Linux内核6.6 内存管理 （12）页面回收

1.页面回收算法

• 最优页面置换算法。
• 在页面中记录这个页面会在多久后被再次访问到，这样优先置换一个很长时间才能被访问的页面理想算法，不能实现。
• 先进先出页面置换算法。
• 维护一个链表，淘汰最先进入链表的页面容易理解，实现简单，性能不理想
• 最近未使用页面置换算法。
• 利用页表中的 PTE_YONG 和 PTE_DIRTY 比特位来进行对页面分类容易实现，效果一般
• LRU 算法
• （最近最少使用页面置换算法 Least Recently Used），其要点有利用局部性原理、维护链表、新页面及被访问页面加入链表头部、置换时从链表尾部取页面
• 第二次机会法
• 要点是给页面第二次可被访问的机会。对 FIFO 算法的改进，为每个页面增加一个 “访问位”（Accessed Bit），当页面被访问时置为 1；回收时先检查访问位：
• 若访问位为 0，直接回收；
• 若访问位为 1，将其置为 0 并移到队列尾部（给予 “第二次机会”），继续检查下一个页面。
• 时钟算法
• 第二次机会算法的优化版，将页面组织成环形链表（类似时钟表盘），用一个 “指针” 指向当前待检查的页面：指针指向的页面若访问位为 0，直接回收并移动指针；
• 若访问位为 1，重置为 0 并移动指针（继续检查下一个）。

2.Linux内核中使用的页面回收算法

数据结构：

https://elixir.bootlin.com/linux/v6.6/source/include/linux/mmzone.h#L263

Linux 内核的页面回收机制结合了多种算法的思想，核心逻辑基于 LRU 和时钟算法的变种，主要特点如下：

1. LRU 链表分级

• 内核将页面分为活跃链表（Active LRU） 和非活跃链表（Inactive LRU）：
• 活跃链表：最近被访问的页面，暂时不回收；
• 非活跃链表：可能被回收的页面，内存不足时优先从这里回收。
• 页面首次进入内存时加入非活跃链表；被访问时移到活跃链表（或重置访问位保留在非活跃链表）。

2. 访问位与第二次机会

• 每个页面有Accessed标志（访问位），被访问时置 1；
• 回收扫描时，若非活跃链表的页面访问位为 1，将其置 0 并移到活跃链表（给予第二次机会）；若为 0，则回收。

3. 针对文件页和匿名页的优化

• 内核区分文件页（如磁盘缓存） 和匿名页（如进程堆 / 栈），分别维护独立的 LRU 链表：
• 文件页可直接释放（数据可从磁盘重新读取）；
• 匿名页需先写入交换区（swap），回收成本更高。
• 通过swappiness参数调整两者的回收优先级（值越高，越倾向回收匿名页）。

回收流程

2.1 从alloc_pages/kswapd来了解一下页面回收(reclaim是回收的意思)

https://elixir.bootlin.com/linux/v6.6/source/mm/page_alloc.c#L4390

伙伴系统空闲链表快速分配

如果不行，就走到慢速分配

https://elixir.bootlin.com/linux/v6.6/source/mm/page_alloc.c#L3899

alloc_pages() → 快速回收 → __alloc_pages_slowpath() // 快速路径失败，进入慢速路径 → __alloc_pages_direct_reclaim() // 触发直接回收 → __peform_reclaim() → try_to_free_pages()

→ do_try_to_free_pages() → shrink_zones() // 收缩内存区域

2.1 从kswpad了解一下页面回收

在走慢速分配的时候

https://elixir.bootlin.com/linux/v6.6/source/mm/page_alloc.c#L3954

如果激活了ALLOC_KSWAPD标志，会唤醒kswapds进程

2.2内存区域扫描与LRU链表操作

shrink_zones(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, struct zonelist *zonelist)
  //遍历内存域列表（zonelist）中的每个内存域（zone）
    → shrink_zone(zone, gfp_mask, order)  // 尝试从单个内存域回收
      // 若该内存域属于 NUMA 节点 
	  → shrink_node(node, gfp_mask, order)
        → shrink_node_memcgs(node, sc)  // 回收节点下所有内存控制组（memcg）
          //遍历节点下每个 memcg
            → shrink_lruvec(lruvec, sc)  // 回收 memcg 的 LRU 向量
              → lru_gen_shrink_node(lruvec, sc)  // 基于页面世代（generation）的回收
                → try_to_shrink_lruvec(lruvec, sc)  // 扫描 LRU 向量
                  → evict_folios(lruvec, sc, swappiness)  // 核心回收逻辑
                    → isolate_folios(lruvec, sc, swappiness, &type, &list)  // 隔离可回收页面

