linux内存源码分析 - 零散知识点

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直接内存回收中的等待队列

　　内存回收详解见linux内存源码分析 - 内存回收(整体流程)，在直接内存回收过程中，有可能会造成当前需要分配内存的进程被加入一个等待队列，当整个node的空闲页数量满足要求时，由kswapd唤醒它重新获取内存。这个等待队列头就是node结点描述符pgdat中的pfmemalloc_wait。如果当前进程加入到了pgdat->pfmemalloc_wait这个等待队列中，那么进程就不会进行直接内存回收，而是由kswapd唤醒后直接进行内存分配。

　　直接内存回收执行路径是：

　　__alloc_pages_slowpath() -> __alloc_pages_direct_reclaim() -> __perform_reclaim() -> try_to_free_pages() -> do_try_to_free_pages() -> shrink_zones() -> shrink_zone()

　　在__alloc_pages_slowpath()中可能唤醒了所有node的kswapd内核线程，也可能没有唤醒，每个node的kswapd是否在__alloc_pages_slowpath()中被唤醒有两个条件：

1. 分配标志中没有__GFP_NO_KSWAPD，只有在透明大页的分配过程中会有这个标志。
2. node中有至少一个zone的空闲页框没有达到 空闲页框数量 >= high阀值 + 1 << order + 保留内存，或者有至少一个zone需要进行内存压缩，这两种情况node的kswapd都会被唤醒。

　　而在kswapd中会对node中每一个不平衡的zone进行内存回收，直到所有zone都满足 zone分配页框后剩余的页框数量 > 此zone的high阀值 + 此zone保留的页框数量。kswapd就会停止内存回收，然后唤醒在等待队列的进程。

　　之后进程由于内存不足，对zonelist进行直接回收时，会调用到try_to_free_pages()，在这个函数内，决定了进程是否加入到node结点的pgdat->pfmemalloc_wait这个等待队列中，如下：

unsigned long try_to_free_pages(struct zonelist *zonelist, int order,
                gfp_t gfp_mask, nodemask_t *nodemask)
{
    unsigned long nr_reclaimed;
    struct scan_control sc = {
        /* 打算回收32个页框 */
        .nr_to_reclaim = SWAP_CLUSTER_MAX,
        .gfp_mask = (gfp_mask = memalloc_noio_flags(gfp_mask)),
        /* 本次内存分配的order值 */
        .order = order,
        /* 允许进行回收的node掩码 */
        .nodemask = nodemask,
        /* 优先级为默认的12 */
        .priority = DEF_PRIORITY,
        /* 与/proc/sys/vm/laptop_mode文件有关
         * laptop_mode为0，则允许进行回写操作，即使允许回写，直接内存回收也不能对脏文件页进行回写
         * 不过允许回写时，可以对非文件页进行回写
         */
        .may_writepage = !laptop_mode,
        /* 允许进行unmap操作 */
        .may_unmap = ,
        /* 允许进行非文件页的操作 */
        .may_swap = ,
    };

    /*
     * Do not enter reclaim if fatal signal was delivered while throttled.
     * 1 is returned so that the page allocator does not OOM kill at this
     * point.
     */
    /* 当zonelist中获取到的第一个node平衡，则返回，如果获取到的第一个node不平衡，则将当前进程加入到pgdat->pfmemalloc_wait这个等待队列中
     * 这个等待队列会在kswapd进行内存回收时，如果让node平衡了，则会唤醒这个等待队列中的进程
     * 判断node平衡的标准:
     * 此node的ZONE_DMA和ZONE_NORMAL的总共空闲页框数量 是否大于 此node的ZONE_DMA和ZONE_NORMAL的平均min阀值数量，大于则说明node平衡
     * 加入pgdat->pfmemalloc_wait的情况
     * 1.如果分配标志禁止了文件系统操作，则将要进行内存回收的进程设置为TASK_INTERRUPTIBLE状态，然后加入到node的pgdat->pfmemalloc_wait，并且会设置超时时间为1s
     * 2.如果分配标志没有禁止了文件系统操作，则将要进行内存回收的进程加入到node的pgdat->pfmemalloc_wait，并设置为TASK_KILLABLE状态，表示允许 TASK_UNINTERRUPTIBLE 响应致命信号的状态
     * 返回真，表示此进程加入过pgdat->pfmemalloc_wait等待队列，并且已经被唤醒
     * 返回假，表示此进程没有加入过pgdat->pfmemalloc_wait等待队列
     */
    if (throttle_direct_reclaim(gfp_mask, zonelist, nodemask))
        return ;

