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当linux系统内存压力就大时，就会对系统的每个压力大的zone进程内存回收，内存回收主要是针对匿名页和文件页进行的。对于匿名页，内存回收过程中会筛选出一些不经常使用的匿名页，将它们写入到swap分区中，然后作为空闲页框释放到伙伴系统。而对于文件页，内存回收过程中也会筛选出一些不经常使用的文件页，如果此文件页中保存的内容与磁盘中文件对应内容一致，说明此文件页是一个干净的文件页，就不需要进行回写，直接将此页作为空闲页框释放到伙伴系统中，相反，如果文件页保存的数据与磁盘中文件对应的数据不一致，则认定此文件页为脏页，需要先将此文件页回写到磁盘中对应数据所在位置上，然后再将此页作为空闲页框释放到伙伴系统中。这样当内存回收完成后，系统空闲的页框数量就会增加，能够缓解内存压力，听起来很厉害，它也有一个弊端，就是在回收过程中会对系统的IO造成很大的压力，所以，在系统内，一般每个zone会设置一条线，当空闲页框数量不满足这条线时，就会执行内存回收操作，而系统空闲页框数量满足这条线时，系统是不会进行内存回收操作的。
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：
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：
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：
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：
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。
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：
这样所有映射了此页的进程又可以重新访问此页了。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：
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。具体可以见我博客的另一篇文章linux内存源码分析 - 伙伴系统(初始化和申请页框)。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：
通过以下这幅图，来说明流程：
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：
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。
之前说内存压缩的文章也有涉及这个结构，现在详细说明一下，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：
/* 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; };
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：
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。
这里还需要说说两个重要的内核配置：
/proc/sys/vm/zone_reclaim_mode
这个参数只会影响快速内存回收，其值有三种，
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。
/proc/sys/vm/laptop_mode
此参数只会影响直接内存回收，只有两个值：
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
我们看一下这个shrink_zone()：
/* 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; }
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：
核心函数就是shrink_lruvec()，我们先看代码：
/* 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); }
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：
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。
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：
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():
/* * 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); }
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，具体见linux内存源码分析 - 内存回收(lru链表)。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。
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：
/* * 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); }
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：
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：
/* 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; }
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()：
/* 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; /* 该页是否处于swapcache中并且有进程映射了此页，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 */ 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，当设置成为进行回收后，回写完成后此页会被放到非活动lru链表末尾，下次回收时就会优先对此页进行回收，因为此页已经写到磁盘了，做unmap映射就可以回收了 */ 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; /* 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++; /* * Is there need to periodically free_page_list? It would * appear not as the counts should be low */ /* 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; }
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：
