linux 页面的回收

关于页面的使用
在之前的一些文章中，我们了解到linux内核会在很多情况下分配页面。
1、内核代码可能调用alloc_pages之类的函数，从管理物理页面的伙伴系统（管理区zone上的free_area空闲链表）上直接分配页面（见《 linux内核内存管理浅析 》）。比如：驱动程序可能用这种方式来分配缓存；创建进程时，内核也是通过这种方式分配连续的两个页面，作为进程的thread_info结构和内核栈；等等。从伙伴系统分配页面是最基本的页面分配方式，其他的内存分配都是基于这种方式的；
2、内核中的很多对象都是用slab机制来管理的（见《 linux slub分配器浅析 》）。slab就相当于对象池，它将页面“格式化”成“对象”，存放在池中供人使用。当slab中的对象不足时，slab机制会自动从伙伴系统中分配页面，并“格式化”成新的对象；
3、磁盘高速缓存（见《 linux内核文件读写浅析 》）。读写文件时，页面被从伙伴系统分配并用于磁盘高速缓存，然后磁盘上的文件数据被载入到对应的磁盘高速缓存页面中；
4、内存映射。这里所谓的内存映射实际上是指将内存页面映射到用户空间，供用户进程使用。进程的task_struct->mm结构中的每一个vma就代表着一个映射，而映射的真正实现则是在用户程序访问到对应的内存地址之后，由缺页异常引起的页面被分配和页表被更新（见《 linux内核内存管理浅析 》）；

页面回收简述
有页面分配，就会有页面回收。页面回收的方法大体上可分为两种：
一是主动释放。就像用户程序通过free函数释放曾经通过malloc函数分配的内存一样，页面的使用者明确知道页面什么时候要被使用，什么时候又不再需要了。
上面提到的前两种分配方式，一般都是由内核程序主动释放的。对于直接从伙伴系统分配的页面，这是由使用者使用free_pages之类的函数主动释放的，页面释放后被直接放归伙伴系统；从slab中分配的对象（使用kmem_cache_alloc函数），也是由使用者主动释放的（使用kmem_cache_free函数）。

另一种页面回收方式是通过linux内核提供的页框回收算法（PFRA）进行回收。页面的使用者一般将页面当作某种缓存，以提高系统的运行效率。缓存一直存在固然好，但是如果缓存没有了也不会造成什么错误，仅仅是效率受影响而已。页面的使用者不明确知道这些缓存页面什么时候最好被保留，什么时候最好被回收，这些都交由PFRA来关心。
简单来说，PFRA要做的事就是回收这些可以被回收的页面。为了避免系统陷入页面紧缺的困境，PFRA会在内核线程中周期性地被调用运行。或者由于系统已经页面紧缺，试图分配页面的内核执行流程因为得不到需要的页面，而同步地调用PFRA。
上面提到的后两种分配方式，一般是由PFRA来进行回收的（或者由类似删除文件、进程退出、这样的过程来同步回收）。

PFRA回收一般页面
而对于上面提到的前两种页面分配方式（直接分配页面和通过slab分配对象），也有可能需要通过PFRA来回收。
页面的使用者可以向PFRA注册回调函数（使用register_shrink函数）。然后由PFRA在适当的时机来调用这些回调函数，以触发对相应页面或对象的回收。
其中较为典型的是对dentry的回收。dentry是由slab分配的，用于表示虚拟文件系统目录结构的对象。在dentry的引用记数被减为0的时候，dentry并不是直接被释放，而是被放到一个LRU链表中缓存起来，便于后续的使用。（见《 linux内核虚拟文件系统浅析 》。）
而这个LRU链表中的dentry最终是需要被回收的，于是虚拟文件系统在初始化时，调用register_shrinker注册了回收函数shrink_dcache_memory。
系统中所有文件系统的超级块对象被存放在一个链表中，shrink_dcache_memory函数扫描这个链表，获取每个超级块的未被使用dentry的LRU，然后从中回收一些最老的dentry。随着dentry的释放，对应的inode将被减引用，也可能引起inode被释放。
inode被释放后也是放在一个未使用链表中，虚拟文件系统在初始化时还调用register_shrinker注册了回调函数shrink_icache_memory，用来回收这些未使用的inode，从而inode中关联的磁盘高速缓存也将被释放。

