refault distance算法的一点理解

这个算法看了好几次了,都没太理解,今天记录一下,加深一下印象。
引用某个博客对这个算法的介绍

一次访问page cache称为fault,第二次访问该页面称为refault。page cache页面第一次被踢出LRU链表并回收(eviction)的时刻称为E,第二次再访问该页的时刻称为R,那么R-E的时间里需要移动的页面个数称为Refault Distance。
把Refault Distance概念再加上第一次读的时刻,可以用一个公式来概括第一次和第二次读之间的距离(read_distance)。
read_distance = nr_inactive + (R-E)
如果page想一直保持在LRU链表中,那么read_distance不应该比内存的大小还长,否则该page永远都会被踢出LRU链表,因此公式可以推导为:
NR_inactive+(R-E) <= NR_inactive+NR_active
(R-E) <= NR_active

看来半天,其实一直没太理解(R-E)的含义。干脆,抛开这个,讲讲自己的理解。
按当前内核设计,一个pagecache被加入系统中时,会加入到不活跃lru链表。一段时间后,这个页被挪到了不活跃链表的最尾部,记这个时间为T0,并被内核的内存回收机制发现最近没被访问,则这个page cache页会被踢出lru链表,记这个时间为T1。
一段时间后,内核需要访问该page cache里的内容,但是发现该page cache不在内存里了,只好重新从存储介质中将其内容读出来,记这个时间点为T2。
这个时候,应该将这个page cache放到活跃lru链表还是不活跃lru链表呢?这个决策就是由refault distance算法来做。
这个算法的核心思想是,是否可以通过计算,来避免pagecache这层缓存的颠簸;换成大白话来说就是,如果这个时候(第二次读入pagecache缓存),我把这个pagecache页放入活跃lru链表,有没有可能(或者说增大可能),在下次用户需要读取这个pagecache的时候,他还在lru链表上(无论是活跃还是非活跃链表),这样的话,就代表这个页还没被踢出lru链表,从而用户访问的时候,就没必要从存储介质中重新读了,毕竟从存储介质读内容的性能肯定比不上从内存里读,如果能直接从内存里(lru链表上)读到,岂不美哉?
那么,需要怎么去做这个判断呢?
首先,拿T1时刻到T2时刻之间的数据当样本值。怎么采样判断呢?本质核心是这样的,假设用户要读取的pagecache在T0时刻被加入了活跃lru链表,并且,在T2时刻进行第二次刚好没有被踢出lru链表,需要满足什么条件呢?
需要满足:T1时刻到T2时刻之间链表挪动的pagecache页数,小于等于活跃lru链表页的数量。
举个例子吧,如果T1时刻到T2时刻之间lru链表挪动的pagecache页数是10,也就是说,如果用户想读的pagecache在被踢出内存这段时间,lru链表挪动的pagecache页数是10,并且,如果一开始活跃链表上的页的数量超过10的话,那这个pagecache肯定还没有被挪动到不活跃lru链表的尾端,反之,这个pagecache肯定被挪动到不活跃lru链表的尾端并被踢出内存。这里说的lru链表挪动的pagecache页数,包括把页从不活跃lru链表踢出内存的数量,也包括把页从不活跃lru链表升级到活跃lru链表的数量。(当然这只是估算,从活跃链表尾挪到活跃链表头肯定也会产生挪动)。所以在这个情况下,无非就是统计T1时刻到T2时刻之间链表挪动的pagecache页数,小于等于活跃lru链表页面数的话,肯定是需要挪动到活跃lru链表头的,从而最大程度避免缓存颠簸,否则如果大于活跃lru链表页面数的话,即使是挪到活跃lru链表头,按采样的规律大概率也没办法在被踢出内存前重新访问到,那直接放在非活跃lru链表即可。
罗里吧嗦的,希望能看懂。

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