在 Linux 系统的庞大体系中，内存扮演着举足轻重的角色，堪称系统运行的 “血液”。它是计算机的关键部件，如同一个高速运转的临时仓库，暂时存放着 CPU 中的运算数据，以及与硬盘等外部存储器交换的数据 ，是外部存储与 CPU 沟通的重要桥梁。
只要 Linux 系统开始运行，操作系统就会如同勤劳的搬运工，将需要运算的数据从内存精准地调到 CPU 中进行运算。当运算圆满完成后，CPU 又会迅速地将结果传送出来 。可以说，内存的运行状况直接决定了计算机整体运行的快慢程度，影响着整个系统的性能表现。就像人体的血液循环，如果血液流动不畅，身体各个器官就无法获得充足的养分，进而导致身体机能下降。同样，在 Linux 系统中，若内存管理出现问题，系统的运行效率也会大幅降低，甚至可能引发系统崩溃等严重后果。
一、内存回收概述
在 Linux 系统中，内存回收机制就像是一位默默守护系统的 “内存管家”，肩负着至关重要的职责。它的主要任务是在系统运行过程中，对内存资源进行有效的管理和回收，确保内存的合理利用，维持系统的稳定运行。
当系统中的内存资源变得紧张时，内存回收机制就会迅速启动，开始筛选那些暂时不用或者可以被释放的内存空间。比如，有些进程可能已经完成了当前的任务，处于闲置状态，但它们占用的内存却没有被及时释放。这时，内存回收机制就会将这些闲置进程占用的内存回收回来，重新分配给那些急需内存的新进程，就像一位精明的管家，合理调配家中的资源，让每一份资源都能物尽其用 。
从性能角度来看，内存回收机制对系统的高效运行起着关键作用。假设没有这个机制，随着系统中进程的不断启动和停止，内存中会逐渐积累大量被闲置进程占用的内存碎片。这些碎片就像一个个零散的小空间，难以满足新进程对连续内存空间的需求，导致新进程在申请内存时，需要花费大量时间寻找合适的内存块，从而使系统响应变得迟缓，运行效率大幅降低。例如，在服务器环境中，如果内存回收不及时，当大量用户同时访问服务器时，新的服务请求可能因为无法及时获得足够的内存资源而被延迟处理，严重影响用户体验。
在稳定性方面，内存回收机制更是系统的 “稳定器”。如果内存一直处于高占用且无法回收的状态，系统就如同一个被过度填充的容器，随时可能出现崩溃等严重问题。比如，在长时间运行的数据库服务器中，如果内存持续被无效占用，当达到一定程度时，数据库可能会因为无法分配到足够的内存来处理事务而出现异常，甚至导致整个服务器死机，造成巨大的损失 。
二、Linux内存回收机制
2.1内存回收的主要对象
在 Linux 内存回收机制的精密体系中，内存回收主要聚焦于匿名页和文件页这两大关键对象 ，它们就像是内存世界中的两类不同 “居民”，有着各自独特的 “生存法则” 和回收方式。
匿名页，作为内存中的一类特殊存在，如同漂泊的 “游子”，没有对应的磁盘文件作为坚实 “后盾”。进程中的堆、栈数据等便是匿名页的典型代表。在内存回收的关键时刻，系统这位 “精明的管家” 会仔细筛选出那些活跃度较低、不经常被访问的匿名页 。这些被选中的匿名页就像暂时被 “请出家门”，被写入到 swap 分区这个特殊的 “临时住所” 中。经过这样的处理后，它们就可以作为空闲页框被释放到伙伴系统中 ，如同重新获得自由的资源，等待着被其他进程申请使用，再次投入到系统运行的 “工作” 中。
而文件页，则像是有 “固定住所” 的居民，它涵盖了内核缓存的磁盘数据（Buffer）以及内核缓存的文件数据（Cache）等 ，与磁盘文件有着紧密的联系。在回收文件页时，系统同样会运用一套筛选机制，找出那些不常被访问的页面 。如果这个文件页中保存的内容与磁盘中文件对应内容完全一致，就如同一个整洁有序、与外界保持同步的 “房间”，那么它就是一个干净的文件页。
这种情况下，就不需要进行繁琐的回写磁盘操作，直接将其作为空闲页框释放到伙伴系统中，实现资源的快速回收和再利用 。但要是文件页保存的数据和磁盘中文件对应的数据不一致，就像一个 “房间” 内部发生了变化却还未与外界同步，那么这个文件页就被认定为脏页 。此时，就需要先将此文件页回写到磁盘中对应数据所在的位置上，完成数据的同步更新，然后才可以把它作为空闲页框释放到伙伴系统中 。通过这样有针对性的回收处理，当内存回收完成后，系统空闲的页框数量就会增加，进而有效缓解内存压力，保障系统能够相对稳定且高效地运行下去。
2.2以 zone 为单位的内存回收规则
内存回收是以zone为单位进行的(也会以memcg为单位，这里不讨论这种情况)，而系统判断一个zone需不需要进行内存回收，如上面所说，为zone设置一条线，当此zone的空闲页框不足以到达这条线时，就会对此zone进行内存回收，实际上一个zone有三条线，这三条线分别是最小阀值(WMARK_MIN)，低阀值(WMARK_LOW)，高阀值(WMARK_HIGH)，它们都保存在zone的watermark[NR_WMARK]数组中，这个数组中保存的是各个阀值要求的页框数量，而每个阀值都会对内存回收造成影响。而它们的描述如下：
watermark[WMARK_MIN](min阀值)：在快速分配失败后的慢速分配中会使用此阀值进行分配，如果慢速分配过程中使用此值还是无法进行分配，那就会执行直接内存回收和快速内存回收watermark[WMARK_LOW](low阀值)：也叫低阀值，是快速分配的默认阀值，在分配内存过程中，如果zone的空闲页框数量低于此阀值，系统会对zone执行快速内存回收watermark[WMARK_HIGH](high阀值)：也叫高阀值，是zone对于空闲页框数量比较满意的一个值，当zone的空闲页框数量高于这个值时，表示zone的空闲页框较多。所以对zone进行内存回收时，目标也是希望将zone的空闲页框数量提高到此值以上，系统会使用此阀值用于oomkill进行内存回收。
这三个阀值的关系是：min阀值 < low阀值 < high阀值。在系统初始化期间，根据系统中整个内存的数量与每个zone管理的页框数量，计算出每个zone的min阀值，然后low阀值 = min阀值 + (min阀值 / 4)，high阀值 = min阀值 + (min阀值 / 2)。这样就得出了这三个阀值的数值，我们可以通过/proc/zoneinfo中查看这三个阀值的数值：
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可以很明显看出来，相对于整个zone管理的总页框数量(managed)，这三个值是非常非常小的，连managed的1%都不到，这些都是在系统初始化期间进行设置的，具体设置函数是__setup_per_zone_wmarks()。有兴趣的可以去看看。这个阀值对内存回收的进行具有很重要的意义，后面会详细进行说明。
对于zone的内存回收，它针对三样东西进程回收：slab、lru链表中的页、buffer_head。这里只讨论内存回收针对lru链表中的页是如何进行回收的。lru链表主要用于管理进程空间中使用的内存页，它主要管理三种类型的页：匿名页、文件页以及shmem使用的页。在内存回收过程中，说简单些，就是将lru链表中的一些页数据放到磁盘中，然后将这些页释放，当然实际上可没有那么简单，这个后面会详细说明。
在说内存回收前，要先补充一些知识，因为内存回收并不是一个孤立的功能，它内部会涉及到其他很多东西，比如内存分配、lru链表、反向映射、swapcache、pagecache等。
(1)页描述符页描述符中对内存回收来说非常必要的标志：
PG_lru：表示页在lru链表中PG_referenced: 表示页最近被访问(只有文件页使用)PG_dirty：页为脏页，文件页被修改，以及非文件页加入到swap cache后，就会被标记为脏页。在此页回写前会被清除，但是回写失败时又会被置位PG_active：页为活动页，配合PG_lru就可以得出页是处于非活动页lru链表还是活动页lru链表PG_private：页描述符中的page->private保存有数据PG_writeback：页正在进行回写PG_swapbacked：此页可写入swap分区，一般用于表示此页是非文件页PG_swapcache：页已经加入到了swap cache中(只有非文件页使用)PG_reclaim：页正在进行回收，只有在内存回收时才会对需要回收的页进行此标记PG_mlocked：页被锁在内存中
在内核中，只有一种页能够进行回收，就是页描述符中的_count为0的页，每个页都有自己唯一的页描述符，而每个页描述符中都有一个_count，这个_count代表的是此页的引用计数，当_count为-1时，说明此页是空闲的，存放在伙伴系统中，每当有一个进程映射了此页时，此页的_count就会++，也就是当某个页被10个进程映射了，它的page->_count肯定大于10(不等于10是因为可能还有其他模块引用了此页，比如块层、驱动等)，所以也可以反过来说，如果某个页的page->_count == 0，那就说明此页可以直接释放回收了。
也就是说，内核实际上回收的是那些page->_count == 0的页，但是如果真的是这样，内存回收这就没有任何意义了，因为当最后一个引用此页的模块释放掉此页的引用时，如果page->_count为0，肯定会释放回收此页的。实际上内存回收做的事情，就是想办法将一些page->_count不为0的页，尝试将它们的page->_count降到0，这样系统就可以回收这些页了。
下面是我总结出来在内存回收过程中会对页的page->_count产生影响的操作：
一个进程映射此页，page->_count++一个进程取消映射此页，page->_count--此页加入到lru缓存中，page->_count++此页从lru缓存加入到lru链表中，page->_count--此页被加入到一个address_space中，page->_count++此页从address_space中移除时，page->_count--文件页添加了buffer_heads，page->_count++文件页删除了buffer_heads，page->_count--swap分区
2.3lru链表
lru链表主要作用就是将页排序，将最应该回收的页放到最后面，最不应该回收的页放到最前面，，然后进行内存回收时，就会从后面向前面进行扫描，将扫描到的页尝试进行回收。这里只需要记住一点，回收的页都是非活动匿名页lru链表或者非活动文件页lru链表上的页。这些页包括：进程堆、栈、匿名mmap共享内存映射、shmem共享内存映射使用的页、映射磁盘文件的页。
首先先说明一下页描述符中对内存回收来说非常必要的标志：
PG_lru：表示页在lru链表中PG_referenced: 表示页最近被访问(只有文件页使用)PG_dirty：页为脏页，文件页被修改，以及非文件页加入到swap cache后，就会被标记为脏页。在此页回写前会被清除，但是回写失败时又会被置位PG_active：页为活动页，配合PG_lru就可以得出页是处于非活动页lru链表还是活动页lru链表PG_private：页描述符中的page->private保存有数据PG_writeback：页正在进行回写PG_swapbacked：此页可写入swap分区，一般用于表示此页是非文件页PG_swapcache：页已经加入到了swap cache中(只有非文件页使用)PG_reclaim：页正在进行回收，只有在内存回收时才会对需要回收的页进行此标记PG_mlocked：页被锁在内存中（此标志可以保证不被换出，但是无法保证不被被做内存迁移）
内存回收做的事情就是想办法将目标页的page->_count降到0，对于那些没有进程映射了页，释放起来就很简单，如果页映射了磁盘文件，并且页为脏页(被写过)，那就就把页中的数据回写到磁盘中映射的文件中，而如果页没有映射磁盘文件，那么直接释放即可。但是对于有进程映射的页，如果此页映射了磁盘文件，并且页为脏页，那么和之前一样，将此页进行回写，然后释放回收即可，但是此页没有映射磁盘文件，情况就会稍微复杂，会将页数据写入到swap分区中，然后将此页释放回收。总结如下：
干净页，并且映射了磁盘文件的页，直接回收脏页(PG_dirty置位)，回写到对应磁盘文件中，然后回收没有进程映射，并且没有映射磁盘文件的页，直接回收有进程映射，并且没有映射磁盘文件的页，回写到swap分区中，然后回收
接下来会分为非活动匿名页lru链表的页的换入换出，非活动文件页lru链表的页的换入换出进行描述。
匿名页lru链表上保存的页为：进程堆、栈、数据段，匿名mmap共享内存映射，shmem映射。这些类型的页都有个特点，在磁盘上没有映射对应的文件(shmem有对应的文件，是/dev/zero，但它不是映射此设备文件)。而在内存回收时，会从非活动匿名页lru链表末尾向前扫描一定数量的页框，然后尝试将这些页框进行回收，而如果这些页框没有进程映射它们，那么它们可以直接释放，而如果有进程映射了它们，那么系统就必须将这些页框回写到磁盘上。
在linux系统中，你可以给系统挂载一个swap分区，这个分区就是专门用于保存这些类型的页的。当这些页需要回收，并且有进程映射了它们时，系统就会将这些页写入swap分区，需要注意，它们需要回收只有在内存不足进行内存回收时才会发生，也就是当系统内存充足时，是不会将这些类型的页写入到swap分区中的(使用memcg除外)，在磁盘上，一个swap分区是一组连续的物理扇区，比如一个1G大小的swap分区，那么它在磁盘上会占有1G大小磁盘块，然后这块磁盘块的第一个4K，专门用于存swap分区描述结构的，而之后的磁盘块，会被划分为一个一个4K大小的页槽(正好与普通页大小一致)，然后将它们标以ID，如下：
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每个页槽可以保存一个页的数据，这样，一个被换出的页就可以写入到磁盘中，系统也能够将这些页组织起来了。虽然是叫swap分区，但是内核似乎并不将swap分区当做一个磁盘分区来看待，更像的是将其当做一个文件来看待，因为这个，每个swap分区都有一个address_space结构，这个结构是每个磁盘文件都会有一个的，这个address_space结构中最重要的是有一个基树和一个address_space操作集。
而这里swap分区有一个，swap分区的address_space叫做swap cache，它的作用是从非文件页在回写到swap分区到此非文件页被回收前的这段时间里，起到一个将swap类型的页表项与此页关联的作用和同步的作用。在这个swap cache的基树中，将此swap分区的所有页槽组织在了一起。当非活动匿名页lru链表中的一个页需要写入到swap分区时，步骤如下：
swap分配一个空闲的页槽根据这个空闲页槽的ID，从swap分区的swap cache的基树中找到此页槽ID对应的结点，将此页的页描述符存入当中内核以页槽ID作为偏移量生成一个swap页表项，并将这个swap页表项保存到页描述符中的private中对页进行反向映射，将所有映射了此页的进程页表项改为此swap页表项将此页的mapping改为指向此swap分区的address_space，并将此页设置为脏页通过swap cache中的address_space操作集将此页回写到swap分区中回写完成此页要被回收，将此页从swap cache中拿出来
当一个进程需要访问此页时，系统则会将此页从swap分区换入内存中，具体步骤如下：
