〇、全景：磁盘和用户之间的缓存层
前面几篇讲了物理内存怎么管理（#1 memblock/buddy）、虚拟地址怎么映射到物理页（#3 页表缺页）。但缺页分配出来的页，数据从哪来？匿名页（堆/栈）是凭空清零，文件页则来自磁盘——而内核不会每次都去读磁盘，它在内存里维护了一层page cache（页缓存）：
- 读：先查 page cache，命中就直接拷给用户（
copy_folio_to_iter）；没命中才读盘填进去； - 写：先写进 page cache 标脏，不立刻落盘（延迟写 write-back），由后台 flush 线程异步刷回磁盘。
一句话主线：page cache 是"磁盘 ↔ 用户"之间的一层内存缓存——每个文件对应一个
address_space，用 xarray 按页偏移索引 folio；读 = 先查缓存（命中直接拷、miss 读盘filemap_read_folio填进去），写 = 写进缓存标脏（write_end）、由后台 flush 线程wb_workfn异步回写，脏页太多时balance_dirty_pages限速写进程；预读readahead提前把后续页读进来。它和上一篇 #3 缺页是同一枚硬币的两面：文件页缺页do_fault本质就是"从 page cache 里找不到这一页，去磁盘读进来"。
一、核心数据结构：address_space+ xarray + folio
1.1 一个文件一个address_space
每个 inode（文件）对应一个address_space，它就是这个文件的 page cache 的"账簿"：
// include/linux/fs.h (v6.6, line 470)structaddress_space{structinode*host;// 归属哪个文件（inode）structxarrayi_pages;// 按页偏移索引 folio 的树structrb_root_cachedi_mmap;// 映射这个文件的所有 vmaunsignedlongnrpages;// 缓存了多少页pgoff_twriteback_index;// 回写进度（写到哪一页了）conststructaddress_space_operations*a_ops;// 读/写/回写的回调// …};i_pages（xarray）：核心索引结构，key 是"页偏移"（文件第几个页），value 是struct folio *。旧内核用 radix tree，v6.6 已换成更通用的xarray。a_ops（address_space_operations）：具体文件系统提供的回调——read_folio（读一页）、readahead（预读一批）、write_begin/write_end（写）、writepages（回写落盘）。page cache 是通用框架，具体怎么读盘/写盘交给文件系统。
1.2 folio：页缓存的单位（不再是单struct page）
v6.6 的 page cache 基本单位是struct folio（include/linux/mm_types.h:293），不再是单个struct page。一个 folio 可以包含多个物理页（order 0 单页，或 order 9 = 2MB 大页），把"一组连续页"当整体管理，减少了逐页加锁/记数的开销，也让 THP 大页能直接作为缓存单位。
1.3 xarray 的 tag：标记"脏"和"回写中"
xarray 除了存 folio，还能给每个条目打 tag。page cache 用两个 tag 标记状态：
// include/linux/fs.h (v6.6, line 498)#definePAGECACHE_TAG_DIRTYXA_MARK_0// 这页被改过，要回写#definePAGECACHE_TAG_WRITEBACKXA_MARK_1// 正在回写中回写时，内核用xa_marked扫出所有打了 DIRTY tag 的 folio 拿去落盘，省得遍历整个文件的所有页。
二、读路径：查缓存 → 预读 → 读盘
read(fd, buf, n)走generic_file_read_iter（filemap.c:2790），它对 buffered 读（非O_DIRECT）最后落到filemap_read（filemap.c:2617）：
// mm/filemap.c (v6.6, line 2790，节选）ssize_tgeneric_file_read_iter(structkiocb*iocb,structiov_iter*iter){// O_DIRECT 直接读盘，绕过 page cache（:2798 direct_IO）if(iocb->ki_flags&IOCB_DIRECT){…}// 普通 buffered 读 → 走 page cachereturnfilemap_read(iocb,iter,retval);// :2831}filemap_read（filemap.c:2617）是一个循环：每次用filemap_get_pages（filemap.c:2535）取一批 folio，再copy_folio_to_iter拷给用户。核心在filemap_get_pages，它按"页在不在缓存里"分三种情况：
