linux物理页面的换入换出简析

2017-04-25

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我们都知道，现代操作系统使用分页机制和虚拟内存，同时为了提高物理页面的利用率，采用了请求调页的机制，即物理内存的分配只有在真正需要的时候才会进行，比如发生了真正的读写操作，而普通内存的alloc，并不会和物理内存有什么关系。启动一个程序时，装载器把进程可执行文件映射到进程的虚拟地址空间中，注意是虚拟地址空间，从入口函数开始分配一定数量的物理内存页，让其运行。事实上，某个程序可以使用的物理内存页数量基本是固定的（一般运行过程中），当执行到的代码没有在内存中，就会发生pagefault，进而由内存管理器把相应页面调入到内存，如果进程物理页面没有空间，就考虑换出某些页面。而不止是代码，进程中动态申请的内存也有可能由于内存紧张被换出到外存，在需要的时候在调入到内存中。合理的换入换出机制能够充分发挥现代操作系统多任务的优势，各个任务均能够正常的运行。但是换入换出机制毕竟需要和磁盘打交道，磁盘IO一直以来都是性能的瓶颈所在，所以设计一个良好的换入换出机制显得异常重要。

　　下面主要从两个方面介绍换入换出机制。首先，提高磁盘IO效率的方法之一就是建立缓存，在这方面设计到的缓存主要由页缓存、交换缓存、LRU缓存。另一方面，我们不能为了换出而换出，而应该换出哪些真正需要被换出的页面，避免被换出的页面下一刻又要访问的现象，怎么评判需要被换出，根据局部性原理，LRU算法是比较合理的，但是如何评价一个页面的使用频度却是一个不容易实现的问题。所以问题2在就i在于一个合理的换入换出算法。

LRU 链表

在NUMA系统上，每个区域zone都关联一组LRU链表，这些链表记录了物理页面的状态，物理页面的回收工作就是以这些链表为依据。在zone结构中，存在struct lruvec lruvec;字段，lruvec保存了保存了这些链表的链表头，看下该结构

struct lruvec {
    struct list_head lists[NR_LRU_LISTS];
    struct zone_reclaim_stat reclaim_stat;
#ifdef CONFIG_MEMCG
/*其关联的区域zone*/
    struct zone *zone;
#endif
};

首个字段lists是一个数组，记录这些链表，都有哪些链表呢？

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,//不可换出
    NR_LRU_LISTS
};

看到这里根据物理页存储的内容，分为了几种类型，anon后缀是匿名映射，而file后缀是文件映射。二者区别就是在回收对应内存的时候，换出到磁盘文件还是swap分区。除此之外，还有一些inactive和active之分，inactive是不活跃的页面，而active是活跃的页面。具体来讲活跃的页面是页表正在映射的页面，不活跃的页面是已经断开映射，但是还未换出到磁盘的页面。不活跃的页面又有clean和dirty之分，干净的不活跃可以直接作用可用页面，而脏页还需要和磁盘文件做同步或者换出到swap分区。因为于鏊换出文件映射的内存最多需要同步下数据，不需要把整页都换出，所以在实际物理内存回收时，如果文件映射类的内存足够，就优先回收此类内存，这点以后还会讲到。上面讲的匿名和文件映射都是可回收的，Linux单独为不可回收的页面提供了一个链表LRU_UNEVICTABLE，在扫描物理页面进行回收时，不会扫描该链表。

LRU缓存

LRU链表虽然直接管理处于各种状态的页面，但是频繁的对链表进行操作，对性能势必造成一定的影响，所以linux为每个CPU都关联了一个CPU LRU缓存，如果当前CPU调入内存一个页面，则首先把该页面记录到其CPU LRU缓存中，看下pagevec结构

struct pagevec {
    unsigned long nr;
    unsigned long cold;
    struct page *pages[PAGEVEC_SIZE];
};

nr记录已有的page数目，code标记冷热页，pages是一个指向拥有14个page指针的数组。以从swap分区中换入一个页面为例，在把page加入到交换缓存后，就会把page加入到当前CPU的LRU缓存。当满了的时候，会自动把LRU缓存中的page添加到对应的LRU链表中，且最初添加的时候以LRU_INACTIVE_ANON状态添加的。每个CPU对应4种pagevec

