linux 内存回收mglru算法代码注释２

mglru与原lru算法的兼容

旧的lru算法有active与inactive两代lru，可参考linux 内存回收代码注释（未实现多代lru版本）-CSDN博客

新的算法在引入4代lru的同时，还引入了tier的概念。

新旧算法的切换的实现在lru_gen_change_state，当开启mglru时，调用fill_evictable，将active list 与 inactive list 的folio迁移到 mglru上（mglru的组织方式是：lruvec[gen][type][zone]），如果是关闭mglru，则调用drain_evictable，将mglru的folio迁移回active/inactive list两代的情况。

当开启mglru时，原有shrink_node与shrink_lruvec的路径会短路，主要体现在两个地方，对于全局的回收直接调用lru_gen_shrink_node，对于某个memory group 的回收会间接调用lru_gen_shrink_lruvec：

shrink_nodeif (lru_gen_enabled() && root_reclaim(sc)) {lru_gen_shrink_node(pgdat, sc);return;}shrink_lruvecif (lru_gen_enabled() && !root_reclaim(sc)) {lru_gen_shrink_lruvec(lruvec, sc);return;}

真正做页的回收的逻辑还是在shrink_folio_list。

mglru与原lru算法的差别

与旧的lru算法区别，主要有三个方面：１、修改了一次扫描要扫的数量计算逻辑。２、修改了代与代之间转换的逻辑。３、添加了refault页的延迟回收机制

mglru的组织

每个numa node 有一个 pgdat 结构，上面绑定了为每个memory group准备了两代bin list，分别为young bin list和old bin list，第个bin list 上有8个bin，新加入的memory group会随机找一个 bin list 加入（lru_gen_online_memcg）。回收总是在old代上做，找一个bin list，从头扫描到尾。memory group 会随着它分配的内存大小和是否做了回收，在old与young的bin list 头尾上游走。（lru_gen_rotate_memcg），具体而言：

１、memory group 的内存超过 soft limit 时，将它移至同代的开头，下次可能回收它（lru_gen_soft_reclaim，MEMCG_LRU_HEAD）

２、新加入的memory group会放在新代的结尾处，第一次扫描发现页数少于2^priority或是第一次扫描发现页数在low水位线以下时，会放在新代的结尾处（MEMCG_LRU_TAIL）

３、当第一次扫描发现内存在min水位以下，或第二次扫描发现上次扫描是小于2^priority的，或是每次扫描完足够页数时会把最后一个扫描的memory group 移至新代（MEMCG_LRU_YOUNG）。

４、在移除一个memory group时，需要回收全部内存，会把它放在old代（lru_gen_offline_memcg，MEMCG_LRU_OLD）

bin list 中每一项是memory group的lruvec指针。

lruvec内部分成了４代，每代有两个type:文件or匿名，每个type又维护了每个zone上的页框，如下：

// 找一个 group 对应在某个 node 上的lru
lruvec = &memcg->nodeinfo[pgdat->node_id]->lruvec.lrugen;
// 遍历一个 node 上某个 binlist 的 lru 
lrugen = pgdat->memcg_lru.fifo[gen][bin];
// lru 内的页框
lrugen->folios[gen][type][zone]

扫描数量

原有的swappiness表示回收匿名页与文件页的加权，取值１～２００，值越小越支持从匿名页回收。新算法计算扫描数量的方法变了，只根据swappiness有无赋值来决定要不要计算扫描匿名页的数量，文件页一定会扫描回收。计算的方式也比较粗暴：total >> sc->priority；具体计算逻辑在get_nr_to_scan->should_run_aging。

代际转换

如果在should_run_aging计算时发现最新一代的页框数已经是总页框数的一半，或第三代的页框数小于总页框数的四分之一，就触发一次代际迭换，尝试发现young 页，把它们提升至最新代。代际迭换的代码在try_to_inc_max_seq。

try_to_inc_max_seq():// 硬件不支持自动标记access flagif (!should_walk_mmu()) {iterate_mm_list_nowalk(lruvec, max_seq);return;}// 尝试扫描 hot pmd 中的 young 页。	do {is_last = iterate_mm_list(lruvec, walk, &mm);if (mm)walk_mm(lruvec, mm, walk);} while (mm);// 这一代扫描结束，更新代际if (is_last)inc_max_seq(lruvec, can_swap, force_scan);

