Linux内存管理原理

待我称王封你为后i 2022-05-05 23:56 146阅读 0赞

本文以32位机器为准，串讲一些内存管理的知识点。

1. 虚拟地址、物理地址、逻辑地址、线性地址

虚拟地址又叫线性地址。linux没有采用分段机制，所以逻辑地址和虚拟地址（线性地址）（**在用户态，内核态逻辑地址专指下文说的线性偏移前的地址**）是一个概念。物理地址自不必提。内核的虚拟地址和物理地址，大部分只差一个线性偏移量。用户空间的虚拟地址和物理地址则采用了多级页表进行映射，但仍称之为线性地址。

2. DMA/HIGH\_MEM/NROMAL 分区

在x86结构中，**Linux内核虚拟**地址空间划分0~3G为用户空间，3~4G为内核空间(注意，内核可以使用的线性地址只有1G)。内核虚拟空间（3G~4G）又划分为三种类型的区：  
ZONE\_DMA 3G之后起始的16MB  
ZONE\_NORMAL       16MB~896MB  
ZONE\_HIGHMEM       896MB ~1G

由于内核的虚拟和物理地址只差一个偏移量：物理地址 = 逻辑地址 – 0xC0000000。所以如果1G内核空间完全用来线性映射，显然物理内存也只能访问到1G区间，这显然是不合理的。HIGHMEM就是为了解决这个问题，专门开辟的一块不必线性映射，可以灵活定制映射，以便访问1G以上物理内存的区域。从网上扣来一图，

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高端内存的划分，又如下图，

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内核直接映射空间 PAGE\_OFFSET~VMALLOC\_START，kmalloc和\_\_get\_free\_page()分配的是这里的页面。二者是借助slab分配器，直接分配物理页再转换为逻辑地址（物理地址连续）。适合分配小段内存。此区域 包含了内核镜像、物理页框表mem\_map等资源。

内核动态映射空间 VMALLOC\_START~VMALLOC\_END，被vmalloc用到，可表示的空间大。

内核永久映射空间 PKMAP\_BASE ~ FIXADDR\_START，kmap

内核临时映射空间 FIXADDR\_START~FIXADDR\_TOP，kmap\_atomic

**3.伙伴算法和slab分配器**

伙伴Buddy算法解决了外部碎片问题.内核在每个zone区管理着可用的页面，按2的幂级（order）大小排成链表队列，存放在free\_area数组。

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具体buddy管理基于位图，其分配回收页面的算法描述如下，

buddy算法举例描述:

假设我们的系统内存只有***16个页面RAM***。因为RAM只有16个页面，我们只需用四个级别（orders）的伙伴位图（***因为最大连续内存大小为16个页面***），如下图所示。

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order（0）bimap有8个bit位（***页面最多16个页面，所以16/2***）

order（1）bimap有4个bit位（***order（0）bimap有8个bit位***，所以8/2）；

也就是order（1）第一块由***两个页框page1 与page2组成与***order（1）第2块由***两个页框page3 与page4组成，这两个块之间有一个bit位***

order（2）bimap有2个bit位（***order（1）bimap有4个bit位***，所以4/2）

order（3）bimap有1个bit位（***order（2）bimap有4个bit位***，所以2/2）

在order（0），第一个bit表示开始***的2个页面***，第二个bit表示接下来的2个页面，以此类推。因为页面4已分配，而页面5空闲，故第三个bit为1。

同样在order（1）中，bit3是1的原因是一个伙伴完全空闲（页面8和9），和它对应的伙伴（页面10和11）却并非如此，故以后回收页面时，可以合并。

**分配过程**

***当我们需要order（1）的空闲页面块时，***则执行以下步骤：

1、初始空闲链表为：

*order(0): 5, 10*

*order(1): 8 \[8,9\]*

*order(2): 12 \[12,13,14,15\]*

*order(3):*

2、从上面空闲链表中，我们可以看出，order（1）链表上，有***一个空闲的页面块，把它分配给用户，并从该链表中删除。***

3、当我们再需要一个order（1）的块时，同样我们从order（1）空闲链表上开始扫描。

4、若在***order（1）上没有空闲页面块***，那么我们就到更高的级别（order）上找，order（2）。

5、此时（***order（1）上没有空闲页面块***）有一个空闲页面块，该块是从页面12开始。该页面块被分割成两个稍微小一些order（1）的页面块，\[12，13\]和\[14，15\]。\[14，15\]页面块加到***order（1）空闲链表中***，同时***\[12，13\]页面块返回给用户。***