/*当添加新的页面时，加入此缓存*/
static DEFINE_PER_CPU(struct pagevec[NR_LRU_LISTS], lru_add_pvecs);
/*不活跃头到不活跃尾部*/
static DEFINE_PER_CPU(struct pagevec, lru_rotate_pvecs);
/*从活跃到不活跃*/
static DEFINE_PER_CPU(struct pagevec, lru_deactivate_pvecs);
#ifdef CONFIG_SMP
/*非活动到活动*/
static DEFINE_PER_CPU(struct pagevec, activate_page_pvecs);

由于每个CPU都有对应的变量，所以不需要对数据进行同步机制，减少了对锁的争用，但是为了前后访问的一致性，即进程或者线程在访问CPU变量期间，不能被调度出去，因为下次再被调度就不能确定在哪个CPU上了，所以在访问CPU变量前要禁用抢占。lru_add_pvecs是一个pagevec数组，根具体的LRU链表对应，当有新页面添加时，加入到LRU中后也会加入到该缓存中。从这点看着有点像一个总的管理区。而lru_rotate_pvecs，当需要把页面从不活跃链表的头部移动到不活跃链表的尾部时，先把页面添加到该缓存，如果缓存满了再对缓存中的页面集体移动到对应LRU链表的尾部。lru_deactivate_pvecs缓存记录即将从活跃链表移动到不活跃链表的页面。同样的道理，当系统企图把一个页面从活跃链表移动到不活跃链表时，先添加到lru_deactivate_pvecs缓存，当缓存满了在操作具体的LRU链表。最后一个activate_page_pvecs仅在SMP架构下实现，在SMP架构下，实现思路和上面类似，当系统要把一个页面从不活跃链表转入到活跃链表时，先添加到该缓存，在缓存满了后，在移动LRU链表。在单处理下，直接操作了LRU链表。注意上面记录的page指针，相当于在具体操作执行先，先在某个地方登记，page架构中lru节点组成LRU链表。当然，并不是只有在缓存满了才会操作LRU链表，有lru_add_drain、lru_add_drain_all分别对当前CPU和所有CPU实现缓存的刷新。在换入页面函数swapin_readahead中，在执行换入操作后就调用了lru_add_drain函数，统一对缓存进行刷新。

和外存的交互

涉及到物理内存的回收，根据前面LRU链表的种类，回收的页面主要来自于两个地方：进程的文件映射区和进程的匿名映射区。文件映射顾名思义对应这某个磁盘文件，而匿名映射这里就是广义的匿名映射了，即不对应固定磁盘文件，内存多为进程动态分配的堆，栈，以及私有映射等。对于前者，其物理页面记录在普通页缓存中，页缓存本身通过基数树radix tree管理，每个叶子节点直接关联page指针，从文件方面，每个文件在内存中对应一个inode，而每个inode会关联一个address_space结构管理文件在内存中的映射，address_space中关联了对应的基数树，从进程来讲，每个file结构也关联了address_space结构，所以同样可以寻找到对应的基数树；而后者，物理页面信息记录在交换缓存中，由于不对应固定的磁盘文件，就没有对应的inode，而交换缓存本质也是页缓存的一种，也通过基数树管理，也就对应一个address_space结构。所以，内核中把所有交换缓存的address_space记录在一个全局数组中，定义如下

struct address_space swapper_spaces[MAX_SWAPFILES] = {
    [ ... MAX_SWAPFILES - ] = {
        .page_tree    = RADIX_TREE_INIT(GFP_ATOMIC|__GFP_NOWARN),
        .a_ops        = &swap_aops,
        .backing_dev_info = &swap_backing_dev_info,
    }
};

数组中共有MAX_SWAPFILES个元素，对于MAX_SWAPFILES，规定了交换的类型数目。交换 类型和偏移被编码进PTE中，在32位下，5位表示类型偏移，27位在交换缓存中定位具体的page，也就限制了交换缓存页面的最大数目。考虑到本人翻译水平有限，特贴出原文：