如果硬件支持自动在页表记录访问标记，则扫描一遍（扫描的实现在try_to_inc_max_seq->walk_mm->walk_pgd_range->walk_pud_range->walk_pmd_range->walk_pte_range），通过检查bloom filter，找到标记为hot的pmd，访问pmd中全部pte，将标记脏的pte对应页框标记为脏，并更新至最新代。这里说的bloom filter标记了平均每个cacheline中young页数大于１的pmd，只需要对这些pmd的全部pte中young 页的扫描，并标记脏和更新代数，因为这个pmd范围的young页多，是个热点区，意味着后面可能还会产生hot页。如果硬件不支持自动设置访问标记，就不能在这个地方扫了，而要等到建立rmap时，folio_referenced_one->lru_gen_look_around

bloom filter的设置有两个途径，一个是在上面说的扫描全部pte之后，计算young页数/total页数大于cacheline中能装下的pte数（或者说是不是平均每个cacheline都有一个pte项对应了young页，实现在suitable_to_scan）；另一个是在shrink_folio_list时，会找一个页框映射的次数（folio_referenced），会调一次lru_gen_look_around，尝试看下这个pte对应的pmd中全部pte，同样是在标记完脏页、统计完young页数时，计算young页数/total页数大于cacheline中能装下的pte数，并把young 标记清掉。

这个过程大概代码如下：


walk_pmd_range():
{
restart:for pmd_i in start_addr.. end_addr:// 检查是不是hot pmdif (!test_bloom_filter(max_seq, pmd_i))continue;// 检查hot pmd的所有pte中的脏页，并统计young的页数和清空young标记（young 指最近有访问），计算它还是不是hot pmdis_still_hot = walk_pte_range(addr, pmd_end_addr);// 如果是hot的pmd，则在bloom filter 标记一下，下一轮（代）扫描时再检查一次这个pmdif (is_still_hot)update_bloom_filter(max_seq + 1, pmd + i);}if (i < PTRS_PER_PMD && get_next_vma(PUD_MASK, PMD_SIZE, args, &start, &end))goto restart;
}walk_pte_range():new_gen = lru_gen_from_seq(walk->max_seq);
restart:for pte_i in start_addr.. end_addr:           {// 硬件标记pte脏的，但页框没有标记脏，且这是文件页或未换出的匿名页，则在页框上标记下脏if (pte_dirty(ptent) && !folio_test_dirty(folio) &&!(folio_test_anon(folio) && folio_test_swapbacked(folio) &&!folio_test_swapcache(folio)))folio_mark_dirty(folio);// 将这一页框更新到最新代old_gen = folio_update_gen(folio, new_gen);// 更新统计walk->nr_pages[old_gen][type][zone] 和　walk->nr_pages[new_gen][type][zone]if (old_gen >= 0 && old_gen != new_gen)update_batch_size(walk, folio, old_gen, new_gen);}if (i < PTRS_PER_PTE && get_next_vma(PMD_MASK, PAGE_SIZE, args, &start, &end))goto restart;// 计算young页数/total页数大于cacheline中能装下的pte数（或者说是不是平均每个cacheline都有一个pte项对应了young页）return suitable_to_scan(total, young);
}

Refault页的延迟回收

refault指缺页读入后又换出又读入。mglru引入tier概念，组织形式为lrugen->refaulted[hist][type][tier]。为file 和anon类型的页，维护了４代统计直方图（hist），每个直方图中有４个范围（tier），分别统计了本轮回收中访问了１次，２次，４次，８次的页数。

当触发refault时，会统计累加本轮回收中，已经refault这么多次的页数。（lru_gen_refault）

lru_gen_refault()://　recent 指refault与上次回收在同一代内recent = lru_gen_test_recent(shadow, type, &lruvec, &token, &workingset);// 总共有４代histogram，根据当前代数算出它在那个histogram中hist = lru_hist_from_seq(READ_ONCE(lrugen->min_seq[type]));// 每代有４个tier，tier的index = log2(本轮扫描中这页的 access 数)，即分别为访问１次，２次，４次，８次的tier。tier = lru_tier_from_refs(refs);// 统计累加本轮扫描过程中发生 2^tier 次 refault 的页数。atomic_long_add(delta, &lrugen->refaulted[hist][type][tier]);

在决定是否回收页时，evict_folios->isolate_folios，会平衡本轮发生refault 的页数与回收＋延时回收页数的比值，计算一个控制值（refaulted/(evicted+protected)），可以理解为发生refault的频繁程度。如果发生n次refault的频繁程度达到了发生1次refault频繁程度的２倍，则发生n次以上refault的页都不再回收。

isolate_folios():// 计算refault次数超过多少后不再释放tier_idx = get_tier_idx(lruvec, type);isolate_folios->scan_folios->sort_folio():// 本轮扫描中 refault 次数超过２^tier_idx　次的页不再释放，而是推到下一代if (tier > tier_idx) {// 将页放在下一次lru尾（回收是从本代的头开始的）gen = folio_inc_gen(lruvec, folio, false);list_move_tail(&folio->lru, &lrugen->folios[gen][type][zone]);// 累加本代中不释放页的页数int hist = lru_hist_from_seq(lrugen->min_seq[type]);WRITE_ONCE(lrugen->protected[hist][type][tier - 1],lrugen->protected[hist][type][tier - 1] + delta);return true;}

在回收过程中，每完成一次分离出回收页的计算后（isolate_folios），会将这一代的统计值更新为新值与历史值的滑动平均值。

在一轮回收结束时，会调inc_max_seq将下一轮回收的代统计值清空，为最新代的统计留出位置。