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：
如果扫描的是非活动文件页lru链表，本次回收跳过的页有：
如果扫描的是非活动匿名页lru链表，本次回收跳过的页有：
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：
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，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。
最后，如果是文件页，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。
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。
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中就为脏页)：
干净文件页回收过程：
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：
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：
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：
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，因为映射此页此页的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。
因为在不同的内存分配路径中，会触发不同的内存回收方式，内存回收针对的目标有两种，一种是针对zone的，另一种是针对一个memcg的，而这里我们只讨论针对zone的内存回收，个人把针对zone的内存回收方式分为三种，分别是快速内存回收、直接内存回收、kswapd内存回收。
这三种内存回收虽然是在不同状态下会被触发，但是如果当内存不足时，kswapd内存回收和直接内存回收很大可能是在并发的进行内存回收的。而实际上，这三种回收再怎么不同，进行内存回收的执行代码是一样的，只是在内存回收前做的一些处理和判断不同。
无论是在快速分配还是慢速分配过程中，只要内核希望从一个zonelist中获取连续页框，就必须调用get_page_from_freelist()函数，在此函数中会对zonelist中的所有zone进行判断，判断能否从此zone分配连续页框，而判断一个zone能否进行分配的唯一标准是：分配后剩余的页框数量 > 阀值 + 此zone的保留页框数量。当zone不满足这个标准，内核会对zone进行快速内存回收，这个快速内存回收的执行路径是：
get_page_from_freelist() -> zone_reclaim() -> __zone_reclaim() ->shrink_zone()
由于篇幅关系，就不列代码了，之前也说了，/proc/sys/vm/zone_reclaim_mode会影响快速内存回收，在get_page_from_freelist()函数中就有这么一段：
/* * 判断是否对此zone进行内存回收，如果开启了内存回收，则会对此zone进行内存回收，否则，通过距离判断是否进行内存回收 * zone_allows_reclaim()函数实际上就是判断zone所在node是否与preferred_zone所在node的距离 < RECLAIM_DISTANCE(30或10) * 当内存回收未开启的情况下，只会对距离比较近的zone进行回收 */ if (zone_reclaim_mode == 0 || !zone_allows_reclaim(preferred_zone, zone)) goto this_zone_full;
zone_allows_reclaim()用于计算zone与preferred_zone之间的距离，这个跟node距离有关，当距离不满足时，则不会对此zone进行快速内存回收，也就是当zone_reclaim_mode开启后，才会对zonelist中的所有zone进行内存回收。
需要注意阀值，之前也说了，在一次分配过程中，可能很多地方会调用get_page_from_freelist()函数，而每次传入的阀值很可能是不同的，在第一次进行快速分配时，使用的是zone的low阀值进行get_page_from_freelist()调用，在慢速分配过程中，会使用zone的min阀值进行get_page_from_freelist()调用，而在oomkill进行分配过程中，会使用high阀值调用get_page_from_freelist()，当zone的分配后剩余的页框数量 < 阀值 + 此zone的保留页框数量 时，则会调用zone_reclaim()对此zone进行内存回收而zone_reclaim()又会调用到__zone_relcaim()。在__zone_reclaim()中，主要做三件事：初始化一个struct scan_control结构、循环调用shrink_zone()进行对zone的内存回收、从调用shrink_slab()对slab进行回收，struct scan_ control结构初始化如下：
struct scan_control sc = { /* 最少一次回收SWAP_CLUSTER_MAX，最多一次回收1 << order个，应该是1024个 */ .nr_to_reclaim = max(nr_pages, SWAP_CLUSTER_MAX), /* 当前进程明确禁止分配内存的IO操作(禁止__GFP_IO，__GFP_FS标志)，那么则清除__GFP_IO，__GFP_FS标志，表示不进行IO操作 */ .gfp_mask = (gfp_mask = memalloc_noio_flags(gfp_mask)), .order = order, /* 优先级为4，默认是12，会比12一次扫描更多lru链表中的页框，而且扫描次数会比优先级为12的少，并且如果回收过程中回收到了足够页框，就会返回 */ .priority = ZONE_RECLAIM_PRIORITY, /* 通过/proc/sys/vm/zone_reclaim_mode文件设置是否允许将脏页回写到磁盘，即使设为允许，快速内存回收也不能对脏文件页进行回写操作。 * 当zone_reclaim_mode为0时，在这里是不允许页框回写的， */ .may_writepage = !!(zone_reclaim_mode & RECLAIM_WRITE), /* 通过/proc/sys/vm/zone_reclaim_mode文件设置是否允许将匿名页回写到swap分区 * 当zone_reclaim_mode为0时，在这里是不允许匿名页回写的，我们这里假设允许 */ .may_unmap = !!(zone_reclaim_mode & RECLAIM_SWAP), /* 允许对匿名页lru链表操作 */ .may_swap = 1, /* 本结构还有一个 * .target_mem_cgroup 表示是针对某个memcg，还是针对整个zone进行内存回收的，这里为空，也就是说这里是针对整个zone进行内存回收的 */ };
nr_pages是1<<order。可以看到优先级为4，sc->may_writepage和sc->may_unmap与zone_reclaim_mode有关。