一个进行访问了此页，会先访问到之前设置的swap页表项产生缺页异常，在缺页异常中判断此页在swap分区中，而不在内存中分配一个新页根据进程的页表项中的swap页表项找到对应的页槽和swap cache如果以页槽ID在swap cache中没有找到此页，说明此页已被回收，从分区中将此页读取进来如果以页槽ID在swap cache中找到了此页，说明此页还在内存中，还没有被回收，则直接映射此页
这样再此页没有被换出或者正在换出的情况下，所有映射了此页的进程又可以重新访问此页了，而当此页被完全换出到swap分区然后被回收后，此页就会从swap cache中移除，之后如果进程想要访问此页，就需要等此页被完全换入之后才行了。也就是这个swap cache完全为了提高效率，在页没有被回收前，即使此页已经回写到swap分区了，只要有进映射此页，就可以直接映射内存中的页，而不需要将页从磁盘读进来。对于非活动匿名页lru链表上的页进行换入换出这里就算是说完了。记住对于非活动匿名页lru链表上的页来说，当此页加入到swap cache中时，那么就意味着这个页已经被要求换出，然后进行回收了。
但是相反文件页则不是这样，接下来简单说说映射了磁盘文件的文件页的换入换出，实际上与非活动匿名页lru链表上的页进行换入换出是一模一样的，因为每个磁盘文件都有一个自己的address_space，这个address_space就是swap分区的address_space，磁盘文件的address_space称为page cache，接下来的处理就是差不多的，区别为以下三点：
对于磁盘文件来说，它的数据并不像swap分区这样是连续的。当文件数据读入到一个页时，此文件页就需要在文件的page cache中做关联，这样当其他进程也需要访问文件的这块数据时，通过page cache就可以知道此页在不在内存中了。并不会为映射了此文件页的进程页表项生成一个新的页表项，会将所有映射了此页的页表项清空，因为在缺页异常中通过vma就可以判断发生缺页的页是映射了文件的哪一部分，然后通过文件系统可以查到此页在不在内存中。而对于匿名页的vma来说，则无法做到这一点。
2.4内存分配过程
要说清楚内存回收，就必须要先理清楚内存分配过程，在调用alloc_page()或者alloc_pages()等接口进行一次内存分配时，最后都会调用到__alloc_pages_nodemask()函数，这个函数是内存分配的心脏，对内存分配流程做了一个整体的组织。主要需要注意的，就是在__alloc_pages_nodemask()中会进行一次使用low阀值的快速内存分配和一次使用min阀值的慢速内存分配，快速内存分配使用的函数是get_page_from_freelist()，这个函数是分配页框的基本函数，也就是说，在慢速内存分配过程中，收集到和足够数量的页框后，也需要调用这个函数进行分配。先简单说明快速内存分配和慢速内存分配：
快速内存分配：是get_page_from_freelist()函数，通过low阀值从zonelist中获取合适的zone进行分配，如果zone没有达到low阀值，则会进行快速内存回收，快速内存回收后再尝试分配。慢速内存分配：当快速分配失败后，也就是zonelist中所有zone在快速分配中都没有获取到内存，则会使用min阀值进行慢速分配，在慢速分配过程中主要做三件事，异步内存压缩、直接内存回收以及轻同步内存压缩，最后视情况进行oom分配。并且在这些操作完成后，都会调用一次快速内存分配尝试获取页框。
通过以下这幅图，来说明流程：
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说到内存分配过程，就必须要说说中的preferred_zone和zonelist，preferred_zone可以理解为内存分配时，最希望从这个zone进行分配，而zonelist理解为，当没办法从preferred_zone分配内存时，则根据zonelist中zone的顺序尝试进行分配，为什么会有这两个参数，是因为numa架构导致的，我们知道，当有多个node结点时，CPU跨结点访问内存是效率比较低的工作，所以CPU会优先在本node上的zone进行内存分配工作，如果本node上实在分配不出内存，那就尝试在离本node最近的node上分配，如果还是无法分配到，那就找再下一个node。
这样每个node会将其他node的距离进行一个排序形成了其他node的一个链表，这个链表越前面的node就表示里本node越近，越后面的node就离本node越远。而在32位系统中，每个node有3个zone，分别是ZONE_HIGHMEM、ZONE_NORMAL、ZONE_DMA。每个区管理的内存数量不一样，导致每个区的优先级不同，优先级为ZONE_HIGHMEM > ZONE_NORMAL > ZONE_DMA，对于进程使用的页，系统优先分配ZONE_HIGHMEM的页框，如果ZONE_HIGHMEM无法分配页框，则从ZONE_NORMAL进行分配，当然，对于内核使用的页来说，大部分只会从ZONE_NORMAL和ZONE_DMA进行分配，这样，将这个zone优先级与node链表结合，就得到zonelist链表了，比如对于node0，它完整的zonelist链表就可能如下：
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node0的管理区 node1的管理区
ZONE_HIGHMEM(0) -> ZONE_NORMAL(0) -> ZONE_DMA(0) -> ZONE_HIGHMEM(1) -> ZONE_NORMAL(1) -> ZONE_DMA(1)
因为每个node都有自己完整的zonelist链表，所以对于node1，它的链表时这样的
node1的管理区 node0的管理区
ZONE_HIGHMEM(1) -> ZONE_NORMAL(1) -> ZONE_DMA(1) -> ZONE_HIGHMEM(0) -> ZONE_NORMAL(0) -> ZONE_DMA(0)
这样得到了两个node自己的zonelist，但是在内存分配中，还不一定会使用node自己的zonelist，因为有些内存只希望从ZONE_NORMAL和ZONE_DMA中进行分配，所以，在每次进行内存分配时，都会此次内存分配形成一个满足的zonelist，比如：某次内存分配在node0的CPU上执行了，希望从ZONE_NORMAL和ZONEDMA区中进行分配，那么就会形成下面这个链表
node0的管理区 node1的管理区
ZONE_NORMAL(0) -> ZONE_DMA(0) -> ZONE_NORMAL(1) -> ZONE_DMA(1)
这样就是preferred_zone和zonelist，preferred_zone一般都是指向zonelist中的第一个zone，当然这个还会跟nodemask有关，这个就不细说了。1.2.3.4.5.6.7.8.9.10.11.12.13.14.15.16.17.
2.5扫描控制结构
扫描控制结构用于内存回收和内存压缩，它的主要作用时保存对一次内存回收或者内存压缩的变量和参数，一些处理结果也会保存在里面，结构如下：
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/* 扫描控制结构，用于内存回收和内存压缩 */
struct scan_control {
/* 需要回收的页框数量 */
unsigned long nr_to_reclaim;
/* 申请内存时使用的分配标志 */
gfp_t gfp_mask;
/* 申请内存时使用的order值，因为只有申请内存，然后内存不足时才会进行扫描 */
int order;
/* 允许执行扫描的node结点掩码 */
nodemask_t *nodemask;
/* 目标memcg，如果是针对整个zone进行的，则此为NULL */
struct mem_cgroup *target_mem_cgroup;
/* 扫描优先级，代表一次扫描(total_size >> priority)个页框
* 优先级越低，一次扫描的页框数量就越多
* 优先级越高，一次扫描的数量就越少
* 默认优先级为12
*/
int priority;
/* 是否能够进行回写操作(与分配标志的__GFP_IO和__GFP_FS有关) */
unsigned int may_writepage:1;
/* 能否进行unmap操作，就是将所有映射了此页的页表项清空 */
unsigned int may_unmap:1;
/* 是否能够进行swap交换，如果不能，在内存回收时则不扫描匿名页lru链表 */
unsigned int may_swap:1;
unsigned int hibernation_mode:1;
/* 扫描结束后会标记，用于内存回收判断是否需要进行内存压缩 */
unsigned int compaction_ready:1;
/* 已经扫描的页框数量 */
unsigned long nr_scanned;
/* 已经回收的页框数量 */
unsigned long nr_reclaimed;
};1.2.3.4.5.6.7.8.9.10.11.12.13.14.15.16.17.18.19.20.21.22.23.24.25.26.27.28.29.30.31.32.33.34.35.36.37.38.39.40.41.42.43.
结构很简单，主要就是保存一些参数，在内存回收和内存压缩时就会根据这个结构中的这些参数，做不同的处理，后面代码会详细说明。这里我们只说说会几个特别的参数：
priority：优先级，这个参数主要会影响内存回收时一次扫描的页框数量、在shrink_lruvec()中回收到足够页框后是否继续回收、内存回收时的回写、是否取消对zone进行回收判断而直接开始回收，一共四个地方。may_unmap：是否能够进行unmap操作，如果不能进行unmap操作，就只能对没有进程映射的页进行回收。may_writepage：是否能够进行将页回写到磁盘的操作，这个值会影响脏的文件页与匿名页lru链表中的页的回收，如果不能进行回写操作，脏页和匿名页lru链表中的页都不能进行回收(已经回写完成的页除外，后面解释)may_swap：能否进行swap交换，同样影响匿名页lru链表中的页的回收，如果不能进行swap交换，就不会对匿名页lru链表进行扫描，也就是在本次内存回收中，完全不会回收匿名页lru链表中的页(进程堆、栈、shmem共享内存、匿名mmap共享内存使用的页)
在快速内存回收、直接内存回收、kswapd内存回收中，这几个值的设置不一定会一致，也导致了它们对不同类型的页处理方式也不同。除了sc->may_writepage会影响页的回写外，还有进行内存分配时使用的分配标志gfp_mask中的__GFP_IO和__GFP_FS会影响页的回写，具体如下：
扫描到的非活动匿名页lru链表中的页如果还没有加入到swapcache中，需要有__GFP_IO标记才允许加入swapcache和回写。扫描到的非活动匿名页lru链表中的页如果已经加入到了swapcache中，需要有__GFP_FS才允许进行回写。扫描到的非活动文件页lru链表中的页需要有__GFP_FS才允许进行回写。
这里还需要说说三个重要的内核配置：
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/proc/sys/vm/zone_reclaim_mode1.
这个参数只会影响快速内存回收，其值有三种：
0x1：开启zone的内存回收0x2：开启zone的内存回收，并且允许回写0x4：开启zone的内存回收，允许进行unmap操作
当此参数为0时，会导致快速内存回收只会对最优zone附近的几个需要进行内存回收的zone进行内存回收(说快速内存会解释)，而只要不为0，就会对zonelist中所有应该进行内存回收的zone进行内存回收。
当此参数为0x1(001)时，就如上面一行所说，允许快速内存回收对zonelist中所有应该进行内存回收的zone进行内存回收。
当此参数为0x2(010)时，在0x1的基础上，允许快速内存回收进行匿名页lru链表中的页的回写操作。
当此参数0x4(100)时，在0x1的基础上，允许快速内存回收进行页的unmap操作。
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/proc/sys/vm/laptop_mode1.
此参数只会影响直接内存回收，只有两个值：
0：允许直接内存回收对匿名页lru链表中的页进行回写操作，并且允许直接内存回收唤醒flush内核线程非0：直接内存回收不会对匿名页lru链表中的页进行回写操作
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/proc/sys/vm/swapiness1.
此参数影响进行内存回收时，扫描匿名页lru链表和扫描文件页lru链表的比例，范围是0~200，系统默认是30：
接近0：进行内存回收时，更多地去扫描文件页lru链表，如果为0，那么就不会去扫描匿名页lru链表。接近200：进行内存回收时，更多地去扫描匿名页lru链表。
三、内存回收机制的工作方式
Linux 内存回收机制主要包括后台内存回收（kswapd）、直接内存回收（direct reclaim）和 OOM 机制（Out of Memory）。这三种方式就像三道紧密协作的防线，从日常的内存维护到极端情况下的系统拯救，层层递进，保障着系统内存的稳定供应 。
3.1定期扫描回收（kswapd）
定期扫描回收（kswapd）是Linux内核中的一个守护进程，用于管理系统内存和交换空间。它负责检查当前内存使用情况，并在需要时进行页面回收或交换页面到磁盘上的交换分区。
kswapd周期性地扫描系统中的页面，并根据一些策略来确定哪些页面可以被回收或者交换出去。这个过程称为页面置换（page swapping）。具体的策略可以包括LRU（Least Recently Used，最近最少使用）、LFU（Least Frequently Used，最不经常使用）等。
当系统内存紧张时，kswapd会开始工作，尝试将一些不再活跃或很少访问的页框写入交换分区。这样可以释放出物理内存供其他活跃进程使用。kswapd会根据设置的阈值和算法来调整页面置换的行为，以达到合适的内存利用率和性能。
操作系统内核线程kswapd定期进行回收内存，并通过设定三个内存阈值来衡量内存的使用情况，分别是：
页最小阈值（pages_min）页低阈值（pages_low）页高阈值（pages_high）
kswapd定期扫描内存的使用情况，并根据剩余内存落在这三个阈值的空间位置，进行内存的回收操作。
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free < pages_min：说明进程可用内存都耗尽了,触发直接内存回收,此时只有内核才可以分配内存
pages_min<free<pages_low：说明内存压力比较大，剩余内存不多了。
这时 kswapd会执行内存回收，直到剩余内存大于高阈值为止。
pages_low<free<pages_high：说明内存有一定压力，但还可以满足新内存请求。
free>pages_high：说明剩余内存比较多，没有内存压力。1.2.3.4.5.
