申请分配物理页的时候，页分配器首先尝试使用低水线分配页；如果使用低水线分配失败，说明内存轻微不足，页分配器将会唤醒内存节点的页回收内核线程，异步回收页，然后尝试使用最低水线分配页；如果使用最低水线分配失败，说明内存严重不足，页分配器将会直接回收页；
针对不同的物理页，采用不同的回收策略；物理页根据是否有存储设备支持分为两类：
1）可以被交换的页：没有存储设备支持的物理页，包括匿名页，以及tmpfs文件系统(内存中的文件系统)的文件页和进程在修改私有的文件映射时复制生成的匿名页；
2）存储设备支持的文件页；

针对不同的物理页，采用不同的回收策略；
1）可以被交换的页：采用页交换的方法，先把页的数据写到交换区，然后释放物理页；
2）存储设备支持的文件页；

针对不同得物理页，采用不同得回收策略：
1）可以被交换的页：采用页交换的方法，先把页的数据写到交换区，然后释放物理页；
2）存储设备支持的文件页：如果是干净的页，即把文件从存储设备读到内存以后没有修改过，可以直接释放页；如果是脏页，即把文件从存储设备读到后修改过，那么先写回到存储设备，然后释放物理页；
页回收算法还会回收slab缓存；使用专用slab缓存的内核模块可以使用函数register_shrinker注册收缩器，页回收算法调用所有收缩器的函数以释放对象；

**根据什么原则选择待回收的物理页？**内核使用LRU(Least Recently Used，最近最少使用)算法选择最近最少使用的物理页，来进行回收；
回收物理页的时候，如果物理页被映射到进程的虚拟地址空间，那么需要从页表中删除虚拟页到物理页的映射；怎么知道物理页被映射到哪些虚拟页？需要通过反向映射的数据结构，虚拟页映射到物理页是正向映射，物理页映射到虚拟页是反向映射；

数据结构

LRU链表

页回收算法使用LRU算法选择待回收的物理页；如下图所示，每个内存节点的pglist_data实例有一个成员lruvec，成为LRU向量；

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,
	NR_LRU_LISTS
};

struct lruvec {
	struct list_head		lists[NR_LRU_LISTS];
	struct zone_reclaim_stat	reclaim_stat;
	/* Evictions & activations on the inactive file list */
	atomic_long_t			inactive_age;
	/* Refaults at the time of last reclaim cycle */
	unsigned long			refaults;
#ifdef CONFIG_MEMCG
	struct pglist_data *pgdat;
#endif
};

typedef struct pglist_data {
	struct zone node_zones[MAX_NR_ZONES];
	struct zonelist node_zonelists[MAX_ZONELISTS];
	int nr_zones;
#ifdef CONFIG_FLAT_NODE_MEM_MAP	/* means !SPARSEMEM */
	struct page *node_mem_map;
    ......
    /* Fields commonly accessed by the page reclaim scanner */
	struct lruvec		lruvec;
    ......
}

LRU向量包含5条LRU链表；

• 不活动匿名页LRU链表，用来链接不活动的匿名页，即最近访问频率低的匿名页；
• 活动匿名页LRU链表，用来链接活动的匿名页，即最近访问频率高的匿名页；
• 不活动文件页LRU链表，用来链接不活动的文件页，即最近访问频率低的文件页；
• 活动文件页LRU链表，用来链接活动的文件页，即最近访问频率高的文件页；
• 不可回收LRU链表，用来链接使用mlock锁定在内存中、不允许回收的物理页；

在LRU链表中，物理页的页描述符(struct page)的flags成员会被设置如下：

• flags被设置PG_lru标志位，表示物理页在LRU链表中；
• 页描述符通过lru成员加入到LRU链表；
• 如果是可以被交换的物理页，flags会被设置PG_swapbacked标志位；
• 如果是活动的物理页，flags会被设置PG_active标志位；
• 如果是不可回收的物理页，flags会被设置PG_unevictable标志位；

每条LRU链表中的物理页按访问时间从小到大排序，链表头节点的物理页的访问时间离当前最近，物理页从LRU链表的头部插入；页回收算法从不活动LRU链表的尾部取物理页进行回收，从活动LRU链表的尾部取物理页并移动到不活动LRU链表中；

如何确定页的活动程度？

• 如果是页表映射的匿名页或文件页，根据页表项中的访问标志位确定页的活动程度；
• 如果是没有页表映射的文件页，进程通过文件系统read或write访问文件，文件系统在文件的页缓存中查找文件页，为文件页的页描述符设置访问标志位(PG_referenced)；

反向映射

回收页表映射的匿名页或文件页时，需要从页表中删除映射，内核需要知道物理页被映射到哪些进程的虚拟地址空间，需要实现物理页到虚拟页的反向映射；

页描述符中和反向映射相关的成员如下：

struct page {
    ...
	union {
		struct address_space *mapping;	/* If low bit clear, points to
						 * inode address_space, or NULL.
						 * If page mapped as anonymous
						 * memory, low bit is set, and
						 * it points to anon_vma object:
						 * see PAGE_MAPPING_ANON below.
						 */
        ...
	};
	/* Second double word */
	union {
		pgoff_t index;		/* Our offset within mapping. */
        ...
	};
	union {
        ...
		struct {

			union {
				/*
				 * Count of ptes mapped in mms, to show when
				 * page is mapped & limit reverse map searches.
				 *
				 * Extra information about page type may be
				 * stored here for pages that are never mapped,
				 * in which case the value MUST BE <= -2.
				 * See page-flags.h for more details.
				 */
				atomic_t _mapcount;

                ...
			};
            ...
		};
	};
    ...
};

mapping，最低两位用来作用页映射标志，PAGE_MAPPING_ANON表示匿名页；
index，是在映射里面的偏移，单位是页；如果是匿名映射，那么index是物理页对应的虚拟页在虚拟内存中的页偏移；如果是文件映射，那么index是物理页存储的数据在文件页中的页偏移；
mapcount，映射计数，反映物理页物理页被映射到多少个虚拟内存区域；初始值是-1，加上1以后才是真实的映射计数；
本文中只介绍匿名页的反向映射；文件页的反向映射请查阅相关书籍；

匿名页的反向映射

匿名页的反向映射的数据结构如下图：

1）struct page的成员mapping指向一个anon_vma实例，并设置了PAGE_MAPPING_ANON标志位；
2）struct anon_vma用来组织匿名页被映射到的所有虚拟内存区域；
3）anon_vma_chain用来关联anon_vma实例和vm_area_struct实例；
4）一个匿名页可能被映射到多个虚拟内存区域，比如fork子进程；anon_vma实例通过中介anon_vma_chain把所有vm_area_struct实例和anon_vma实例加入到链表中，关联起来；

页回收过程

如下图所示，申请分配页的时候，页分配器首先尝试使用低水线分配页；如果使用低水线分配失败，说明内存轻微不足，页分配器将会唤醒所有符合分配条件的内存节点的页回收线程，异步回收页，然后尝试使用最低水线分配页；如果分配失败，说明内存严重不足，页分配器将会直接回收页；如果直接回收页失败，那么判断是否应该重新尝试页回收；

异步回收页和直接回收页，最后都是调用函数shrink_node来回收内存节点的页；