沒有宏觀概念，上來經過擼代碼來理解簡直就是耍流氓，效率極低。爲了更有效的理解內存管理的前因後果頗有必要先了解一些基礎概念，而後再去擼代碼。來，先一塊兒看看那些內存裏的各類頁的含義和應用場景。web
用戶進程的內存頁分爲兩種：算法
file-backed pages（文件背景頁）windows
anonymous pages（匿名頁）緩存
好比進程的代碼段、映射的文件都是file-backed，而進程的堆、棧都是不與文件相對應的、就屬於匿名頁。微信
file-backed pages在內存不足的時候能夠直接寫回對應的硬盤文件裏，稱爲page-out，不須要用到交換區(swap)；而anonymous pages在內存不足時就只能寫到硬盤上的交換區(swap)裏，稱爲swap-out。app
file-backed pages（文件背景頁）性能
對於有文件背景的頁面，程序去讀文件時，能夠經過read也能夠經過mmap去讀。當你經過任何一種方式從磁盤讀文件時，內核都會給你申請一個page cache，來緩存硬盤上的內容。這樣的話，讀過一遍的數據，本進程或其餘進程下次再讀的時候就直接從page cache裏去拿，就很快了，提高系統的總體性能。所以用戶的read/write其實是跟page cache的相互拷貝。 spa
而用戶的mmap則會將一段虛擬地址（3G）如下映射到page cache上，這樣的話，用戶就能夠經過讀寫這段虛擬地址來修改文件內容，省去了內核和用戶之間的拷貝。.net
因此文件對於用戶程序來說其實只是內存，page cache就是磁盤中文件的一個副本。能夠經過 「echo 3 > /proc/sys/vm/drop_cache」 來清cache。清掉以後，進程第一次讀文件就會變慢。線程
經過free命令能夠看到當前page cache佔用內存的大小，free命令中會打印buffers和cached。經過文件系統來訪問文件（掛載文件系統，經過文件名打開文件）產生的緩存就由cached記錄，而直接操做裸盤（打開/dev/sda設備去讀寫）產生的緩存就由buffers記錄。
實際上文件系統自己再讀寫文件就是操做裸分區的方式，用戶態也能夠直接操做裸盤，像dd命令操做一個設備名也是直接訪問裸分區。那麼，經過文件系統讀寫的時候，就會既有cached又有buffers。從圖中能夠看到，文件名等元數據和文件系統相關，是進cached，實際的數據緩存仍是在buffers。例如，read一個文件（如ext4文件系統）的時候，若是文件cache命中了，就不用走到ext4層，從vfs層就返回了。
固然，還能夠在open的時候加上O_DIRECT標記，作直接IO，就連buffers都不進了，直接讀寫磁盤。
anonymous pages（匿名頁）
沒有文件背景的頁面，即匿名頁（anonymous page），如堆，棧，數據段等，不是以文件形式存在，所以沒法和磁盤文件交換，但能夠經過硬盤上劃分額外的swap分區或使用swap文件進行交換。swap分區能夠將不活躍的頁交換到硬盤中，緩解內存緊張。swap分區能夠當作針對匿名頁僞造的文件背景。
頁面回收(reclaim)
有文件背景的數據實際上就是page cache，但page cache不能無限增長，不能說慢慢的全部文件都緩存到內存了。確定要有一個機制，讓不經常使用的文件數據從page cache刷出去。內核中有一個水位控制的機制，在系統內存不夠用的時候，會觸發頁面回收。
對於沒有文件背景的頁面即匿名頁，好比堆、棧、數據段，若是沒有swap分區，不能與磁盤交換，就要常駐內存了。可是常駐內存的話，就會吃內存，能夠經過給硬盤搞一個swap分區或硬盤中建立一個swap文件讓匿名頁也能交換到磁盤上。可認爲是爲匿名頁僞造的文件背景。swap分區或swap文件實際上最終是到達了增大內存的效果。固然，若是頻繁交換的話，被交換出去的數據的訪問就會慢一些，由於要有IO操做了。
1. 水位（watermark）控制:
內核中有三個水位：
min：若是剩餘內存減小到觸及這個水位，可認爲內存嚴重不足，當前進程就會被堵住，kernel會直接在這個進程的進程上下文裏面作內存回收（direct reclaim）。
low：當剩餘內存慢慢減小，觸到這個水位時，就會觸發kswapd線程的內存回收。
high: 進行內存回收時，內存慢慢增長，觸到這個水位時，就中止回收。
因爲每一個ZONE是分別管理各自內存的，所以每一個ZONE都有這三個水位
