四 page_fault、內存IO交互、VSS、LRU

整體目錄

一 linux虛擬內存、MMU、分頁的基本原理
二 OOM打分因子、oom_adj以及oom_score
三 頁的alloc與free、Buddy算法以及CMA
四 page_fault、內存IO交互、VSS、LRU
五 DMA及Cache一致性

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page_fault缺頁中斷的處理

進程線性地址空間裏的頁面不必常駐內存，在執行一條指令時，如果發現他要訪問的頁沒有在內存中（即存在位爲0），那麼停止該指令的執行，併產生一個頁不存在的異常，對應的故障處理程序可通過從外存加載該頁的方法來排除故障，之後，原先引起的異常的指令就可以繼續執行，而不再產生異常。
當一個進程發生缺頁中斷的時候，進程會陷入內核態，執行以下操作：
1、檢查要訪問的虛擬地址是否合法
2、查找/分配一個物理頁
3、填充物理頁內容（讀取磁盤，或者直接置0，或者啥也不幹）
4、建立映射關係（虛擬地址到物理地址）
重新執行發生缺頁中斷的那條指令
如果第3步，需要讀取磁盤，那麼這次缺頁中斷就是majflt，否則就是minflt。

• 具體細節可以查看該博客詳解缺頁中斷-----缺頁中斷處理(內核、用戶)
  - 缺頁中斷分爲內核態和用戶態
  
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內存IO交互

用戶進程的內存頁分爲兩種：
file-backed pages（文件背景頁）
anonymous pages（匿名頁）

比如進程的代碼段、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。
file-backed pages在內存不足的時候可以直接寫回對應的硬盤文件裏，稱爲page-out，不需要用到交換區(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。

file-backed pages（文件背景頁）

對於有文件背景的頁面，程序去讀文件時，可以通過read也可以通過mmap去讀。當你通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，本進程或其他進程下次再讀的時候就直接從page cache裏去拿，就很快了，提升系統的整體性能。因此用戶的read/write實際上是跟page cache的相互拷貝。
而用戶的mmap則會將一段虛擬地址（3G）以下映射到page cache上，這樣的話，用戶就可以通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。

所以文件對於用戶程序來講其實只是內存，page cache就是磁盤中文件的一個副本。可以通過 “echo 3 > /proc/sys/vm/drop_cache” 來清cache。清掉之後，進程第一次讀文件就會變慢。

通過free命令可以看到當前page cache佔用內存的大小，free命令中會打印buffers和cached（有的版本free命令將二者放到一起了）。通過文件系統來訪問文件（掛載文件系統，通過文件名打開文件）產生的緩存就由cached記錄，而直接操作裸盤（打開/dev/sda設備去讀寫）產生的緩存就由buffers記錄。

實際上文件系統本身再讀寫文件就是操作裸分區的方式，用戶態也可以直接操作裸盤，像dd命令操作一個設備名也是直接訪問裸分區。那麼，通過文件系統讀寫的時候，就會既有cached又有buffers。從圖中可以看到，文件名等元數據和文件系統相關，是進cached，實際的數據緩存還是在buffers。例如，read一個文件（如ext4文件系統）的時候，如果文件cache命中了，就不用走到ext4層，從vfs層就返回了。

當然，還可以在open的時候加上O_DIRECT標記，做直接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，因此無法和磁盤文件交換，但可以通過硬盤上劃分額外的swap分區或使用swap文件進行交換。swap分區可以將不活躍的頁交換到硬盤中，緩解內存緊張。swap分區可以當做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不能無限增加，不能說慢慢的所有文件都緩存到內存了。肯定要有一個機制，讓不常用的文件數據從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，比如堆、棧、數據段，如果沒有swap分區，不能與磁盤交換，就要常駐內存了。但是常駐內存的話，就會吃內存，可以通過給硬盤搞一個swap分區或硬盤中創建一個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。當然，如果頻繁交換的話，被交換出去的數據的訪問就會慢一些，因爲要有IO操作了。

1. 水位（watermark）控制:

內核中有三個水位：
min：如果剩餘內存減少到觸及這個水位，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做內存回收（direct reclaim）。
low：當剩餘內存慢慢減少，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，內存慢慢增加，觸到這個水位時，就停止回收。
由於每個ZONE是分別管理各自內存的，因此每個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還是匿名頁還是都會回收呢，可通過/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。當然，它們的回收方法都是一樣的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)。然後根據min算出來low和high水位的值：low=5/4min，high=6/4min.