另外，随着系统的运行，slab中可能会存在很多的空闲对象（比如在对某一对象的使用高峰过后）。PFRA中的cache_reap函数就用于回收这些多余的空闲对象，如果某些空闲的对象正好能够还原成一个页面，则这个页面可以被释放回伙伴系统；
cache_reap函数要做的事情说起来很简单。系统中所有存放对象池的kmem_cache结构连成一个链表，cache_reap函数扫描其中的每一个对象池，然后寻找可以回收的页面，并将其回收。（当然，实际的过程要更复杂一点。）

关于内存映射
前面说到，磁盘高速缓存和内存映射一般由PFRA来进行回收。PFRA对这两者的回收是很类似的，实际上，磁盘高速缓存很可能就被映射到了用户空间。下面简单对内存映射做一些介绍：

内存映射分为文件映射和匿名映射。
文件映射是指代表这个映射的vma对应到一个文件中的某个区域。这种映射方式相对较少被用户态程序显式地使用，用户态程序一般习惯于open一个文件、然后read/write去读写文件。
而实际上，用户程序也可以使用mmap系统调用将一个文件的某个部分映射到内存上（对应到一个vma），然后以访存的方式去读写文件。尽管用户程序较少这样使用，但是用户进程中却充斥着这样的映射：进程正在执行的可执行代码（包括可执行文件、lib库文件）就是以这样的方式被映射的。
在《 linux内核文件读写浅析 》一文中，我们并没有讨论关于文件映射的实现。实际上，文件映射是将文件的磁盘高速缓存中的页面直接映射到了用户空间（可见，文件映射的页面是磁盘高速缓存页面的子集），用户可以0拷贝地对其进行读写。而使用read/write的话，则会在用户空间的内存和磁盘高速缓存间发生一次拷贝。
匿名映射相对于文件映射，代表这个映射的vma没有对应到文件。对于用户空间普通的内存分配（堆空间、栈空间），都属于匿名映射。
显然，多个进程可能通过各自的文件映射来映射到同一个文件上（比如大多数进程都映射了libc库的so文件）；那匿名映射呢？实际上，多个进程也可能通过各自的匿名映射来映射到同一段物理内存上，这种情况是由于fork之后父子进程共享原来的物理内存（copy-on-write）而引起的。

文件映射又分为共享映射和私有映射。私有映射时，如果进程对映射的地址空间进行写操作，则映射对应的磁盘高速缓存并不会直接被写。而是将原有内容复制一份，然后再写这个复制品，并且当前进程的对应页面映射将切换到这个复制品上去（写时复制）。也就是说，写操作是只有自己可见的。而对于共享映射，写操作则会影响到磁盘高速缓存，是大家都可见的。

哪些页面 该回收
至于回收，磁盘高速缓存的页面（包括文件映射的页面）都是可以被丢弃并回收的。但是如果页面是脏页面，则丢弃之前必须将其写回磁盘。
而匿名映射的页面则都是不可以丢弃的，因为页面里面存有用户程序正在使用的数据，丢弃之后数据就没法还原了。相比之下，磁盘高速缓存页面中的数据本身是保存在磁盘上的，可以复现。
于是，要想回收匿名映射的页面，只好先把页面上的数据转储到磁盘，这就是页面交换（swap）。显然，页面交换的代价相对更高一些。
匿名映射的页面可以被交换到磁盘上的交换文件或交换分区上（分区即是设备，设备即也是文件。所以下文统称为交换文件）。

于是，除非页面被保留或被上锁（页面标记PG_reserved/PG_locked被置位。某些情况下，内核需要暂时性地将页面保留，避免被回收），所有的磁盘高速缓存页面都可回收，所有的匿名映射页面都可交换。

尽管可以回收的页面很多，但是显然PFRA应当尽可能少地去回收/交换（因为这些页面要从磁盘恢复，需要很大的代价）。所以，PFRA仅当必要时才回收/交换一部分很少被使用的页面，每次回收的页面数是一个经验值：32。

于是，所有这些磁盘高速缓存页面和匿名映射页面都被放到了一组LRU里面。（实际上，每个zone就有一组这样的LRU，页面都被放到自己对应的zone的LRU中。）
一组LRU由几对链表组成，有磁盘高速缓存页面（包括文件映射页面）的链表、匿名映射页面的链表、等。一对链表实际上是active和inactive两个链表，前者是最近使用过的页面、后者是最近未使用的页面。
进行页面回收的时候，PFRA要做两件事情，一是将active链表中最近最少使用的页面移动到inactive链表、二是尝试将inactive链表中最近最少使用的页面回收。

