页回收机制（一）

页回收机制（一）

当我们申请分配页的时候，页分配器首先尝试使用低水线分配页。如果使用低水线分配失败，说明内存轻微不足，页分配器将会唤醒内存节点的页回收内核线程，异步回收页，然后尝试使用最低水线分配页。如果使用最低水线分配失败，说明内存严重不足，页分配器会直接回收。
针对不同的物理页，采用不同的回收策略：交换支持的页和存储设备支持的文件页。

1.根据什么原则选择回收物理页

Linux内核使用LRU（Least Recently Used，最近最少使用）算法选择最近最少使用的物理页。
回收物理页的时候，如果物理页被映射到进程的虚拟地址空间，那么需要从页表中删除虚拟页到物理页的映射。

2.LRU（最近最少使用）链表

页回收算法使用LRU算法选择回收的页。每个内存节点的pglist_data实例就有一个成员lruvec，称为LRU向量，LRU向量包含5条LRU链表。


struct lruvec结构定义如下：

不活动匿名页LRU链表，用来链表不活动的匿名页，即最近访问频率低的匿名页；
活动匿名页LRU链表，用来链表活动的匿名页，即最近访问频率高的匿名页；
不活动文件页LRU链表，用来链表不活动的文件页，即最近访问频率低的文件页；
活动文件页LRU链表，用来链表活动的文件页，即最近访问频率高的文件页；
不可回收LRU链表，用来链接使用mlock锁定在内存中、不允许回收的物理页。

3.在LRU链表中，物理页的页描述符特征：

页描述符设置PG_lru标志位，表示物理页在LRU链表中；
页描述符通过成员lru加入LRU链表；
如果是交换支持的物理页，页描述符会设置PG_swapbacked标志位；
如果是活动的物理页，页描述符会设置PG_active标志位；
如果是不可回收的物理页，页描述符会设置PG_unevictable标志位。

每条LRU链表中的物理页按访问的时间从大到小排序，链表首部的物理页的访问时间离当前最近的，物理页从LRU链表首部加入，页回收算法从活动LRU链表的尾部取物理页回收，从活动LRU链表的尾部取物理页并且移动到不活动的LRU链表中。

4.LRU是双向链表，内核根据页面类型（匿名和文件）与活跃性（活跃不活跃），分为5种类型的LRU链表：

5.如何确定页的活动程序？

如果是页表映射的匿名页或者文件页，根据页表项中的访问标志位确定页的活动程序。
如果没有页表映射的文件页，进程通过系统调用read或者write访问文件，文件系统在文件的页缓存中查找文件页，为文件页的页描述符设置访问标志位就可以。

6.反向映射

回收页表映射的匿名页或文件页时，需要从页表中删除映射，内核需要知道物理页被映射到哪些进程的虚拟地址空间，需要实现物理页到虚拟页的反向映射。

页描述符当中和反向映射具体成员如下：

匿名页的反向映射视图如下：

7.匿名页的反向映射视图之间结构关系

8.发起页回收

申请分配页的时候，页分配器首先尝试使用低水线分配页，如果使用低水线分配失败，说明内存轻微不足，页分配器将会唤醒所有符合分配条件的内存节点的页回收线程，异步回收页，然后尝试使用最低水线分配页。如果分配失败，说明内存严重不足，页分配器将会直接回收页。如果直接回收页失败，那么判断是否应该重新尝试回收页。

9.直接回收

针对备用区域列表中符合分配条件的每个内存区域，调用函数shrink_node来回收内存区域所属的内存节点中的页。回收页是以内存节点为单位执行的，函数shrink_node负责回收内存节点中的页。

直接内存回收发生在慢速分配当中，首先唤醒所有的node节点的kswap内核线程，然后才会调用get_page_from_freelist()尝试用min阈值从zonelist的zone中获取连续页框，如果失败，对zonelist的zone进行异步压缩，异步压缩之后再次调用get_page_from_freelist()尝试用min阈值从zonelist的zone中获取连续页框，如果还是失败，就会进入到直接内存回收。
在进行直接内存回收时，晋城市有可能加入到node的pgdat->pfmemalloc_wait这个等待队列中，当kswap进行内存回收之后，如果node控股先内存达到平衡的状态，那么就会唤醒pgdat->pfmemalloc_wait中的进程。
其实也是加入到pgdat->pfmemalloc_wait这个等待队列进程，自身就不会进行直接内存回收，而是让kswapd进行，之后kswapd会唤醒它们即可。

_alloc_pages_direct_compact–>直接页面回收，然后进行页面分配