3.2直接内存回收（direct reclaim）
直接内存回收就像是一场在内存紧张时突然发起的 “紧急救援” 行动，与后台内存回收的悄无声息不同，它往往伴随着进程的 “紧张时刻” 。当某个进程急切地需要申请内存资源时，如果此时系统可用内存少得可怜，连满足进程最基本的内存分配需求都无法做到 ，直接内存回收就会被无情地触发 。这个过程就像是在战场上，当物资短缺时，不得不立即采取紧急措施来调配资源。在直接内存回收中，进程会被暂时阻塞，就像前进的道路被突然阻断 ，它只能无奈地等待内存回收完成，获取到足够的内存后才能继续前行 。
这种回收方式是同步进行的，意味着进程的命运与内存回收紧紧绑定在一起 。它虽然能够在紧急时刻迅速为进程提供所需内存，但同时也会带来一些负面影响 。长时间的阻塞会让进程的执行变得迟缓，就像一个被束缚住手脚的运动员，无法正常发挥 。而且，在回收内存的过程中，系统的 CPU 利用率会急剧升高，就像一台高速运转的机器，承受着巨大的压力 ，整个系统的负荷也会随之增大 。这就好比在一个繁忙的工厂里，突然的资源调配导致生产线停滞，工人和机器都在紧张地忙碌，却无法高效地运转 。所以，在系统运行过程中，我们要尽量避免直接内存回收的频繁发生，以保证系统的性能和稳定性 。
3.3OOM 机制（Out of Memory）
OOM 机制（Out of Memory），即内存溢出机制，堪称 Linux 内存管理体系中的 “最后一道防线”，是在系统内存资源极度匮乏、几乎陷入绝境时才会启动的 “紧急预案” 。当直接内存回收已经竭尽全力，但系统的剩余空闲内存依然少得可怜，连最基本的内存分配请求都无法满足时 ，OOM Killer 机制就会被无奈地触发 ，就像在一场激烈的战斗中，所有常规手段都已用尽，只能祭出最后的杀手锏 。
OOM Killer 机制的工作原理就像是一场残酷的 “生存竞赛” 。它会迅速扫描系统中正在运行的所有进程，如同一位严苛的评委，仔细评估每个进程的内存使用情况 。在这个评估过程中，它会运用一套复杂而精妙的算法，为每个进程打分 。这个分数综合考虑了进程占用的物理内存页框数量、进程的重要性以及其他一些相关因素 。最终，得分最高的进程就会被无情地选中，成为这场内存危机中的 “牺牲品” 。
OOM Killer 会毫不留情地杀死这个进程，就像在资源极度短缺时，不得不牺牲一些个体来换取整体的生存 。通过杀死这个占用内存较多的进程，系统成功释放出了大量的内存资源 ，这些资源就像注入系统的新鲜血液，使得系统能够继续艰难地运行下去 。如果一次杀死进程后，内存依然不足，OOM Killer 就会像一位冷酷的执行者，继续寻找下一个得分高的进程并将其杀死 ，直到系统内存资源能够满足基本的运行需求 。
四、回收哪些内存？
4.1Page Cache
CPU如果要访问外部磁盘上的文件，需要首先将这些文件的内容拷贝到内存中，由于硬件的限制，从磁盘到内存的数据传输速度是很慢的，如果现在物理内存有空余，干嘛不用这些空闲内存来缓存一些磁盘的文件内容呢，这部分用作缓存磁盘文件的内存就叫做page cache。
用户进程启动read()系统调用后，内核会首先查看page cache里有没有用户要读取的文件内容，如果有（cache hit），那就直接读取，没有的话（cache miss）再启动I/O操作从磁盘上读取，然后放到page cache中，下次再访问这部分内容的时候，就又可以cache hit，不用忍受磁盘的龟速了（比内存慢几个数量级）。
和CPU里的硬件cache是不是很像？两者其实都是利用的局部性原理，只不过硬件cache是CPU缓存内存的数据，而page cache是内存缓存磁盘的数据，这也体现了memory hierarchy分级的思想。
相对于磁盘，内存的容量还是很有限的，所以没必要缓存整个文件，只需要当文件的某部分内容真正被访问到时，再将这部分内容调入内存缓存起来就可以了，这种方式叫做demand paging（按需调页），把对需求的满足延迟到最后一刻，很懒很实用。
page cache中那么多的page frames，怎么管理和查找呢？这就要说到之前的文章提到的address_space结构体，一个address_space管理了一个文件在内存中缓存的所有pages。这个address_space可不是进程虚拟地址空间的address space，但是两者之间也是由很多联系的。上文讲到，mmap映射可以将文件的一部分区域映射到虚拟地址空间的一个VMA，如果有5个进程，每个进程mmap同一个文件两次（文件的两个不同部分），那么就有10个VMA，但address_space只有一个。每个进程打开一个文件的时候，都会生成一个表示这个文件的strut file，但是文件的struct inode只有一个，inode才是文件的唯一标识，指向address_space的指针就是内嵌在inode结构体中的。在page cache中，每个page都有对应的文件，这个文件就是这个page的owner，address_space将属于同一owner的pages联系起来，将这些pages的操作方法与文件所属的文件系统联系起来。
来看下address_space结构体具体是怎样构成的：
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struct address_space {
struct inode *host; /* Owner, either the inode or the block_device */
struct radix_tree_root page_tree; /* Cached pages */
spinlock_t tree_lock; /* page_tree lock */
struct prio_tree_root i_mmap; /* Tree of private and shared mappings */
struct spinlock_t i_mmap_lock; /* Protects @i_mmap */
unsigned long nrpages; /* total number of pages */
struct address_space_operations *a_ops; /* operations table */
...
}1.2.3.4.5.6.7.8.9.10.
host指向address_space对应文件的inode。address_space中的page cache之前一直是用radix tree的数据结构组织的，tree_lock是访问这个radix tree的spinlcok（现在已换成xarray）。i_mmap是管理address_space所属文件的多个VMA映射的，用priority search tree的数据结构组织，i_mmap_lock是访问这个priority search tree的spinlcok。nr_pages是address_space中含有的page frames的总数。a_ops是关于page cache如何与磁盘（backing store）交互的一系列operations。
4.2从Radix Tree到XArray
radix tree的每个节点可以存放64个slots（由RADIX_TREE_MAP_SHIFT设定，小型系统为了节省内存可以配置为16），每个slot的指针指向下一层节点，最后一层slot的指针指向struct page（关于struct page请参考这篇文章），因此一个高度为2的radix tree可以容纳64个pages，高度为3则可以容纳4096个pages。
如何在radix tree中找到一个指定的page呢？那就要回顾下struct page中的mapping和index了，mapping指向page所属文件对应的address_space，进而可以找到address_space的radix tree，index既是page在文件内的offset，也可作为查找这个radix tree的索引，因为radix tree就是按page的index来组织struct page的。具体的查找方法和使用VPN做索引的page table（参考这篇文章）以及使用PPN做索引的sparse section查找（参考这篇文章）都是类似的。这里是用page index中的一部分bit位作为radix tree第一层的索引，另一部分bit位作为第二层的索引，以此类推。因为一个radix tree节点存放64个slots，因此一层索引需要6个bits，如果radix tree高度为2，则需要12个bits。
内核中具体的查找函数是find_get_page(mapping, offset)，如果在page cache中没有找到，就会触发page fault，调用__page_cache_alloc()在内存中分配若干物理页面，然后将数据从磁盘对应位置copy过来，通过add_to_page_cache()-->radix_tree_insert()放入radix tree中。在将一个page添加到page cache和从page cache移除时，需要将page和对应的radix tree都上锁。
linux中radix tree的每个slot除了存放指针，还存放着标志page和磁盘文件同步状态的tag。如果page cache中一个page在内存中被修改后没有同步到磁盘，就说这个page是dirty的，此时tag就是PAGE_CACHE_DIRTY。如果正在同步，tag就是PAGE_CACHE_WRITEBACK。只要下一层中有一个slot指向的page是dirty的，那么上一层的这个slot的tag就是PAGE_CACHE_DIRTY的，就像一滴墨水一样，放入清水后，清水也就不再完全清澈了。前面介绍struct page中的flags时提到，flags可以是PG_dirty或PG_writeback，既然struct page中已经有了标识同步状态的信息，为什么这里radix tree还要再加上tag来标记呢？这是为了管理的方便，内核可以据此快速判断某个区域中是否有dirty page或正在write back的page，而无须扫描该区域中的所有pages。
4.3Reverse Mapping
要回收一个page，可不仅仅是释放掉那么简单，别忘了linux中进程和内核都是使用虚拟地址的，多少个PTE页表项还指向这个page呢，回收之前，需要将这些PTE中P标志位设为0（not present），同时将page的物理页面号PFN也全部设成0，要不然下次PTE指向的位置存放的就是无效的数据了。可是struct page中好像并没有一个维护所有指向这个page的PTE组成的链表。
前面的文章说过，struct page数量极其庞大，如果每个page都有这样一个链表，那将显著增加内存占用，而且PTE中的内容是在不断变化的，维护这一链表的开销也是不小的。那如何找到这些PTE呢？从虚拟地址映射到物理地址是正向映射，而通过物理页面寻址映射它的虚拟地址，叫reverse mapping（逆向映射）。page的确没有直接指向PTE的反向指针，但是page所属的文件是和VMA有mmap线性映射关系的啊，通过page在文件中的offset/index，就可以知道VMA中的哪个虚拟地址映射了这个page。
在代码中的实现是这样的：
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__vma_address(struct page *page, struct vm_area_struct *vma)
{
pgoff_t pgoff = page_to_pgoff(page);
return vma->vm_start + ((pgoff - vma->vm_pgoff) << PAGE_SHIFT);
}1.2.3.4.5.
映射了某个address_space中至少一个page的所有进程的所有VMA，就共同构成了这个address_space的priority search tree(PST)。PST是一种糅合了radix tree和heap的数据结构，其实现较为复杂，现在已经被基于augmented rbtree的interval tree所取代。
对比一下，一个进程所含有的所有VMA是通过链表和红黑树组织起来的，一个文件所对应的所有VMA是通过基于红黑树的interval tree组织起来的。因此，一个VMA被创建之后，需要通过vma_link()插入到这3种数据结构中。
五、内存回收及对系统性能的影响
5.1对zone进行一次内存回收流程
内存回收可以针对某个zone进行回收，也可以针对某个memcg进行回收，这里我们就只讨论针对某个zone进行回收的情况，无论是针对zone进行内存回收还是针对memcg进行内存回收，整个内核只有一个函数入口，就是是shrink_zone()函数，也就是内核中无论怎么样进行内存回收，最终调用到的函数都会是这个shrink_zone()，这个函数要求调用者传入一个设置好的struct scan_control结构以及目标zone的指针。
虽然是对zone进行一次内存回收，但是实际上在这个函数里，如果此zone还可以回收页框时，可能会对zone进行多次的内存回收，这是因为两个方面：
如果每次仅回收2^order个页框，满足于本次内存分配(内存分配失败时才会导致内存回收)，那么下次内存分配时又会导致内存回收，影响效率，所以，每次zone的内存回收，都是尽量回收更多页框，制定回收的目标是2^(order+1)个页框，比要求的2^order多了一倍。但是当非活动lru链表中的数量不满足这个标准时，则取消这种状态的判断。zone的内存回收后往往伴随着zone的内存压缩，所以进行zone的内存回收时，会回收到空闲页框数量满足进行内存压缩为止。
我们看一下这个shrink_zone()：
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/* 对zone进行内存回收
* 返回是否回收到了页框，而不是十分回收到了sc中指定数量的页框
* 即使没回收到sc中指定数量的页框，只要回收到了页框，就返回真
*/
static bool shrink_zone(struct zone *zone, struct scan_control *sc)
{
unsigned long nr_reclaimed, nr_scanned;
bool reclaimable = false;
do {
/* 当内存回收是针对整个zone时，sc->target_mem_cgroup为NULL */
struct mem_cgroup *root = sc->target_mem_cgroup;
struct mem_cgroup_reclaim_cookie reclaim = {
.zone = zone,
.priority = sc->priority,
};
struct mem_cgroup *memcg;
/* 记录本次回收开始前回收到的页框数量
* 第一次时是0
*/
nr_reclaimed = sc->nr_reclaimed;
/* 记录本次回收开始前扫描过的页框数量
* 第一次时是0
*/
nr_scanned = sc->nr_scanned;
/* 获取最上层的memcg
* 如果没有指定开始的root，则默认是root_mem_cgroup
* root_mem_cgroup管理的每个zone的lru链表就是每个zone完整的lru链表
*/
memcg = mem_cgroup_iter(root, NULL, &reclaim);
do {
struct lruvec *lruvec;
int swappiness;
/* 获取此memcg在此zone的lru链表
* 如果内核没有开启memcg，那么就是zone->lruvec
*/
lruvec = mem_cgroup_zone_lruvec(zone, memcg);
/* 从memcg中获取swapiness，此值代表了进行swap的频率，此值较低时，那么就更多的进行文件页的回收，此值较高时，则更多进行匿名页的回收 */
swappiness = mem_cgroup_swappiness(memcg);
/* 对此memcg的lru链表进行回收工作
* 此lru链表中的所有页都是属于此zone的
* 每个memcg中都会为每个zone维护一个lru链表
*/
shrink_lruvec(lruvec, swappiness, sc);
/* 如果是对于整个zone进行回收，那么会遍历所有memcg，对所有memcg中此zone的lru链表进行回收
* 而如果只是针对某个memcg进行回收，如果回收到了足够内存则返回，如果没回收到足够内存，则对此memcg下面的memcg进行回收
*/
if (!global_reclaim(sc) &&
sc->nr_reclaimed >= sc->nr_to_reclaim) {
mem_cgroup_iter_break(root, memcg);
break;
}
/* 下一个memcg，对于整个zone进行回收和对某个memcg进行回收但回收数量不足时会执行到此 */
memcg = mem_cgroup_iter(root, memcg, &reclaim);
} while (memcg);
/* 计算此memcg的内存压力，保存到memcg->vmpressure */
vmpressure(sc->gfp_mask, sc->target_mem_cgroup,
sc->nr_scanned - nr_scanned,
sc->nr_reclaimed - nr_reclaimed);
if (sc->nr_reclaimed - nr_reclaimed)
reclaimable = true;
/* 判断是否再次此zone进行内存回收
* 继续对此zone进行内存回收有两种情况:
* 1. 没有回收到比目标order值多一倍的数量页框，并且非活动lru链表中的页框数量 > 目标order多一倍的页
* 2. 此zone不满足内存压缩的条件，则继续对此zone进行内存回收
* 而当本次内存回收完全没有回收到页框时则返回，这里大概意思就是想回收比order更多的页框
*/
} while (should_continue_reclaim(zone, sc->nr_reclaimed - nr_reclaimed,
sc->nr_scanned - nr_scanned, sc));
return reclaimable;
}1.2.3.4.5.6.7.8.9.10.11.12.13.14.15.16.17.18.19.20.21.22.23.24.25.26.27.28.29.30.31.32.33.34.35.36.37.38.39.40.41.42.43.44.45.46.47.48.49.50.51.52.53.54.55.56.57.58.59.60.61.62.63.64.65.66.67.68.69.70.71.72.73.74.75.76.77.78.79.80.
