DongHao: 02 2012存档
有很多系统读写大文件时用的是这个办法：将大文件mmap到内存，然后直接对内存读写。这样就化read/write为memcpy操作，代码开发上很简便。被修改的内存页由kernel负责挑个时间写入硬盘，程序员不用操心。
但是，最近一些使用了taobao kernel（基于redhat6-2.6.32）的机器，上面那些使用mmap的应用变慢了。我们上线查看，才发现mmap文件里有很多脏页，kernel的writeback机制就不停的将这些脏页写往硬盘，结果造成了大量的io（从iostat看，除了几秒的间歇，io util几乎保持在100%），而如果换回2.6.18内核，就没有这个问题（io util不超过20%，而且很稀疏）。
为了简化应用模型，我们做了一个mmap_press程序模拟应用的写操作，内容很简单，就是mmap一块256MB的内存，然后在256MB的范围内随机的写,一次写8个字节，一共写25亿次，在rhel5（kernel-2.6.18）上，这个程序运行只需要374秒，而在我们的内核上，则要805秒才能完成，慢了两倍多。再换upstream的内核，一样慢，这个问题应该是一直有的。
看来自从writeback改成per bdi的以后，脏页写回的力度是大大加强了。加强是有原因的：越快写回脏页，页面新数据丢失的肯能就越少。但问题是，现在writeback的太频繁了，结果消耗了大量io，拖慢了应用。
能不能找个办法通知writeback子系统，让它每隔60秒或两分钟才开始写脏页，这样至少很多相邻的脏页能被合并成一次io，可以变大量小io为几个大io，速度会快很多。于是我们找到了这个参数 /proc/sys/vm/dirty_expire_centisecs ，默认值是3000，即30秒，也就是说，脏页要过了30秒才会被写往硬盘....等一等，这和我们观察到的完全不一样啊！？我们从iostat看到的是io util一直保持在100%，只有几秒的停歇，几秒啊，不是30秒。
多猜无益，writeback子系统可是相当大的一块，于是我们联系了Intel的吴峰光，他第二天就给出了两个patch，我们将其移植到2.6.32内核后（1，2），效果很明显，writeback不再是不停的制造io，而是5～6秒的集中io以后，就停下来大约30秒（这次符合dirty_expire_centisecs参数的默认值了），然后再开始5～6秒的集中io，如此循环。我们重新跑mmap_press程序，耗费时间是390秒，已经非常接近2.6.18的速度了。
感谢吴峰光同学的帮助。
大概看了一下吴峰光patch的注释：之前writeback在回写完一个文件后，会从头再查找一遍脏页，如果有脏页则继续回写；现在改成，回写到文件尾后，直接停下来，直到脏页expire（也就是30秒后了）再开始从头检查脏页并回写（这是我对patch的解释，肯定有纰漏之处，有兴趣的同学还是直接看一下patch）。原来如此，咱们的mmap操作有大量的随机写，产生了大量分散的脏页，writeback每次从头检查文件都发现脏页，结果每次都要从头开始回写，就这么不停的转着圈的回写，造成io几乎一直保持在100%。
但我还是有一个疑问：应用写内存只是一个内存操作，writeback写脏页只是一个硬盘操作，为什么硬盘操作会拖慢内存操作呢？最后万能的马涛同学给出了答案：应用对页面的写会触发内核的page_mkwrite操作，这个操作里面是会lock_page的，如果page正在被写往硬盘，那这时候它已经被writeback给lock了，page_mkwrite的lock_page会被阻塞，结果应用写内存的操作就顿住了，所以，越是频繁的writeback，越是会拖慢应用对mmap内存的写操作。
=== 2012.2.29 ===
Bergwolf:
nitpicky一下：） writeback的时候page只是会被mark成PG_WRITEBACK，而不是被lock住。所以page_mkwrite的等待很可能是在wait_for_page_writeback上而不是lock_page上。
RobinDong:
我看了一下upstream的代码，以ext4文件系统的mmap为例，writeback时，write_cache_pages里先lock_page(mm/page-writeback.c 2241行)，再调用ext4_writepage来写单个页面，ext4_writepage里调用block_write_full_page来把页面mark成PG_WRITEBACK。我这里看来，是先lock后mark。
另外，在我们这边的2.6.32老内核里，__block_page_mkwrite里没有调用wait_on_page_writeback，这个是去年五月份才加进去的。所以，2.6.32 mmap变慢的原因应该还是lock_page的争抢。
Bergwolf:
page_mkwirte应该只在page第一次被写的时候调用，线上应用的page应该都是在内存中了，为什么你们认为page_mkwrite和writeback有竞争呢？你的测试代码是新建一个sparse文件，有试过对一个已经在内存中的dense文件测试吗？
