頁面交換守護程序kswapd
從原理上說，kswapd相當於一個程序，它有自己的程序控制塊task_struct結構。與其它程序一樣受核心的排程。而正因為核心將它按程序來排程，就可以讓它在系統相對空閒的時候來執行。不過，與普通程序相比，kswapd有其特殊性。首先，它沒有自己獨立的地址空間，所以在近代作業系統理論中把它稱為“執行緒”以與程序相區別。那麼，kswapd的地址空間是什麼？實際上，核心空間就是它的地址空間。在這一點上，它與中斷服務例程相似。其次，它的程式碼是靜態地連結在核心中的，因此，可以直接呼叫核心中的各種子程式和函式。
Kswapd的原始碼基本上都在mm/vmscan.c中，圖6.18給出了kswapd中與交換有關的主要函式呼叫關係。
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圖 6.18 kswapd 的實現程式碼中與交換相關的主要函式的呼叫關係
從上面的呼叫關係可以看出， kswapd的實現相當複雜，這不僅僅涉及複雜的頁面交換技術，還涉及與磁碟相關的具體檔案操作，因此，為了理清思路，搞清主要內容，我們對一些主要函式給予描述：
1．Kswapd（）
在Linux2.4.10以後的版本中對kswapd（）的實現程式碼進行了模組化組織，可讀性大大加強，程式碼如下：
int kswapd(void *unused)
{
struct task_struct *tsk = current;
DECLARE_WAITQUEUE(wait, tsk);
daemonize(); ／*核心執行緒的初始化*/
strcpy(tsk->comm, "kswapd");
sigfillset(&tsk->blocked); ／*把程序PCB中的阻塞標誌位全部置為1*/
/*
* Tell the memory management that we're a "memory allocator",
* and that if we need more memory we should get access to it
* regardless (see "__alloc_pages()"). "kswapd" should
* never get caught in the normal page freeing logic.
*
* (Kswapd normally doesn't need memory anyway, but sometimes
* you need a small amount of memory in order to be able to
* page out something else, and this flag essentially protects
* us from recursively trying to free more memory as we're
* trying to free the first piece of memory in the first place).
*/
tsk->flags |= PF_MEMALLOC; ／*這個標誌表示給kswapd要留一定的記憶體*/
/*
* Kswapd main loop.
*/
for (;;) {
__set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
add_wait_queue(&kswapd_wait, &wait); ／*把kswapd 加入等待佇列*／
mb(); ／*增加一條彙編指令*/
if (kswapd_can_sleep()) ／*檢查排程標誌是否置位*/
schedule(); ／*呼叫排程程式*/
_set_current_state(TASK_RUNNING); ／*讓kswapd 處於就緒狀態*/
remove_wait_queue(&kswapd_wait, &wait); ／*把kswapd 從等待佇列刪除*/
/*
* If we actually get into a low-memory situation,
* the processes needing more memory will wake us
* up on a more timely basis.
*/
kswapd_balance(); ／* kswapd 的核心函式，請看後面內容*/
run_task_queue(&tq_disk); ／*執行tq_disk 佇列中的例程*/
}
}
kswapd核心執行緒的建立如下：
static int __init kswapd_init(void)
{
printk("Starting kswapd\n");
swap_setup();
kernel_thread(kswapd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL);
return 0;
}
函式kswapd_init（）是在系統初始化期間被呼叫的。它主要做兩件事，其中swap_setup()根據實體記憶體的大小設定一個全域性變數page_cluster。這是一個與磁碟裝置驅動有關的引數。由於讀磁碟時先要經過尋道，而尋道是比較費時的操作，因此，為了節省時間，每次最好多讀幾個頁面，這叫“預讀”。到底每次預讀幾個頁面，就是由這個函式根據記憶體本身的大小給出的（為2，3或4）。另外一個主要的任務就是呼叫kernel_thread（）建立核心執行緒kswapd。
從上面的介紹可以看出，kswapd成為核心的一個執行緒，其主迴圈是一個無限迴圈。迴圈一開始，把它加入等待佇列，但如果排程標誌為1，就執行排程程式，緊接著就又把它從等待佇列刪除，將其狀態變為就緒。只要排程程式再次執行，它就會得到執行，如此周而復始進行下去。
2．kswapd_balance()函式
從該函式的名字可以看出，這是一個要求得平衡的函式，那麼，求得什麼樣的平衡呢？在本章的初始化一節中，我們介紹了實體記憶體的三個層次，即儲存節點、管理區和頁面。所謂平衡就是對頁面的釋放要均衡地在各個儲存節點、管理區中進行，程式碼如下：
static void kswapd_balance(void)
{
int need_more_balance;
pg_data_t * pgdat;
do {
need_more_balance = 0;
pgdat = pgdat_list;
do
need_more_balance |= kswapd_balance_pgdat(pgdat);
while ((pgdat = pgdat->node_next));
} while (need_more_balance);
}