这个sc是针对一个zone的，上面也说了，只有当zone不满足 分配后剩余的页框数量 > 阀值 + 此zone保留的页框数量 时，才会对zone进行内存回收，也就是它不是针对整个zonelist进行内存回收的，而是针对不满足情况的zone进行。
再看看循环调用shrink_zone():
do { /* 对此zone进行内存回收，内存回收的主要函数 */ shrink_zone(zone, &sc); /* 没有回收到足够页框，并且循环次数没达到优先级次数，继续 */ } while (sc.nr_reclaimed < nr_pages && --sc.priority >= 0);
可以看到，每次调用shrink_zone后都会sc.priority--，也就是最多进行4次调用shrink_zone()，并且每次调用shrink_zone()扫描的页框会越来越多，直到回收到了1<<order个页框为止。
注意：在快速内存回收中，即使zone_reclaim_mode允许回写，也不会对脏文件页进行回写操作的，但是如果zone_reclaim_mode允许，会对非文件页进行回写操作。
可以对快速内存回收总结出：
开始标志是：此zone分配后剩余的页框数量 > 此zone的阀值 + 此zone的保留页框数量(阀值可能是:min,low,high其中一个)。
结束标志是：对此zone回收到了本次分配时需要的页框数量 或者 sc->priority降为0(可能会进行多次shrink_zone()的调用)。
回收对象：zone的可回收页框、slab
调用流程：
__alloc_pages_slowpath() -> __alloc_pages_direct_reclaim() -> __perform_reclaim() -> try_to_free_pages() -> do_try_to_free_pages() -> shrink_zones() -> shrink_zone()
直接内存回收发生在慢速分配中，在慢速分配中，首先唤醒所有node结点的kswap内核线程，然后会调用get_page_from_freelist()尝试用min阀值从zonelist的zone中获取连续页框，如果失败，则对zonelist的zone进行异步压缩，异步压缩之后再次调用get_page_from_freelist()尝试使用min阀值从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。
先看初始化的struct scan_control，是在try_to_free_pages()中进行初始化的：
struct scan_control sc = { /* 打算回收32个页框 */ .nr_to_reclaim = SWAP_CLUSTER_MAX, .gfp_mask = (gfp_mask = memalloc_noio_flags(gfp_mask)), /* 本次内存分配的order值 */ .order = order, /* 允许进行回收的node掩码 */ .nodemask = nodemask, /* 优先级为默认的12 */ .priority = DEF_PRIORITY, /* 与/proc/sys/vm/laptop_mode文件有关 * laptop_mode为0，则允许进行回写操作，即使允许回写，直接内存回收也不能对脏文件页进行回写 * 不过允许回写时，可以对非文件页进行回写 */ .may_writepage = !laptop_mode, /* 允许进行unmap操作 */ .may_unmap = 1, /* 允许进行非文件页的操作 */ .may_swap = 1, };
在直接内存回收过程中，这个sc结构是对zonelist中所有zone使用的，而不是像快速内存回收，是针对zonelist中不满足条件的一个一个zone进行使用，对于直接内存回收，这里有几点需要注意：
个人认为直接内存回收是为了让更多的页得到扫描，然后进行回写操作，也可能是为了后面的内存压缩回收一些页框，其实这里不太理解，为什么只回收32个页框，它并不像直接内存回收，打算回收的页框数量是1<<order。
可以对直接内存回收总结出：
开始标志是：zonelist的所有zone都不能通过min阀值获取到页框时。
结束标志：回收到32个页框，或者sc->priority降到0，或者空闲页框足够进行内存压缩了(可能会进行多次shrink_zone()的调用)。
回收对象：超过所在memcg的soft_limit_in_bytes的进程的内存、zone的可回收页框、slab
调用过程：
kswapd -> balance_pgdat() -> kswapd_shrink_zone() -> shrink_zone()
在分配过程中，只要get_page_from_freelist()函数无法以low阀值从zonelist的zone中获取到连续页框，并且分配内存标志gfp_mask没有标记__GFP_NO_KSWAPD，则会唤醒kswapd内核线程，在当中执行kswapd内存回收。
先看初始化的sc结构：
/* 扫描控制结构 */ struct scan_control sc = { /* (__GFP_WAIT | __GFP_IO | __GFP_FS) * 此次内存回收允许进行IO和文件系统操作，有可能阻塞 */ .gfp_mask = GFP_KERNEL, /* 分配内存失败时使用的order值，因为只有分配内存失败才会唤醒kswapd */ .order = order, /* 这个优先级决定了一次扫描多少队列 */ .priority = DEF_PRIORITY, .may_writepage = !laptop_mode, .may_unmap = 1, .may_swap = 1, };
由于此sc是针对整个node的所有zone的，这里没有设置sc->nr_to_reclaim，在确定对某个zone进行内存回收时，这个sc->nr_to_reclaim被设置为：
sc->nr_to_reclaim = max(SWAP_CLUSTER_MAX, high_wmark_pages(zone));
可以看到，如果回收的页框数量达到了zone的high阀值，其实意思就是尽可能的回收页框了。
kswapd内核线程是每个node有一个的，那也意味着，此node的kswapd只会对此node的zone进行内存回收工作，也就不需要zonelist了。
要点：
可以看出来，kswapd内存回收会将node结点中的所有zone的空闲页框都至少拉高high阀值。
可以对kswapd内存回收总结出：
开始标志：zonelist的所有zone都不能通过min阀值获取到页框时，会唤醒所有node的kswapd内核线程，然后在kswapd中会对不满足 zone分配页框后剩余的页框数量 > 此zone的high阀值 + 此zone保留的页框数量 的zone进行内存回收。
结束标志：node中所有zone都满足 zone分配页框后剩余的页框数量 > 此zone的high阀值 + 此zone保留的页框数量(可能会进行多次shrink_zone()的调用)。
回收对象：超过所在memcg的soft_limit_in_bytes的进程的内存、zone的可回收页框、slab
总结：
文章因为篇幅的关系虎头蛇尾了，有很多细节没有说明，之后会对其进行补充的。
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