确定最近最少使用
现在就有一个问题了，怎么确定active/inactive链表中哪些页面是最近最少使用的呢？
一种方法是排序，当页面被访问时，将其移动到链表的尾部（假设回收从头部开始）。但是这就意味着页面在链表中的位置可能频繁移动，并且移动之前还必须先上锁（可能有多个CPU在同时访问），这样做对效率影响很大。
linux内核采用的是标记加顺序的办法。当页面在active和inactive两个链表之间移动时，总是将其放到链表的尾部（同上，假设回收从头部开始）。
页面没有在链表间移动时，并不会调整它们的顺序。而是通过访问标记来表示页面是否刚被访问过。如果inactive链表中已设置访问标记的页面再被访问，则将其移动到active链表中，并且清除访问标记。（实际上，为了避免访问冲突，页面并不会直接从inactive链表移动到active链表，而是有一个pagevec中间结构用作缓冲，以避免锁链表。）

页面的访问标记有两种情况，一是放在page->flags中的PG_referenced标记，在页面被访问时该标记置位。对于磁盘高速缓存中（未被映射）的页面，用户进程通过read、write之类的系统调用去访问它们，系统调用代码中会将对应页面的PG_referenced标记置位。
而对于内存映射的页面，用户进程可以直接访问它们（不经过内核），所以这种情况下的访问标记不是由内核来设置的，而是由mmu。在将虚拟地址映射成物理地址后，mmu会在对应的页表项上置一个accessed标志位，表示页面被访问。（同样的道理，mmu会在被写的页面所对应的页表项上置一个dirty标志，表示页面是脏页面。）
页面的访问标记（包括上面两种标记）将在PFRA处理页面回收的过程中被清除，因为访问标记显然是应该有有效期的，而PFRA的运行周期就代表这个有效期。page->flags中的PG_referenced标记可以直接清除，而页表项中的accessed位则需要通过页面找到其对应的页表项后才能清除（见下文的“反向映射”）。

那么，回收过程又是怎样扫描LRU链表的呢？
由于存在多组LRU（系统中有多个zone，每个zone又有多组LRU），如果PFRA每次回收都扫描所有的LRU找出其中最值得回收的若干个页面的话，回收算法的效率显然不够理想。
linux内核PFRA使用的扫描方法是：定义一个扫描优先级，通过这个优先级换算出在每个LRU上应该扫描的页面数。整个回收算法以最低的优先级开始，先扫描每个LRU中最近最少使用的几个页面，然后试图回收它们。如果一遍扫描下来，已经回收了足够数量的页面，则本次回收过程结束。否则，增大优先级，再重新扫描，直到足够数量的页面被回收。而如果始终不能回收足够数量的页面，则优先级将增加到最大，也就是所有页面将被扫描。这时，就算回收的页面数量还是不足，回收过程都会结束。

每次扫描一个LRU时，都从active链表和inactive链表获取当前优先级对应数目的页面，然后再对这些页面做处理：如果页面不能被回收（如被保留或被上锁），则放回对应链表头部（同上，假设回收从头部开始）；否则如果页面的访问标记置位，则清除该标记，并将页面放回对应链表尾部（同上，假设回收从头部开始）；否则页面将从active链表被移动到inactive链表、或从inactive链表被回收。
PFRA不倾向于从active链表回收匿名映射的页面，因为用户进程使用的内存一般相对较少，且回收的话需要进行交换，代价较大。所以在内存剩余较多、匿名映射所占比例较少的情况下，都不会去回收匿名映射对应的active链表中的页面。（而如果页面已经被放到inactive链表中，就不再去管那么多了。）

反向映射
像这样，在PFRA处理页面回收的过程中，LRU的inactive链表中的某些页面可能就要被回收了。
如果页面没有被映射，直接回收到伙伴系统即可（对于脏页，先写回、再回收）。否则，还有一件麻烦的事情要处理。因为用户进程的某个页表项正引用着这个页面呢，在回收页面之前，还必须给引用它的页表项一个交待。
于是，问题就来了，内核怎么知道这个页面被哪些页表项所引用呢？为了做到这一点，内核建立了从页面到页表项的反向映射。
通过反向映射可以找到一个被映射的页面对应的vma，通过vma->vm_mm->pgd就能找到对应的页表。然后通过page->index得到页面的虚拟地址。再通过虚拟地址从页表中找到对应的页表项。（前面说到的获取页表项中的accessed标记，就是通过反向映射实现的。）

