writeback機制模型
在Linux-3.2新內核中，page cache和buffer cache的刷新機制發生了改變。放棄了原有的pdflush機制，改成了bdi_writeback機制。這種變化主要解決原有pdflush機制存在的一個問題：在多磁盤的系統中，pdflush管理了所有磁盤的page/buffer cache，從而導致一定程度的IO性能瓶頸。bdi_writeback機制為每個磁盤都創建一個線程，專門負責這個磁盤的page cache或者buffer cache的數據刷新工作，從而實現了每個磁盤的數據刷新程序在線程級的分離，這種處理可以提高IO性能。
writeback機制的基本原理可以描述如下：
在Linux內核中有一個常駐內存的線程bdi_forker_thread，該線程負責為bdi_object創建writeback線程，同時檢測如果writeback線程長時間處於空閒狀態，bdi_forker_thread線程便會將其進行銷毀。bdi_forker_thread在系統中只有一個，其會被定時喚醒，檢查全局鏈表bdi_list隊列中是否存在dirty的數據需要刷新到磁盤。如果存在dirty數據並且對應bdi的writeback線程還沒有被創建，bdi_forker_thread會為該bdi創建一個writeback的線程進行寫回操作。
writeback線程被創建之後會處理等待的work。writeback線程擁有一個定時器會周期性喚醒這個線程處理相應的work。當用戶（page cache/buffer cache）有需要處理的inode時，將inode掛載到writeback-> b_dirty鏈表中，然後喚醒writeback線程去處理相應的dirty_page。inode鏈表就是writeback線程需要處理的數據；work鏈表就是控制處理過程中的一些策略，不同的策略可以定義成不同的任務。
通過上述模型，對於塊設備或者文件系統而言，實現dirty page的後台刷新主要做如下幾個方面的工作：
1，將自己的bdi注冊到系統的bdi鏈表中，通過bdi_forker_thread實現對bdi對象的管理，從而可以實現writeback線程的動態創建、銷毀。每個塊設備和文件系統都有自己的bdi對象。Ext3文件系統在創建的時候會生成superblock對象，系統會將底層塊設備的backing_device關系到這個superblock對象上（在set_bdev_super函數中完成）。如果是塊設備的話，在add_disk的時候直接從request_queue中得到bdi對象，然後對其進行初始化。注冊bdi對象使用bdi_register_dev函數，對於ext3之類的文件系統不需要重新注冊bdi對象，因為其本身就采用了底層塊設備的bdi對象。
2，將需要刷新的inode節點掛載到bdi對象所屬的writeback->b_dirty上，如果有特殊的work需要writeback線程完成，那麼提交一個work即可；如果是通常的周期性刷新，writeback線程會自動創建相應的work。
3，操作writeback的喚醒定時器延遲喚醒writeback線程，或者直接喚醒線程，從而使得inode中radix tree上的dirty page刷新到磁盤。
bdi對象的注冊
每個塊設備在創建的時候會注冊bdi對象（參見add_disk函數），這是Linux-3.2內核不同的地方。文件系統在mount的時候會創建superblock對象，並且通過底層塊設備的request queue獲取bdi對象（mount_bdev->sget->set_bdev_super）。所以，像ext3之類的文件系統都不需要重新注冊bdi對象。當然，如果文件系統重新創建了一個bdi對象，那麼還需要調用bdi_register_dev函數注冊bdi對象。
小結
本文對linux-3.2中的writeback機制模型進行了闡述，後面還會對writeback機制中的關鍵函數進行分析說明。該機制是對老系統（Linux-2.6.23等）中pdflush機制的替代，其最重要的變化是每個塊設備都分配了writeback線程，使得回寫的IO流在各個磁盤之間獨立，從而從機制上提高了IO的吞吐量。
