page);
* !page_count(page) [good, discard it]
*
* [oops, our write_to data is lost]
*
* Reversing the order of the tests ensures such a situation cannot
* escape unnoticed. The smp_rmb is needed to ensure the page->flags
* load is not satisfied before that of page->_count.
*
* Note that if SetPageDirty is always performed via set_page_dirty,
* and thus under tree_lock, then this ordering is not required.
*/
if (!page_freeze_refs(page, 2))
goto cannot_free;
/* note: atomic_cmpxchg in page_freeze_refs provides the smp_rmb */
if (unlikely(PageDirty(page))) {
page_unfreeze_refs(page, 2);
goto cannot_free;
}
if (PageSwapCache(page)) {
swp_entry_t swap = { .val = page_private(page) };
__delete_from_swap_cache(page);
spin_unlock_irq(&mapping->tree_lock);
swapcache_free(swap, page);
} else {
void (*freepage)(struct page *);
freepage = mapping->a_ops->freepage;
/* => 从页缓存中删除和释放该页 */
__delete_from_page_cache(page);
spin_unlock_irq(&mapping->tree_lock);
mem_cgroup_uncharge_cache_page(page);
if (freepage != NULL)
freepage(page);
}
return 1;
cannot_free:
spin_unlock_irq(&mapping->tree_lock);
return 0;
}
/*
* Delete a page from the page cache and free it. Caller has to make
* sure the page is locked and that nobody else uses it - or that usage
* is safe. The caller must hold the mapping's tree_lock.
*/
/* => 从页缓存中删除和释放该页 */
void __delete_from_page_cache(struct page *page)
{
struct address_space *mapping = page->mapping;
trace_mm_filemap_delete_from_page_cache(page);
/*
* if we're uptodate, flush out into the cleancache, otherwise
* invalidate any existing cleancache entries. We can't leave
* stale data around in the cleancache once our page is gone
*/
if (PageUptodate(page) && PageMappedToDisk(page))
cleancache_put_page(page);
else
cleancache_invalidate_page(mapping, page);
radix_tree_delete(&mapping->page_tree, page->index);
/* => 解除与之绑定的地址空间结构 */
page->mapping = NULL;
/* Leave page->index set: truncation lookup relies upon it */
/* => 减少地址空间中的页计数 */
mapping->nrpages--;
__dec_zone_page_state(page, NR_FILE_PAGES);
if (PageSwapBacked(page))
__dec_zone_page_state(page, NR_SHMEM);
BUG_ON(page_mapped(page));
/*
* Some filesystems seem to re-dirty the page even after
* the VM has canceled the dirty bit (eg ext3 journaling).
*
* Fix it up by doing a final dirty accounting check after
* having removed the page entirely.
*/
if (PageDirty(page) && mapping_cap_account_dirty(mapping)) {
dec_zone_page_state(page, NR_FILE_DIRTY);
dec_bdi_stat(mapping->backing_dev_info, BDI_RECLAIMABLE);
}
}
看到这里我们就明白了：为什么使用了posix_fadvise后相关的内存没有被释放出来：页面还脏是最关键的因素。
但是我们如何保证页面全部不脏呢？fdatasync或者fsync都是选择,或者Linux下新系统调用sync_file_range都是可用的，这几个都是使用WB_SYNC_ALL模式强制要求回写完毕才返回的。所以应该这样做：
fdatasync(fd);
posix_fadvise(fd, 0, 0, POSIX_FADV_DONTNEED);
总结：
使用posix_fadvise可以有效的清除page cache，作用范围为文件级。下面给出应用程序编程建议：
vmtouch是一个可移植的文件系统cahce诊断和控制工具。近来该工具被广泛使用，最典型的例子是：移动应用Instagram（照片墙）后台服务端使用了vmtouch管理控制page cache。了解vmtouch原理及使用可以为我们后续后端设备所用。
快速安装指南：
$ git clone https://github.com/hoytech/vmtouch.git $ cd vmtouch $ make $ sudo make install
vmtouch用途：
1、 查看一个文件(或者目录)哪些部分在内存中；
2、 把文件调入内存；
3、 把文件清除出内存，即释放page cache；
4、 把文件锁住在内存中而不被换出到磁盘上；
5、 ……
vmtouch实现：
其核心分别是两个系统调用，mincore和posix_fadvise。两者具体使用方法使用man帮助都有详细的说明。posix_fadvise已在上文提到，用法在此不作说明。简单说下mincore：
NAME mincore - determine whether pages are resident in memory SYNOPSIS #include <unistd.h> #include <sys/mman.h> int mincore(void *addr, size_t length, unsigned char *vec); Feature Test macro Requirements for glibc (see feature_test_macros(7)): mincore(): _BSD_SOURCE || _SVID_SOURCE
mincore需要调用者传入文件的地址(通常由mmap()返回)，它会把文件在内存中的情况写在vec中。
vmtouch工具用法：
Usage: vmtouch [OPTIONS] ... FILES OR DIRECTORIES ...
