無論計(jì)算機(jī)上有多少內(nèi)存都是不夠的，因而linux kernel需要回收一些很少使用的內(nèi)存頁面來保證系統(tǒng)持續(xù)有內(nèi)存使用。頁面回收的方式有頁回寫、頁交換和頁丟棄三種方式：如果一個(gè)很少使用的頁的后備存儲(chǔ)器是一個(gè)塊設(shè)備（例如文件映射），則可以將內(nèi)存直接同步到塊設(shè)備，騰出的頁面可以被重用；如果頁面沒有后備存儲(chǔ)器，則可以交換到特定swap分區(qū)，再次被訪問時(shí)再交換回內(nèi)存；如果頁面的后備存儲(chǔ)器是一個(gè)文件，但文件內(nèi)容在內(nèi)存不能被修改（例如可執(zhí)行文件），那么在當(dāng)前不需要的情況下可直接丟棄。

1?回收的時(shí)機(jī)

2?哪些內(nèi)存可以回收
2.1?頁框的回收
LRU(Least Recently Used)，近期最少使用鏈表，是按照近期的使用情況排列的，最少使用的存在鏈表末尾，通過以下宏定義即可看出：
#define lru_to_page(_head) (list_entry((_head)->prev, struct page, lru))
每個(gè)zone有5個(gè)LRU鏈表用以存放各種最近使用狀態(tài)的頁面。
enum lru_list {
???????? LRU_INACTIVE_ANON = LRU_BASE,
???????? LRU_ACTIVE_ANON = LRU_BASE + LRU_ACTIVE,
???????? LRU_INACTIVE_FILE = LRU_BASE + LRU_FILE,
???????? LRU_ACTIVE_FILE = LRU_BASE + LRU_FILE + LRU_ACTIVE,
???????? LRU_UNEVICTABLE,
???????? NR_LRU_LISTS
};
其中INACTIVE_ANON、ACTIVE_ANON、INACTIVE_FILE、ACTIVE_FILE 4個(gè)鏈表中的頁面是可以回收的。ANON代表匿名映射，沒有后備存儲(chǔ)器；FILE代表文件映射。
頁面回收時(shí)，會(huì)優(yōu)先回收INACTIVE的頁面，只有當(dāng)INACTIVE頁面很少時(shí)，才會(huì)考慮回收ACTIVE頁面。
為了評(píng)估頁的活動(dòng)程度，kernel引入了PG_referend和PG_active兩個(gè)標(biāo)志位。為什么需要兩個(gè)位呢？假定只使用一個(gè)PG_active來標(biāo)識(shí)頁是否活動(dòng)，在頁被訪問時(shí)，設(shè)置該位，但是何時(shí)清楚呢？為此需要維護(hù)大量的內(nèi)核定時(shí)器，這種方法注定是要失敗的。
使用兩個(gè)標(biāo)志，可以實(shí)現(xiàn)一種更精巧的方法，其核心思想是：一個(gè)表示當(dāng)前活動(dòng)程度，一個(gè)表示最近是否被引用過，下圖說明了基本算法。

基本上有以下步驟：
（1）如果頁是活動(dòng)的，設(shè)置PG_active位，并保存在ACTIVE LRU鏈表；反之在INACTIVE；
（2）每次訪問頁時(shí)，設(shè)置PG_referenced位，負(fù)責(zé)該工作的是mark_page_accessed函數(shù)；
（3）PG_referenced以及由逆向映射提供的信息用來確定頁面活動(dòng)程度，每次清除該位時(shí)，都會(huì)檢測(cè)頁面活動(dòng)程度，page_referenced函數(shù)實(shí)現(xiàn)了該行為；
（4）再次進(jìn)入mark_page_accessed。如果發(fā)現(xiàn)PG_referenced已被置位，意味著page_referenced沒有執(zhí)行檢查，因而對(duì)于mark_page_accessed的調(diào)用比page_referenced更頻繁，這意味著頁面經(jīng)常被訪問。如果該頁位于INACTIVE鏈表，將其移動(dòng)到ACTIVE，此外還會(huì)設(shè)置PG_active標(biāo)志位，清除PG_referenced；
（5）反向的轉(zhuǎn)移也是有可能的，在頁面活動(dòng)程度減少時(shí)，可能連續(xù)調(diào)用兩次page_referenced而中間沒有mark_page_accessed。
如果對(duì)內(nèi)存頁的訪問是穩(wěn)定的，那么對(duì)page_referenced和mark_page_accessed的調(diào)用在本質(zhì)上是均衡的，因而頁面保持在當(dāng)前LRU鏈表。這種方案同時(shí)確保了內(nèi)存頁不會(huì)再ACTIVE與INACTIVE鏈表間快速跳躍。
2.2 slab緩存回收
slab緩存回收相對(duì)比較靈活，所有注冊(cè)到shrinker_list中的方法都會(huì)被執(zhí)行。
內(nèi)核默認(rèn)針對(duì)每個(gè)文件系統(tǒng)都注冊(cè)了prune_super方法，這個(gè)函數(shù)用來回收文件系統(tǒng)中不再使用的dentry和inode緩存；
android的lowmemorykiller機(jī)制注冊(cè)了選擇性殺死進(jìn)程的方法，回收進(jìn)程使用的內(nèi)存。
3怎樣回收頁框

其中shrink_page_list是真正回收頁面的過程

4周期性回收的頻率
4.1 kswapd
kswapd是內(nèi)核為每個(gè)內(nèi)存node創(chuàng)建的內(nèi)存回收線程，為什么有了緊缺回收機(jī)制還需要周期性回收呢？因?yàn)橛行﹥?nèi)存分配是不允許阻塞等待回收的，比如中斷和異常處理程序中的內(nèi)存分配；還有些內(nèi)存分配不允許激活I(lǐng)/O訪問的。只有少數(shù)情況的內(nèi)存緊缺可以完整執(zhí)行回收過程，所以利用系統(tǒng)空閑時(shí)間回收內(nèi)存非常必要。
該函數(shù)記錄了上一次均衡操作時(shí)所用的分配order，如果kswapd_max_order大于上一次的值，或者classzone_idx小于上一次的值，則調(diào)用balance_pgdat再次均衡該內(nèi)存域，否則可以進(jìn)行短暫休眠，休眠的時(shí)間是HZ/10，對(duì)于arm(HZ=100)來說，休眠的時(shí)間就是1ms。
balance_pgdat均衡操作直到該內(nèi)存域的zone_wartermark_ok為止。
4.2 cache_reap
cache_reap用來回收slab中的空閑對(duì)象，如果空閑對(duì)象可以還原成一個(gè)頁面，則釋放回buddy system。每次調(diào)用cache_reap會(huì)把所有的slab_caches遍歷一遍，之后休眠2*HZ，對(duì)于arm(HZ=100)來說，周期就是20ms。



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