而对于MAX_SWAPFILES 的定义如下，后面两个分别为支持NUMA 内存迁移和考虑到坏页面的情况。

#define MAX_SWAPFILES  ((1 << MAX_SWAPFILES_SHIFT) - SWP_MIGRATION_NUM - SWP_HWPOISON_NUM)

当MMU根据页表对虚拟地址进行转化，发现PTE最后一位为0而其他位不为0时，就说明该页不在物理内存中，如果该页是被换出到交换分区，把pte转化成swap_entry_t,对物理页面进行查找，需要调用do_swap_page函数,把页面进行调入（swap_entry_t最后会进行介绍）。该函数首先会检查交换缓存，如果缓存中有对应页面，则直接返回，不需要进行磁盘IO；如果没有，再针对具体的磁盘快进行读取。这里涉及到一个预读机制，之前也说过，磁盘寻道时间比IO时间还要长，如果仅仅读取一个页面，则代价有点大，所以一次读取多个页面到物理内存，下次访问的时候就不必进行IO了。如果pte对应的是文件映射，则调用do_nonlinear_fault函数，该函数负责把文件指定偏移处的内容读取到内存。

三、交换区的管理

3.1 内核支持

linux下交换区可以是交换分区也可以是交换文件即swap files,每个交换区对应一个swap_info_struct结构，所有的swap_info_struct结构通过一个全局数组swap_info来管理。struct swap_info_struct *swap_info[MAX_SWAPFILES];，然而数组记录的仅仅是指针。交换区的数量和上文中address_space的数量是一直的，都是MAX_SWAPFILES。swap_info_struct结构如下

struct swap_info_struct {
    unsigned long    flags;        /* SWP_USED etc: see above */
    signed short    prio;        /* swap priority of this type */
    signed char    type;        /* strange name for an index */
    /*下一个交换区在swap_info数组中的索引，按照优先级排列*/
    signed char    next;        /* next type on the swap list */
    unsigned int    max;        /* extent of the swap_map */
    /*据说是标记每一个共享页面的进程数目*/
    unsigned char *swap_map;    /* vmalloc'ed array of usage counts */
    /*low和high之间的可以使用，对应于swap_map*/
    unsigned int lowest_bit;    /* index of first free in swap_map */
    unsigned int highest_bit;    /* index of last free in swap_map */
    /*可用槽位的总数*/
    unsigned int pages;            /* total of usable pages of swap */
    unsigned int inuse_pages;    /* number of those currently in use */
    unsigned int cluster_next;    /* likely index for next allocation */
    unsigned int cluster_nr;    /* countdown to next cluster search */
    unsigned int lowest_alloc;    /* while preparing discard cluster */
    unsigned int highest_alloc;    /* while preparing discard cluster */
    /*交换文件所用*/
    struct swap_extent *curr_swap_extent;//指向上一次使用的swap_extend
    struct swap_extent first_swap_extent;//双链表的head
    struct block_device *bdev;    /* swap device or bdev of swap file */
    struct file *swap_file;        /* seldom referenced */
    unsigned int old_block_size;    /* seldom referenced */
#ifdef CONFIG_FRONTSWAP
    unsigned long *frontswap_map;    /* frontswap in-use, one bit per page */
    atomic_t frontswap_pages;    /* frontswap pages in-use counter */
#endif
    spinlock_t lock;        /*
                     * protect map scan related fields like
                     * swap_map, lowest_bit, highest_bit,
                     * inuse_pages, cluster_next,
                     * cluster_nr, lowest_alloc and
                     * highest_alloc. other fields are only
                     * changed at swapon/swapoff, so are
                     * protected by swap_lock. changing
                     * flags need hold this lock and
                     * swap_lock. If both locks need hold,
                     * hold swap_lock first.
                     */
};