6、最终空闲链表为：

*order(0): 5, 10*

*order(1): 14 \[14,15\]*

*order(2):*

*order(3):*

**回收过程**

***当我们回收页面11（order 0）时，则执行以下步骤：***

***1、找到在order（0）伙伴位图中代表页面11的位，计算使用下面公示：***

***index = page\_idx >> (order + 1)***

***= 11 >> (0 + 1)***

***= 5***

2、检查上面一步计算位图中相应bit的值。若该bit值为1，则和我们临近的，有一个空闲伙伴。Bit5的值为1（注意是从bit0开始的，Bit5即为第6bit），因为它的伙伴页面10是空闲的。

3、现在我们重新设置该bit的值为0，因为此时两个伙伴（页面10和页面11）完全空闲。

4、我们将页面10，从order（0）空闲链表中摘除。

5、此时，我们对2个空闲页面（页面10和11，order（1））进行进一步操作。

6、新的空闲页面是从页面10开始的，于是我们在order（1）的伙伴位图中找到它的索引，看是否有空闲的伙伴，以进一步进行合并操作。使用第一步中的计算公司，我们得到bit 2（第3位）。

7、Bit 2（order（1）位图）同样也是1，因为它的伙伴页面块（页面8和9）是空闲的。

8、重新设置bit2（order（1）位图）的值，然后在order（1）链表中删除该空闲页面块。

9、现在我们合并成了4页面大小（从页面8开始）的空闲块，从而进入另外的级别。在order（2）中找到伙伴位图对应的bit值，是bit1，且值为1，需进一步合并（原因同上）。

10、从oder（2）链表中摘除空闲页面块（从页面12开始），进而将该页面块和前面合并得到的页面块进一步合并。现在我们得到从页面8开始，大小为8个页面的空闲页面块。

11、我们进入另外一个级别，order（3）。它的位索引为0，它的值同样为0。这意味着对应的伙伴不是全部空闲的，所以没有再进一步合并的可能。我们仅设置该bit为1，然后将合并得到的空闲页面块放入order（3）空闲链表中。

12、最终我们得到大小为8个页面的空闲块，

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**buddy避免内部碎片的努力**

物理内存的碎片化一直是Linux操作系统的弱点之一，尽管已经有人提出了很多解决方法，但是没有哪个方法能够彻底的解决，memory buddy分配就是解决方法之一。 我们知道磁盘文件也有碎片化问题，但是磁盘文件的碎片化只会减慢系统的读写速度，并不会导致功能性错误，而且我们还可以在不影响磁盘功能的前提的下，进行磁盘碎片整理。而物理内存碎片则截然不同，物理内存和操作系统结合的太过于紧密，以至于我们很难在运行时，进行物理内存的搬移（这一点上，磁盘碎片要容易的多；实际上mel gorman已经提交了内存紧缩的patch，只是还没有被主线内核接收）。 因此解决的方向主要放在预防碎片上。在2.6.24内核开发期间，防止碎片的内核功能加入了主线内核。在了解反碎片的基本原理前，先对内存页面做个归类：

1. 不可移动页面 unmoveable：在内存中位置必须固定，无法移动到其他地方，核心内核分配的大部分页面都属于这一类。

2.  可回收页面 reclaimable：不能直接移动，但是可以回收，因为还可以从某些源重建页面，比如映射文件的数据属于这种类别，kswapd会按照一定的规则，周期性的回收这类页面。

3. 可移动页面 movable：可以随意的移动。属于用户空间应用程序的页属于此类页面，它们是通过页表映射的，因此我们只需要更新页表项，并把数据复制到新位置就可以了，当然要注意，一个页面可能被多个进程共享，对应着多个页表项。

防止碎片的方法就是把这三类page放在不同的链表上，避免不同类型页面相互干扰。考虑这样的情形，一个不可移动的页面位于可移动页面中间，那么我们移动或者回收这些页面后，这个不可移动的页面阻碍着我们获得更大的连续物理空闲空间。

**另外，**每个zone区都有一个自己的失活净页面队列，与此对应的是两个跨zone的全局队列，失活脏页队列 和 活跃队列。这些队列都是通过page结构的lru指针链入的。

思考：失活队列的意义是什么(见<linux内核源代码情景分析>)?