2.3页面评估与标记处理（evict_folios）

evict_folios(struct lruvec *lruvec, struct scan_control *sc, int swappiness)
  → 初始化变量与链表：
    LIST_HEAD(list);  // 待回收页面链表
    LIST_HEAD(clean); // 待重试页面链表

  → 锁定 LRU 链表：
    spin_lock_irq(&lruvec->lru_lock);

  → 从 LRU 隔离可回收页面：
    scanned = isolate_folios(lruvec, sc, swappiness, &type, &list);

  → 更新页面世代：
    scanned += try_to_inc_min_seq(lruvec, swappiness);

  → 解锁 LRU 链表：
    spin_unlock_irq(&lruvec->lru_lock);

  → 若无可回收页面，直接返回：
    if (list_empty(&list))
        return scanned;

retry:
  → 尝试回收页面：
    reclaimed = shrink_folio_list(&list, pgdat, sc, &stat, false);

  → 遍历未回收的页面：
    list_for_each_entry_safe_reverse(folio, next, &list, lru) {
      → 不可回收页面放回 LRU：
        if (!folio_evictable(folio)) {
            list_del(&folio->lru);
            folio_putback_lru(folio);
        }

      → 标记为回收的脏页/写回页：
        else if (folio_test_reclaim(folio) && (folio_test_dirty(folio) || folio_test_writeback(folio))) {
            if (folio_test_workingset(folio))
                folio_set_referenced(folio);
        }

      → 活跃/引用/映射/锁定/脏页标记为活跃：
        else if (skip_retry || folio_test_active(folio) || ...) {
            set_mask_bits(&folio->flags, ..., BIT(PG_active));
        }

      → 可重试页面移至 clean 链表：
        else {
            list_move(&folio->lru, &clean);
            sc->nr_scanned -= folio_nr_pages(folio);
        }
    }

  → 锁定 LRU 链表：
    spin_lock_irq(&lruvec->lru_lock);

  → 将未回收页面放回 LRU：
    move_folios_to_lru(lruvec, &list);

  → 统计回收事件：
    __count_vm_events(PGSTEAL_KSWAPD + reclaimer_offset(), reclaimed);
    __count_memcg_events(memcg, PGSTEAL_KSWAPD + reclaimer_offset(), reclaimed);

  → 解锁 LRU 链表：
    spin_unlock_irq(&lruvec->lru_lock);

  → 释放无引用页面：
    free_unref_page_list(&list);

  → 将 clean 链表合并到 list：
    INIT_LIST_HEAD(&list);
    list_splice_init(&clean, &list);

  → 若 list 非空，跳回 retry（仅重试一次）：
    if (!list_empty(&list)) {
        skip_retry = true;
        goto retry;
    }

  → 返回扫描的页面数：
    return scanned;

2.4页面回收执行（shrink_folio_list）

匿名页/文件页

3.页面回收详细流程图

https://elixir.bootlin.com/linux/v6.6/source/mm/vmscan.c#L6273

从shrink_lruvec往下捋

shrink_active_list()
  → spin_lock_irq()                 // 锁定 LRU 链表
    → isolate_lru_folios()          // 从活跃 LRU 隔离页面
    → __mod_node_page_state()       // 更新统计
    → __count_vm_events(PGREFILL)   // 记录扫描事件
  → spin_unlock_irq()               // 解锁 LRU 链表
  
  → while (!list_empty(&l_hold)):   // 遍历隔离的页面
    → folio = lru_to_folio()        // 取出页面
    → if (!folio_evictable()):      // 不可回收？
      → folio_putback_lru()         // 放回 LRU
    → if (buffer_heads_over_limit): // buffer_head 超限？
      → filemap_release_folio()     // 释放资源
    → if (folio_referenced()):      // 页面被引用？
      → list_add(&l_active)         // 保持活跃*******************
    → else:
      → folio_clear_active()        // 清除活跃标记
      → folio_set_workingset()      // 标记为工作集
      → list_add(&l_inactive)       // 降级为不活跃******************
  
  → spin_lock_irq()                 // 再次锁定 LRU 链表
    → move_folios_to_lru(&l_active) // 放回活跃 LRU
    → move_folios_to_lru(&l_inactive) // 放回不活跃 LRU
    → __count_vm_events(PGDEACTIVATE) // 记录降级事件
    → __mod_node_page_state()       // 恢复统计
  → spin_unlock_irq()               // 解锁 LRU 链表
  
  → lru_note_cost()                 // 记录旋转成本
  → mem_cgroup_uncharge_list()      // 解除内存控制组记账
  → free_unref_page_list()          // 释放无引用页面
  → trace_mm_vmscan_lru_shrink_active() // 输出跟踪日志