RobinDong:
我们用的就是已经在内存中的dense文件，之前我也以为只有page第一次进入内存时才有do_page_fault才有page_mkwrite，但是马涛哥颠覆了我的世界观——writeback完成后的page，在被写的时候就会调用page_mkwrite——代码路径我们今早也找到了。
在write_cache_pages里，lock_page以后会调用clear_page_dirty_for_io(page)，然后一路
--> clear_page_dirty_for_io(page)
--> page_mkclean(page)
--> page_mkclean_file(page)
--> page_mkclean_one(page)
下来，一直到page_mkclean_one(page),里面会做pte_wrprotect(entry)，也就是把pte置为“写保护”，这样做是故意的，当应用写这个page时，就会因为碰了“写保护”页面而触发do_page_fault，即使这个page已经是在内存中了。
-->do_page_fault
--> handle_mm_fault
--> handle_pte_fault
handle_pte_fault这段代码：
if (flags & FAULT_FLAG_WRITE) {
if (!pte_write(entry))
return do_wp_page(mm, vma, address,
pte, pmd, ptl, entry);
entry = pte_mkdirty(entry);
}
如果用户是在尝试写页面（FAULT_FLAG_WRITE），且pte是写保护的（!pte_write(entry)），那么就调用do_wp_page，而do_wp_page里面对可写且共享的vma里的page，会依次调用page_mkwrite。
先前我以为对文件系统来说，读写文件时跑得快才是关键，mkfs和fsck的速度不用操心。直到几天前，线上的运维同学反映：集群里某台（或者悲剧一点，某几台）机器如果宕机了，如果不能迅速重启，可能会对其它服务器带来额外的压力，因为外部流量还在，而“重启”过程包括了对突然断电的磁盘做fsck，所以，fsck的速度也很重要。
于是我找了个台式机（没办法，我们组的开发机服务器没有上T的硬盘），上面配了coly (@淘伯松)自己买的 2T 硬盘，测了一下ext4如果带上 nojournal + bigalloc + inline_data 后fsck的速度。
硬盘： 希捷Barracuda LP 2TB 5900转 32MB（ST32000542AS）
CPU: Core 2 Duo E8400 3.00GHz 1333MHz FSB (2 cores)
内存： 2GB 800MHz DDR2
mkfs命令：mke2fs -m 0 -C $CLUSTER_SIZE -I 4096 -O ^has_journal,^resize_inode,^uninit_bg,extent,meta_bg,flex_bg,bigalloc,inline_data $DEVICE
用工具 dir_tree 程序创建树状目录结构和文件：
./dir_tree -m /test/ -d 7 -l 4 -n 5 -f 5 -S 64m -s 24576 -t cd
./dir_tree -m /test/ -d 7 -l 4 -n 5 -f 5 -S 64m -s 24576 -t cf
7个总目录，4层目录结构，每个目录下有5个子目录，每个文件64MB（这是某种程度上模仿hadoop的线上环境），总共5470个目录，21875个文件，大约占掉1.4T空间
用不同的cluster size来分别格盘并创建文件，看fsck -f运行的时间。测试结果如下：
cluster size (KB) NR of inode (inode table) time (seconds)
4 122093568 5484
64 30517408 1366
128 15258704 682
256 7629352 339
512 3815136 168
1024 1907352 84
中间这一列“NR of inode“就是mkfs完成后默认的总inode数，反映了inode table的大小。
从测试结果看，随着cluster size越来越大，fsck的速度越来越快。原因是大cluster占用的元数据更少——更少的block group，更少的inode table。
普通的ext4（就是不带bigalloc+inline_data）要90多分钟，而如果用1MB大小的cluster（bigalloc），则不到2分钟就检查结束了。
需求大概是这样：在一个linux系统上，想跑多个不同应用，这些应用由不同的运维来操作，为了避免互相干扰，希望运维只能看见自己的文件，而看不见别的应用的文件信息。一个常用解决办法就是干脆装多个虚拟机，但是，虚拟机对我们来说偏“重”，比如，多个应用公用的一些动态链接库（比如 libc.so）和配置文件（比如 hosts.conf）就复制了多份，如果原先一个系统在运行时系统文件占了500M的cache，那么现在装了4台虚拟机，就有2G的cache被重复占用了。