在此函数中，首先会遍历memcg，根据memcg获取lru链表描述符lruvec与swapiness，这个swapiness的值的范围是0~200，它会影响扫描匿名页lru链表和文件页lru链表的页框数量，当此值越低时，就需要扫描的匿名页lru链表的页框越少，当此值为0时，则不扫描匿名页lru链表的页框，相反，此值越高，则需要扫描的匿名页lru链表的页框越多，当其为200时，则只扫描匿名页lru链表中的页框，不扫描文件页lru链表中的页框。然后调用shrink_lruvec()对此lru链表描述符的lru链表进行扫描，最后遍历完所有memcg后，判断是否继续对此zone进行内存回收，总的来说，流程如下：
从root_memcg开始遍历memcg获取memcg的lru链表描述符lruvec获取memcg的swapiness调用shrink_lruvec()对此memcg的lru链表进行处理
遍历完所有memcg后，检查是否还要对此zone再次进行内存回收，核心函数就是shrink_lruvec()，我们先看代码：
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/* 对lru链表描述符lruvec中的lru链表进行内存回收，此lruvec有可能属于一个memcg，也可能是属于一个zone
* lruvec: lru链表描述符，里面有5个lru链表，活动/非活动匿名页lru链表，活动/非活动文件页lru链表，禁止换出页链表
* swappiness: 扫描匿名页的亲和力，其值越低，就扫描越少的匿名页，当为0时，基本不会扫描匿名页lru链表，除非针对整个zone进行内存回收时，此zone的所有文件页都释放了都不能达到高阀值，那就只对匿名页进行扫描
* sc: 扫描控制结构
*/
static void shrink_lruvec(struct lruvec *lruvec, int swappiness,
struct scan_control *sc)
{
unsigned long nr[NR_LRU_LISTS];
unsigned long targets[NR_LRU_LISTS];
unsigned long nr_to_scan;
enum lru_list lru;
unsigned long nr_reclaimed = 0;
/* 需要回收的页框数量 */
unsigned long nr_to_reclaim = sc->nr_to_reclaim;
struct blk_plug plug;
bool scan_adjusted;
/* 对这个lru链表描述符中的每个lru链表，计算它们本次扫描应该扫描的页框数量
* 计算好的每个lru链表需要扫描的页框数量保存在nr中
* 每个lru链表需要扫描多少与sc->priority有关，sc->priority越小，那么扫描得越多
*/
get_scan_count(lruvec, swappiness, sc, nr);
/* 将nr的数据复制到targets中 */
memcpy(targets, nr, sizeof(nr));
/* 是否将nr[]中的数量页数都扫描完才停止
* 如果是针对整个zone进行扫描，并且不是在kswapd内核线程中调用的，优先级为默认优先级，就会无视需要回收的页框数量，只有将nr[]中的数量页数都扫描完才停止
* 快速回收不会这样做(快速回收的优先级不是DEF_PRIORITY)
*/
scan_adjusted = (global_reclaim(sc) && !current_is_kswapd() &&
sc->priority == DEF_PRIORITY);
/* 初始化这个struct blk_plug
* 主要初始化list，mq_list，cb_list这三个链表头
* 然后current->plug = plug
*/
blk_start_plug(&plug);
/* 如果LRU_INACTIVE_ANON，LRU_ACTIVE_FILE，LRU_INACTIVE_FILE这三个其中一个需要扫描的页框数没有扫描完，那扫描就会继续
* 注意这里不会判断LRU_ACTIVE_ANON需要扫描的页框数是否扫描完，这里原因大概是因为系统不太希望对匿名页lru链表中的页回收
*/
while (nr[LRU_INACTIVE_ANON] || nr[LRU_ACTIVE_FILE] ||
nr[LRU_INACTIVE_FILE]) {
unsigned long nr_anon, nr_file, percentage;
unsigned long nr_scanned;
/* 以LRU_INACTIVE_ANON，LRU_INACTIVE_ANON，LRU_INACTIVE_FILE，LRU_ACTIVE_FILE这个顺序遍历lru链表
* 然后对遍历到的lru链表进行扫描，一次最多32个页框
*/
for_each_evictable_lru(lru) {
/* nr[lru类型]如果有页框需要扫描 */
if (nr[lru]) {
/* 获取本次需要扫描的页框数量，nr[lru]与SWAP_CLUSTER_MAX的最小值
* 也就是每一轮最多只扫描SWAP_CLUSTER_MAX(32)个页框
*/
nr_to_scan = min(nr[lru], SWAP_CLUSTER_MAX);
/* nr[lru类型]减掉本次需要扫描的页框数量 */
nr[lru] -= nr_to_scan;
/* 对此lru类型的lru链表进行内存回收
* 一次扫描的页框数是nr[lru]与SWAP_CLUSTER_MAX的最小值，也就是如果全部能回收，一次也就只能回收SWAP_CLUSTER_MAX(32)个页框
* 都是从lru链表末尾向前扫描
* 本次回收的页框数保存在nr_reclaimed中
*/
nr_reclaimed += shrink_list(lru, nr_to_scan,
lruvec, sc);
}
}
/* 没有回收到足够页框，或者需要忽略需要回收的页框数量，尽可能多的回收页框，则继续进行回收
* 当scan_adjusted为真时，扫描到nr[三个类型]数组中的数都为0为止，会忽略是否回收到足够页框，即使回收到足够页框也继续进行扫描
* 也就是尽可能的回收页框，越多越好，alloc_pages()会是这种情况
*/
if (nr_reclaimed < nr_to_reclaim || scan_adjusted)
continue;
/* kswapd和针对某个memcg进行回收的情况中会调用到此，已经回收到了足够数量的页框，调用到此是用于判断是否还要继续扫描，因为已经回收到了足够页框了 */
/* 扫描一遍后，剩余需要扫描的文件页数量和匿名页数量 */
nr_file = nr[LRU_INACTIVE_FILE] + nr[LRU_ACTIVE_FILE];
nr_anon = nr[LRU_INACTIVE_ANON] + nr[LRU_ACTIVE_ANON];
/* 已经扫描完成了，退出循环 */
if (!nr_file || !nr_anon)
break;
/* 下面就是计算再扫描多少页框，会对nr[]中的数进行相应的减少
* 调用到这里肯定是kswapd进程或者针对memcg的页框回收，并且已经回收到了足够的页框了
* 如果nr[]中还剩余很多数量的页框没有扫描，这里就通过计算，减少一些nr[]待扫描的数量
* 设置scan_adjusted，之后把nr[]中剩余的数量扫描完成
*/
if (nr_file > nr_anon) {
/* 剩余需要扫描的文件页多于剩余需要扫描的匿名页时 */
/* 原始的需要扫描匿名页数量 */
unsigned long scan_target = targets[LRU_INACTIVE_ANON] +
targets[LRU_ACTIVE_ANON] + 1;
lru = LRU_BASE;
/* 计算剩余的需要扫描的匿名页数量占 */
percentage = nr_anon * 100 / scan_target;
} else {
/* 剩余需要扫描的文件页少于剩余需要扫描的匿名页时 */
unsigned long scan_target = targets[LRU_INACTIVE_FILE] +
targets[LRU_ACTIVE_FILE] + 1;
lru = LRU_FILE;
percentage = nr_file * 100 / scan_target;
}
nr[lru] = 0;
nr[lru + LRU_ACTIVE] = 0;
lru = (lru == LRU_FILE) ? LRU_BASE : LRU_FILE;
nr_scanned = targets[lru] - nr[lru];
nr[lru] = targets[lru] * (100 - percentage) / 100;
nr[lru] -= min(nr[lru], nr_scanned);
lru += LRU_ACTIVE;
nr_scanned = targets[lru] - nr[lru];
nr[lru] = targets[lru] * (100 - percentage) / 100;
nr[lru] -= min(nr[lru], nr_scanned);
scan_adjusted = true;
}
blk_finish_plug(&plug);
/* 总共回收的页框数量 */
sc->nr_reclaimed += nr_reclaimed;
/* 非活动匿名页lru链表中页数量太少 */
if (inactive_anon_is_low(lruvec))
/* 从活动匿名页lru链表中移动一些页去非活动匿名页lru链表，最多32个 */
shrink_active_list(SWAP_CLUSTER_MAX, lruvec,
sc, LRU_ACTIVE_ANON);
/* 如果太多脏页进行回写了，这里就睡眠100ms */
throttle_vm_writeout(sc->gfp_mask);
}1.2.3.4.5.6.7.8.9.10.11.12.13.14.15.16.17.18.19.20.21.22.23.24.25.26.27.28.29.30.31.32.33.34.35.36.37.38.39.40.41.42.43.44.45.46.47.48.49.50.51.52.53.54.55.56.57.58.59.60.61.62.63.64.65.66.67.68.69.70.71.72.73.74.75.76.77.78.79.80.81.82.83.84.85.86.87.88.89.90.91.92.93.94.95.96.97.98.99.100.101.102.103.104.105.106.107.108.109.110.111.112.113.114.115.116.117.118.119.120.121.122.123.124.125.126.127.128.129.130.131.132.133.134.135.136.
此函数主要是对lru链表描述符中的lru链表进行处理，我们知道，lru链表描述符中一共有5个链表：LRU_ACTIVE_ANON，LRU_INACTIVE_ANON，LRU_ACTIVE_FILE，LRU_INACTIVE_FILE，LRU_UNEVICTABLE。对于内存回收来说，它只会处理前面4个lru链表，也就是活动匿名页lru链表，非活动匿名页lru链表，活动文件页lru链表，非活动文件页lru链表。此函数主要工作就是：
1.调用get_scan_count()计算每个lru链表需要扫描的页框数量，保存到nr数组中；2.循环判断nr数组中是否还有lru链表没有扫描完成
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以活动匿名页lru链表、非活动匿名页lru链表、活动文件页lru链表、非活动文件页lru链表的顺序作为一轮扫描，每次每个lru链表扫描32个页框，并且在nr数组中减去lru链表对应扫描的数量；
一轮扫描结束后判断是否回收到了足够页框，没有回收到足够页框则跳到 2 继续循环判断nr数组；
已经回收到了足够页框，当nr数组有剩余时，判断是否要对lru链表继续扫描，如果要继续扫描，则跳到 21.2.3.
3.如果非活动匿名页lru链表中页数量太少，则对活动匿名页进行一个32个页框的扫描；4.如果太多脏页正在进行回写，则睡眠100ms
这里需要说明的有两点：计算每个lru链表需要扫描的数量和调整nr数组，在get_scan_count()函数中会计算每个lru链表需要扫描的页框数量，然后将它们保存到nr数组中，在此，有两个因素会影响这4个lru链表需要扫描的数量，一个是sc->priority(扫描优先级)，一个是swapiness。
sc->priority：影响的是这4个lru链表扫描页框数量的基准值，当sc->priority越小，每个lru链表需要扫描的页框数量就越多，当sc->priority为0时，则本次shrink_lruvec()会对每个lru链表都完全扫描一遍。在不同内存回收过程中，使用的sc->priority不同，而sc->priority默认值为12。swapiness：影响的是在基准值的基础上，是否做调整，让系统更多地去扫描文件页lru链表，或者更多地去扫描匿名页lru链表。当swapiness为100时，扫描文件页lru链表与扫描匿名页lru链表是平衡的，并不倾向与谁，也就是它们需要扫描的页框就是就是sc->priority决定的基准值，当swapiness为0,时，就不会去扫描匿名页lru链表，只扫描文件页lru链表。
有兴趣的可以去看看get_scan_count()函数，这个函数这里就不详细进行说明了，之后可能会出篇文章对此函数进行详细说明。
计算好每个lru链表需要扫描的页框数量后，就以活动匿名页lru链表、非活动匿名页lru链表、活动文件页lru链表、非活动文件页lru链表的顺序对每个链表进行一次最多32个页框的扫描，然后将对应的nr数组的数值进行减少，当对这4个lru链表都进行过一次扫描后，判断是否回收到了足够页框，如果没有回收到足够页框，则继续扫描，而如果已经回收到了足够页框的话，并且nr数组中的数还有剩余的情况下，这里会有两种可能，一种是直接返回，另一种是继续扫描，这两种情况发生的条件如下：
回收到足够页框后直接返回：快速内存回收、kswapd内存回收中会这样做，在回收到sc->nr_to_reclaim数量的页框后直接返回上一级回收到足够页框后继续扫描：直接内存回收时第一次调用shrink_zone()时、kswapd针对某个memcg进行内存回收时会这样做，即使回收到sc->nr_to_reclaim数量的页框后，还会继续扫描，直到nr数组为0具体见后面直接内存回收
当回收到sc>nr_to_reclaim数量的页框后，还打算继续扫描的情况，则会继续扫描这4个lru链表，而对于kswapd针对某个memcg进行内存回收的情况会稍微有所不同，虽然这种情况也会继续扫描，但是它会执行一些代码去减少一些nr数组中的值，这样重新扫描时，就会扫描得少一些。
接下来说说对每个lru链表的处理，在shrink_lruvec()中已经设计出了每个lru链表一次扫描32个页框，然后调用shrink_list()函数，我们先看看shrink_list():
复制
/*
* 对lru链表进行处理
* lru: lru链表的类型
* nr_to_scan: 需要扫描的页框数量，此值 <= 32，当链表长度不足32时，就为链表长度
* lruvec: lru链表描述符，与lru参数结合就得出待处理的lru链表
* sc: 扫描控制结构
*/
static unsigned long shrink_list(enum lru_list lru, unsigned long nr_to_scan,
struct lruvec *lruvec, struct scan_control *sc)
{
/* 如果lru类型是活动lru(包括活动匿名页lru和活动文件页lru) */
if (is_active_lru(lru)) {
/* 如果此活动lru对应的非活动lru链表中维护的页框数量太少，则会从活动lru链表中移动一些到对应非活动lru链表中
* 这里需要注意，文件页和匿名页的非活动lru链表中是否少计算方式是不同的
* 匿名页的话，有一个经验值表示大概多少匿名页保存到非活动匿名页lru链表
* 文件页的话，大概非活动文件页数量要大于活动文件页
* 而如果遇到page->_count == 0的页，则会将它们释放到每CPU页框高速缓存中
*/
if (inactive_list_is_low(lruvec, lru))
/* 从活动lru中移动一些页框到非活动lru中，移动nr_to_scan个，nr_to_scan <= 32，从活动lru链表末尾拿出页框移动到非活动lru链表头
* 只有代码段的页最近被访问了，会将其加入到活动lru链表头部，其他页即使最近被访问了，也移动到非活动lru链表
*/
shrink_active_list(nr_to_scan, lruvec, sc, lru);
return 0;
}
/* 如果lru类似是非活动lru，那么会对此lru类型的lru链表中的页框进行回收 */
return shrink_inactive_list(nr_to_scan, lruvec, sc, lru);
}1.2.3.4.5.6.7.8.9.10.11.12.13.14.15.16.17.18.19.20.21.22.23.24.25.26.27.28.29.
