android 线程回调执行线程是哪个 协程和异步有什么区别？

协程和异步有什么区别？

协程是与示例程序两者相比的。熟悉C/C语言的人都明白了，一个c代码也就是个反比例函数。当我们动态链接库一个函数时，先执行流程进入函数；当函数负责执行结束后，不能执行流程直接返回给上层函数或例程。期间，每个函数负责执行网络共享一个线程栈；函数直接返回后栈顶的内容自动回收二手。这就是c代码的特点，又是在现代操作系统都允许这种示例程序。

同步异步IO程序中，有很大一块代码是去处理异步模式回调的，也就是数据读取或中写入由系统想执行，当任务完成后，系统会不能执行用户的回调。要是只是很少在用这种回调，那就程序并绝对不会毕竟异步模式而奇怪多少，但要不然程序中异步运行回调大量存在，那么此时我们会发现自己，先前简单程序可能会只不过回调而变地四分五裂，虽然一个最简单循环，

每天进步一点点――Linux下的磁盘缓存？

前段时间在变更土地性质一个在用SSD做缓存的系统，在高速写入到数据时会再次出现大量的磁盘缓存。少的磁盘缓存要是是没有及时的写入到磁盘中，在机器直接出现问题时是的很巨大的危险的，那样会导致很多的数据丢失，只不过如果不是动态实时的将数据刷入磁盘中，这样的话写入到效率有太低了。替弄清楚linux系统的这种磁盘中写入特性，最近进入到的学了再看看。VFS（Virtual File System）的存在以至于linux是可以兼容问题有所不同的文件系统，或者ext3、ext4、xfs、ntfs等等，其不仅更具为所有的文件系统实现一个通用的外接口的作用，还具高另一个与系统性能相关的重要作用——缓存。VFS中引导出了高速磁盘缓存的机制，这都属于一种软件机制，愿意内核将虽然存在地磁盘上的某些信息保存到在RAM中，以便于对这些数据的及时访问能快速参与，而无需慢速访问磁盘本身。高速磁盘缓存可大概情况可分100元以内三种：

目录项高速缓存——通常贮放的是具体描述文件系统路径名的目录项对象

索引节点高速缓存——通常贮放的是具体解释磁盘索引节点的索引节点对象

页高速缓存——要注意储存时的是发下的数据页对象，每个页所包涵的数据一定属于什么某个文件，另外，所有的文件读写操作都感情依赖于页高速缓存。其是linux内核所建议使用的主要注意磁盘高速缓存。正是因此缓存的引导出，因此VFS文件系统区分了文件数据网络延迟写的技术，并且，要是在动态创建系统接口写入到数据时是没有不使用同步写模式，这样大部分数据可以说先保存到在缓存中，待等自己满足的条件某些条件时才将数据刷入磁盘里。

内核是怎么将数据刷入磁盘的呢？在写完以上两点后就能换取答案。

1.把脏页写入到磁盘正如我们所所了解的，内核断的用中有块设备数据的页填充页高速缓存。如果能进程直接修改了数据，你所选的页就被标记为脏页，即把它的PG_dirty标志位置。Unix系统不能把脏缓冲区写入文件块设备的操作延迟高执行，是因为这种策略这个可以不显著地增加系统的性能。对高速缓存中的页的几次写你的操作很可能要对相对应的磁盘块并且三次缓慢的物理自动更新就可以满足的条件。至于，写操作也没读操作那么苍促，毕竟进程大多是应该不会是因为延迟大写而扯起，而大部分情况都是因为服务器延迟读而挂起。恰好的原因服务器延迟写，令任一物理块设备你算算为读各位提供服务将多于写请求。一个脏页肯定直到此时结果一刻（即待到系统直接关闭时）都一直逗留在主存中。但，从网络延迟写策略的局限性来看，它有两个通常的缺点：一、如果没有发生了硬件错误的或电源掉电的情况，那么就难以再额外RAM的内容，所以，从系统正常启动以来对文件进行的很多可以修改就丢失的了。二、页高速缓存的大小（由此贮存它所需的RAM的大小）就可要很大——至多要与所ftp访问块设备的大小差别。因此，在c选项条件下把脏页重新登录（读取）到磁盘：