**slab分配器：解决内部碎片问题**

[内核][Link 1]通常依赖于对小对象的分配，它们会在系统生命周期内进行无数次分配。slab [缓存][Link 2]分配器通过对类似大小（远小于1page）的对象进行缓存而提供这种功能，从而避免了常见的内部碎片问题。此处暂贴一图，关于其原理，常见参考文献3。很显然，slab机制是基于buddy算法的，前者是对后者的细化。

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**4.页面回收/侧重机制**

**关于页面的使用**  
在之前的一些文章中，我们了解到linux内核会在很多情况下分配页面。  
1、内核代码可能调用alloc\_pages之类的函数，从管理物理页面的伙伴系统（管理区zone上的free\_area空闲链表）上直接分配页面（见《[linux内核内存管理浅析][linux]》）。比如：驱动程序可能用这种方式来分配缓存；创建进程时，内核也是通过这种方式分配连续的两个页面，作为进程的thread\_info结构和内核栈；等等。从伙伴系统分配页面是最基本的页面分配方式，其他的内存分配都是基于这种方式的；  
2、内核中的很多对象都是用slab机制来管理的（见《[linux slub分配器浅析][linux_slub]》）。slab就相当于对象池，它将页面“格式化”成“对象”，存放在池中供人使用。当slab中的对象不足时，slab机制会自动从伙伴系统中分配页面，并“格式化”成新的对象；  
3、磁盘高速缓存（见《[linux内核文件读写浅析][linux 1]》）。读写文件时，页面被从伙伴系统分配并用于磁盘高速缓存，然后磁盘上的文件数据被载入到对应的磁盘高速缓存页面中；  
4、内存映射。这里所谓的内存映射实际上是指将内存页面映射到用户空间，供用户进程使用。进程的task\_struct->mm结构中的每一个vma就代表着一个映射，而映射的真正实现则是在用户程序访问到对应的内存地址之后，由缺页异常引起的页面被分配和页表被更新（见《[linux内核内存管理浅析][linux 1]》）；  
  
**页面回收简述**  
有页面分配，就会有页面回收。页面回收的方法大体上可分为两种：  
一是主动释放。就像用户程序通过free函数释放曾经通过malloc函数分配的内存一样，页面的使用者明确知道页面什么时候要被使用，什么时候又不再需要了。  
上面提到的前两种分配方式，一般都是由内核程序主动释放的。对于直接从伙伴系统分配的页面，这是由使用者使用free\_pages之类的函数主动释放的，页面释放后被直接放归伙伴系统；从slab中分配的对象（使用kmem\_cache\_alloc函数），也是由使用者主动释放的（使用kmem\_cache\_free函数）。  
  
另一种页面回收方式是通过linux内核提供的页框回收算法（PFRA）进行回收。页面的使用者一般将页面当作某种缓存，以提高系统的运行效率。缓存一直存在固然好，但是如果缓存没有了也不会造成什么错误，仅仅是效率受影响而已。页面的使用者不明确知道这些缓存页面什么时候最好被保留，什么时候最好被回收，这些都交由PFRA来关心。  
简单来说，PFRA要做的事就是回收这些可以被回收的页面。为了避免系统陷入页面紧缺的困境，PFRA会在内核线程中周期性地被调用运行。或者由于系统已经页面紧缺，试图分配页面的内核执行流程因为得不到需要的页面，而同步地调用PFRA。  
上面提到的后两种分配方式，一般是由PFRA来进行回收的（或者由类似删除文件、进程退出、这样的过程来同步回收）。  
  
