(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)

时间:2021-11-26 09:39:15

http://www.cnblogs.com/tolimit/p/5435068.html------------linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)

概述

  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。

zone的阀值

  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。

判断页是否能够回收

   抛开内存回收不谈,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--

lru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,具体见linux内存源码分析 - 内存回收(lru链表)。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。

页的换入换出

  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

  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:
  1. swap分配一个空闲的页槽
  2. 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
  3. 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
  4. 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
  5. 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
  6. 通过swap cache中的address_space操作集将此页回写到swap分区中
  7. 回写完成
  8. 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:

  1. 一个进行访问了此页,会先访问到之前设置的swap页表项
  2. 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
  3. 分配一个新页
  4. 根据进程的页表项中的swap页表项找到对应的页槽和swap cache
  5. 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
  6. 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:

  1. 对于磁盘文件来说,它的数据并不像swap分区这样是连续的。
  2. 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。
  3. 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。

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。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:

  • 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:

  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。

扫描控制结构

  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:

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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;
};
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  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:

/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,

  • 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。

/proc/sys/vm/laptop_mode

  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

/proc/sys/vm/swapiness

  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。

内存回收

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

  1. 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。
  2. zone的内存回收后往往伴随着zone的内存压缩(见linux内存源码分析 - 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():

(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)
/* 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;
}
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  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:

  1. 从root_memcg开始遍历memcg
    1. 获取memcg的lru链表描述符lruvec
    2. 获取memcg的swapiness
    3. 调用shrink_lruvec()对此memcg的lru链表进行处理
  2. 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);
}
(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)

  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
    • 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 2
  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():

(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)
/*
* 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);
}
(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)

  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。

  

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

(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)
/*
* 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);
}
(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)

  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:

  1. 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
  2. 根据sc->may_writepage与sc->may_unmap选择要隔离的页
  3. 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--
  4. 将所有映射了隔离页的页表项Accessed都跟清0
  5. 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
  6. 将page->_count == 0的页进行释放。

  

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:

(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)
/* 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;
}
(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)

  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():

(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)
/* 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;
}
(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)

  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:

  1. 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
  2. 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)
  3. 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
  4. 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
  5. 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
  6. 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。
  7. 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
  8. 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:

如果扫描的是非活动文件页lru链表,本次回收跳过的页有:

  1. 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。
  2. 此页的PG_referenced被置位,则将页移动到活动文件页lru链表头部。
  3. 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。

如果扫描的是非活动匿名页lru链表,本次回收跳过的页有:

  1. 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。
  2. 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。

  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:

  1. 非文件页加入到swap cache
  2. 对页进行unmap操作
  3. 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):

  干净文件页回收过程:

(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)

  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:

(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)

  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:

(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)

  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:

  1. 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。
  2. 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
  3. 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
  4. 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
  5. 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。

内存回收种类

  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。

  1. 快速内存回收:处于get_page_from_freelist()函数中,在遍历zonelist过程中,对每个zone都在分配前进行判断,如果分配后zone的空闲内存数量 < 阀值 + 保留页框数量,那么此zone就会进行快速内存回收,即使分配前此zone空闲页框数量都没有达到阀值,都会进行此zone的快速内存回收。注意阀值可能是min/low/high的任何一种,因为在快速内存分配,慢速内存分配和oom分配过程中如果回收的页框足够,都会调用到get_page_from_freelist()函数,所以快速内存回收不仅仅发生在快速内存分配中,在慢速内存分配过程中也会发生。
  2. 直接内存回收:处于慢速分配过程中,直接内存回收只有一种情况下会使用,在慢速分配中无法从zonelist的所有zone中以min阀值分配页框,并且进行异步内存压缩后,还是无法分配到页框的时候,就对zonelist中的所有zone进行一次直接内存回收。注意,直接内存回收是针对zonelist中的所有zone的,它并不像快速内存回收和kswapd内存回收,只会对zonelist中空闲页框不达标的zone进行内存回收。并且在直接内存回收中,有可能唤醒flush内核线程。
  3. kswapd内存回收:发生在kswapd内核线程中,每个node有一个swapd内核线程,也就是kswapd内核线程中的内存回收,是只针对所在node的,并且只会对 分配了order页框数量后空闲页框数量 < 此zone的high阀值 + 保留页框数量 的zone进行内存回收,并不会对此node的所有zone进行内存回收。