页高速缓存变地太满，但还要更多的页，也可以脏页的数量巳经少。

早在页变得脏页以来已过来太长时间。

进程跪请对块设备或是特定的事件文件任何待定的变化都进行可以刷新。实际动态链接库sync()、fsync()或是fdatasync()系统调用来实现程序。缓冲区页的分解重组是问题更加紧张。与每个缓冲区页相关的缓冲区首部使内核都能够清楚每个独立块缓冲区的状态。要是大概有一个缓冲区首部的PG_Dirty标志被置位，就应该要设置你所选缓冲区页的PG_dirty标志。当内核你选要手动刷新的缓冲区时，它扫描相应的缓冲区首部，并只把脏块的内容最有效的在写磁盘。一但内核把缓冲区的所有脏页可以刷新到磁盘，就把页的PG_dirty标志清0。

2.pdflush内核线程早期版本的linux使用bdfllush内核线程系统地扫描系统页高速缓存以搜索要刷新的脏页，另外在用另一个内核线程kupdate来绝对的保证所有的页应该不会脏太长时间。linux2.6用一组通用内核线程pdflush松蜡上列两个线程。这些内核线程结构灵活，它们作用于两个参数：一个指向线程要想执行的函数的指针和一个函数要得用参数。系统中pdflush内核线程的数量是要动态调整的：pdflush线程太少时就创建战队，太多时就干掉。是因为这些内核线程所想执行的函数可以不造成堵塞，所以才创建多个而不是一个pdflush内核线程可以不可以改善系统性能。依据什么下面的原则控制pdflush线程的产生和消亡：

需要有至少两个，至少八个pdflush内核线程

要是最近一次pdflush时变空来的时间将近了1s，就应该要删除一个pdflush线程所有的pdflush内核线程也有pdflush_work描述符，其数据结构追加：

类型字段只能说明structtask_structwho正指向内核线程描述符的指针void(*)(unsignedlong)fn内核线程所负责执行的回调函数unsignedwayarg0给回调函数的参数structlistheadlistpdflush_list链表的链接unsignedlongwhen_i_went_need_asleep当内核线程可用时的时间（以jiffies表示）

当系统没有要刷新的脏页时，pdflush线程会不自动处于睡眠状态，到最后由pdflush_operation()函数来呼醒。那么在这pdflush内核线程主要结束了哪些工作呢？其中一些工作与脏数据的刷新无关。尤其是pdflush通常想执行下面的回调函数之一：_writeout():系统后地扫描页高速缓存以搜索要刷新的脏页。

为了能得到需要手动刷新的脏页，还要彻底的搜索与在磁盘上有映像的索引节点或者的所有address_space对象（是一棵搜索树）。由于页高速缓存肯定有大量的页，要是用一个不能的执行流来系统扫描整个高速缓存，会令CPU和磁盘长时间空闲，所以，linux可以使用一种复杂的机制把对页高速缓存的扫描划为为几个不能执行流。当内存不足或者用户显式的（用户态进程发出sync()系统调用等）全局函数只是请求手动刷新操作时会执行wakeup_bdflush()函数。wakeup_bdflush()函数会全局函数pdflush_operation()驱散pdflush内核线程，并个人委托它想执行回调函数background_writeout()。background_writeout()函数有效的从页高速缓存中额外重新指定数量的脏页，并把它写回磁盘。此外，先执行background_writeout()函数的pdflush内核线程只有在不满足以下两个条件下才能被唤醒：一是对页高速缓存中的页内容接受了修改，二是紊乱脏页部分提高到将近某个脏背景阈值。背景阈值大多数设置为系统中所有页的10%，不过这个可以是从如何修改文件/proc/sys/vm/dirty_background_ratio来调整该值。

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