// mm/filemap.c (v6.6, line 2535，节选）filemap_get_read_batch(mapping,index,last_index-1,fbatch);// ① 查 xarrayif(!folio_batch_count(fbatch)){// 缓存 misspage_cache_sync_readahead(mapping,ra,filp,index,…);// ② 同步预读filemap_get_read_batch(mapping,index,last_index-1,fbatch);}if(!folio_batch_count(fbatch)){// 还是没有err=filemap_create_folio(filp,mapping,…);// ③ 分配 + 读盘// …}- ① 命中：
filemap_get_read_batch（filemap.c:2329）从 xarray 批量捞出 folio，直接拷给用户，零磁盘 I/O； - ② 预读：miss 时先
page_cache_sync_readahead把当前及后续一批页读进来（见 §五）； - ③ 读盘：还 miss，
filemap_create_folio（filemap.c:2478）分配一个新 folio、filemap_add_folio挂进 xarray、filemap_read_folio（filemap.c:2365）调用a_ops->read_folio真正从磁盘读；对"预读已部分填好但还没读完"的 folio，则走filemap_update_page（filemap.c:2422）补读并等待 I/O 完成。
注意
generic_file_read_iter里的O_DIRECT分支（:2798）：用O_DIRECT打开的文件绕过 page cache，direct_IO直接读盘。这是"要不要缓存"的选择——默认要缓存（page cache），数据库等自己管缓存的场景才用 O_DIRECT 绕过。
三、写路径：写进缓存 + 标脏（延迟写）
write(fd, buf, n)走generic_file_write_iter（filemap.c:4081），buffered 写落到generic_perform_write（filemap.c:3932）：
// mm/filemap.c (v6.6, line 3932，节选）do{status=a_ops->write_begin(file,mapping,pos,bytes,…);// ① 准备页// …copied=copy_page_from_iter_atomic(page,offset,bytes,i);// ② 拷用户数据// …status=a_ops->write_end(file,mapping,pos,bytes,copied,…);// ③ 标脏// …balance_dirty_pages_ratelimited(mapping);// ④ 脏页多了就限速}while(iov_iter_count(i));- ①
write_begin：文件系统拿到（或分配）page cache 里的目标页，必要时读盘先填满要改的部分； - ② 拷贝：
copy_page_from_iter_atomic把用户缓冲区数据拷进 page cache 页； - ③
write_end：标记这页为dirty（打上PAGECACHE_TAG_DIRTY），但绝不写盘； - ④ 限速：
balance_dirty_pages_ratelimited（page-writeback.c:2062）检查脏页是否超阈值，超了就慢下来（见 §四）。
这就是"延迟写（write-back）"：write()返回时数据只进了内存缓存，还没到磁盘。好处是快（攒一批再落盘、合并连续写），代价是掉电/崩溃会丢还没回写的数据（所以有fsync/O_SYNC强制落盘）。
四、回写 writeback：balance_dirty_pages限速 + flush 线程
脏页不能无限攒，内核用两条腿把它刷回磁盘：一条是"写进程侧"的限速，一条是"后台 flush 线程"的刷盘。
4.1 三个阈值：free-run → 后台回写 → 节流
脏页占"可脏内存"的比例由两个可配置阈值（默认dirty_background_ratio = 10、vm_dirty_ratio = 20，page-writeback.c:74/:91）和派生的 freerun 上限一起分档：
| 脏页比例 | 内核动作 |
|---|---|
< bg_thresh（10%） | 写进程全速，无动作 |
> bg_thresh（10%） | 启动后台回写wb_start_background_writeback |
> freerun ceiling（(thresh+bg_thresh)/2= 15%） | 写进程开始被节流（wb_position_ratio算比例，pause） |
> thresh（20%） | 严重节流，写进程基本停下来等回写 |
balance_dirty_pages（page-writeback.c:1669）是限速的核心，它在一个循环里反复判断：
// mm/page-writeback.c (v6.6, line 1669，节选）for(;;){// ① 脏页超过后台阈值 → 启动后台回写if(!laptop_mode&&nr_reclaimable>gdtc->bg_thresh&&!writeback_in_progress(wb))wb_start_background_writeback(wb);// :1754// ② 还没到 freerun 上限 → 写进程全速，跳出（if 在 :1768）if(dirty<=dirty_freerun_ceiling(thresh,bg_thresh)&&…)break;// :1783// ③ 超过 thresh → 算 pos_ratio，按比例 pause 写进程wb_position_ratio(gdtc);// :1813// … pause 一段时间后回到循环重新判断 …}dirty_freerun_ceiling（page-writeback.c:813）就是(thresh + bg_thresh) / 2。核心思想是"让写盘速度追上写内存速度"：脏页涨到 bg_thresh 就派后台线程回写；回写还追不上、脏页继续涨到 15%/20%，就直接把写进程摁住（节流），等脏页降下来再放行——保证脏页不会把可回收内存吞光。