**PFRA回收一般页面**  
而对于上面提到的前两种页面分配方式（直接分配页面和通过slab分配对象），也有可能需要通过PFRA来回收。  
页面的使用者可以向PFRA注册回调函数（使用register\_shrink函数）。然后由PFRA在适当的时机来调用这些回调函数，以触发对相应页面或对象的回收。  
其中较为典型的是对dentry的回收。dentry是由slab分配的，用于表示虚拟文件系统目录结构的对象。在dentry的引用记数被减为0的时候，dentry并不是直接被释放，而是被放到一个LRU链表中缓存起来，便于后续的使用。（见《[linux内核虚拟文件系统浅析][linux 2]》。）  
而这个LRU链表中的dentry最终是需要被回收的，于是虚拟文件系统在初始化时，调用register\_shrinker注册了回收函数shrink\_dcache\_memory。  
系统中所有文件系统的超级块对象被存放在一个链表中，shrink\_dcache\_memory函数扫描这个链表，获取每个超级块的未被使用dentry的LRU，然后从中回收一些最老的dentry。随着dentry的释放，对应的inode将被减引用，也可能引起inode被释放。  
inode被释放后也是放在一个未使用链表中，虚拟文件系统在初始化时还调用register\_shrinker注册了回调函数shrink\_icache\_memory，用来回收这些未使用的inode，从而inode中关联的磁盘高速缓存也将被释放。  
  
另外，随着系统的运行，slab中可能会存在很多的空闲对象（比如在对某一对象的使用高峰过后）。PFRA中的cache\_reap函数就用于回收这些多余的空闲对象，如果某些空闲的对象正好能够还原成一个页面，则这个页面可以被释放回伙伴系统；  
cache\_reap函数要做的事情说起来很简单。系统中所有存放对象池的kmem\_cache结构连成一个链表，cache\_reap函数扫描其中的每一个对象池，然后寻找可以回收的页面，并将其回收。（当然，实际的过程要更复杂一点。）  
  
**关于内存映射**  
前面说到，磁盘高速缓存和内存映射一般由PFRA来进行回收。PFRA对这两者的回收是很类似的，实际上，磁盘高速缓存很可能就被映射到了用户空间。下面简单对内存映射做一些介绍：  
  
内存映射分为文件映射和匿名映射。  
文件映射是指代表这个映射的vma对应到一个文件中的某个区域。这种映射方式相对较少被用户态程序显式地使用，用户态程序一般习惯于open一个文件、然后read/write去读写文件。  
而实际上，用户程序也可以使用mmap系统调用将一个文件的某个部分映射到内存上（对应到一个vma），然后以访存的方式去读写文件。尽管用户程序较少这样使用，但是用户进程中却充斥着这样的映射：进程正在执行的可执行代码（包括可执行文件、lib库文件）就是以这样的方式被映射的。  
在《[linux内核文件读写浅析][linux 1]》一文中，我们并没有讨论关于文件映射的实现。实际上，文件映射是将文件的磁盘高速缓存中的页面直接映射到了用户空间（可见，文件映射的页面是磁盘高速缓存页面的子集），用户可以0拷贝地对其进行读写。而使用read/write的话，则会在用户空间的内存和磁盘高速缓存间发生一次拷贝。  
匿名映射相对于文件映射，代表这个映射的vma没有对应到文件。对于用户空间普通的内存分配（堆空间、栈空间），都属于匿名映射。  
显然，多个进程可能通过各自的文件映射来映射到同一个文件上（比如大多数进程都映射了libc库的so文件）；那匿名映射呢？实际上，多个进程也可能通过各自的匿名映射来映射到同一段物理内存上，这种情况是由于fork之后父子进程共享原来的物理内存（copy-on-write）而引起的。  
  
文件映射又分为共享映射和私有映射。私有映射时，如果进程对映射的地址空间进行写操作，则映射对应的磁盘高速缓存并不会直接被写。而是将原有内容复制一份，然后再写这个复制品，并且当前进程的对应页面映射将切换到这个复制品上去（写时复制）。也就是说，写操作是只有自己可见的。而对于共享映射，写操作则会影响到磁盘高速缓存，是大家都可见的。  
  