    trace_mm_vmscan_direct_reclaim_begin(order,
                sc.may_writepage,
                gfp_mask);

    /* 进行内存回收，有三种情况到这里
     * 1.当前进程为内核线程
     * 2.最优node是平衡的，当前进程没有加入到pgdat->pfmemalloc_wait中
     * 3.当前进程接收到了kill信号
     */
    nr_reclaimed = do_try_to_free_pages(zonelist, &sc);

    trace_mm_vmscan_direct_reclaim_end(nr_reclaimed);

    return nr_reclaimed;
}

　　主要通过throttle_direct_reclaim()函数判断是否加入到pgdat->pfmemalloc_wait等待队列中，主要看此函数：

/* 当zonelist中第一个node平衡，则返回，如果node不平衡，则将当前进程加入到pgdat->pfmemalloc_wait这个等待队列中
 * 这个等待队列会在kswapd进行内存回收时，如果让node平衡了，则会唤醒这个等待队列中的进程
 * 判断node平衡的标准:
 * 此node的ZONE_DMA和ZONE_NORMAL的总共空闲页框数量 是否大于 此node的ZONE_DMA和ZONE_NORMAL的平均min阀值数量，大于则说明node平衡
 * 加入pgdat->pfmemalloc_wait的情况
 * 1.如果分配标志禁止了文件系统操作，则将要进行内存回收的进程设置为TASK_INTERRUPTIBLE状态，然后加入到node的pgdat->pfmemalloc_wait，并且会设置超时时间为1s
 * 2.如果分配标志没有禁止了文件系统操作，则将要进行内存回收的进程加入到node的pgdat->pfmemalloc_wait，并设置为TASK_KILLABLE状态，表示允许 TASK_UNINTERRUPTIBLE 响应致命信号的状态
 */
static bool throttle_direct_reclaim(gfp_t gfp_mask, struct zonelist *zonelist,
                    nodemask_t *nodemask)
{
    struct zoneref *z;
    struct zone *zone;
    pg_data_t *pgdat = NULL;

    /* 如果标记了PF_KTHREAD，表示此进程是一个内核线程，则不会往下执行 */
    if (current->flags & PF_KTHREAD)
        goto out;

    /* 此进程已经接收到了kill信号，准备要被杀掉了 */
    if (fatal_signal_pending(current))
        goto out;
    /* 遍历zonelist，但是里面只会在获取到第一个pgdat时就跳出 */
    for_each_zone_zonelist_nodemask(zone, z, zonelist,
                    gfp_mask, nodemask) {

        /* 只遍历ZONE_NORMAL和ZONE_DMA区 */
        if (zone_idx(zone) > ZONE_NORMAL)
            continue;

        /* 获取zone对应的node */
        pgdat = zone->zone_pgdat;
        /* 判断node是否平衡，如果平衡，则返回真
         * 如果不平衡，如果此node的kswapd没有被唤醒，则唤醒，并且这里唤醒kswapd只会对ZONE_NORMAL以下的zone进行内存回收
         * node是否平衡的判断标准是:
         * 此node的ZONE_DMA和ZONE_NORMAL的总共空闲页框数量 是否大于 此node的ZONE_DMA和ZONE_NORMAL的平均min阀值数量，大于则说明node平衡
         */
        if (pfmemalloc_watermark_ok(pgdat))
            goto out;
        break;
    }

    if (!pgdat)
        goto out;