Options:
-t touch pages into memory
-e evict pages from memory
-l lock pages in physical memory with mlock(2)
-L lock pages in physical memory with mlockall(2)
-d daemon mode
-m <size> max file size to touch
-p <range> use the specified portion instead of the entire file
-f follow symbolic links
-h also count hardlinked copies
-w wait until all pages are locked (only useful together with -d)
-v verbose
-q quiet
用法举例：
例1、 获取当前/mnt/usb目录下cache占用量
[root@test nfs_dir] # mkdir /mnt/usb && mount /dev/msc /mnt/usb/ [root@test usb] # vmtouch . Files: 57 Directories: 2 Resident Pages: 0/278786 0/1G 0% Elapsed: 0.023126 seconds
例2、 当前test.bin文件的cache占用量？
[root@test usb] # vmtouch -v test.bin test.bin [ ] 0/25600 Files: 1 Directories: 0 Resident Pages: 0/25600 0/100M 0% Elapsed: 0.001867 seconds
这时使用tail命令将部分文件读取到内存中：
[root@test usb] # busybox_v400 tail -n 10 test.bin > /dev/null
现在再来看一下：
[root@test usb] # vmtouch -v test.bin test.bin [ o] 240/25600 Files: 1 Directories: 0 Resident Pages: 240/25600 960K/100M 0.938% Elapsed: 0.002019 seconds
可知目前文件test.bin的最后240个page驻留在内存中。
例3、 最后使用-t选项将剩下的test.bin文件全部读入内存：
[root@test usb] # vmtouch -vt test.bin test.bin [OOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOOO] 25600/25600 Files: 1 Directories: 0 Touched Pages: 25600 (100M) Elapsed: 39.049 seconds
例4、 再把test.bin占用的cachae全部释放：
[root@test usb] # vmtouch -ev test.bin Evicting test.bin Files: 1 Directories: 0 Evicted Pages: 25600 (100M) Elapsed: 0.01461 seconds
这时候再来看下是否真的被释放了：
[root@test usb] # vmtouch -v test.bin test.bin [ ] 0/25600 Files: 1 Directories: 0 Resident Pages: 0/25600 0/100M 0% Elapsed: 0.001867 seconds
以上通过代码分析及实际操作总结了vmtouch工具的使用，建议APP组后续集成或借鉴vmtouch工具并灵活应用到后端设备中，必能达到有效管理和控制page cache的目的。
通过走读块设备驱动IOCTL命令实现，发现该命令能有效的清除整个块设备所占用的buffer。
int blkdev_ioctl(struct block_device *bdev, fmode_t mode, unsigned cmd,
unsigned long arg)
{
struct gendisk *disk = bdev->bd_disk;
struct backing_dev_info *bdi;
loff_t size;
int ret, n;
switch(cmd) {
case BLKFLSBUF:
if (!capable(CAP_SYS_ADMIN))
return -EACCES;
ret = __blkdev_driver_ioctl(bdev, mode, cmd, arg);
if (!is_unrecognized_ioctl(ret))
return ret;
fsync_bdev(bdev);
invalidate_bdev(bdev);
return 0;
case ……:
…………
}
/* Invalidate clean unused buffers and pagecache. */
void invalidate_bdev(struct block_device *bdev)
{
struct address_space *mapping = bdev->bd_inode->i_mapping;
if (mapping->nrpages == 0)
return;
invalidate_bh_lrus();
lru_add_drain_all(); /* make sure all lru add caches are flushed */
invalidate_mapping_pages(mapping, 0, -1);
/* 99% of the time, we don't need to flush the cleancache on the bdev.