**哪些页面该回收**  
至于回收，磁盘高速缓存的页面（包括文件映射的页面）都是可以被丢弃并回收的。但是如果页面是脏页面，则丢弃之前必须将其写回磁盘。  
而匿名映射的页面则都是不可以丢弃的，因为页面里面存有用户程序正在使用的数据，丢弃之后数据就没法还原了。相比之下，磁盘高速缓存页面中的数据本身是保存在磁盘上的，可以复现。  
于是，要想回收匿名映射的页面，只好先把页面上的数据转储到磁盘，这就是页面交换（swap）。显然，页面交换的代价相对更高一些。  
匿名映射的页面可以被交换到磁盘上的交换文件或交换分区上（分区即是设备，设备即也是文件。所以下文统称为交换文件）。  
  
于是，除非页面被保留或被上锁（页面标记PG\_reserved/PG\_locked被置位。某些情况下，内核需要暂时性地将页面保留，避免被回收），所有的磁盘高速缓存页面都可回收，所有的匿名映射页面都可交换。  
  
尽管可以回收的页面很多，但是显然PFRA应当尽可能少地去回收/交换（因为这些页面要从磁盘恢复，需要很大的代价）。所以，PFRA仅当必要时才回收/交换一部分很少被使用的页面，每次回收的页面数是一个经验值：32。  
  
于是，所有这些磁盘高速缓存页面和匿名映射页面都被放到了一组LRU里面。（实际上，每个zone就有一组这样的LRU，页面都被放到自己对应的zone的LRU中。）  
一组LRU由几对链表组成，有磁盘高速缓存页面（包括文件映射页面）的链表、匿名映射页面的链表、等。一对链表实际上是active和inactive两个链表，前者是最近使用过的页面、后者是最近未使用的页面。  
进行页面回收的时候，PFRA要做两件事情，一是将active链表中最近最少使用的页面移动到inactive链表、二是尝试将inactive链表中最近最少使用的页面回收。  
  
**确定最近最少使用**  
现在就有一个问题了，怎么确定active/inactive链表中哪些页面是最近最少使用的呢？  
一种方法是排序，当页面被访问时，将其移动到链表的尾部（假设回收从头部开始）。但是这就意味着页面在链表中的位置可能频繁移动，并且移动之前还必须先上锁（可能有多个CPU在同时访问），这样做对效率影响很大。  
linux内核采用的是标记加顺序的办法。当页面在active和inactive两个链表之间移动时，总是将其放到链表的尾部（同上，假设回收从头部开始）。  
页面没有在链表间移动时，并不会调整它们的顺序。而是通过访问标记来表示页面是否刚被访问过。如果inactive链表中已设置访问标记的页面再被访问，则将其移动到active链表中，并且清除访问标记。（实际上，为了避免访问冲突，页面并不会直接从inactive链表移动到active链表，而是有一个pagevec中间结构用作缓冲，以避免锁链表。）  
  
页面的访问标记有两种情况，一是放在page->flags中的PG\_referenced标记，在页面被访问时该标记置位。对于磁盘高速缓存中（未被映射）的页面，用户进程通过read、write之类的系统调用去访问它们，系统调用代码中会将对应页面的PG\_referenced标记置位。  
而对于内存映射的页面，用户进程可以直接访问它们（不经过内核），所以这种情况下的访问标记不是由内核来设置的，而是由mmu。在将虚拟地址映射成物理地址后，mmu会在对应的页表项上置一个accessed标志位，表示页面被访问。（同样的道理，mmu会在被写的页面所对应的页表项上置一个dirty标志，表示页面是脏页面。）  
页面的访问标记（包括上面两种标记）将在PFRA处理页面回收的过程中被清除，因为访问标记显然是应该有有效期的，而PFRA的运行周期就代表这个有效期。page->flags中的PG\_referenced标记可以直接清除，而页表项中的accessed位则需要通过页面找到其对应的页表项后才能清除（见下文的“反向映射”）。  
  