    count_vm_event(PGSCAN_DIRECT_THROTTLE);

    if (!(gfp_mask & __GFP_FS)) {
        /* 如果分配标志禁止了文件系统操作，则将要进行内存回收的进程设置为TASK_INTERRUPTIBLE状态，然后加入到node的pgdat->pfmemalloc_wait，并且会设置超时时间为1s
         * 1.pfmemalloc_watermark_ok(pgdat)为真时被唤醒，而1s没超时，返回剩余timeout(jiffies)
         * 2.睡眠超过1s时会唤醒，而pfmemalloc_watermark_ok(pgdat)此时为真，返回1
         * 3.睡眠超过1s时会唤醒，而pfmemalloc_watermark_ok(pgdat)此时为假，返回0
         * 4.接收到信号被唤醒，返回-ERESTARTSYS
         */
        wait_event_interruptible_timeout(pgdat->pfmemalloc_wait,
            pfmemalloc_watermark_ok(pgdat), HZ);

        goto check_pending;
    }

    /* Throttle until kswapd wakes the process */
    /* 如果分配标志没有禁止了文件系统操作，则将要进行内存回收的进程加入到node的pgdat->pfmemalloc_wait，并设置为TASK_KILLABLE状态，表示允许 TASK_UNINTERRUPTIBLE 响应致命信号的状态
     * 这些进程在两种情况下被唤醒
     * 1.pfmemalloc_watermark_ok(pgdat)为真时
     * 2.接收到致命信号时
     */
    wait_event_killable(zone->zone_pgdat->pfmemalloc_wait,
        pfmemalloc_watermark_ok(pgdat));

check_pending:
    /* 如果加入到了pgdat->pfmemalloc_wait后被唤醒，就会执行到这 */

    /* 唤醒后再次检查当前进程是否接受到了kill信号，准备退出 */
    if (fatal_signal_pending(current))
        return true;

out:
    return false;
}

　　有四点需要注意：

1. 当前进程已经接收到kill信号，则不会将其加入到pgdat->pfmemalloc_wait中。
2. 只获取第一个node，也就是当前进程最希望从此node中分配到内存。
3. 判断一个node是否平衡的条件是：此node的ZONE_NORMAL和ZONE_DMA两个区的空闲页框数量 > 此node的ZONE_NORMAL和ZONE_DMA两个区的平均min阀值。如果不平衡，则加入到pgdat->pfmemalloc_wait等待队列中，如果平衡，则直接返回，并由当前进程自己进行直接内存回收。
4. 如果当前进程分配内存时使用的标志没有__GFP_FS，则加入pgdat->pfmemalloc_wait中会有一个超时限制，为1s。并且加入后的状态是TASK_INTERRUPTABLE。
5. 其他情况的进程加入到pgdat->pfmemalloc_wait中没有超时限制，并且状态是TASK_KILLABLE。

　　如果进程加入到了node的pgdat->pfmemalloc_wait等待队列中。在此node的kswapd进行内存回收后，会通过再次判断此node是否平衡来唤醒这些进程，如果node平衡，则唤醒这些进程，否则不唤醒。实际上，不唤醒也说明了node没有平衡，kswapd还是会继续进行内存回收，最后kswapd实在没办法让node达到平衡水平下，会在kswapd睡眠前，将这些进程全部进行唤醒。

zone的保留内存

　　之前很多地方说明到，判断一个zone是否达到阀值，主要通过zone_watermark_ok()函数实现的，而在此函数中，又以 zone当前空闲内存 >= zone阀值(min/low/high) + 1 << order + 保留内存 这个公式进行判断的，而对于zone阀值和1<<order都很好理解，这里主要说说最后的那个保留内存。我们知道，如果打算从ZONE_HIGHMEM进行内存分配时，使用的zonelist是ZONE_HIGHMEM -> ZONE_NORMAL -> ZONE_DMA，当ZONE_HIGHMEM没有足够内存时，就会去ZONE_NORMAL和ZONE_DMA进行分配，这样会造成一种情况，有可能ZONE_NORMAL和ZONE_DMA的内存都被本应该从ZONE_HIGHMEM分配的内存占完了，特定需要从ZONE_NORMAL和ZONE_DMA分配的内存则无法进行分配，所以内核设计了一个功能，就是让其他ZONE内存不足时，可以在本ZONE进行内存分配，但是必须保留一些页框出来，不能让你所有都用完，而应该从本ZONE进行分配的时候则没办法获取页框，这个值就保存在struct zone中：

struct zone
{
    ......