* But, for the strange corners, lets be cautious
*/
cleancache_invalidate_inode(mapping);
}
EXPORT_SYMBOL(invalidate_bdev);
光代码不够，现在让我们看下对/dev/h_sda这个块设备执行BLKFLSBUF的IOCTL命令前后的实际内存变化：
[0225_19:10:25:10s][root@test nfs_dir] # cat /proc/meminfo [0225_19:10:25:10s]MemTotal: 90532 kB [0225_19:10:25:10s]MemFree: 12296 kB [0225_19:10:25:10s]Buffers: 46076 kB [0225_19:10:25:10s]Cached: 4136 kB ………… [0225_19:10:42:10s][root@test nfs_dir] # /mnt/nfs_dir/a.out [0225_19:10:42:10s]ioctl cmd BLKFLSBUF ok! [0225_19:10:44:10s][root@test nfs_dir] # cat /proc/meminfo [0225_19:10:44:10s]MemTotal: 90532 kB [0225_19:10:44:10s]MemFree: 58988 kB [0225_19:10:44:10s]Buffers: 0 kB ………… [0225_19:10:44:10s]Cached: 4144 kB
执行的效果如代码中看到的，Buffers已被全部清除了，MemFree一下增长了约46MB，可以知道原先的Buffer已被回收并转化为可用的内存。整个过程Cache几乎没有变化，仅增加的8K cache内存可以推断用于a.out本身及其他库文件的加载。
上述a.out的示例如下：
#include <stdio.h>
#include <fcntl.h>
#include <errno.h>
#include <sys/ioctl.h>
#define BLKFLSBUF _IO(0x12, 97)
int main(int argc, char* argv[])
{
int fd = -1;
fd = open("/dev/h_sda", O_RDWR);
if (fd < 0)
{
return -1;
}
if (ioctl(fd, BLKFLSBUF, 0))
{
printf("ioctl cmd BLKFLSBUF failed, errno:%dn", errno);
}
close(fd);
printf("ioctl cmd BLKFLSBUF ok!n");
return 0;
}
综上，使用块设备命令BLKFLSBUF能有效的清除块设备上的所有buffer，且清除后的buffer能立即被释放变为可用内存。
利用这一点，联系后端业务场景，给出应用程序编程建议：
/proc是一个虚拟文件系统,我们可以通过对它的读写操作作为与kernel实体间进行通信的一种手段.也就是说可以通过修改/proc中的文件来对当前kernel的行为做出调整。关于Cache和Buffer的控制，我们可以通过echo 1 > /proc/sys/vm/drop_caches进行操作。
首先来看下内核源码实现：
int drop_caches_sysctl_handler(ctl_table *table, int write,
void __user *buffer, size_t *length, loff_t *ppos)
{
int ret;
ret = proc_dointvec_minmax(table, write, buffer, length, ppos);
if (ret)
return ret;
if (write) {
/* => echo 1 > /proc/sys/vm/drop_caches 清理页缓存 */
if (sysctl_drop_caches & 1)
/* => 遍历所有的超级块，清理所有的缓存 */
iterate_supers(drop_pagecache_sb, NULL);
if (sysctl_drop_caches & 2)
drop_slab();
}
return 0;
}
/**
* iterate_supers - call function for all active superblocks
* @f: function to call
* @arg: argument to pass to it
*
* Scans the superblock list and calls given function, passing it
* locked superblock and given argument.