那么，回收过程又是怎样扫描LRU链表的呢？  
由于存在多组LRU（系统中有多个zone，每个zone又有多组LRU），如果PFRA每次回收都扫描所有的LRU找出其中最值得回收的若干个页面的话，回收算法的效率显然不够理想。  
linux内核PFRA使用的扫描方法是：定义一个扫描优先级，通过这个优先级换算出在每个LRU上应该扫描的页面数。整个回收算法以最低的优先级开始，先扫描每个LRU中最近最少使用的几个页面，然后试图回收它们。如果一遍扫描下来，已经回收了足够数量的页面，则本次回收过程结束。否则，增大优先级，再重新扫描，直到足够数量的页面被回收。而如果始终不能回收足够数量的页面，则优先级将增加到最大，也就是所有页面将被扫描。这时，就算回收的页面数量还是不足，回收过程都会结束。  
  
每次扫描一个LRU时，都从active链表和inactive链表获取当前优先级对应数目的页面，然后再对这些页面做处理：如果页面不能被回收（如被保留或被上锁），则放回对应链表头部（同上，假设回收从头部开始）；否则如果页面的访问标记置位，则清除该标记，并将页面放回对应链表尾部（同上，假设回收从头部开始）；否则页面将从active链表被移动到inactive链表、或从inactive链表被回收。

被扫描到的页面根据访问标记是否置位来决定其去留。那么这个访问标记是如何设置的呢？有两个途径，一是用户通过read/write之类的系统调用访问文件时，内核操作磁盘高速缓存中的页面，会设置这些页面的访问标记（设置在page结构中）；二是进程直接访问已映射的页面时，mmu会自动给对应的页表项加上访问标记（设置在页表的pte中）。关于访问标记的判断就基于这两个信息。（给定一个页面，可能有多个pte引用到它。如何知道这些pte是否被设置了访问标记呢？那就需要通过反向映射找到这些pte。下面会讲到。）  
PFRA不倾向于从active链表回收匿名映射的页面，因为用户进程使用的内存一般相对较少，且回收的话需要进行交换，代价较大。所以在内存剩余较多、匿名映射所占比例较少的情况下，都不会去回收匿名映射对应的active链表中的页面。（而如果页面已经被放到inactive链表中，就不再去管那么多了。）  
  
**反向映射**  
像这样，在PFRA处理页面回收的过程中，LRU的inactive链表中的某些页面可能就要被回收了。  
如果页面没有被映射，直接回收到伙伴系统即可（对于脏页，先写回、再回收）。否则，还有一件麻烦的事情要处理。因为用户进程的某个页表项正引用着这个页面呢，在回收页面之前，还必须给引用它的页表项一个交待。  
于是，问题就来了，内核怎么知道这个页面被哪些页表项所引用呢？为了做到这一点，内核建立了从页面到页表项的反向映射。  
通过反向映射可以找到一个被映射的页面对应的vma，通过vma->vm\_mm->pgd就能找到对应的页表。然后通过page->index得到页面的虚拟地址。再通过虚拟地址从页表中找到对应的页表项。（前面说到的获取页表项中的accessed标记，就是通过反向映射实现的。）  
  
页面对应的page结构中，page->mapping如果最低位置位，则这是一个匿名映射页面，page->mapping指向一个anon\_vma结构；否则是文件映射页面，page->mapping文件对应的address\_space结构。（显然，anon\_vma结构和address\_space结构在分配时，地址必须要对齐，至少保证最低位为0。）  
对于匿名映射的页面，anon\_vma结构作为一个链表头，将映射这个页面的所有vma通过vma->anon\_vma\_node链表指针连接起来。每当一个页面被（匿名）映射到一个用户空间时，对应的vma就被加入这个链表。  
对于文件映射的页面，address\_space结构除了维护了一棵用于存放磁盘高速缓存页面的radix树，还为该文件映射到的所有vma维护了一棵优先搜索树。因为这些被文件映射到的vma并不一定都是映射整个文件，很可能只映射了文件的一部分。所以，这棵优先搜索树除了索引到所有被映射的vma，还要能知道文件的哪些区域是映射到哪些vma上的。每当一个页面被（文件）映射到一个用户空间时，对应的vma就被加入这个优先搜索树。于是，给定磁盘高速缓存上的一个页面，就能通过page->index得到页面在文件中的位置，就能通过优先搜索树找出这个页面映射到的所有vma。  
  