    long lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES];

    ......
}

　　注意是以数组保存这个必须保留的页框数量的，而数组长度是node中zone的数量，为什么要这样组织，其实很好理解，对于对不同的zone进行的内存分配，如果因为目标zone的内存不足导致从本zone进行分配时，会因为目标zone的不同而保留的页框数量不同，比如说，一次内存分配本来打算在ZONE_HIGHMEM进行分配，然后内存不足，最后到了ZONE_DMA进行分配，这时候ZONE_DMA使用的保留内存数量就是lowmem_reserve[ZONE_HIGHMEM]；而如果一次内存分配是打算在ZONE_NORMAL进行分配，因为内存不足导致到了ZONE_DMA进行分配，这时候ZONE_DMA使用的保留内存数量就是lowmem_reserve[ZONE_NORMAL]。这样，对于这两次内存分配过程中，当对ZONE_DMA调用zone_watermark_ok()进行阀值判断能否从ZONE_DMA进行内存分配时，公式就会变为 zone当前空闲内存 >= zone阀值(min/low/high) + 1 << order + lowmem_reserve[ZONE_HIGHMEM] 和 zone当前空闲内存 >= zone阀值(min/low/high) + 1 << order + lowmem_reserve[ZONE_NORMAL]。这样就可能会因为lowmem_reserve[ZONE_HIGHMEM]和lowmem_reserve[ZONE_NORMAL]的不同，导致一种能够顺利从ZONE_DMA分配到内存，另一种不能够。而对于本来就打算从本zone进行内存分配时，比如本来就打算从ZONE_DMA进行内存分配，就会使用lowmem_reserve[ZONE_DMA]，而由于zone本来就是ZONE_DMA，所以ZONE_DMA的lowmem_reserve[ZONE_DMA]为0，也就是，当打算从ZONE_DMA进行内存分配时，会使用zone_watermark_ok()判断ZONE_DMA是否达到阀值，而判断公式中的保留内存lowmem_reverve[ZONE_DMA]是为0的。同理，当本来就打算从ZONE_NORMAL进行内存分配，并通过zone_watermark_ok()对ZONE_NORMAL进行阀值判断时，会使用ZONE_NORMAL区的lowmem_reserve[ZONE_NORAML]，这个值也是0。对于ZONE_NORMAL区而言，它的lowmem_reserve[ZONE_DMA]和lowmem_reserve[ZONE_NORMAL]为0，因为需要从ZONE_DMA进行内存分配时，即使内存不足也不会到ZONE_NORMAL进行分配，而由于自己又是ZONE_NORMAL区，所有这两个数为0；而对于ZONE_HIGHMEM，它的lowmem_reserve[]中所有值都为0，它不必为其他zone限制保留内存，因为其他zone当内存不足时不会到ZONE_HIGHMEM中进行尝试分配内存。

　　可以通过cat /proc/zoneinfo查看这个数组中的值为多少：

　　这个是我的ZONE_DMA的区的参数，可以看到，对应ZONE_DMA就是为0，然后ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM都为1854，最后一个是虚拟的zone，叫ZONE_MOVABLE。

　　对于zone保留内存的多少，可以通过/proc/sys/vm/lowmem_reserve_ratio进行修改。具体可见内核文档Documentation/sysctl/vm.txt，我的系统默认的lowmem_reserve_ratio如下：