可以很明显看到，只有非活动lru链表中页框数量不足时，才会调用shrink_active_list()对活动lru链表进行处理，否则并不会进行处理，不过需要注意，即使并不对活动lru链表进行处理，在shrink_lruvec()中也会相应减少nr数组中的数值。而怎么判断非活动lru链表保存的页框数量过少的。需要注意，此函数调用成功后，返回值 >= 0。大于0说明回收到了页框，因为内存回收只会对非活动lru链表中的页进行回收，所以只有对非活动lru链表进行处理时返回值才会大于0。
5.2对活动lru链表处理
我们先看怎么对活动lru链表进行处理的，活动lru链表包括活动匿名页lru链表以及活动文件页lru链表，这两个lru链表都会调用shrink_active_list()进行处理：
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/*
* 从lruvec中的lru类型的链表中获取一些页，并移动到非活动lru链表头部，注意此函数会以lru参数为类型，比如lru参数为LRU_ACTIVE_ANON，那只会处理ANON类型的页，不会处理FILE类型的页
* 只有代码段的页最近被访问了，会将其加入到活动lru链表头部，其他页即使最近被访问了，也移动到非活动lru链表
* 从lruvec中的lru类型的链表中拿出一些页之后，会判断这些页的去处，然后将page->_count = 1的页进行释放，因为说明此页只有隔离的时候对其page->_count进行了++，已经没有进程或模块引用此页
* 将其释放到伙伴系统的每CPU高速缓存中
* nr_to_scan: 默认是32，扫描次数，如果扫描的全是普通页，那最多扫描32个页，如果全是大页，最多扫描(大页/普通页)*32个页
* lruvec: 需要扫描的lru链表(里面包括一个zone中所有类型的lru链表)
* sc: 扫描控制结构
* lru: 需要扫描的类型，是active_file或者active_anon的lru链表
*/
static void shrink_active_list(unsigned long nr_to_scan,
struct lruvec *lruvec,
struct scan_control *sc,
enum lru_list lru)
{
unsigned long nr_taken;
unsigned long nr_scanned;
unsigned long vm_flags;
/* 从lru中获取到的页存放在这，到最后这里面还有剩余的页的话，就把它们释放回伙伴系统 */
LIST_HEAD(l_hold); /* The pages which were snipped off */
/* 移动到活动lru链表头部的页的链表 */
LIST_HEAD(l_active);
/* 将要移动到非活动lru链表的页放在这 */
LIST_HEAD(l_inactive);
struct page *page;
/* lruvec的统计结构 */
struct zone_reclaim_stat *reclaim_stat = &lruvec->reclaim_stat;
unsigned long nr_rotated = 0;
isolate_mode_t isolate_mode = 0;
/* lru是否属于LRU_INACTIVE_FILE或者LRU_ACTIVE_FILE */
int file = is_file_lru(lru);
/* lruvec所属的zone */
struct zone *zone = lruvec_zone(lruvec);
/* 将当前CPU的多个pagevec中的页都放入lru链表中 */
lru_add_drain();
/* 从kswapd调用过来的情况下，sc->may_unmap为1
* 直接内存回收的情况，sc->may_unmap为1
* 快速内存回收的情况，sc->may_unmap与zone_reclaim_mode有关
*/
if (!sc->may_unmap)
isolate_mode |= ISOLATE_UNMAPPED;
/* 从kswapd调用过来的情况下，sc->may_writepage与latptop_mode有关
* 直接内存回收的情况，sc->may_writepage与latptop_mode有关
* 快速内存回收的情况，sc->may_writepage与zone_reclaim_mode有关
*/
if (!sc->may_writepage)
isolate_mode |= ISOLATE_CLEAN;
/* 对zone的lru_lock上锁 */
spin_lock_irq(&zone->lru_lock);
/* 从lruvec中lru类型链表的尾部拿出一些页隔离出来，放入到l_hold中，lru类型一般是LRU_ACTIVE_ANON或LRU_ACTIVE_FILE
* 也就是从活动的lru链表中隔离出一些页，从活动lru链表的尾部依次拿出
* 当sc->may_unmap为0时，则不会将有进程映射的页隔离出来
* 当sc->may_writepage为0时，则不会将脏页和正在回写的页隔离出来
* 隔离出来的页会page->_count++
* nr_taken保存拿出的页的数量
*/
nr_taken = isolate_lru_pages(nr_to_scan, lruvec, &l_hold,
&nr_scanned, sc, isolate_mode, lru);
if (global_reclaim(sc))
__mod_zone_page_state(zone, NR_PAGES_SCANNED, nr_scanned);
reclaim_stat->recent_scanned[file] += nr_taken;
/* 做统计 */
__count_zone_vm_events(PGREFILL, zone, nr_scanned);
__mod_zone_page_state(zone, NR_LRU_BASE + lru, -nr_taken);
__mod_zone_page_state(zone, NR_ISOLATED_ANON + file, nr_taken);
/* 释放lru链表锁 */
spin_unlock_irq(&zone->lru_lock);
/* 将l_hold中的页一个一个处理 */
while (!list_empty(&l_hold)) {
/* 是否需要调度，需要则调度 */
cond_resched();
/* 将页从l_hold中拿出来 */
page = lru_to_page(&l_hold);
list_del(&page->lru);
/* 如果页是unevictable(不可回收)的，则放回到LRU_UNEVICTABLE这个lru链表中，这个lru链表中的页不能被交换出去 */
if (unlikely(!page_evictable(page))) {
/* 放回到page所应该属于的lru链表中
* 而这里实际上是将页放到zone的LRU_UNEVICTABLE链表中
*/
putback_lru_page(page);
continue;
}
/* buffer_heads的数量超过了结点允许的最大值的情况 */
if (unlikely(buffer_heads_over_limit)) {
/* 文件页才有的page才有PAGE_FLAGS_PRIVATE标志 */
if (page_has_private(page) && trylock_page(page)) {
if (page_has_private(page))
/* 释放此文件页所拥有的buffer_head链表中的buffer_head，并且page->_count-- */
try_to_release_page(page, 0);
unlock_page(page);
}
}
/* 检查此页面最近是否有被访问过，通过映射了此页的页表项的Accessed进行检查，并且会清除页表项的Accessed标志
* 如果此页最近被访问过，返回的是Accessed为1的数量页表项数量
*/
if (page_referenced(page, 0, sc->target_mem_cgroup,
&vm_flags)) {
/* 如果是大页，则记录一共多少个页，如果是普通页，则是1 */
nr_rotated += hpage_nr_pages(page);
/* 如果此页映射的是代码段，则将其放到l_active链表中，此链表之后会把页放入页对应的活动lru链表中
* 可以看出对于代码段的页，还是比较倾向于将它们放到活动文件页lru链表的
* 当代码段没被访问过时，也是有可能换到非活动文件页lru链表的
*/
if ((vm_flags & VM_EXEC) && page_is_file_cache(page)) {
list_add(&page->lru, &l_active);
continue;
}
}
/* 将页放到l_inactive链表中
* 只有最近访问过的代码段的页不会被放入，其他即使被访问过了，也会被放入l_inactive
*/
ClearPageActive(page); /* we are de-activating */
list_add(&page->lru, &l_inactive);
}
spin_lock_irq(&zone->lru_lock);
/* 记录的是最近被加入到活动lru链表的页数量，之后这些页被返回到active链表 */
reclaim_stat->recent_rotated[file] += nr_rotated;
/* 将l_active链表中的页移动到lruvec->lists[lru]中，这里是将active的页移动到active的lru链表头部 */
move_active_pages_to_lru(lruvec, &l_active, &l_hold, lru);
/* 将l_inactive链表中的页移动到lruvec->lists[lru - LRU_ACITVE]中，这里是将active的页移动到inactive的lru头部 */
move_active_pages_to_lru(lruvec, &l_inactive, &l_hold, lru - LRU_ACTIVE);
__mod_zone_page_state(zone, NR_ISOLATED_ANON + file, -nr_taken);
spin_unlock_irq(&zone->lru_lock);
mem_cgroup_uncharge_list(&l_hold);
/* 剩下的页的处理，剩下的都是page->_count为0的页，作为冷页放回到伙伴系统的每CPU单页框高速缓存中 */
free_hot_cold_page_list(&l_hold, true);
}1.2.3.4.5.6.7.8.9.10.11.12.13.14.15.16.17.18.19.20.21.22.23.24.25.26.27.28.29.30.31.32.33.34.35.36.37.38.39.40.41.42.43.44.45.46.47.48.49.50.51.52.53.54.55.56.57.58.59.60.61.62.63.64.65.66.67.68.69.70.71.72.73.74.75.76.77.78.79.80.81.82.83.84.85.86.87.88.89.90.91.92.93.94.95.96.97.98.99.100.101.102.103.104.105.106.107.108.109.110.111.112.113.114.115.116.117.118.119.120.121.122.123.124.125.126.127.128.129.130.131.132.133.134.135.136.137.138.139.140.141.142.143.
这里面，首先，会将当前CPU所有的lru缓存中的页全部放到lru链表中，其次调用isolate_lru_pages()从lru链表的末尾隔离出一些页来放入到l_hold链表中，成功隔离出来的页的page->_count会进行++。这个函数在内存回收中是一个通用函数，也就是它即可以用来隔离活动lru链表的页，也可以用来隔离非活动lru链表的页，需要注意这个函数依赖于sc->may_writepage和sc->may_unmap，这两个变量在之前有过说明，也如注释上所说，当sc->may_writepage为0时，则不会将正在回写的页和脏页隔离出来，当sc->may_unmap为0时，则不会将有进程映射的页隔离出来，这些页都会被跳过，这样一来，在这些情况下，实际隔离的页就会少于需要扫描的页。隔离出一些页后，又会调用page_referenced()函数，此函数通过反向映射，检查映射了此页的进程页表项有多少个的Accessed被置1了，然后清除这些页表项的Accessed标志，此标志被置1说明这些进程最近访问过此页。
当最近有进程访问过此页，如果此页是映射了代码段的页，就把此页加入到l_active链表，其他页则清除PG_active标志，通过page->lru这个链表结点加入到l_inactive链表。也就是隔离出来的页，只有代码段最近被访问过了，才会留在活动lru链表中，其余的页，都必须要通过page->lru这个链表结点移动到非活动lru链表头中。不过因为代码段的页是属于文件页lru链表，也就是对于活动匿名页lru链表中隔离出来的页，所有都放到非活动匿名页lru链表头部，而对于活动文件页lru链表中隔离出来的页，除了最近被访问过的代码段的页，其余页都移动到非活动文件页lru链表头部。
之后调用move_active_pages_to_lru()函数，将l_active中的页加入到活动lru链表头部，将l_inactive中的页加入到非活动lru链表尾部，并且会对成功加入的页的page->_count进行--，这样与成功隔离时正好进行了一加一减的操作。在将活动页移动到非活动lru链表时，可能会扫描到一种页，它们的page->_count为0，也就是已经没有任何模块和进程对其进行引用了，这种页就可以直接释放了。所以看到shrink_active_list()函数最后将这些类型的页进行释放。关于isolate_lru_pages()、page_referenced()和move_active_pages_to_lru()函数，以后的文章再分析，这篇文章放不下了。
shrink_active_list()调用完成后，所有隔离出来的页都已经被放入到相应的lru链表中了。注意，这里在移动页框时并不会使用lru缓存，之前关于lru链表分析的文章也说过，在内存回收过程中，只有将页加入到LRU_UNEVICTABLE链表中时需要用到lru缓存，而对于页在相同类型的lru链表间移动时，是不会使用到lru缓存的。shrink_active_list()函数总结要点有五：
将本cpu的lru缓存全部清空，将lru缓存的页放到lru链表中，而其他CPU的则不处理根据sc->may_writepage与sc->may_unmap选择要隔离的页如果结点buffer_heads数量超过限制值，则会尝试对扫描到的文件页进行buffer_heads的释放，进行释放后的文件页的page->_count--将所有映射了隔离页的页表项Accessed都跟清0将最近被访问过的代码段的页移动到活动lru链表头，其余页都移动到非活动lru链表头将page->_count == 0的页进行释放。
5.3对非活动lru链表进行处理
接下来我们看看对于非活动lru链表的分析，非活动lru链表包括非活动匿名页lru链表和非活动文件页lru链表，它们都会调用shrink_inactive_list()，此函数就要比活动lru链表的处理函数shrink_active_list()复杂得多，如下：
复制
/* 对lruvec这个lru链表描述符中的lru类型的lru链表进行内存回收，这个lru类型一定是LRU_INACTIVE_ANON或者LRU_INACTIVE_FILE类型
* nr_to_scan: 最多扫描多少个页框
* lruvec: lru链表描述符，里面有5个lru链表
* sc: 扫描控制结构
* lru: 需要扫描的lru链表
* 返回本次回收的页框数量
*/
static noinline_for_stack unsigned long
shrink_inactive_list(unsigned long nr_to_scan, struct lruvec *lruvec,
struct scan_control *sc, enum lru_list lru)
{
LIST_HEAD(page_list);
unsigned long nr_scanned;
unsigned long nr_reclaimed = 0;
unsigned long nr_taken;
unsigned long nr_dirty = 0;
unsigned long nr_congested = 0;
unsigned long nr_unqueued_dirty = 0;
unsigned long nr_writeback = 0;
unsigned long nr_immediate = 0;
isolate_mode_t isolate_mode = 0;
/* 此非活动lru是否为非活动文件页lru */
int file = is_file_lru(lru);
/* lru所属的zone */
struct zone *zone = lruvec_zone(lruvec);
struct zone_reclaim_stat *reclaim_stat = &lruvec->reclaim_stat;
/* 如果隔离的页数量多于非活动的页数量，则是隔离太多页了，个人猜测这里是控制并发
* 当zone的NR_INACTIVE_FILE/ANON < NR_ISOLATED_ANON时，有一种情况是其他CPU也在对此zone进行内存回收，所以NR_ISOLATED_ANON比较高
*/
while (unlikely(too_many_isolated(zone, file, sc))) {
/* 这里会休眠等待100ms，如果是并发进行内存回收，另一个CPU可能也在执行内存回收 */
congestion_wait(BLK_RW_ASYNC, HZ/10);
/* We are about to die and free our memory. Return now. */
/* 当前进程被其他进程kill了，这里接受到了kill信号 */
if (fatal_signal_pending(current))
return SWAP_CLUSTER_MAX;
}
/* 将当前cpu的pagevec中的页放入到lru链表中
* 而其他CPU的pagevec中的页则不会放回到lru链表中
* 这样做似乎是因为效率问题
*/
lru_add_drain();
if (!sc->may_unmap)
isolate_mode |= ISOLATE_UNMAPPED;
if (!sc->may_writepage)
isolate_mode |= ISOLATE_CLEAN;
/* 对lru链表上锁 */
spin_lock_irq(&zone->lru_lock);
/* 从lruvec这个lru链表描述符的lru类型的lru链表中隔离最多nr_to_scan个页出来，隔离时是从lru链表尾部开始拿，然后放到page_list
* 返回隔离了多少个此非活动lru链表的页框
*/
nr_taken = isolate_lru_pages(nr_to_scan, lruvec, &page_list,
&nr_scanned, sc, isolate_mode, lru);
/* 更新zone中对应lru中页的数量 */
__mod_zone_page_state(zone, NR_LRU_BASE + lru, -nr_taken);
/* 此zone对应隔离的ANON/FILE页框数量 */
__mod_zone_page_state(zone, NR_ISOLATED_ANON + file, nr_taken);
/* 如果是针对整个zone的内存回收，而不是某个memcg的内存回收的情况 */
if (global_reclaim(sc)) {
/* 统计zone中扫描的页框总数 */
__mod_zone_page_state(zone, NR_PAGES_SCANNED, nr_scanned);
/* 如果是在kswapd内核线程中调用到此的，则扫描的页框数量统计到zone的PGSCAN_KSWAPD */
if (current_is_kswapd())
__count_zone_vm_events(PGSCAN_KSWAPD, zone, nr_scanned);
else
/* 否则扫描的数量统计到zone的PGSCAN_DIRECT */
__count_zone_vm_events(PGSCAN_DIRECT, zone, nr_scanned);
}
/* 释放lru锁 */
spin_unlock_irq(&zone->lru_lock);
/* 隔离出来的页数量为0 */
if (nr_taken == 0)
return 0;
/* 上面的代码已经将非活动lru链表中的一些页拿出来放到page_list中了，这里是对page_list中的页进行内存回收
* 此函数的步骤:
* 1.此页是否在进行回写(两种情况会导致回写，之前进行内存回收时导致此页进行了回写；此页为脏页，系统自动将其回写)，这种情况同步回收和异步回收有不同的处理
* 2.此次回收时非强制进行回收，那要先判断此页能不能进行回收
* 如果是匿名页，只要最近此页被进程访问过，则将此页移动到活动lru链表头部，否则回收
* 如果是映射可执行文件的文件页，只要最近被进程访问过，就放到活动lru链表，否则回收
* 如果是其他的文件页，如果最近被多个进程访问过，移动到活动lru链表，如果只被1个进程访问过，但是PG_referenced置位了，也放入活动lru链表，其他情况回收
* 3.如果遍历到的page为匿名页，但是又不处于swapcache中，这里会尝试将其加入到swapcache中并把页标记为脏页，这个swapcache作为swap缓冲区，是一个address_space
* 4.对所有映射了此页的进程的页表进行此页的unmap操作
* 5.如果页为脏页，则进行回写，分同步和异步，同步情况是回写完成才返回，异步情况是加入块层的写入队列，标记页的PG_writeback表示正在回写就返回，此页将会被放到非活动lru链表头部
* 6.检查页的PG_writeback标志，如果此标志位0，则说明此页的回写完成(两种情况: 1.同步回收 2.之前异步回收对此页进行的回写已完成)，则从此页对应的address_space中的基树移除此页的结点，加入到free_pages链表
* 对于PG_writeback标志位1的，将其重新加入到page_list链表，这个链表之后会将里面的页放回到非活动lru链表末尾，下次进行回收时，如果页回写完成了就会被释放
* 7.对free_pages链表的页释放
*
* page_list中返回时有可能还有页，这些页是要放到非活动lru链表末尾的页，而这些页当中，有些页是正在进行回收的回写，当这些回写完成后，系统再次进行内存回收时，这些页就会被释放
* 而有一些页是不满足回收情况的页
* nr_dirty: page_list中脏页的数量
* nr_unqueued_dirty: page_list中脏页但并没有正在回写的页的数量
* nr_congested: page_list中正在进行回写并且设备正忙的页的数量(这些页可能回写很慢)
* nr_writeback: page_list中正在进行回写但不是在回收的页框数量
* nr_immediate: page_list中正在进行回写的回收页框数量
* 返回本次回收的页框数量
*/
nr_reclaimed = shrink_page_list(&page_list, zone, sc, TTU_UNMAP,
&nr_dirty, &nr_unqueued_dirty, &nr_congested,
&nr_writeback, &nr_immediate,
false);
/* 对lru上锁 */
spin_lock_irq(&zone->lru_lock);
/* 更新reclaim_stat中的recent_scanned */
reclaim_stat->recent_scanned[file] += nr_taken;
/* 如果是针对整个zone，而不是某个memcg的情况 */
if (global_reclaim(sc)) {
/* 如果是在kswakpd内核线程中 */
if (current_is_kswapd())
/* 更新到zone的PGSTEAL_KSWAPD */
__count_zone_vm_events(PGSTEAL_KSWAPD, zone,
nr_reclaimed);
else
/* 不是在kswapd内核线程中，更新到PGSTEAL_DIRECT */
__count_zone_vm_events(PGSTEAL_DIRECT, zone,
nr_reclaimed);
}
/*
* 将page_list中剩余的页放回它对应的lru链表中，这里的页有三种情况:
* 1.最近被访问了，放到活动lru链表头部
* 2.此页需要锁在内存中，加入到unevictablelru链表
* 3.此页为非活动页，移动到非活动lru链表头部
* 当页正在进行回写回收，当回写完成后，通过判断页的PG_reclaim可知此页正在回收，会把页移动到非活动lru链表末尾，具体见end_page_writeback()函数
* 加入lru的页page->_count--
* 因为隔离出来时page->_count++，而在lru中是不需要对page->_count++的
*/
putback_inactive_pages(lruvec, &page_list);
/* 更新此zone对应隔离的ANON/FILE页框数量，这里减掉了nr_taken，与此函数之前相对应 */
__mod_zone_page_state(zone, NR_ISOLATED_ANON + file, -nr_taken);
spin_unlock_irq(&zone->lru_lock);
mem_cgroup_uncharge_list(&page_list);
/* 释放page_list中剩余的页到伙伴系统中的每CPU页高速缓存中，以冷页处理
* 这里剩余的就是page->_count == 0的页
*/
free_hot_cold_page_list(&page_list, true);
/* 隔离出来的页都在进行回写(但不是回收造成的回写) */
if (nr_writeback && nr_writeback == nr_taken)
/* 标记ZONE的ZONE_WRITEBACK，标记此zone许多页在回写 */
set_bit(ZONE_WRITEBACK, &zone->flags);
/* 本次内存回收是针对整个zone的，这里面主要对zone的flags做一些标记 */
if (global_reclaim(sc)) {
if (nr_dirty && nr_dirty == nr_congested)
set_bit(ZONE_CONGESTED, &zone->flags);
if (nr_unqueued_dirty == nr_taken)
set_bit(ZONE_DIRTY, &zone->flags);
/* 有一些页是因为回收导致它们在回写，则等待一下设备 */
if (nr_immediate && current_may_throttle())
congestion_wait(BLK_RW_ASYNC, HZ/10);
}
/* 非kswapd的情况下，如果现在设备回写压力较大 */
if (!sc->hibernation_mode && !current_is_kswapd() &&
current_may_throttle())
/* 等待一下设备 */
wait_iff_congested(zone, BLK_RW_ASYNC, HZ/10);
trace_mm_vmscan_lru_shrink_inactive(zone->zone_pgdat->node_id,
zone_idx(zone),
nr_scanned, nr_reclaimed,
sc->priority,
trace_shrink_flags(file));
return nr_reclaimed;
}1.2.3.4.5.6.7.8.9.10.11.12.13.14.15.16.17.18.19.20.21.22.23.24.25.26.27.28.29.30.31.32.33.34.35.36.37.38.39.40.41.42.43.44.45.46.47.48.49.50.51.52.53.54.55.56.57.58.59.60.61.62.63.64.65.66.67.68.69.70.71.72.73.74.75.76.77.78.79.80.81.82.83.84.85.86.87.88.89.90.91.92.93.94.95.96.97.98.99.100.101.102.103.104.105.106.107.108.109.110.111.112.113.114.115.116.117.118.119.120.121.122.123.124.125.126.127.128.129.130.131.132.133.134.135.136.137.138.139.140.141.142.143.144.145.146.147.148.149.150.151.152.153.154.155.156.157.158.159.160.161.162.163.164.165.166.167.168.169.170.171.172.173.174.175.176.177.178.179.180.181.182.