页面对应的page结构中，page->mapping如果最低位置位，则这是一个匿名映射页面，page->mapping指向一个anon_vma结构；否则是文件映射页面，page->mapping文件对应的address_space结构。（显然，anon_vma结构和address_space结构在分配时，地址必须要对齐，至少保证最低位为0。）
对于匿名映射的页面，anon_vma结构作为一个链表头，将映射这个页面的所有vma通过vma->anon_vma_node链表指针连接起来。每当一个页面被（匿名）映射到一个用户空间时，对应的vma就被加入这个链表。
对于文件映射的页面，address_space结构除了维护了一棵用于存放磁盘高速缓存页面的radix树，还为该文件映射到的所有vma维护了一棵优先搜索树。因为这些被文件映射到的vma并不一定都是映射整个文件，很可能只映射了文件的一部分。所以，这棵优先搜索树除了索引到所有被映射的vma，还要能知道文件的哪些区域是映射到哪些vma上的。每当一个页面被（文件）映射到一个用户空间时，对应的vma就被加入这个优先搜索树。于是，给定磁盘高速缓存上的一个页面，就能通过page->index得到页面在文件中的位置，就能通过优先搜索树找出这个页面映射到的所有vma。

上面两步中，神奇的page->index做了两件事，得到页面的虚拟地址、得到页面在文件磁盘高速缓存中的位置。
vma->vm_start记录了vma的首虚拟地址，vma->vm_pgoff记录了该vma在对应的映射文件（或共享内存）中的偏移，而page->index记录了页面在文件（或共享内存）中的偏移。
通过vma->vm_pgoff和page->index能得到页面在vma中的偏移，加上vma->vm_start就能得到页面的虚拟地址；而通过page->index就能得到页面在文件磁盘高速缓存中的位置。

页面换入换出
在找到了引用待回收页面的页表项后，对于文件映射，可以直接把引用该页面的页表项清空。等用户再访问这个地址的时候触发缺页异常，异常处理代码再重新分配一个页面，并去磁盘里面把对应的数据读出来就行了（说不定，页面在对应的磁盘高速缓存里面已经有了，因为其他进程先访问过）。这就跟页面映射以后，第一次被访问的情形一样；
对于匿名映射，先将页面写回到交换文件，然后还得在页表项中记录该页面在交换文件中的index。
页表项中有一个present位，如果该位被清除，则mmu认为页表项无效。在页表项无效的情况下，其他位不被mmu关心，可以用来存储其他信息。这里就用它们来存储页面在交换文件中的index了（实际上是交换文件号+交换文件内的索引号）。

将匿名映射的页面交换到交换文件的过程（换出过程）与将磁盘高速缓存中的脏页写回文件的过程很相似。
交换文件也有其对应的address_space结构，匿名映射的页面在换出时先被放到这个address_space对应磁盘高速缓存中，然后跟脏页写回一样，被写回到交换文件中。写回完成后，这个页面才被释放（记住，我们的目的是要释放这个页面）。
那么为什么不直接把页面写回到交换文件，而要经过磁盘高速缓存呢？因为，这个页面可能被映射了多次，不可能一次性把所有用户进程的页表中对应的页表项都修改好（修改成页面在交换文件中的索引），所以在页面被释放的过程中，页面被暂时放在磁盘高速缓存上。
而并不是所有页表项的修改过程都是能成功的（比如在修改之前页面又被访问了，于是现在又不需要回收这个页面了），所以页面放到磁盘高速缓存的时间也可能会很长。

同样，将匿名映射的页面从交换文件读出的过程（换入过程）也与将文件数据读出的过程很相似。
先去对应的磁盘高速缓存上看看页面在不在，不在的话再去交换文件里面读。文件里的数据也是被读到磁盘高速缓存中的，然后用户进程的页表中对应的页表项将被改写，直接指向这个页面。
这个页面可能不会马上从磁盘高速缓存中拿下来，因为如果还有其他用户进程也映射到这个页面（它们的对应页表项已经被修改成了交换文件的索引），他们也可以引用到这里。直到没有其他的页表项再引用这个交换文件索引时，页面才可以从磁盘高速缓存中被取下来。

最后的必杀
前面说到，PFRA可能扫描了所有的LRU还没办法回收需要的页面。同样，在slab、dentry cache、inode cache、等地方，可能也无法回收到页面。
这时，如果某段内核代码一定要获得页面呢（没有页面，系统可能就要崩溃了）？PFRA只好使出最后的必杀技——OOM（out of memory）。所谓的OOM就是寻找一个最不重要的进程，然后将其杀死。通过释放这个进程所占有的内存页面，以缓解系统压力。