　　这个256和32代表的是1/256和1/32。而第一个256用于代表DMA区的，第二个256代表NORMAL区的，第三个32代表HIGHMEM区的，计算公式是：

ZONE_DMA对于ZONE_NORMAL分配需要保留的内存：

　　zone_dma->lowmem_reserve[ZONE_NORMAL] = zone_normal.managed / lowmem_reserve_ratio[ZONE_DMA]

ZONE_DMA对于ZONE_HIGHMEM分配需要保留的内存：

　　zone_dma->lowmem_reserve[ZONE_HIGHMEM] = zone_highmem.managed / lowmem_reserve_ratio[ZONE_DMA]

drop_caches

　　在/proc/sys/vm/目录下有个drop_caches文件，可以通过将1,2,3写入此文件达到内存回收的效果，这三个值会达到不同的效果，效果如下：

• echo 1 > /proc/sys/vm/drop_caches：对干净的pagecache进行内存回收
• echo 2 > /proc/sys/vm/drop_caches：对空闲的slab进行内存回收
• echo 3 > /proc/sys/vm/drop_caches：对干净的pagecache和slab进行内存回收

　　注意只会对干净的pagecache和空闲的slab进行回收。干净的pagecache就是页中的数据与磁盘对应文件一致，没有被修改过的页，对于脏的pagecache，是不会进行回收的。而空闲的slab指的就是没有被分配给内核模块使用的slab。

　　先看看/proc/meminfo文件：

　　主要注意Buffers、Cached、Slab、Shmem这四行。

　　再看看free -k命令：

　　我们主要关注shared和buff/cache这两列。

• shared：记录的是当前系统*享内存使用的内存数量，对应meminfo的Shmem行。
• buff/cache：记录的是当前系统中buffers、cached、slab总共使用的内存数量。对应于meminfo中的Buffers + Cached + Slab。

　　然后我们通过free -k看看当前系统在使用echo 3 > /proc/sys/vm/drop_caches清空了pagecache和slab之后的情况：

　　这里为什么buff/cache在echo 3 > /proc/sys/vm/drop_caches后没有被清0，因为之前也说了，drop_caches只回收空闲的pagecache和空闲的slab。

　　之后使用shmem创建一个100M的shmem共享内存，再通过echo 3 > /proc/sys/vm/drop_caches清空pagecache和slab之后的情况：

　　很明显看出来，两次的shared相差102400，两次的buff/cache相差102364。也就是这段shmem共享内存没有被drop_caches回收，实际上，mmap共享内存也是与shmem相同的情况，也就是说，共享内存是不会被drop_caches进行回收的。实际总体上drop_caches不会回收以下内存：

1. 正在使用的slab，一些空闲的slab会被drop_caches回收
2. 匿名mmap共享内存和文件映射mmap共享内存使用的页，不会被drop_caches回收，但是在内存不足时会被内存回收换出
3. shmem共享内存使用的页，不会被drop_caches回收，但是在内存不足时会被内存回收换出
4. tmpfs使用的页
5. 被mlock锁在内存中的pagecache
6. 脏的pagecache

　　有些人会很好奇，为什么shmem和mmap共享内存使用的页都算成了pagecache，而在linux内存源码分析 - 内存回收(lru链表)中明确说明了，shmem和匿名mmap共享内存使用的页会加到匿名页lru链表中的，在匿名页lru链表中的页有个特点，在要被换出时，会加入到swapcache中，然后再进行换出。实际上，这两种类型的共享内存，在创建时，系统会为它们分配一个没有映射到磁盘上的inode结点，当然也会有inode对应pagecache，但是它们会设置PG_swapbacked，并加入到匿名页lru链表中，当对它们进行换出时，它们会加入到swapcache中进行换出。也就是在没有被换出时，这些没有指定磁盘文件的共享内存，是有属于自己的inode和pagecache的，所以系统也将它们算作了pagecache。而对于文件映射mmap共享内存，它本来就有对应的文件inode和pagecache，所以算到pagecache中也理所应当了。

