一、基本概述
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。
二、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：
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0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--
三、lru链表
lru链表主要作用就是将页排序，将应该回收的页放到后面，不应该回收的页放到前面，，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内核内存管理分析--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。
四、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：
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结构中重要的是有一个基树和一个address_space操作集。而这里swap分区有一个，swap分区的address_space叫做swap cache，它的作用是从非文件页在回写到swap分区到此非文件页被回收前的这段时间里，起到一个将swap类型的页表项与此页关联的作用和同步的作用。在这个swap cache的基树中，将此swap分区的所有页槽组织在了一起。当非活动匿名页lru链表中的一个页需要写入到swap分区时，步骤如下：
- swap分配一个空闲的页槽
- 根据这个空闲页槽的ID，从swap分区的swap cache的基树中找到此页槽ID对应的结点，将此页的页描述符存入当中
- 内核以页槽ID作为偏移量生成一个swap页表项，并将这个swap页表项保存到页描述符中的private中
- 对页进行反向映射，将所有映射了此页的进程页表项改为此swap页表项
- 将此页的mapping改为指向此swap分区的address_space，并将此页设置为脏页
- 通过swap cache中的address_space操作集将此页回写到swap分区中
- 回写完成
- 此页要被回收，将此页从swap cache中拿出来
当一个进程需要访问此页时，系统则会将此页从swap分区换入内存中，具体步骤如下：
- 一个进行访问了此页，会先访问到之前设置的swap页表项
- 产生缺页异常，在缺页异常中判断此页在swap分区中，而不在内存中
- 分配一个新页
- 根据进程的页表项中的swap页表项找到对应的页槽和swap cache
- 如果以页槽ID在swap cache中没有找到此页，说明此页已被回收，从分区中将此页读取进来
- 如果以页槽ID在swap cache中找到了此页，说明此页还在内存中，还没有被回收，则直接映射此页
这样再此页没有被换出或者正在换出的情况下，所有映射了此页的进程又可以重新访问此页了，而当此页被完全换出到swap分区然后被回收后，此页就会从swap cache中移除，之后如果进程想要访问此页，就需要等此页被完全换入之后才行了。也就是这个swap cache完全为了提高效率，在页没有被回收前，即使此页已经回写到swap分区了，只要有进映射此页，就可以直接映射内存中的页，而不需要将页从磁盘读进来。对于非活动匿名页lru链表上的页进行换入换出这里就算是说完了。记住对于非活动匿名页lru链表上的页来说，当此页加入到swap cache中时，那么就意味着这个页已经被要求换出，然后进行回收了。
但是相反文件页则不是这样，接下来简单说说映射了磁盘文件的文件页的换入换出，实际上与非活动匿名页lru链表上的页进行换入换出是一模一样的，因为每个磁盘文件都有一个自己的address_space，这个address_space就是swap分区的address_space，磁盘文件的address_space称为page cache，接下来的处理就是差不多的，区别为以下三点：
- 对于磁盘文件来说，它的数据并不像swap分区这样是连续的。
- 当文件数据读入到一个页时，此文件页就需要在文件的page cache中做关联，这样当其他进程也需要访问文件的这块数据时，通过page cache就可以知道此页在不在内存中了。
- 并不会为映射了此文件页的进程页表项生成一个新的页表项，会将所有映射了此页的页表项清空，因为在缺页异常中通过vma就可以判断发生缺页的页是映射了文件的哪一部分，然后通过文件系统可以查到此页在不在内存中。而对于匿名页的vma来说，则无法做到这一点。
五、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，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内核内存管理分析--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，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：
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，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中的个zone，当然这个还会跟nodemask有关，这个就不细说了。
六、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：
/* 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a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。
七、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，终调用到的函数都会是这个shrink_zone()，这个函数要求调用者传入一个设置好的struct scan_control结构以及目标zone的指针。虽然是对zone进行一次内存回收，但是实际上在这个函数里，如果此zone还可以回收页框时，可能会对zone进行多次的内存回收，这是因为两个方面
- 如果每次仅回收2^order个页框，满足于本次内存分配(内存分配失败时才会导致内存回收)，那么下次内存分配时又会导致内存回收，影响效率，所以，每次zone的内存回收，都是尽量回收更多页框，制定回收的目标是2^(order+1)个页框，比要求的2^order多了一倍。但是当非活动lru链表中的数量不满足这个标准时，则取消这种状态的判断。
- zone的内存回收后往往伴随着zone的内存压缩内存压缩，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()：
/* 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
* 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
* 次时是0
*/
nr_scanned = sc->nr_scanned;
/* 获取上层的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，后遍历完所有memcg后，判断是否继续对此zone进行内存回收，总的来说，流程如下：
- 从root_memcg开始遍历memcg
- 获取memcg的lru链表描述符lruvec
- 获取memcg的swapiness
- 调用shrink_lruvec()对此memcg的lru链表进行处理
- 遍历完所有memcg后，检查是否还要对此zone再次进行内存回收。
核心函数就是shrink_lruvec()，我们先看代码：
/* 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的小值
* 也就是每一轮多只扫描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，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：
- 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；
- 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
- 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；
- 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():
/*
* 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
* 只有代码段的页近被访问了，会将其加入到活动lru链表头部，其他页即使近被访问了，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内核内存管理分析--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。
八、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：
/*
* 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
* 只有代码段的页近被访问了，会将其加入到活动lru链表头部，其他页即使近被访问了，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，那多扫描32个页，如果全是大页，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说明这些进程近访问过此页。当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()函数后将这些类型的页进行释放。关于isolate_lru_pages()、page_referenced()和move_active_pages_to_lru()函数，以后的文章再分析，这篇文章放不下了。
shrink_active_list()调用完成后，所有隔离出来的页都已经被放入到相应的lru链表中了。注意，这里在移动页框时并不会使用lru缓存，之前关于lru链表分析的文章也说过，在内存回收过程中，只有将页加入到LRU_UNEVICTABLE链表中时需要用到lru缓存，而对于页在相同类型的lru链表间移动时，是不会使用到lru缓存的。shrink_active_list()函数总结要点有五：
- 将本cpu的lru缓存全部清空，将lru缓存的页放到lru链表中，而其他CPU的则不处理
- 根据sc->may_writepage与sc->may_unmap选择要隔离的页
- 如果结点buffer_heads数量超过限制值，则会尝试对扫描到的文件页进行buffer_heads的释放，进行释放后的文件页的page->_count--
- 将所有映射了隔离页的页表项Accessed都跟清0
- 将近被访问过的代码段的页移动到活动lru链表头，其余页都移动到非活动lru链表头
- 将page->_count == 0的页进行释放。
九、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：
/* 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: 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.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。
备注：转载csdn艾古力斯大哥的文章一起学习：https://blog.csdn.net/weixin_35094083/article/details/116688112