*/
void iterate_supers(void (*f)(struct super_block *, void *), void *arg)
{
struct super_block *sb, *p = NULL;
spin_lock(&sb_lock);
list_for_each_entry(sb, &super_blocks, s_list) {
if (hlist_unhashed(&sb->s_instances))
continue;
sb->s_count++;
spin_unlock(&sb_lock);
down_read(&sb->s_umount);
if (sb->s_root && (sb->s_flags & MS_BORN))
f(sb, arg);
up_read(&sb->s_umount);
spin_lock(&sb_lock);
if (p)
__put_super(p);
p = sb;
}
if (p)
__put_super(p);
spin_unlock(&sb_lock);
}
/* => 清理文件系统(包括bdev伪文件系统)的页缓存 */
static void drop_pagecache_sb(struct super_block *sb, void *unused)
{
struct inode *inode, *toput_inode = NULL;
spin_lock(&inode_sb_list_lock);
/* => 遍历所有的inode */
list_for_each_entry(inode, &sb->s_inodes, i_sb_list) {
spin_lock(&inode->i_lock);
/*
* => 若当前状态为(I_FREEING|I_WILL_FREE|I_NEW) 或
* => 若没有缓存页
* => 则跳过
*/
if ((inode->i_state & (I_FREEING|I_WILL_FREE|I_NEW)) ||
(inode->i_mapping->nrpages == 0)) {
spin_unlock(&inode->i_lock);
continue;
}
__iget(inode);
spin_unlock(&inode->i_lock);
spin_unlock(&inode_sb_list_lock);
/* => 清除缓存页(除了脏页、上锁的、正在回写的或映射在页表中的)*/
invalidate_mapping_pages(inode->i_mapping, 0, -1);
iput(toput_inode);
toput_inode = inode;
spin_lock(&inode_sb_list_lock);
}
spin_unlock(&inode_sb_list_lock);
iput(toput_inode);
}
综上，echo 1 > /proc/sys/vm/drop_caches会清除所有inode的缓存页，这里的inode包括VFS的inode、所有文件系统inode（也包括bdev伪文件系统块设备的inode的缓存页）。所以该命令执行后，就会将整个系统的page cache和buffer cache全部清除，当然前提是这些cache都是非脏的、没有正被使用的。
接下来看下实际效果：
[root@test usb] # cat /proc/meminfo MemTotal: 90516 kB MemFree: 12396 kB Buffers: 96 kB Cached: 60756 kB [root@test usb] # busybox_v400 sync [root@test usb] # busybox_v400 sync [root@test usb] # busybox_v400 sync [root@test usb] # echo 1 > /proc/sys/vm/drop_caches [root@test usb] # cat /proc/meminfo MemTotal: 90516 kB MemFree: 68820 kB Buffers: 12 kB Cached: 4464 kB
可以看到Buffers和Cached都降了下来，在drop_caches前建议执行sync命令，以确保数据的完整性。sync 命令会将所有未写的系统缓冲区写到磁盘中，包含已修改的 i-node、已延迟的块 I/O 和读写映射文件等。
上面的设置虽然简单但是比较粗暴，使cache的作用基本无法发挥，尤其在系统压力比较大时进行drop cache处理容易产生问题。因为drop_cache是全局在清内存，清的过程会加页面锁，导致有些进程等页面锁时超时，导致问题发生。因此，需要根据系统的状况进行适当的调节寻找最佳的方案。
以上分别讨论了Cache和Buffer分别从哪里来？什么时候消耗在哪里？如何分别控制Cache和Buffer这三个问题。最后还介绍了vmtouch工具的使用。
要深入理解Linux的Cache和Buffer牵涉大量内核核心机制(VFS、内存管理、块设备驱动、页高速缓存、文件访问、页框回写)，需要制定计划在后续工作中不断理解和消化。
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