怎样才能让系统文件只占一份cache呢？我们首先想到这么个主意：把linux系统装到ext4上，然后做4个snapshot（"快照“），这4个snapshot分别mount到4个目录，4个运维chroot到这4个目录里，然后就自己干自己的，干扰不到别人的文件。由于ext4 snapshot的实现机制是让同一个物理block被映射到不同的文件系统里，所以我们觉得，这一个4k的物理block应该就只占4k的cache。
（也许有人要说，这么费劲干嘛，直接把系统常用的动态链接库做4个软链接出来，给4个运维用不就行了？这样做有两个问题，第一，动态链接库以及各种系统文件很多，不可能一一做软链接；第二，也是关键的一点，如果其中一位运维错误操作，例如覆盖写了某个系统文件，那么其他的运维就歇菜了，因为软链接实际指向的是同一个实际文件。）
于是开始考察ext4的snapshot。ext4目前是没有snapshot功能的，但是Amir Goldstein已经开发好了对应的patch（https://github.com/amir73il/ext4-snapshots/），但是目前还没有被收入mainline。粗略看了一下，Amir的patch目前只支持readonly的snapshot，于是我发邮件问“如果改成writable snapshot，代码量大不大？“，Amir回帖表示代码量不大；另外还有别人回帖，推荐不用ext4而是用device mapper提供的thin provision的internal snapshot（http://kernelnewbies.org/Linux_3.2 ，http://lwn.net/Articles/465740/），这样就不用依赖于某一个文件系统（就是如果咱们以后不用ext4了，也可以继续做snapshot）。
鉴于ext4 snapshot不支持writable snapshot，且有7000行的改动之多，且目前都没有进mainline的计划，而device mapper的thin provision已经进了3.2 kernel，且只有5000行改动，且支持writable snapshot，所以。。。转而又考察thin provision。考察基本顺利，做snapshot没有问题，snapshot写入没问题，最后chroot然后编译kernel测试速度也没问题，但是，最后发现一个郁闷的事情：这些snapshot被mount以后，公用的文件在不同的文件系统里各自都要占一份cache，也就是说，明明是一个4k物理block，mount到4个不同的文件系统，就占4 x 4k的内存cache了！
难道是device mapper的问题？于是再试了一下ext4的snapshot，甚至btrfs的snapshot，都一样！这就是vfs的特性：只要是inode不同，即使这些inode指向的是同一个物理block，那么它们的cache都是各自独有的，不共享。
我把这个事儿告诉了coly（@淘伯松）
coly: （石化片刻）唉，我们之前想漏了，snapshot根本不能解决这个问题。。。太郁闷了，测了快两周才发现
我： 想开一点吧，还好是测出来的，而不是上线了才发现——到时候运维找过来“你们的这个方案好像不省内存啊”，然后还得解释，还得回滚，就更被动更狼狈了
coly： 噢，你这样一说，我舒坦多了
最后还是马涛同学（@淘伯瑜）给出了一个方案——overlay fs（http://ovlfs.sourceforge.net/），能把两个目录（甭管是什么文件系统的两个目录，是目录就行）“叠合”成一个文件系统，而这个新文件系统的inode其实还是原来目录里的那个，但是视图已经是“叠合”后的了。
比如，有两个目录，其中一个目录dir1有两个文件，是：
./ab (ino:14)
./cd (ino:16)
另一个目录dir2有三个文件，是：
./apple (ino:23)
./banana (ino:27)
./lemon (ino:31)
最后用
mount -t overlayfs overlayfs -olowerdir=/dir1,upperdir=/dir2 /test/
建立的新文件系统/test/里看上去是这样：
./ab (ino:14)
./cd (ino:16)
./apple (ino:23)
./banana (ino:27)
./lemon (ino:31)
注意，inode还是那些inode，但是他们“凑一块儿了”，而且，这个新文件系统是可写的，即使覆盖写了某个文件，也只影响upperdir（例子里的dir2）的内容，而lowerdir（例子里的dir1）没有任何影响。这样，我们就可以把linux系统根目录当成lowerdir，而每个运维自己的系统当成 upperdir ,某个运维的错误操作就不会影响其他人了。
感谢马涛同学的推荐，目前这个还没有进mainline的overlay fs非常契合我们的应用。
