內存管理之12：守護進程kswapd

date: 2014-10-10 19:09

1 kswapd的建立

爲了不總在CPU忙碌時也就是缺頁異常發生時，臨時再來搜尋空換出的頁面進行換出，內核將按期檢查並預先將若干頁面換出以騰出空間，維持系統空閒內存的的保有量，以減輕系統在缺頁異常發生時的負擔。爲此內核設置了一個專司頁面換出的守護神kswapd進程。

kswapd進程是個內核進程，這意味着，一方面kswapd沒有對應用戶空間（只有系統空間），可是有對應task_struct結構（所以調度器可能對它進行調度）；一方面進程的可執行代碼與內核連接在一塊兒（編譯到內核鏡像中），所以他能夠自由訪問內核中的全局函數。

kswapd進程建立的代碼以下：

<mm/vmscan.c>

    static int __init kswapd_init(void)
    {
	    printk("Starting kswapd v1.8\n");
	    swap_setup();
	    kernel_thread(kswapd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL);
	    kernel_thread(kreclaimd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL);
	    return 0;
    }

kswapd_init在系統初始化期間被調用，它經過調用kernel_thread建立了兩個內核進程kswapd和kreclaimd。kernel_thread的第一參數爲「進程入口函數」，kswapd進程對應的進程函數爲kswapd（其實進程的名字是在kswapd函數中設置的），kswapd函數的實如今同一文件中。下文主要分析kswapd函數的流程。

2函數調用關係

2.1 kswapd

在進行一些簡答的初始化後，kswapd進入一個死循環。死循環中的操做能夠分爲兩部分：第一部分是當內存短缺時調用do_try_to_free_pages，目的在於預先找出若干頁面，將這些頁面的映射斷開，而且使之從活躍狀態變爲不活躍狀態，爲頁面換出作準備。第二部分是例行公事，每一個循環都會作的，那就是把不活躍的髒頁面寫入交換設備，使它們成爲不活躍乾淨頁面繼續緩衝，或更進一步，回收一些這樣的頁面使之成爲空閒頁面。

處理完這兩部分工做以後，kswapd已經設法回收了一些頁面了，這時能夠喚醒哪些因內存不足而轉入睡眠的進程（參考內存頁面分配流程）。若是本次嘗試已經使得系統的有了必定的空閒內存「保有量」，爲了避免佔用CPU時間，kswapd像一個謙謙君子，主動轉入睡眠，睡眠時間是1秒，但在睡眠期間運行被提早喚醒。若是內存仍然不足，那就只能忍痛殺死一個進程（oom_kill），犧牲小我成就大我，以此來回收一些內存。

2.2 do_try_to_free_pages

將活躍頁面的映射斷開，使之轉入不活躍狀態甚至最終被交換出去，這都是不得已而爲之，是內核的一種痛。所以do_try_to_free_pages按照痛的等級從淺到深的順序來選擇頁面。先調用page_launder來將不活躍髒頁面洗淨，使他們變成當即可分配的頁面。若是可分配的頁面數量仍然短缺，再從三個方面着手：

• 其1、在打開文件的過程當中，要分配表明着目錄項dentry的數據結構以及表明着索引節點inode的數據結構，這些數據結構在文件關閉是並無當即釋放，而是放到LRU隊列中養起來，以備後面打開同一個文件時再用到。這樣通過一段時間之後，系統中積累起大量的這種結構，佔據着可觀的物理頁面，是時候將它們適度回收了，這就是shrink_dcache_memory和shrink_icache_memory函數的做用。
• 其2、內核中的slab分配器擔負着爲小對象分配內存的工做，slab一方面從內核「批發」成塊的內存頁面，再「零售」給內核中的小對象。會哭的孩子有奶吃，slab也傾向於向內核多要內存以做爲本身的緩衝，卻沒有「及時歸還」的美德，是時候回收一下了，kmem_cache_reap（「reap」的意思是收割）函數就是用於此目的。
• 其3、沒辦法，只能將「場上」的球員換到「替補席」上了。選擇若干活躍的頁面，使之轉入不活躍狀態甚至交換出去，這些操做由函數refill_inactive領銜。

2.3 refill_inactive

refill_inactive主要的操做有兩層循環，外層循環以掃描力度priority（初始值爲6）爲終止條件。內層有兩個循環，其一是循環調用refill_inactive_scan，掃描全局的活躍頁面隊列active_list，試圖從中找到能夠轉入不活躍狀態的頁面，挑選的準則是頁面「壽命」(該壽命由kswapd的賜予並由kswapd「倒數」)以及頁面使用計數雙重標準。固然並非掃描隊列中的每個頁面，掃描力度由priority決定，當priority爲0時才掃描每一個頁面；其二是循環調用swap_out，選擇一個進程（選擇的準則「劫富濟貧」，即找駐內存頁面rss最多的進程），而後後掃描其頁面映射表，找出其中能夠轉入不活躍狀態的頁面。讀者也許會問，既然這個頁面是有映射的（不然不會出如今進程的頁面映射表中），那怎麼會不在活躍頁面隊列active_list中呢？在講頁面換入時咱們會看到，當因頁面頁面而恢復一個不活躍頁面的映射時，該頁面並非當即就轉到活躍頁面隊列，而把這項工做留給page_launder，讓其在系統比較空閒時再來處理，因此這樣的頁面有可能不在活躍頁面隊列中。

refill_inactive_scan和swap_out每次嘗試「換出」一個頁面，若是空閒內存以及非活躍內存再也不短缺，則可提早退出外層循環，若是refill_inactive_scan和swap_out「換出」頁面困難，那麼外層循環將是一個巨大的循環，將消耗大量的CPU時間。咱們在《進程與進程調度》一章將看到在系統調用或者是中斷服務程序返回用戶空間以前，內核會檢查task_struct結構中的need_resched字段，若是該字段置1，則要求調度。但kswapd是個內核進程，永遠不會返回用戶空間，這樣就可能繞過這個檢查而佔着CPU不放，因此只能靠它「自律」了。在refill_inactive的每次外層循環以前，主動檢查current->need_resched並請求一次調度。

前面說過，將頁面換出到磁盤頁面上時，pte_t已經變身爲swp_entry_t，那麼swp_entry_t的值從何而來，每次換出都須要從新指定嗎？顯然，若是該內存頁面以前曾換出過，並且從那以後該內存頁面的內容沒有被改寫，意味着頁面是乾淨的，那麼只需找到以前的「磁盤頁面」，從新創建聯繫就能夠了，並不須要真正的寫出到磁盤。並且即便改寫了，創建這種一對一的聯繫也便於咱們管理。爲了此目的，page結構中有一個index成員（其實就是swp_entry_t），指向該內存頁面在磁盤上的「歸宿」，須要換出時，根據index找到歸宿，必要時，將頁面的內容「轉移」到對應的磁盤頁面上就能夠了。