LRU算法

一，实现LRU的主要数据结构

　　内核使用LRU算法对物理页面进行回收，即内核总是试图将最久没有被使用的老页面回收到伙伴系统。X86上Linux对LRU算法的实现貌似比较粗糙，页面的“新旧”程度仅被分为四个等级，内核使用两条链来组织相关物理页面：

extern struct list_head active_list;　 //活动页面链表声明 extern struct list_head inactive_list; //非活动页面链表声明 ... int nr_active_pages;　　//活动页面链表中页面的个数 int nr_inactive_pages;　//非活动页面链表中页面的个数 LIST_HEAD(inactive_list);　//定义并初始化 LIST_HEAD(active_list);

      active_list代表活跃页面链表，inactive_list代表非活跃页面链表。页面通过struct page结构中的lru成员链入这两条LRU链，当页面被链入时，置PG_lru标志；更进一步，当页面是被链入active_list的时候要置PG_active标志；此外还有一个PG_referenced标志，用于当页面被访问时设置。

　　当页面最近被使用时会被移到active_list中，如果页面久未使用则会被移到inactive_list中去。回收时只会回收inactive_list中的页面。

二，页面在LRU链表中的移动

　　首先明确哪些页面会在LRU链中出现。内核并不是把所有使用的物理页面都链入LRU中，而是只有某些使用量大易于回收的页面，总的来说有两大类页面会被链入LRU链中：

　　1,用于进程地址空间映射的匿名页

　　2,page cache页(包含swap cache和普通的page cache)

细分来讲，这两大类可分为很多不同的情况，一是进程映射的页且未加入swap cache；二是进程映射的页且加入了swap cache；三是进程映射的页且属于普通的page cache，即mmap的页面；四是仅仅为page cache，即进程未映射但页面属于普通的page cache或是swap cache。不管属于哪种情况，他们的共性是要么可以与磁盘I/O将页面洗干净，要么就是可以直接丢弃以达到回收的目的。

　　在X86上，LRU中的页面由旧到新分为四个等级：

　　1,属于inactive_list，没有设置PG_referenced。    [PG_lru]

      2,属于inactive_list，设置了PG_referenced。       [PG_lru|PG_referenced]

      3,属于active_list，没有设置PG_referenced。　　[PG_lru|PG_active]

      4,属于active_list，设置了PG_referenced。　　　[PG_lru|PG_active|PG_referenced]

当页面被访问时调用mark_page_accessed()，执行的就是1->2->3->4的状态转换。内核在很多地方需要使用mark_page_accessed()来标志页面最近已被访问，将页面从“老”到“新”提升等级。如果说内核各执行路径纷纷将各自用过的页面往“新”的状态刷，那么显然就需要一个反对者将它们又改回“老”状态，不然页面个个都是新页面，页页都不能回收了。这个反对者就是内存的回收者，回收者的工作就是在LRU链中找出最老的页面进行回收，它只关注inactive_list，因为显然inactive_list中的比较老，然而在扫描inactive_list并进行回收之前，它要走一遍active_list，把active_list中相对较老的降级到inactive_list中，即完成状态4->3->2的降级，这是通过函数refill_inactive()实现，它有唯一调用点在shrink_caches()中shrink_cache()之前。

void mark_page_accessed(struct page *page) { if (!PageActive(page) && PageReferenced(page)) { activate_page(page); ClearPageReferenced(page); } else SetPageReferenced(page); } static void refill_inactive(int nr_pages) { struct list_head * entry; spin_lock(&pagemap_lru_lock); entry = active_list.prev; while (nr_pages && entry != &active_list) { struct page * page; page = list_entry(entry, struct page, lru); entry = entry->prev; if (PageTestandClearReferenced(page)) { list_del(&page->lru); list_add(&page->lru, &active_list); continue; } nr_pages--; del_page_from_active_list(page); add_page_to_inactive_list(page); SetPageReferenced(page); } spin_unlock(&pagemap_lru_lock); }

　　最后要强调一点，了解LRU中链了哪些类型的页面是理解内存回收关键函数shrink_cache()的关键。

 

Linux kernel version: 2.4.22 for x86