结构中已经有了比较详细的注释，这里简要描述下，flags记录当前交换区的属性，主要由一下几种

enum {
    SWP_USED    = ( << ),    /* is slot in swap_info[] used? */
    SWP_WRITEOK    = ( << ),    /* ok to write to this swap?    */
    SWP_DISCARDABLE = ( << ),    /* swapon+blkdev support discard */
    SWP_DISCARDING    = ( << ),    /* now discarding a free cluster */
    SWP_SOLIDSTATE    = ( << ),    /* blkdev seeks are cheap */
    SWP_CONTINUED    = ( << ),    /* swap_map has count continuation */
    SWP_BLKDEV    = ( << ),    /* its a block device */
    SWP_FILE    = ( << ),    /* set after swap_activate success */
                    /* add others here before... */
    SWP_SCANNING    = ( << ),    /* refcount in scan_swap_map */
};

交换区是分优先级的，在交换文件时，高优先级的交换区将被优先使用，所有的交换区按照优先级通过next字段连接起来，next实际上是下一个swap_info_struct结构在数组中的索引。swap_map是一个短整型数组，对应于每一个交换区的槽位（页面），记录页面共享进程数目。lowest_bit和high_bit记录一个区间，在区间外面没有可用的槽位，以此加速对空闲槽位的扫描。前面提到，不仅是交换分区，还有交换文件，对于交换文件，由于其对应的不一定是一个连续的磁盘块（很大程度上不是），因此不能用单纯的swap_info_struct结构描述，在swap_info_struct结构中，嵌入了first_swap_extent字段，该字段记录交换文件的首个区块，是一个swap_extent结构，一个交换文件的所有对应swap_extent结构通过链表连接，为了避免每次访问都重新扫描链表，在swap_info_struct中还有个swap_extent类型的指针curr_swap_extent，用以记录上次访问的swap_extent。swap_extent结构如下：

struct swap_extent {
    struct list_head list;
    pgoff_t start_page;//起始页面
    pgoff_t nr_pages;//页面数量
    sector_t start_block;//起始块
};

意义很明显，这里就不多说了。

3.2 交换区的创建

创建交换区的任务由用户空间发起，具体来说有个mkswap工具，该工具会执行以下操作：

1、将所需交换区的长度除以所述机器的页长度，以确定其中能够容纳的页面数。

2、检查坏页面

3、把坏块地址的列表写入到交换区首页

4、在第一页末尾设置SWAPSPACE标记

5、可用槽位（页面）数目也保存在交换区头部

用户空间工具仅仅完成了准备工作，需要把这些信息提供给内核，在内核中注册交换区。为此，内核提供了系统调用swapon，在swapfile.c文件中。该函数负责把交换区注册进内核。代码比较长，就不在列举。函数大致流程如下，首先用alloc_swap_info分配一个swap_info_struct结构，具体先分配一块内存，然后在swap_info数组中找到一个空闲位置，把结构地址写进表项。是否空闲的判断依据就是根据SWP_USED标识。然后获取交换文件名，打开文件获得文件描述符。下一步检查文件描述符对应的映射是否已经存在，如果存在就退出。接下来读取交换文件中的首个 页面，该页面记录了swap_header的信息。然后从中获取maxpages。下面一个重要工作是创建swap_map，是一个无符号整形的数组，每个页面对应一个。最先还记录坏槽位，不坏的页面就记录共享该页面的进程数目，不过现在坏槽位都不检查了。下面一个重要的函数是setup_swap_map_and_extents，该函数根据header中记录的坏页面信息，填充swap_map,当然，如果为空就略过。之后如果有nr_goog_pages，就设置swap_info_struct结构中的相关信息，如max、pages,还要通过setup_swap_extents函数，为一段连续的pages映射到连续的磁盘快中，返回的是磁盘快的数量，如果最先建立的是交换分区，则这里就仅仅需要一个块，而如果对应的是磁盘文件，就需要对文件涉及的各个磁盘快分别建立结构，并关联起来。 回到swapon函数中，在此之后就设置swap_info_struct的优先级并和swap_map建立联系了。

总结：唉，其实本篇想详细介绍下物理页面回收的，但是看代码发现涉及到的方面太多，很难一篇文章介绍完，只能先简要分析下，自己以后针对性的进行分析了！

参考：

深入linux内核架构

linux内核3.10.1源码