  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。

快速内存回收

  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:

(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)
            /*
* 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;
(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)

  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:

(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)
    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
*/
};
(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)

  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

直接内存回收

  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。在进行直接内存回收时,进程是有可能加入到node的pgdat->pfmemalloc_wait这个等待队列中,当kswapd进行内存回收后如果node空闲内存达到平衡,那么就会唤醒pgdat->pfmemalloc_wait中的进程,其实也就是,加入到pgdat->pfmemalloc_wait这个等待队列的进程,自身就不会进行直接内存回收,而是让kswapd进行,之后kswapd会唤醒它们。之后的文章会详细说明这种情况。

  先看初始化的struct scan_control,是在try_to_free_pages()中进行初始化的:

(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)
    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,
};
(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)

  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,以下需要注意:

  • sc的c初始使用的是默认的优先级12
    • 那么就会对遍历12遍zonelist中的所有zone,每次遍历后sc->priority--,相当于让每个zone执行12次shrink_zone()
    • 只有sc->priority == 12时会对zonelist中的所有zone强制执行shrink_zone(),而当sc->priority == 12这轮循环过后,会通过判断来确定zone是否要执行shrink_zone(),这个判断标志就是:此zone已经扫描的页数 < (此zone所有没有锁在内存中的文件页和非文件页之和 * 6) 。如果扫描页数超过此值,就说明已经对此zone扫描过太多页框了,就不对此zone进行shrink_zone()了。
    • 并且当优先级降到10以下时,即使原来sc->may_writepage不允许回写,这时候会开始允许回写。这样做是因为不回写很难回收到页框。
  • 只打算回收的页框为32个,并且在此期间,如果扫描页数超过(sc->nr_to_reclaim + sc->nr_to_reclaim / 2),则是会根据laptop_mode的情况唤醒flush内核线程的。
  • 直接内存回收无论如何都不会对脏文件页进行回写操作,如果sc->may_writepage为1,那么会对非文件页进行回写操作
  • 会对文件页和非文件页进行unmap操作
  • 会对非文件页处理(加入swap cache,unmap,回写)
  • 会先回收在memcg中并且超过所在memcg的soft_limit_in_bytes的进程的内存
  • 也会调用shrink_slab()对slab进行回收

  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

kswapd内存回收

  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:

(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)
    /* 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,
};
(转)linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)

  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:

  • 优先级使用默认为的12,会执行多次遍历node(并不是node中的所有zone),但并不会每次遍历都进行sc->priority--,当能够回收的内存时,才进行sc->priority--
    • 以ZONE_HIGHMEM -> ZONE_NORMAL ->ZONE_DMA的顺序找出第一个不平衡的zone,平衡条件是: 此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。不满足则表示此zone不平衡。
    • 对第一个不平衡的zone及其后面的zone进行回收在memcg中并且超过所在memcg的soft_limit_in_bytes的进程的内存,比如第一个不平衡的zone是ZONE_NORMAL,那么执行内存回收的zone就是ZONE_NORMAL和ZONE_DMA。
    • 如果zone是平衡的,则不对zone进行内存回收(但是上面那部不会因为zone平衡而不执行),而如果zone是不平衡的,那么会调用shrink_zone()进行内存回收,以及调用shrink_slab()进行slab的回收。
    • 对于node中所有 zone分配后剩余内存 < zone的low阀值 + zone保留的页框数量 的zone,会进行内存压缩
  • 检查node中所有zone是否都平衡,没有平衡则继续循环
  • 如果laptop == 0,那么会对文件页和非文件页进行回写操作,如果laptop == 1,那么只有当sc->priority < 10时才会对文件页和非文件页进行回写操作
  • 会对文件页和非文件页进行回写unmap操作
  • 会对非文件页进行处理(加入swapcache,unmap,回写)

  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