此函数与shrink_inactive_list()函数流程差不多，首先要求当前CPU的所有lru缓存将页放入到lru链表中，然后通过isolate_lru_pages()函数从活动lru链表末尾扫描出符合要求的页，这些页会通过page->lru加入到page_list链表中，然后调用shrink_page_list()对这个page_list链表中的页进行回收处理，之后将page_list链表中剩余的页放回到它们应该放入到链表中。
当把页放回对应的地方后，则将page->_count == 0的页进行释放，这里实际上回收的是在shrink_page_list()中没有进行回收，但是执行完shrink_page_list()后，正巧所有映射了此页的进程都取消了映射，并且此页也不为脏，这就以直接回收了。之后会根据状态标记一些zone的状态。主要进行具体的回收工作函数还是shrink_page_list()：
复制
/* 在page_list中的页都是非活动lru链表的，并且都是同一类型的页(ANON/FILE)
* 注意page_list中的页还没有被标注进行回收的标志(PG_reclaim)，并且如果为脏页的页(PG_dirty被设置)，那么只有在kswapd调用到此会进行writeback(回写到磁盘)操作
* 到达这里之前，所有pagevec中的页都放回了lru链表中
* force_reclaim: 表示是否强制进行回收，强制进行回收则不会判断此页是否应该回收，强制回收的意思是即使页最近被访问过了，也进行回收，除非页被mlock在内存中，或者unmap失败
* ret_nr_dirty: 脏页数量(包括正在回写和没有回写的脏页)
* ret_nr_unqueued_dirty: 是脏页但没有进行回写的页
* ret_nr_congested: 正在进行回写，但是设备正忙
* ret_nr_writeback: 正在进行回写但不是在回收的页框数量
* ret_nr_immediate: 正在进行回写的回收页框数量
*/
static unsigned long shrink_page_list(struct list_head *page_list,
struct zone *zone,
struct scan_control *sc,
enum ttu_flags ttu_flags,
unsigned long *ret_nr_dirty,
unsigned long *ret_nr_unqueued_dirty,
unsigned long *ret_nr_congested,
unsigned long *ret_nr_writeback,
unsigned long *ret_nr_immediate,
bool force_reclaim)
{
/* 初始化两个链表头 */
LIST_HEAD(ret_pages);
/* 这个链表保存本次回收就可以立即进行释放的页 */
LIST_HEAD(free_pages);
int pgactivate = 0;
unsigned long nr_unqueued_dirty = 0;
unsigned long nr_dirty = 0;
unsigned long nr_congested = 0;
unsigned long nr_reclaimed = 0;
unsigned long nr_writeback = 0;
unsigned long nr_immediate = 0;
/* 检查是否需要调度，需要则调度 */
cond_resched();
/* 将page_list中的页一个一个释放 */
while (!list_empty(page_list)) {
struct address_space *mapping;
struct page *page;
int may_enter_fs;
enum page_references references = PAGEREF_RECLAIM_CLEAN;
bool dirty, writeback;
/* 检查是否需要调度，需要则调度 */
cond_resched();
/* 从page_list末尾拿出一个页 */
page = lru_to_page(page_list);
/* 将此页从page_list中删除 */
list_del(&page->lru);
/* 尝试对此页上锁，如果无法上锁，说明此页正在被其他路径控制，跳转到keep
* 对页上锁后，所有访问此页的进程都会加入到zone->wait_table[hash_ptr(page, zone->wait_table_bits)]
*/
if (!trylock_page(page))
goto keep;
/* 在page_list的页一定都是非活动的 */
VM_BUG_ON_PAGE(PageActive(page), page);
/* 页所属的zone也要与传入的zone一致 */
VM_BUG_ON_PAGE(page_zone(page) != zone, page);
/* 扫描的页数量++ */
sc->nr_scanned++;
/* 如果此页被锁在内存中，则跳转到cull_mlocked */
if (unlikely(!page_evictable(page)))
goto cull_mlocked;
/* 如果扫描控制结构中标识不允许进行unmap操作，并且此页有被映射到页表中，跳转到keep_locked */
if (!sc->may_unmap && page_mapped(page))
goto keep_locked;
/* Double the slab pressure for mapped and swapcache pages */
/* 对于处于swapcache中或者有进程映射了的页，对sc->nr_scanned再进行一次++
* swapcache用于在页换出到swap时，页会先跑到swapcache中，当此页完全写入swap分区后，在没有进程对此页进行访问时，swapcache才会释放掉此页
* 这样做是为了让sc->nr_scanned增加得更快?
*/
if (page_mapped(page) || PageSwapCache(page))
sc->nr_scanned++;
/* 本次回收是否允许执行IO操作 */
may_enter_fs = (sc->gfp_mask & __GFP_FS) ||
(PageSwapCache(page) && (sc->gfp_mask & __GFP_IO));
/* 检查是否是脏页还有此页是否正在回写到磁盘
* 这里面主要判断页描述符的PG_dirty和PG_writeback两个标志
* 匿名页当加入swapcache后，就会被标记PG_dirty
* 如果文件所属文件系统有特定is_dirty_writeback操作，则执行文件系统特定的is_dirty_writeback操作
*/
page_check_dirty_writeback(page, &dirty, &writeback);
/* 如果是脏页或者正在回写的页，脏页数量++ */
if (dirty || writeback)
nr_dirty++;
/* 是脏页但并没有正在回写，则增加没有进行回写的脏页计数 */
if (dirty && !writeback)
nr_unqueued_dirty++;
/* 获取此页对应的address_space，如果此页是匿名页，则为NULL */
mapping = page_mapping(page);
/* 如果此页映射的文件所在的磁盘设备等待队列中有数据(正在进行IO处理)或者此页已经在进行回写回收 */
if ((mapping && bdi_write_congested(mapping->backing_dev_info)) ||
(writeback && PageReclaim(page)))
/* 可能比较晚才能进行阻塞回写的页的数量
* 因为磁盘设备现在繁忙，队列中有太多需要写入的数据
*/
nr_congested++;
/* 此页正在进行回写到磁盘，对于正在回写到磁盘的页，是无法进行回收的，除非等待此页回写完成
* 此页正在进行回写有两种情况:
* 1.此页是正常的进行回写(脏太久了)
* 2.此页是刚不久前进行内存回收时，导致此页进行回写的
*/
if (PageWriteback(page)) {
/* Case 1 above */
/* 下面的判断都是基于此页正在进行回写到磁盘为前提 */
/* 当前处于kswapd内核进程，并且此页正在进行回收(可能在等待IO)，然后zone也表明了很多页正在进行回写
* 说明此页是已经在回写到磁盘，并且也正在进行回收的，本次回收不需要对此页进行回收
*/
if (current_is_kswapd() &&
PageReclaim(page) &&
test_bit(ZONE_WRITEBACK, &zone->flags)) {
/* 增加nr_immediate计数，此计数说明此页准备就可以回收了 */
nr_immediate++;
/* 跳转到keep_locked */
goto keep_locked;
/* Case 2 above */
/* 此页正在进行正常的回写(不是因为要回收此页才进行的回写)
* 两种情况会进入这里:
* 1.本次是针对整个zone进行内存回收的
* 2.本次回收不允许进行IO操作
* 那么就标记这个页要回收，本次回收不对此页进行回收，当此页回写完成后，会判断这个PG_reclaim标记，如果置位了，把此页放到非活动lru链表末尾
* 快速回收会进入这种情况
*/
} else if (global_reclaim(sc) ||
!PageReclaim(page) || !(sc->gfp_mask & __GFP_IO)) {
/* 设置此页正在进行回收，因为此页正在进行回写，那设置称为进行回收后，回写完成后此页会被放到非活动lru链表末尾 */
SetPageReclaim(page);
/* 增加需要回写计数器 */
nr_writeback++;
goto keep_locked;
/* Case 3 above */
} else {
/* 等待此页回写完成，回写完成后，尝试对此页进行回收，应该只有针对某个memcg进行回收时才会进入这 */
wait_on_page_writeback(page);
}
}
/*
* 此次回收时非强制进行回收，那要先判断此页需不需要移动到活动lru链表
* 如果是匿名页，只要最近此页被进程访问过，则将此页移动到活动lru链表头部，否则回收
* 如果是映射可执行文件的文件页，只要最近被进程访问过，就放到活动lru链表，否则回收
* 如果是其他的文件页，如果最近被多个进程访问过，移动到活动lru链表，如果只被1个进程访问过，但是PG_referenced置位了，也放入活动lru链表，其他情况回收
*/
if (!force_reclaim)
references = page_check_references(page, sc);
/* 当此次回收时非强制进行回收时 */
switch (references) {
/* 将页放到活动lru链表中 */
case PAGEREF_ACTIVATE:
goto activate_locked;
/* 页继续保存在非活动lru链表中 */
case PAGEREF_KEEP:
goto keep_locked;
/* 这两个在下面的代码都会尝试回收此页
* 注意页所属的vma标记了VM_LOCKED时也会是PAGEREF_RECLAIM，因为后面会要把此页放到lru_unevictable_page链表
*/
case PAGEREF_RECLAIM:
case PAGEREF_RECLAIM_CLEAN:
; /* try to reclaim the page below */
}
/* page为匿名页，但是又不处于swapcache中，这里会尝试将其加入到swapcache中，这个swapcache作为swap缓冲区
* 当页被换出或换入时，会先加入到swapcache，当完全换出或者完全换入时，才会从swapcache中移除
* 有了此swapcache，当一个页进行换出时，一个进程访问此页，可以直接从swapcache中获取此页的映射，然后swapcache终止此页的换出操作，这样就不用等页要完全换出后，再重新换回来
*/
if (PageAnon(page) && !PageSwapCache(page)) {
/* 如果本次回收禁止io操作，则跳转到keep_locked，让此匿名页继续在非活动lru链表中 */
if (!(sc->gfp_mask & __GFP_IO))
goto keep_locked;
/* 将页page加入到swap_cache，然后这个页被视为文件页，起始就是将页描述符信息保存到以swap页槽偏移量为索引的结点
* 设置页描述符的private = swap页槽偏移量生成的页表项swp_entry_t，因为后面会设置所有映射了此页的页表项为此swp_entry_t
* 设置页的PG_swapcache标志，表明此页在swapcache中，正在被换出
* 标记页page为脏页(PG_dirty)，后面就会被换出
*/
/* 执行成功后，页属于swapcache，并且此页的page->_count会++，但是由于引用此页的进程页表没有设置，进程还是可以正常访问这个页 */
if (!add_to_swap(page, page_list))
/* 失败，将此页加入到活动lru链表中 */
goto activate_locked;
/* 设置可能会用到文件系统相关的操作 */
may_enter_fs = 1;
/* Adding to swap updated mapping */
/* 获取此匿名页所在的swapcache的address_space，这个是根据page->private中保存的swp_entry_t获得 */
mapping = page_mapping(page);
}
/* 这里是要对所有映射了此page的页表进行设置
* 匿名页会把对应的页表项设置为之前获取的swp_entry_t
*/
if (page_mapped(page) && mapping) {
/* 对所有映射了此页的进程的页表进行此页的unmap操作
* ttu_flags基本都有TTU_UNMAP标志
* 如果是匿名页，那么page->private中是一个带有swap页槽偏移量的swp_entry_t，此后这个swp_entry_t可以转为页表项
* 执行完此后，匿名页在swapcache中，而对于引用了此页的进程而言，此页已经在swap中
* 但是当此匿名页还没有完全写到swap中时，如果此时有进程访问此页，会将此页映射到此进程页表中，并取消此页放入swap中的操作，放回匿名页的lru链表(在缺页中断中完成)
* 而对于文件页，只需要清空映射了此页的进程页表的页表项，不需要设置新的页表项
* 每一个进程unmap此页，此页的page->_count--
* 如果反向映射过程中page->_count == 0，则释放此页
*/
switch (try_to_unmap(page, ttu_flags)) {
case SWAP_FAIL:
goto activate_locked;
case SWAP_AGAIN:
goto keep_locked;
case SWAP_MLOCK:
goto cull_mlocked;
case SWAP_SUCCESS:
; /* try to free the page below */
}
}
/* 如果页为脏页，有两种页
* 一种是当匿名页加入到swapcache中时，就被标记为了脏页
* 一种是脏的文件页
*/
if (PageDirty(page)) {
/* 只有kswapd内核线程能够进行文件页的回写操作(kswapd中不会造成栈溢出?)，但是只有当zone中有很多脏页时，kswapd也才能进行脏文件页的回写
* 此标记说明zone的脏页很多，在回收时隔离出来的页都是没有进行回写的脏页时设置
* 也就是此zone脏页不够多，kswapd不用进行回写操作
* 当短时间内多次对此zone执行内存回收后，这个ZONE_DIRTY就会被设置，这样做的理由是: 优先回收匿名页和干净的文件页，说不定回收完这些zone中空闲内存就足够了，不需要再进行内存回收了
* 而对于匿名页，无论是否是kswapd都可以进行回写
*/
if (page_is_file_cache(page) &&
(!current_is_kswapd() ||