這個函式比較簡單，主要是對每個儲存節點進行掃描。然後又呼叫kswapd_balance_pgdat（）對每個管理區進行掃描：
static int kswapd_balance_pgdat(pg_data_t * pgdat)
{
int need_more_balance = 0, i;
zone_t * zone;
for (i = pgdat->nr_zones-1; i >= 0; i--) {
zone = pgdat->node_zones + i;
if (unlikely(current->need_resched))
schedule();
if (!zone->need_balance)
continue;
if (!try_to_free_pages(zone, GFP_KSWAPD, 0)) {
zone->need_balance = 0;
__set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
schedule_timeout(HZ);
continue;
}
if (check_classzone_need_balance(zone))
need_more_balance = 1;
else
zone->need_balance = 0;
}
其中，最主要的函式是try_to_free_pages（），能否呼叫這個函式取決於平衡標誌need_balance是否為1，也就是說看某個管理區的空閒頁面數是否小於最高警戒線，這是由check_classzone_need_balance()函式決定的。當某個管理區的空閒頁面數小於其最高警戒線時就呼叫try_to_free_pages（）。
3．try_to_free_pages（）
該函式程式碼如下：
int try_to_free_pages(zone_t *classzone, unsigned int gfp_mask, unsigned int order)
{
int priority = DEF_PRIORITY;
int nr_pages = SWAP_CLUSTER_MAX;
gfp_mask = pf_gfp_mask(gfp_mask);
do {
nr_pages = shrink_caches(classzone, priority, gfp_mask, nr_pages);
if (nr_pages <= 0)
return 1;
} while (--priority);
/*
* Hmm.. Cache shrink failed - time to kill something?
* Mhwahahhaha! This is the part I really like. Giggle.
*/
out_of_memory();
return 0;
}
其中的優先順序表示對佇列進行掃描的長度，預設的優先順序DEF_PRIORITY為6（最低優先順序）。假定佇列長度為L，優先順序6就表示要掃描的佇列長度為L／26，所以這個迴圈至少迴圈6次。nr_pages為要換出的頁面數，其最大值SWAP_CLUSTER_MAX為32。其中主要呼叫的函式為shrink_caches（）：
static int shrink_caches(zone_t * classzone, int priority, unsigned int gfp_mask, int nr_pages)
{
int chunk_size = nr_pages;
unsigned long ratio;
nr_pages -= kmem_cache_reap(gfp_mask);
if (nr_pages <= 0)
return 0;
nr_pages = chunk_size;
/* try to keep the active list 2/3 of the size of the cache */
ratio = (unsigned long) nr_pages * nr_active_pages / ((nr_inactive_pages + 1) * 2);
refill_inactive(ratio);
nr_pages = shrink_cache(nr_pages, classzone, gfp_mask, priority);
if (nr_pages <= 0)
return 0;
shrink_dcache_memory(priority, gfp_mask);
shrink_icache_memory(priority, gfp_mask);
1 #ifdef CONFIG_QUOTA
shrink_dqcache_memory(DEF_PRIORITY, gfp_mask);
#endif
return nr_pages;
}
其中kmem_cache_reap（）函式“收割(reap)”由Slab機制管理的空閒頁面。如果從Slap回收的頁面數已經達到要換出的頁面數nr_pages，就不用從其它地方進行換出。refill_inactive（）函式把活躍佇列中的頁面移到非活躍佇列。shrink_cache（）函式把一個“洗淨”且未加鎖的頁面移到非活躍佇列，以便該頁能被儘快釋放。
此外，除了從各個程序的使用者空間所對映的物理頁面中回收頁面外，還呼叫shrink_dcache_memory（）、shrink_icache_memory（）及shrink_dqcache_memory（）回收核心資料結構所佔用的空間。在檔案系統一章將會看到，在開啟檔案的過程中，要分配和使用代表著目錄項的dentry資料結構，還有代表著檔案索引節點inode的資料結構。這些資料結構在檔案關閉後並不立即釋放，而是放在LRU佇列中作為後備，以防在不久將來的檔案操作中又用到。這樣經過一段時間後，就有可能積累起大量的dentry資料結構和inode資料結構，從而佔用數量可觀的物理頁面。這時，就要通過這些函式適當加以回收。
4.頁面置換
到底哪些頁面會被作為後選頁以備換出，這是由Swap_out（）和shrink_cache（）一起完成的。這個過程比較複雜，這裡我們拋開原始碼，以理清思路為目標。
shrink_cache（）要做很多換出的準備工作。它關注兩個佇列：“活躍的” LRU 佇列 和 “非活躍的” FIFO 佇列，每個佇列都是struct page形成的連結串列。該函式的程式碼比較長，我們把它所做的工作概述如下：
· 把引用過的頁面從活躍佇列的隊尾移到該佇列的隊頭（實現LRU策略）。
· 把未引用過的頁面從活躍佇列的隊尾移到非活躍佇列的隊頭（為準備換出而排隊）。
· 把髒頁面安排在非活躍佇列的隊尾準備寫到磁碟。
· 從非活躍佇列的隊尾恢復乾淨頁面(寫出的頁面就成為乾淨的)