4.2 flush 线程：wb_workfn真正落盘
后台刷盘由 writeback 工作队列的 worker 执行——每个 backing device 一个bdi_writeback上下文，worker 显示名就是ps里看到的flush-<设备名>线程，入口wb_workfn（fs/fs-writeback.c:2245）：
// fs/fs-writeback.c (v6.6, line 2245，节选）voidwb_workfn(structwork_struct*work){structbdi_writeback*wb=container_of(…,structbdi_writeback,dwork);do{pages_written=wb_do_writeback(wb);// → wb_writeback（:2022）}while(!list_empty(&wb->work_list));// 还有活就继续// …}wb_writeback（fs-writeback.c:2022）扫出打PAGECACHE_TAG_DIRTY的 folio，调用a_ops->writepages（具体文件系统，如 ext4）把它们写回磁盘，完成后清除 DIRTY tag 和脏位。这整个过程是异步的——写进程早write()完事了，flush 线程在后台慢慢刷。
五、预读 readahead：提前把后续页读进来
顺序读文件时，如果每次都等"缺这一页才去读盘"，磁盘 I/O 延迟会卡住读进程。预读就是"读第 N 页时，顺手把 N+1、N+2… 也读进来"，用空间换延迟。两条触发路径：
- 同步预读
page_cache_sync_ra（readahead.c:671）：读 miss 时（§二 ②），把请求页及后续一批页读进来； - 异步预读
page_cache_async_ra（readahead.c:699）：读到一个打了PG_readahead标记的页时，说明"预读的页快被消费完了"，后台再预读下一批。
预读窗口记在struct file_ra_state（fs.h:968）里——start（窗口起点）、size（本次预读多少）、async_size（异步预读的提前量）、ra_pages（最大预读页数）：
// include/linux/fs.h (v6.6, line 968)structfile_ra_state{pgoff_tstart;// 预读窗口起点unsignedintsize;// 本次预读页数unsignedintasync_size;// 异步预读提前量unsignedintra_pages;// 最大预读页数// …};两条*_ra最终都进ondemand_readahead→page_cache_ra_unbounded（readahead.c:205）→read_pages（readahead.c:146），read_pages调a_ops->readahead（文件系统批量读）或逐页a_ops->read_folio提交 I/O。预读的页先加进 page cache 但标记PG_readahead/!uptodate，读进程走到那一页时若还没读完，就filemap_update_page等它（§二 ③）。
六、与 mmap 缺页的关系：filemap_fault
上一篇 #3 讲文件页缺页do_fault→__do_fault→vm_ops->fault。对普通文件，这个fault回调就是filemap_fault（filemap.c:3255）——它做的事情和read()的读路径几乎一样：在 page cache 里找这一页，找不到就读盘填进去，然后映射进页表。所以mmap 的文件映射，底层数据也是存在 page cache 里的：
read()/write()通过filemap_read/generic_perform_write操作 page cache；mmap后的内存访问通过缺页filemap_fault操作同一个page cache；- 两者看到的是一致的缓存，这正是
mmap和read/write能共享同一份文件缓存的原因。
七、为什么这样设计（Why 层）
7.1 为什么读/写都要过 page cache，而不是直接读盘
因为磁盘慢、内存快，且文件访问有强时间局部性和重复性（同一文件反复读、反复写）。page cache 把"最近访问过的文件页"留在内存，命中就免掉磁盘 I/O，性能提升数量级。这也是为什么刚读过的文件再次读会快得多、为什么内存里总有大量"可回收的"文件页（见 #8 页回收）。
7.2 为什么写用"延迟写（write-back）“而不是"同步写（write-through）”
同步写每write()一次就落盘一次，磁盘 I/O 立刻成为瓶颈。延迟写让写进程只写内存、立刻返回，把"落盘"这个慢动作攒成一批、交给后台线程异步做——合并连续写、批量下盘，吞吐量大幅提升。代价是崩溃可能丢数据，所以内核提供fsync/O_SYNC给需要持久化保证的调用者显式强制落盘。"默认快（延迟写）+ 需要时慢（fsync）"是通用折中。
7.3 为什么要balance_dirty_pages限速写进程