!test_bit(ZONE_DIRTY, &zone->flags))) {
/* 增加优先回收页的数量 */
inc_zone_page_state(page, NR_VMSCAN_IMMEDIATE);
/* 设置此页需要回收，这样当此页回写完成后，就会被放入到非活动lru链表尾部
* 不过可惜这里只能等kswapd内核线程对此页进行回写，要么就等系统到期后自动将此页进行回写，非kswapd线程都不能对文件页进行回写
*/
SetPageReclaim(page);
/* 让页移动到非活动lru链表头部，如上所说，当回写完成后，页会被移动到非活动lru链表尾部，而内存回收是从非活动lru链表尾部拿页出来回收的 */
goto keep_locked;
}
/* 当zone没有标记ZONE_DIRTY时，kswapd内核线程则会执行到这里 */
/* 当page_check_references()获取页的状态是PAGEREF_RECLAIM_CLEAN，则跳到keep_locked
* 页最近没被进程访问过，但此页的PG_referenced被置位
*/
if (references == PAGEREF_RECLAIM_CLEAN)
goto keep_locked;
/* 回收不允许执行文件系统相关操作，则让页移动到非活动lru链表头部 */
if (!may_enter_fs)
goto keep_locked;
/* 回收不允许进行回写，则让页移动到非活动lru链表头部 */
if (!sc->may_writepage)
goto keep_locked;
/* Page is dirty, try to write it out here */
/* 将页进行回写到磁盘，这里只是将页加入到块层，调用结束并不是代表此页已经回写完成
* 主要调用page->mapping->a_ops->writepage进行回写，对于匿名页，也是swapcache的address_space->a_ops->writepage
* 页被加入到块层回写队列后，会置位页的PG_writeback，回写完成后清除PG_writeback位，所以在同步模式回写下，结束后PG_writeback位是0的，而异步模式下，PG_writeback很可能为1
* 此函数中会清除页的PG_dirty标志
* 会标记页的PG_reclaim
* 成功将页加入到块层后，页的PG_lock位会清空
* 也就是在一个页成功进入到回收导致的回写过程中，它的PG_writeback和PG_reclaim标志会置位，而它的PG_dirty和PG_lock标志会清除
* 而此页成功回写后，它的PG_writeback和PG_reclaim位都会被清除
*/
switch (pageout(page, mapping, sc)) {
case PAGE_KEEP:
/* 页会被移动到非活动lru链表头部 */
goto keep_locked;
case PAGE_ACTIVATE:
/* 页会被移动到活动lru链表 */
goto activate_locked;
case PAGE_SUCCESS:
/* 到这里，页的锁已经被释放，也就是PG_lock被清空
* 对于同步回写(一些特殊文件系统只支持同步回写)，这里的PG_writeback、PG_reclaim、PG_dirty、PG_lock标志都是清0的
* 对于异步回写，PG_dirty、PG_lock标志都是为0，PG_writeback、PG_reclaim可能为1可能为0(回写完成为0，否则为1)
*/
/* 如果PG_writeback被置位，说明此页正在进行回写，这种情况是异步才会发生 */
if (PageWriteback(page))
goto keep;
/* 此页为脏页，这种情况发生在此页最近又被写入了，让其保持在非活动lru链表中
* 还有一种情况，就是匿名页加入到swapcache前，已经没有进程映射此匿名页了，而加入swapcache时不会判断
* 但是当对此匿名页进行回写时，会判断此页加入swapcache前是否有进程映射了，如果没有，此页可以直接释放，不需要写入磁盘
* 所以在此匿名页回写过程中，就会将此页从swap分区的address_space中的基树拿出来，然后标记为脏页，到这里就会进行判断脏页，之后会释放掉此页
*/
if (PageDirty(page))
goto keep;
/* 尝试上锁，因为在pageout中会释放page的锁，主要是PG_lock标志 */
if (!trylock_page(page))
goto keep;
if (PageDirty(page) || PageWriteback(page))
goto keep_locked;
/* 获取page->mapping */
mapping = page_mapping(page);
/* 这个页不是脏页，不需要回写，这种情况只发生在文件页，匿名页当加入到swapcache中时就被设置为脏页 */
case PAGE_CLEAN:
; /* try to free the page below */
}
}
/* 这里的情况只有页已经完成回写后才会到达这里，比如同步回写时(pageout在页回写完成后才返回)，异步回写时，在运行到此之前已经把页回写到磁盘
* 没有完成回写的页不会到这里，在pageout()后就跳到keep了
*/
/* 通过页描述符的PAGE_FLAGS_PRIVATE标记判断是否有buffer_head，这个只有文件页有
* 这里不会通过page->private判断，原因是，当匿名页加入到swapcache时，也会使用page->private，而不会标记PAGE_FLAGS_PRIVATE
* 只有文件页会使用这个PAGE_FLAGS_PRIVATE，这个标记说明此文件页的page->private指向struct buffer_head链表头
*/
if (page_has_private(page)) {
/* 因为页已经回写完成或者是干净不需要回写的页，释放page->private指向struct buffer_head链表，释放后page->private = NULL
* 释放时必须要保证此页的PG_writeback位为0，也就是此页已经回写到磁盘中了
*/
if (!try_to_release_page(page, sc->gfp_mask))
/* 释放失败，把此页移动到活动lru链表 */
goto activate_locked;
/* 一些特殊的页的mapping为空，比如一些日志的缓冲区，对于这些页如果引用计数为1则进行处理 */
if (!mapping && page_count(page) == 1) {
/* 对此页解锁，清除PG_lock */
unlock_page(page);
/* 对page->_count--，并判断是否为0，如果为0则释放掉此页 */
if (put_page_testzero(page))
goto free_it;
else {
/* 这里不太明白，大概意思是这些页马上就会在其他地方被释放了，所以算作回收页 */
nr_reclaimed++;
continue;
}
}
}
/*
* 经过上面的步骤，在没有进程再对此页进行访问的前提下，page->_count应该为2
* 表示只有将此页隔离出lru的链表和加入address_space的基树中对此页进行了引用，已经没有其他地方对此页进行引用，
* 然后将此页从address_space的基数中移除，然后page->_count - 2，这个页现在就只剩等待着被释放掉了
* 如果是匿名页，则是对应的swapcache的address_space的基树
* 如果是文件页，则是对应文件的address_space的基树
* 当page->_count为2时，才会将此页从address_space的基数中移除，然后再page->_count - 2
* 相反，如果此page->_count不为2，说明unmap后又有进程访问了此页，就不对此页进行释放了
* 同时，这里对于脏页也不能够进行释放，想象一下，如果一个进程访问了此页，写了数据，又unmap此页，那么此页的page->_count为2，同样也可以释放掉，但是写入的数据就丢失了
* 成功返回1，失败返回0
*/
if (!mapping || !__remove_mapping(mapping, page, true))
goto keep_locked;
/* 释放page锁 */
__clear_page_locked(page);
free_it:
/* page->_count为0才会到这 */
/* 此页可以马上回收，会把它加入到free_pages链表
* 到这里的页有三种情况，本次进行同步回写的页，干净的不需要回写的页，之前异步回收时完成异步回写的页
* 之前回收进行异步回写的页，不会立即释放，因为上次回收时，对这些页进行的工作有:
* 匿名页: 加入swapcache，反向映射修改了映射了此页的进程页表项，将此匿名页回写到磁盘，将此页保存到非活动匿名页lru链表尾部
* 文件页: 反向映射修改了映射了此页的进程页表项，将此文件页回写到磁盘，将此页保存到非活动文件页lru链表尾部
* 也就是异步情况这两种页都没有进行实际的回收，而在这些页回写完成后，再进行回收时，这两种页的流程都会到这里进行回收
* 也就是本次能够真正回收到的页，可能是之前进行回收时已经处理得差不多并回写完成的页
*/
/* 回收页数量++ */
nr_reclaimed++;
/* 加入到free_pages链表 */
list_add(&page->lru, &free_pages);
/* 继续遍历页 */
continue;
cull_mlocked:
/* 当前页被mlock所在内存中的情况 */
/* 此页为匿名页并且已经放入了swapcache中了 */
if (PageSwapCache(page))
/* 从swapcache中释放本页在基树的结点，会page->_count-- */
try_to_free_swap(page);
unlock_page(page);
/* 把此页放回到lru链表中，因为此页已经被隔离出来了
* 加入可回收lru链表后page->_count++，但同时也会释放隔离的page->_count--
* 加入unevictablelru不会进行page->_count++
*/
putback_lru_page(page);
continue;
activate_locked:
/* Not a candidate for swapping, so reclaim swap space. */
/* 这种是持有页锁(PG_lock)，并且需要把页移动到活动lru链表中的情况 */
/* 如果此页为匿名页并且放入了swapcache中，并且swap使用率已经超过了50% */
if (PageSwapCache(page) && vm_swap_full())
/* 将此页从swapcache的基树中拿出来 */
try_to_free_swap(page);
VM_BUG_ON_PAGE(PageActive(page), page)
/* 设置此页为活动页 */;
SetPageActive(page);
/* 需要放回到活动lru链表的页数量 */
pgactivate++;
keep_locked:
/* 希望页保持在原来的lru链表中，并且持有页锁的情况 */
/* 释放页锁(PG_lock) */
unlock_page(page);
keep:
/* 希望页保持在原来的lru链表中的情况 */
/* 把页加入到ret_pages链表中 */
list_add(&page->lru, &ret_pages);
VM_BUG_ON_PAGE(PageLRU(page) || PageUnevictable(page), page);
}
mem_cgroup_uncharge_list(&free_pages);
/* 将free_pages中的页释放 */
free_hot_cold_page_list(&free_pages, true);
/* 将ret_pages链表加入到page_list中 */
list_splice(&ret_pages, page_list);
count_vm_events(PGACTIVATE, pgactivate);
*ret_nr_dirty += nr_dirty;
*ret_nr_congested += nr_congested;
*ret_nr_unqueued_dirty += nr_unqueued_dirty;
*ret_nr_writeback += nr_writeback;
*ret_nr_immediate += nr_immediate;
return nr_reclaimed;
}1.2.3.4.5.6.7.8.9.10.11.12.13.14.15.16.17.18.19.20.21.22.23.24.25.26.27.28.29.30.31.32.33.34.35.36.37.38.39.40.41.42.43.44.45.46.47.48.49.50.51.52.53.54.55.56.57.58.59.60.61.62.63.64.65.66.67.68.69.70.71.72.73.74.75.76.77.78.79.80.81.82.83.84.85.86.87.88.89.90.91.92.93.94.95.96.97.98.99.100.101.102.103.104.105.106.107.108.109.110.111.112.113.114.115.116.117.118.119.120.121.122.123.124.125.126.127.128.129.130.131.132.133.134.135.136.137.138.139.140.141.142.143.144.145.146.147.148.149.150.151.152.153.154.155.156.157.158.159.160.161.162.163.164.165.166.167.168.169.170.171.172.173.174.175.176.177.178.179.180.181.182.183.184.185.186.187.188.189.190.191.192.193.194.195.196.197.198.199.200.201.202.203.204.205.206.207.208.209.210.211.212.213.214.215.216.217.218.219.220.221.222.223.224.225.226.227.228.229.230.231.232.233.234.235.236.237.238.239.240.241.242.243.244.245.246.247.248.249.250.251.252.253.254.255.256.257.258.259.260.261.262.263.264.265.266.267.268.269.270.271.272.273.274.275.276.277.278.279.280.281.282.283.284.285.286.287.288.289.290.291.292.293.294.295.296.297.298.299.300.301.302.303.304.305.306.307.308.309.310.311.312.313.314.315.316.317.318.319.320.321.322.323.324.325.326.327.328.329.330.331.332.333.334.335.336.337.338.339.340.341.342.343.344.345.346.347.348.349.350.351.352.353.354.355.356.357.358.359.360.361.362.363.364.365.366.367.368.369.370.371.372.373.374.375.376.377.378.379.380.381.382.383.384.385.386.387.388.389.390.391.392.393.394.395.396.397.398.399.400.401.402.403.404.405.406.407.408.409.410.411.412.413.414.415.416.417.418.419.420.421.422.423.424.425.426.427.428.429.430.431.432.433.434.435.436.437.438.439.440.441.442.