　　以上说了为什么shmem和匿名mmap被系统算作pagecache，这里再说说为什么drop_caches没有对它们这种pagecache进行释放。首先，drop_caches的实现原理时，遍历系统中所有挂载了的文件系统的超级块struct super_block，对每个文件系统的超级块中的每个文件的inode进行遍历，然后再对每个文件inode中的所有page进行遍历，然后将能够回收的回收掉，实际上，严格地判断pagecache能否回收的条件如下：

1. 标记了PG_dirty的脏pagecache不能回收
2. 有进程页表项映射的pagecache不能回收
3. 被mlock锁在内存中的pagecache不能回收
4. 标记了PG_writeback的正在回写的pagecache不能回收
5. 没有buffer_head并且page->_count不等于2的pagecache不能进行回收
6. 有buffer_head并且page->_count不等于3的pagecache不能进行回收

　　到这里，实际上已经很清晰了，对于只有write、read进行读写的文件，只要它是干净并且没有被mlock锁在内存中，基本上都是能够回收的，因为write、read系统调用不会让进程页表映射此pagecache。而相反，mmap和shmem都会让进程页表映射到pagecache，这样当某个pagecache被使用了mmap或shmem的进程映射时，这个pagecache就不能够进行回收了。而shmem相对于mmap还有所不同，mmap在进程退出时，会取消映射，这时候这些被mmap取消映射的pagecache是可以进行回收的，但是当一个进程使用shmem进行共享内存时，然后进程退出，shmem共享内存使用的pagecache也还是不能够被drop_caches进行回收，原因是shmem共享内存使用的pagecache的page->_count为4，不为上面的2或者3的情况，具体shmem共享内存的pagecache被哪个模块引用了，还待排查。总的来说，mmap使用的页不能够回收是因为有进程映射了此页，shmem使用的页不能够回收是因为有其他模块引用了此页。

　　再说说tmpfs，tmpfs中的文件页也是不能够被drop_caches回收的，原因是tmpfs中的文件页生来就是脏页，而又因为它们在磁盘上没有对应的具体磁盘文件，所以tmpfs中的文件页不会被回写到磁盘，又因为生来是脏页，所以tmpfs的文件页在内存充足的情况下，它的整个生命周期都为脏页，所以不会被drop_caches回收。

　　需要注意，上面所说的所有情况，都表示是drop_caches不能进行回收，但是不代表这些页是不能进行回收的，在内存不足时导致的内存回收流程，就会将shmem、mmap、tmpfs中的页进行换出到swap分区或者对应磁盘文件中。

kmalloc从slab/slub或者从buddy system分配的分界线

　　当kmalloc分配的内存大小超过一定值时, 就会从buddy system去分配, 而不是从slab中获取.

　　当size > KMALLOC_MAX_CACHE_SIZE时, 从buddy system分配, 否则从slab中分配.

　　而KMALLOC_MAX_CACHE_SIZE在slab和slub中的定义不一样, 不过都是在include/linux/slab.h中

slub:

　　KMALLOC_MAX_CACHE_SIZE为1UL << (PAGE_SHIFT + 1), 如果page大小为4K(PAGE_SHIFT则为12), 那么KMALLOC_MAX_CACHE_SIZE为8K, 也就是当kmalloc分配的大小超过8K时, 就会从buddy system中分配.

slab:

　　KMALLOC_MAX_CACHE_SIZE为1UL << ((MAX_ORDER + PAGE_SHIFT - 1) <= 25 ? (MAX_ORDER + PAGE_SHIFT - 1) : 25), 默认情况下, MAX_ORDER为11, 那么MAX_ORDER + PAGE_SHIFT - 1为22, 那么KMALLOC_MAX_CACHE_SIZE为4M, 也就是说, 当kmalloc分配大小超过4M时, slab才会从buddy system分配, 但是很显然这里是无法从buddy system分配的. 因为MAX_ORDER为11时, buddy system最大也就组织了4M的连续空间. 根据kernel的注释, slab模式下, KMALLOC_MAX_CACHE_SIZE最大能够达到2^25(32MB).