上面两步中，神奇的page->index做了两件事，得到页面的虚拟地址、得到页面在文件磁盘高速缓存中的位置。  
vma->vm\_start记录了vma的首虚拟地址，vma->vm\_pgoff记录了该vma在对应的映射文件（或共享内存）中的偏移，而page->index记录了页面在文件（或共享内存）中的偏移。  
通过vma->vm\_pgoff和page->index能得到页面在vma中的偏移，加上vma->vm\_start就能得到页面的虚拟地址；而通过page->index就能得到页面在文件磁盘高速缓存中的位置。  
  
**页面换入换出**  
在找到了引用待回收页面的页表项后，对于文件映射，可以直接把引用该页面的页表项清空。等用户再访问这个地址的时候触发缺页异常，异常处理代码再重新分配一个页面，并去磁盘里面把对应的数据读出来就行了（说不定，页面在对应的磁盘高速缓存里面已经有了，因为其他进程先访问过）。这就跟页面映射以后，第一次被访问的情形一样；  
对于匿名映射，先将页面写回到交换文件，然后还得在页表项中记录该页面在交换文件中的index。  
页表项中有一个present位，如果该位被清除，则mmu认为页表项无效。在页表项无效的情况下，其他位不被mmu关心，可以用来存储其他信息。这里就用它们来存储页面在交换文件中的index了（实际上是交换文件号+交换文件内的索引号）。  
  
将匿名映射的页面交换到交换文件的过程（换出过程）与将磁盘高速缓存中的脏页写回文件的过程很相似。  
交换文件也有其对应的address\_space结构，匿名映射的页面在换出时先被放到这个address\_space对应磁盘高速缓存中，然后跟脏页写回一样，被写回到交换文件中。写回完成后，这个页面才被释放（记住，我们的目的是要释放这个页面）。  
那么为什么不直接把页面写回到交换文件，而要经过磁盘高速缓存呢？因为，这个页面可能被映射了多次，不可能一次性把所有用户进程的页表中对应的页表项都修改好（修改成页面在交换文件中的索引），所以在页面被释放的过程中，页面被暂时放在磁盘高速缓存上。  
而并不是所有页表项的修改过程都是能成功的（比如在修改之前页面又被访问了，于是现在又不需要回收这个页面了），所以页面放到磁盘高速缓存的时间也可能会很长。  
  
同样，将匿名映射的页面从交换文件读出的过程（换入过程）也与将文件数据读出的过程很相似。  
先去对应的磁盘高速缓存上看看页面在不在，不在的话再去交换文件里面读。文件里的数据也是被读到磁盘高速缓存中的，然后用户进程的页表中对应的页表项将被改写，直接指向这个页面。  
这个页面可能不会马上从磁盘高速缓存中拿下来，因为如果还有其他用户进程也映射到这个页面（它们的对应页表项已经被修改成了交换文件的索引），他们也可以引用到这里。直到没有其他的页表项再引用这个交换文件索引时，页面才可以从磁盘高速缓存中被取下来。  
  
**最后的必杀**  
前面说到，PFRA可能扫描了所有的LRU还没办法回收需要的页面。同样，在slab、dentry cache、inode cache、等地方，可能也无法回收到页面。  
这时，如果某段内核代码一定要获得页面呢（没有页面，系统可能就要崩溃了）？PFRA只好使出最后的必杀技——OOM（out of memory）。所谓的OOM就是寻找一个最不重要的进程，然后将其杀死。通过释放这个进程所占有的内存页面，以缓解系统压力。

[linux 共享内存实现][linux 3]