shrink_page_list()，它的工作就是对page_list链表中的每个页尝试进行回收操作了，但是进行回收操作，并不等于此页就可以立即进行回收，因为如果为脏页的话，回写到磁盘的操作是异步的，而这些页将在回写完成后进行回收，具体怎么做的，我们慢慢道来。首先，在shrink_page_list()中会遍历page_list链表中的每一个页，然后对每个遍历到的页都进行处理，先总结一下这个shrink_page_list()对每个遍历到的页主要做哪几件事情：
检查此页是否正在回写(通过页描述符的PG_writeback标志)，然后做相应的处理检查此页最近是否有被访问过(非文件页通过页表项的Accessed判断，文件页通过页描述符的PG_referenced和页表项的Accessed判断)，有则进行相应处理(此页就不一定被回收)如果是非文件页，检查此页是否加入到了swap cache(置位PG_swapcache)，没有则将此页加入到swap cache(通过PG_swapcache判断)，并且标记非文件页为脏页(重要，标记PG_dirty)以及page->_count++，会为此非文件页分配一个swap类型的页表项，保存到page->private中如果有进程映射了此页，则进行unmap操作(是否执行unmap操作与sc->may_unmap有关)，如果是非文件页，那么映射了此非文件页的页表项被设置为之前分配的swap类型的页表项，如果是文件页，则清空页表项如果页为脏页，则对此页进行异步回写(是否执行回写操作与sc->may_writepage有关)，一些特殊的文件系统可能进行同步回写(比如ramdisk)，然后设置此页的PG_reclaim。这里需要注意，只有kswap能够对文件页进行回写如果此页是文件页，并且包含有buffer_heads(会以链表的形式保存在page->private中)，则释放其buffer_heads链表，注意这个buffer_heads是文件页特有的，因为文件离散地保存在磁盘中，而swap分区是连续的，所以非文件页并不需要这个buffer_heads。将page->_count == 2和page->_count == 0的干净页进行回收，并将它们从swap cache 或者 page cache中移除除了回收的页，其余的页都放回到对应的lru链表中。
先讨论第一件事情，就是检查这个页是否在进行回写操作，这里要先说说块层的异步回写的结束后的处理函数end_buffer_async_write()，这个函数将一个页回写完成后会检查页的PG_reclaim标志，如果置位了则将此页移动到非活动lru链表末尾，因为内存回收扫描是从lru链表的末尾进行的，在下次进行内存回收扫描时，会优先扫描到此页，也可以对此页进行优先释放回收。
那么，现在在shrink_page_list()中，如果遍历到的页在进行回写操作(通过页的PG_writeback位判断)，那么导致此页进行回写的情况有两种：页脏太久了，系统自动将其回写(PG_writeback置位，而PG_reclaim没有置位)；页最近被内存回收处理过，是内存回收要求它进行回写(PG_writeback和PG_reclaim都置位了)。对于第一种情况，则将此页的PG_reclaim置位，这样此页在回写完成后，就会被放到非活动lru链表末尾，这样在下次内存回收时，此页就很大可能被作为一个干净页去释放回收。对于第二种可能，这个页本来就是进行内存释放时主动要求其回写的，那么此页的PG_writeback和PG_reclaim都在之前处理此页的内存回收时置位了，这里就不做什么了。
判断完遍历到的页是否正在进行回写后，还需要判断此页最近是否被访问过，处理如下：
（1）如果扫描的是非活动文件页lru链表，本次回收跳过的页有：
此文件页最近被多个进程访问(多个映射此页的进程页表项Accessed被置位)，则将页移动到活动文件页lru链表头部。此页的PG_referenced被置位，则将页移动到活动文件页lru链表头部。对于最近被访问过的代码段文件页，移动到活动文件页lru链表头部。
（2）如果扫描的是非活动匿名页lru链表，本次回收跳过的页有：
对于最近访问过的页(一个或多个映射了此页的进程页表项的Accessed被置位)，将页移动到活动匿名页lru链表尾部中。对于正在回写的页，将页移动到非活动匿名页lru链表头部，并标记这些页的PG_reclaim。
（3）除了以上这些页，其他页都可以顺利通过检查，之前的工作相当于判断此页能否进行回收，现在开始的工作就是为此页的回收做准备了，总的来说，就是三件事：
非文件页加入到swap cache对页进行unmap操作调用page->mapping->a_ops->writepage进行异步回写
当一个非文件页加入swap cache时，主要对此文件做几件事，首先，分配一个swap类型的页表项，将所有映射了此页的进程页表项设置为这个swap类型的页表项；其次，置位此页的PG_dirty，标记此页是一个脏页，这样后面就会通过判断这个进行异步回写了；最后，将此页的mapping指向swap分区的address_space，这样在进行异步回写时，就能够通过swap分区的address_space->a_ops->writepage函数将此页异步回写到swap分区中。对于文件页来说，则没有这一步加入到swap cache中，因为每个文件都有自己的address_space，一个新的文件页就已经有对应文件的address_space了。
之后进行unmap操作，对于非文件页，这个的工作就是将映射了此非文件页的页表项设置为之前分配的swap类型的页表项，而对于文件页来说，则清空映射了此文件页的进程页表项。
然后，就调用页描述符中的page->mapping->a_ops->writepage将页进行异步回写，这里需要注意，只对脏页进行异步回写，这就是为什么当非文件页加入到swap cache后，要设置为脏页，这里就会将它回写到磁盘，而对于文件页，只有数据与磁盘中不一致时，才需要回写。并且这里会对脏页设置PG_reclaim标志，而干净页则不用。
好了 ，这几步做完了，可以将此页进行回收了吧，可惜这时候只能对不用进行回写的干净页进行回收，因为回写是异步进行的，这些正在进行回写的页，会被放到非活动lru链表头部，这里就与前面说的相呼应了，当回写完成后，通过判断PG_reclaim标志，会将页移动到非活动lru链表末尾，这样在下次进行内存回收时，这些页就更优先进行回收了。
假设现在内存回收扫描到了这个回写完成的页，如果此页是文件页，那么它还必定会有一个buffer_heads链表需要进行释放，这个buffer_heads用于描述此页需要回写到磁盘的位置。当文件页回写完后，如果此文件页又被内存回收扫描到了，准备对它回收，那么就会将此文件页的buffer_heads进行释放。buffer_heads都保存页描述符page->private中。
之后，如果回收的是文件页，那么还必须将此页从所属文件的page cache中移除，如果回收的是非文件页页，也必须将此页从所属swap分区的swap cache中移除。
到这里，此页已经可以进行回收了。
下面我们默认此页能够回收，忽略回收检查，并且默认没有进程在此期间访问页，将页分为干净文件页，脏文件页，非文件页描述一下回收过程(非文件页只要加入到swap cache中就会被设置为脏页)：
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可以看到，对于干净文件页，由于文件页不加入swapcache，只需要进行一个unmap操作，就可以直接进行回收了，这种页回收效率是最高的。对于脏文件页：
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可以看到对于脏文件页，待其回写完成后，内核进行一次内存回收时，如果扫描到此页，只需要直接将其释放就可以了。注意：只有kswapd内核线程能够对脏文件页进行回写操作，并且回写完成后并不会主动要求内核进行一次内存回收，也有可能回写完成后，zone的内存足够了，就不进行内存回收了。再看看非文件页的回收流程：
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其实很简单，对于脏页，在回写之后的下次内存回收时，就可以将其回收，而对于干净的页，在本次内存回收时，就可以将其回收。而当非文件页加入swapcache后，就会被设置为脏页(PG_dirty置位)。
其实可以总结，非文件页相对于文件页来说，在内存回收处理过程中有以下区别：
一般回收的非文件页在非活动匿名页lru链表中，而回收的文件页在非活动文件页lru链表中。非文件页回写前必须要加入swapcache，并会生成一个以页槽号为偏移量的swap类型的页表项；而文件页不会加入swapcache，并且没有swap类型的页表项unmap时，映射了非文件页的进程页表项会被设置为swao类型的页表项，而映射了文件页的进程页表项则直接清空非文件页在有进程映射了的情况下，一定要进行回写后才能回收；而文件页即使没有进程映射的情况下，只要是脏页，回收时都要回写非文件页没有buffer_heads，不需要对buffer_heads进行回收，而文件页回写完后进行需要进行buffer_heads的回收
现在再说说在回写过程中，又有进程映射了此页怎么办，这里我们结合page->_count来说，之前有说过，当有模块引用或者进程映射了此页的时候，此页的page->_count就会++，这里我们假设一个场景，有10个进程映射了一个非文件页，没有其他模块引用此非文件页，那么此页的page->_count就为10。
然后此页在非活动匿名页lru链表中被内存回收扫描到，内核打算对此页进行回收，第一件做的事情，将此页从lru链表隔离出来，这里page->_count++(就等于11了)。第二件事，将此页加入到swap cache中，page->_count++(现在等于12了)。第三件事，对此页进行unmap，由于有10个进程映射了此页，unmap后，此页的page->_count -= 10，现在page->_count就剩2了，如果此页是干净页，那么如之前说的，回收时判断page->_count == 2的可以进行回收。
如果此页是脏页，那么就回写，然后将此页放回到非活动匿名页lru链表，这时page->_count会减1(这时候就为1了，这里为1是因为swapcache在引用此页)。之后回写完成再被扫描到时，一样会进行隔离，那么page->_count++(现在为2了)，最后一样可以通过page->_count == 2判断此页能够释放。这样说明，如果在回写过程中，有进程又映射了此页，因为映射此页那么page->_count就会增加，在回写完成后的回收时，此page->_count就不可能变为0了，更何况由于有进程映射了此页，说明此进程最近访问了此页，此页还会被移动到活动匿名页lru链表中。而对于文件页，即使没有进程映射它，它的page->_count就为1，因为它自出身一来，就被对应文件的page cache引用了。并且因为文件页不需要加入到swap cache，实际上在内存回收过程中，当没有进程映射此文件页时，它的page->_count一样为2。
5.4内存回收系统性能的影响
(1)内存回收与系统响应速度
内存回收机制对系统响应速度的影响可谓立竿见影。当内存回收不及时，就如同交通拥堵时没有交警指挥，系统会陷入混乱。例如，在一个多任务处理的场景中，同时运行着多个进程，如办公软件、浏览器、数据库服务等。随着时间的推移，一些进程产生的临时数据占用了大量内存，而这些数据在当前任务完成后本应被回收 。然而，由于内存回收不及时，这些占用内存的临时数据得不到释放，新的进程在申请内存时就会遇到阻碍 。
想象一下，当你在浏览器中打开多个网页，同时还在运行办公软件进行文档编辑，突然想要启动一个大型数据库查询任务。此时，如果内存回收不及时，数据库进程可能因为无法获得足够的内存而迟迟无法执行查询操作，导致你在等待查询结果时，浏览器和办公软件也变得卡顿，响应迟缓 。这是因为系统在努力协调有限的内存资源，各个进程都在竞争内存，导致整体的系统响应速度大幅下降 。
(2)内存回收与系统稳定性
内存持续高占用且无法回收，就像一座随时可能爆发的火山，对系统稳定性构成巨大威胁。在服务器环境中，这一问题的影响尤为严重 。例如，一个长时间运行的 Web 服务器，每天要处理大量的用户请求 。随着用户访问量的不断增加，服务器内存中的数据也越来越多 。如果内存回收机制出现故障，无法及时回收不再使用的内存，内存占用率会持续攀升 。
当内存占用达到一定程度，服务器可能会出现各种异常情况 。首先，进程之间可能会因为争夺内存资源而发生冲突，导致部分进程崩溃 。其次，系统可能会频繁出现内存分配失败的错误，使得新的服务请求无法得到处理 。最严重的情况是，整个服务器可能会因为内存耗尽而死机，无法正常响应任何用户请求 。这不仅会影响用户体验，还可能给企业带来巨大的经济损失，如电商平台在促销活动期间，若服务器因内存问题崩溃，可能会导致大量订单丢失，品牌声誉受损 。
六、如何优化内向回收机制
6.1合理设置内存水位标记
在 Linux 系统内存管理的精密体系中，内存水位标记起着关键作用，而 min_free_kbytes 就是调整内存水位标记的一把 “金钥匙”。min_free_kbytes 代表着系统中每个内存管理区（zone）需要保留的最少空闲内存数量 ，这个数值犹如系统内存的一道 “安全底线”，对内存回收的触发时机和力度有着深远影响。
在系统初始化时，min_free_kbytes 的数值会依据系统内存总量以及各内存管理区的页框数量，通过一套复杂的算法精准计算得出 。我们可以通过修改 /proc/sys/vm/min_free_kbytes 文件中的数值，轻松实现对它的调整 。举个例子，当我们将 min_free_kbytes 的值调高时，就好比提高了水位标记中的最低水位 。这会使得系统在内存分配时变得更加 “保守”，一旦空闲内存量接近这个提高后的最低水位 ，内存回收机制就会被迅速触发 ，就像提前拉响了警报，kswapd 会更早地开始回收内存 。这样做的好处是，能够有效避免内存过度使用，减少直接内存回收的发生频率 ，让系统在面对内存压力时更加从容，维持系统的稳定性和性能 。
然而，任何调整都需要谨慎权衡。如果 min_free_kbytes 设置得过高，虽然能在一定程度上避免内存紧张，但也会导致系统中可用于常规分配的内存减少 ，就像预留了过多的 “战略储备”，使得其他正常的内存需求无法得到充分满足 。比如，在一个同时运行多个大型应用程序的服务器上，如果 min_free_kbytes 设置过高，可能会导致新启动的应用程序在申请内存时遇到困难，出现运行缓慢甚至无法启动的情况 。
相反，若 min_free_kbytes 设置得过低，系统就像一个缺乏警惕的守卫，内存回收机制启动过晚 。当内存真正紧张时，可能就不得不频繁依赖直接内存回收这种 “紧急措施” ，这会严重影响系统性能，就像在危机时刻才匆忙应对，导致整个系统陷入混乱，出现卡顿、响应迟缓等问题 。所以，在设置 min_free_kbytes 时，我们需要根据系统的实际内存使用情况、运行的应用程序特点等因素，进行细致的评估和合理的调整 ，找到那个既能保障内存稳定供应，又能充分发挥系统性能的平衡点 。
6.2优化 swap 参数
在 Linux 内存管理的大舞台上，swap 参数中的 swappiness 就像一位掌控内存交换节奏的 “指挥家”，它的取值直接决定了系统对交换空间（swap space）的依赖程度，进而深刻影响着内存回收策略 。swappiness 的取值范围在 0 到 100 之间 ，默认值通常为 60 ，这个数值就像是一个 “开关”，调节着系统将内存页面换出到交换空间的积极性 。
当 swappiness 的值较低时，比如设置为 10 ，系统就如同一个偏好 “现用现取” 的使用者，更加倾向于优先使用物理内存 。这意味着只有当物理内存几乎被耗尽，实在没有其他可用内存时 ，系统才会极不情愿地将内存页面换出到交换空间 。在这种情况下，内存回收主要集中在对物理内存中不常用页面的清理 ，因为系统尽量避免使用交换空间，所以交换空间的使用频率会显著降低 。对于那些对响应速度要求极高的应用场景，如游戏服务器、实时数据分析系统等 ，较低的 swappiness 设置可以减少磁盘 I/O 操作，因为从磁盘交换数据比从物理内存读取数据要慢得多 ，从而大大提高系统的响应速度和整体性能 。
相反，当 swappiness 的值较高，例如设置为 90 时 ，系统就像一个 “未雨绸缪” 的管理者，非常积极地将内存中暂时不用的页面换出到交换空间 。这样做的好处是可以快速释放物理内存，让物理内存始终保持相对充足的状态 ，为新的内存分配请求提供更多的空间 。然而，频繁地进行内存与交换空间的数据交换，会导致磁盘 I/O 操作大幅增加 ，因为每次页面换出和换入都需要与磁盘进行数据传输 。
这对于磁盘性能较差的系统来说，无疑是雪上加霜，会严重影响系统的整体性能，导致系统运行变得迟缓 。在一些对内存容量需求较大，但对响应速度要求相对不那么高的应用场景中，如大型文件服务器、离线数据处理系统等 ，适当提高 swappiness 的值，可以更好地利用系统内存资源 ，避免因物理内存不足而导致的进程崩溃等问题 。所以，我们需要根据系统的实际应用场景和性能需求，灵活调整 swappiness 的值 ，以实现内存回收策略的优化，让系统在不同的工作负载下都能保持良好的运行状态 。