如果写进程全速往 page cache 灌、回写线程又刷不过来，脏页会无限上涨，最终把可回收内存（NR_FILE_DIRTY）全部吞掉、触发 OOM。限速的本质是"让写内存的速度和写盘的速度匹配"：脏页一超阈值就摁住写进程，逼迫整体吞吐收敛到磁盘带宽——这是"生产者（写进程）vs 消费者（回写线程）"的背压（backpressure）机制。
7.4 为什么要预读 readahead
顺序读是文件 I/O 的常态（日志、数据文件、模型权重）。如果只按需读，每次读盘都要等磁盘寻道/延迟，CPU 空转。预读用"读一页、顺手读一批"把未来的缺页 I/O 提前、合并成顺序大 I/O（磁盘顺序读远快于随机读），把延迟摊销掉。预读是"用多读一点内存的代价，换磁盘顺序 I/O"的投机优化。
7.5 为什么用 xarray 而不是简单数组
文件的页偏移是稀疏的——一个 1GB 的文件，用户可能只访问头尾两页。简单数组要为整个文件每个页都建条目，稀疏访问时浪费巨大；xarray（radix tree 的通用化）按"用到的偏移"建树，只占实际访问到的部分，和 #3 多级页表"稀疏地址空间只占实际用到的部分"是同一个思想。
八、与已有博客的交叉引用
| 已有博客 | 本篇覆盖的关系 |
|---|---|
| 内存 #3 页表缺页 | 文件页缺页do_fault→__do_fault→vm_ops->fault=filemap_fault（:3255），本质是"从 page cache 读"。本篇 §六 讲清了这条线；page cache 是文件缺页的"数据源" |
| 内存 #2 buddy | page cache 的 folio 从哪来？filemap_alloc_folio底层就是 buddy 分配物理页（__alloc_pages）。page cache 是 buddy 的又一个大消费者 |
| 内存 #4 大页 | folio 可以是 order=9 的大页，THP 大页能直接作为 page cache 的缓存单位（CONFIG_READ_ONLY_THP_FOR_FS，fs.h:476） |
| IOMMU 系列 | page cache 管的是"CPU/文件"侧缓存；设备 DMA 读写文件（如 GPU 直读 SSD）绕不绕 page cache 是另一套（O_DIRECT / GUP，见后续 [[blog-memory-expansion]] GUP 篇） |
附：本篇关键源码索引
| 符号 | 位置 |
|---|---|
struct address_space（host/i_pages/a_ops/nrpages/writeback_index） | include/linux/fs.h:470 |
PAGECACHE_TAG_DIRTY/PAGECACHE_TAG_WRITEBACK | include/linux/fs.h:498/:499 |
struct file_ra_state（start/size/async_size/ra_pages） | include/linux/fs.h:968 |
struct folio（页缓存单位） | include/linux/mm_types.h:293 |
generic_file_read_iter（读入口，O_DIRECT 分流） | mm/filemap.c:2790 |
filemap_read（读主循环） | mm/filemap.c:2617 |
filemap_get_pages（查缓存/预读/读盘三态） | mm/filemap.c:2535 |
filemap_get_read_batch（xarray 批量查） | mm/filemap.c:2329 |
filemap_create_folio（分配 + 读盘） | mm/filemap.c:2478 |
filemap_update_page（补读 + 等 I/O） | mm/filemap.c:2422 |
filemap_read_folio（→a_ops->read_folio） | mm/filemap.c:2365 |
filemap_fault（mmap 文件缺页） | mm/filemap.c:3255 |
generic_perform_write（写主循环） | mm/filemap.c:3932 |
generic_file_write_iter（写入口） | mm/filemap.c:4081 |
balance_dirty_pages（限速核心） | mm/page-writeback.c:1669 |
balance_dirty_pages_ratelimited | mm/page-writeback.c:2062 |
dirty_background_ratio/vm_dirty_ratio（默认 10 / 20） | mm/page-writeback.c:74/:91 |
dirty_freerun_ceiling（(thresh+bg_thresh)/2） | mm/page-writeback.c:813 |
wb_workfn（flush 线程） | fs/fs-writeback.c:2245 |
wb_writeback（回写落盘） | fs/fs-writeback.c:2022 |
page_cache_sync_ra/page_cache_async_ra（同步/异步预读） | mm/readahead.c:671/:699 |
page_cache_ra_unbounded/read_pages（预读执行） | mm/readahead.c:205/:146 |