说起共享内存，一般来说会让人想起下面一些方法：  
1、多线程。线程之间的内存都是共享的。更确切的说，属于同一进程的线程使用的是同一个地址空间，而不是在不同地址空间之间进行内存共享；  
2、父子进程间的内存共享。父进程以MAP\_SHARED|MAP\_ANONYMOUS选项mmap一块匿名内存，fork之后，其子孙进程之间就能共享这块内存。这种共享内存由于受到进程父子关系的限制，一般较少使用；  
3、mmap文件。多个进程mmap到同一个文件，实际上就是大家在共享文件page cache中的内存。不过文件牵涉到磁盘的读写，用来做共享内存显然十分笨重，所以就有了不跟磁盘扯上关系的内存文件，也就是我们这里要讨论的tmpfs和shmem；

tmpfs是一套虚拟的文件系统，在其中创建的文件都是基于内存的，机器重启即消失。  
shmem是一套ipc，通过相应的ipc系统调用shmget能够以指定key创建一块的共享内存。需要使用这块内存的进程可以通过shmat系统调用来获得它。  
虽然是两套不同的接口，但是在内核里面的实现却是同一套。shmem内部挂载了一个tmpfs分区（用户不可见），shmget就是在该分区下获取名为"SYSV$\{key\}"的文件。然后shmat就相当于mmap这个文件。  
所以我们接下来就把tmpfs和shmem当作同一个东西来讨论了。

tmpfs/shmem是一个介于文件和匿名内存之间的东西。  
一方面，它具有文件的属性，能够像操作文件一样去操作它。它有自己inode、有自己的page cache；  
另一方面，它也有匿名内存的属性。由于没有像磁盘这样的外部存储介质，内核在内存紧缺时不能简单的将page从它们的page cache中丢弃，而需要swap-out；（参阅《[linux页面回收浅析][linux 4]》）

对tmpfs/shmem内存的读写，就是对page cache中相应位置的page所代表的内存进行读写，这一点跟普通的文件映射没有什么不同。  
如果进程地址空间的相应位置尚未映射，则会建立到page cache中相应page的映射；  
如果page cache中的相应位置还没有分配page，则会分配一个。当然，由于不存在磁盘上的源数据，新分配的page总是空的（特别的，通过read系统调用去读一个尚未分配page的位置时，并不会分配新的page，而是共享ZERO\_PAGE）；  
如果page cache中相应位置的page被回收了，则会先将其恢复；

对于第三个“如果”，tmpfs/shmem和普通文件的page回收及其恢复方式是不同的：  
page回收时，跟普通文件的情况一样，内核会通过prio\_tree反向映射找到映射这个page的每一个page table，然后将其中对应的pte清空。  
不同之处是普通文件的page在确保与磁盘同步（如果page为脏的话需要刷回磁盘）之后就可以丢弃了，而对于tmpfs/shmem的page则需要进行swap-out。  
注意，匿名page在被swap-out时，并不是将映射它的pte清空，而是得在pte上填写相应的swap\_entry，以便知道page被换出到哪里去，否则再需要这个page的时候就没法swap-in了。  
而tmpfs/shmem的page呢？page table中对应的pte被清空，swap\_entry会被存放在page cache的radix\_tree的对应slot上。

等下一次访问触发page fault时，page需要恢复。  
普通文件的page恢复跟page未分配时的情形一样，需要新分配page、然后根据映射的位置重新从磁盘读出相应的数据；  
而tmpfs/shmem则是通过映射的位置找到radix\_tree上对应的slot，从中得到swap\_entry，从而进行swap-in，并将新的page放回page cache；

这里就有个问题了，在page cache的radix\_tree的某个slot上，怎么知道里面存放着的是正常的page？还是swap-out后留下的swap\_entry？  
如果是swap\_entry，那么slot上的值将被加上RADIX\_TREE\_EXCEPTIONAL\_ENTRY标记（值为2）。swap\_entry的值被左移两位后OR上RADIX\_TREE\_EXCEPTIONAL\_ENTRY，填入slot。  
也就是说，如果$\{slot\} & RADIX\_TREE\_EXCEPTIONAL\_ENTRY != 0，则它代表swap\_entry，且swap\_entry的值是$\{slot\} >> 2；否则它代表page，$\{slot\}就是指向page的指针，当然其值可能是NULL，说明page尚未分配。  
那么显然，page的地址值其末两位肯定是0，否则就可能跟RADIX\_TREE\_EXCEPTIONAL\_ENTRY标记冲突了；而swap\_entry的值最大只能是30bit或62bit（对应32位或64位机器），否则左移两位就溢出了。

最后以一张图说明一下匿名page、文件映射page、tmpfs/shmem page的回收及恢复过程：

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