dirty page髒頁的寫回

sync是用來回寫髒頁的，髒頁不能在內存中呆的太久，因爲如果突然斷電沒有寫到硬盤的話髒數據就丟了，另一方面如果攢了很多一起寫回也會明顯佔用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。如果將這個值置爲0，則flusher線程就完全不會被喚醒了。
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，這個進程自己就會去回寫髒頁。
dirty_background_ratio: 如果髒頁的數量超過這個比例時，flusher線程就會啓動髒頁回寫。
所以：
即使只有一個髒頁，那如果它超時了，也會被寫回。防止髒頁在內存駐留太久。dirty_expire_centisecs這個值默認是3000，即30s，可以將其設置得短一些，這樣掉電後丟失的數據會更少，但磁盤寫操作也更密集。
不能有太多的髒頁，否則會給磁盤IO造成很大壓力，例如在內存不夠做內存回收時，還要先回寫髒頁，也會明顯耗時。
需要注意的是，在達到dirty_background_ratio後，flusher線程（名爲“[flush-devname]”）開始回寫，但由於寫磁盤速度慢，如果此時應用進程還在不停地寫磁盤，flusher線程回寫沒那麼快，那麼就會導致進程的髒頁達到dirty_ratio，這時這個進程就會去回寫髒頁而導致write被堵住。也就是說dirty_background_ratio通常是比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’一行可以看到當前系統的髒頁有多少，用sync命令可以刷掉。

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zRAM機制

不用swap分區，也可以用zRAM機制來緩解內存緊張： 從內存裏拿出一段內存空間（compressed block），作爲交換空間模擬硬盤的交換分區，用來交換匿名頁，並且讓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的速度提高很多，且不用考慮壽命問題，並且由於這段內存是壓縮後存儲的，因此可以存更多的數據，雖然佔用了一段內存，但實際可以存更多的數據，也達到了增加內存的效果。缺點就是壓縮要佔用CPU時間。
Android裏面普遍使用了zRAM技術，由於zRAM犧牲了CPU時間，所以交換次數還是越少越好。像Android和windows，內存越大越好，因爲發生交換的機率就小。這樣兩個進程相互切換（如微博和微信）時就會變得流暢，因爲內存足夠的話，後臺進程無需被換進swap分區或被OOM殺掉。當然如果你只打打電話，就沒必要大內存啦。
摘選自內存和IO的交換

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Linux進程內存消耗指標解讀

內存耗用指標

VSS – Virtual Set Size 虛擬耗用內存（包含共享庫佔用的內存）
RSS – Resident Set Size 實際使用物理內存（包含共享庫佔用的內存）
PSS – Proportional Set Size 實際使用的物理內存（比例分配共享庫佔用的內存）
USS – Unique Set Size 進程獨自佔用的物理內存（不包含共享庫佔用的內存）
摘選自Linux進程內存消耗指標解讀

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LRU算法

內存管理的一種頁面置換算法，對於在內存中但又不用的數據塊（內存塊）叫做LRU，操作系統會根據哪些數據屬於LRU而將其移出內存而騰出空間來加載另外的數據。
什麼是LRU算法？ LRU是Least Recently Used的縮寫，即最近最少使用，常用於頁面置換算法，是爲虛擬頁式存儲管理服務的。
關於操作系統的內存管理，如何節省利用容量不大的內存爲最多的進程提供資源，一直是研究的重要方向。而內存的虛擬存儲管理，是現在最通用，最成功的方式—— 在內存有限的情況下，擴展一部分外存作爲虛擬內存，真正的內存只存儲當前運行時所用得到信息。這無疑極大地擴充了內存的功能，極大地提高了計算機的併發度。虛擬頁式存儲管理，則是將進程所需空間劃分爲多個頁面，內存中只存放當前所需頁面，其餘頁面放入外存的管理方式。
然而，有利就有弊，虛擬頁式存儲管理增加了進程所需的內存空間，卻也帶來了運行時間變長這一缺點：進程運行過程中，不可避免地要把在外存中存放的一些信息和內存中已有的進行交換，由於外存的低速，這一步驟所花費的時間不可忽略。因而，採取儘量好的算法以減少讀取外存的次數，也是相當有意義的事情。