2. swapness：
回收的時候，是回收有文件背景的頁仍是匿名頁仍是都會回收呢，可經過/proc/sys/vm/swapness來控制讓誰回收多一點點。swappiness越大，越傾向於回收匿名頁；swappiness越小，越傾向於回收file-backed的頁面。固然，它們的回收方法都是同樣的LRU算法，即最近最少使用的頁會被回收。
3. 如何計算水位：
/proc/sys/vm/min_free_kbytes 是一個用戶可配置的值，默認值是min_free_kbytes = 4 * sqrt(lowmem_kbytes)。而後根據min算出來low和high水位的值：low=5/4*min，high=6/4*min。
髒頁的寫回
sync是用來回寫髒頁的，髒頁不能在內存中呆的過久，由於若是忽然斷電沒有寫到硬盤的話髒數據就丟了，另外一方面若是攢了不少一塊兒寫回也會明顯佔用CPU時間。
那麼髒頁時候寫回呢？髒頁回寫的時機由時間和空間兩方面共同控制：
時間：
dirty_expire_centisecs: 髒頁的到期時間，或理解爲老化時間，單位是1/100s，內核中的flusher thread會檢查駐留內存的時間超過dirty_expire_centisecs的髒頁，超過的就回寫。
dirty_writeback_centisecs:內核的flusher thread週期性被喚醒(wakeup_flusher_threads())的時間間隔，每次被喚醒都會去檢查是否有髒頁老化了。若是將這個值置爲0，則flusher線程就徹底不會被喚醒了。
空間：
dirty_ratio: 一個寫磁盤的進程所產生的髒頁到達這個比例時，這個進程本身就會去回寫髒頁。
dirty_background_ratio: 若是髒頁的數量超過這個比例時，flusher線程就會啓動髒頁回寫。
因此：
即便只有一個髒頁，那若是它超時了，也會被寫回。防止髒頁在內存駐留過久。dirty_expire_centisecs這個值默認是3000，即30s，能夠將其設置得短一些，這樣掉電後丟失的數據會更少，但磁盤寫操做也更密集。
不能有太多的髒頁，不然會給磁盤IO形成很大壓力，例如在內存不夠作內存回收時，還要先回寫髒頁，也會明顯耗時。
須要注意的是，在達到dirty_background_ratio後，flusher線程（名爲「[flush-devname]」）開始回寫，但因爲寫磁盤速度慢，若是此時應用進程還在不停地寫磁盤，flusher線程回寫沒那麼快，那麼就會致使進程的髒頁達到dirty_ratio，這時這個進程就會去回寫髒頁而致使write被堵住。也就是說dirty_background_ratio一般是比dirty_ratio小的。
髒頁都是指有文件背景的頁面，匿名頁不會存在髒頁。從/proc/meminfo的’Dirty’一行能夠看到當前系統的髒頁有多少，用sync命令能夠刷掉。
zRAM機制
不用swap分區，也能夠用zRAM機制來緩解內存緊張：從內存裏拿出一段內存空間（compressed block），做爲交換空間模擬硬盤的交換分區，用來交換匿名頁，而且讓kernel看到的物理內存大小不包括這段內存。而這段交換空間自帶透明壓縮功能，即交換到這塊zRAM分區時，Linux會自動將這塊匿名頁壓縮存放。系統訪問這塊頁面的內容時，產生page fault後從交換分區去拿，這時Linux給你透明解壓再交換出來。
使用zRAM的好處，就是訪存比訪問硬盤或flash的速度提升不少，且不用考慮壽命問題，而且因爲這段內存是壓縮後存儲的，所以能夠存更多的數據，雖然佔用了一段內存，但實際能夠存更多的數據，也達到了增長內存的效果。缺點就是壓縮要佔用CPU時間。
Android裏面廣泛使用了zRAM技術，因爲zRAM犧牲了CPU時間，因此交換次數仍是越少越好。像Android和windows，內存越大越好，由於發生交換的概率就小。這樣兩個進程相互切換（如微博和微信）時就會變得流暢，由於內存足夠的話，後臺進程無需被換進swap分區或被OOM殺掉。固然若是你只打打電話，就不必大內存啦。
【推薦閱讀】
添加極客助手微信，加入技術交流羣
長按，掃碼，關注公衆號
本文分享自微信公衆號 - 人人都是極客（rrgeek）。
若有侵權，請聯繫 support@oschina.cn 刪除。
本文參與「OSC源創計劃」，歡迎正在閱讀的你也加入，一塊兒分享。