1、記憶體配置設定的過程是怎樣的？
應用程式通過 malloc 函數（全稱是memory allocation，中文叫動态記憶體配置設定）申請記憶體的時候，實際上申請的是虛拟記憶體，此時并不會配置設定實體記憶體。
當應用程式讀寫了這塊虛拟記憶體，CPU 就會去通路這個虛拟記憶體， 這時會發現這個虛拟記憶體沒有映射到實體記憶體， CPU 就會産生缺頁中斷，程序會從使用者态切換到核心态，并将缺頁中斷交給核心的 Page Fault Handler （缺頁中斷函數）處理。
缺頁中斷處理函數會看是否有空閑的實體記憶體，如果有，就直接配置設定實體記憶體，并建立虛拟記憶體與實體記憶體之間的映射關系。
如果沒有空閑的實體記憶體，那麼核心就會開始進行回收記憶體的工作，回收的方式主要是兩種：直接記憶體回收和背景記憶體回收。
- 背景記憶體回收（kswapd）：在實體記憶體緊張的時候，會喚醒 kswapd 核心線程來回收記憶體，這個回收記憶體的過程異步的，不會阻塞程序的執行。
- 直接記憶體回收（direct reclaim）：如果背景異步回收跟不上程序記憶體申請的速度，就會開始直接回收，這個回收記憶體的過程是同步的，會阻塞程序的執行。
如果直接記憶體回收後，空閑的實體記憶體仍然無法滿足此次實體記憶體的申請，那麼核心就會放最後的大招了 ——觸發 OOM （Out of Memory）機制。
OOM Killer 機制會根據算法選擇一個占用實體記憶體較高的程序，然後将其殺死，以便釋放記憶體資源，如果實體記憶體依然不足，OOM Killer 會繼續殺死占用實體記憶體較高的程序，直到釋放足夠的記憶體位置。
申請實體記憶體的過程如下圖：
2、哪些記憶體可以被回收？
系統記憶體緊張的時候，就會進行回收記憶體的工作，那具體哪些記憶體是可以被回收的呢？
主要有兩類記憶體可以被回收，而且它們的回收方式也不同。
- 檔案頁（File-backed Page）：核心緩存的磁盤資料（Buffer）和核心緩存的檔案資料（Cache）都叫作檔案頁。大部分檔案頁，都可以直接釋放記憶體，以後有需要時，再從磁盤重新讀取就可以了。而那些被應用程式修改過，并且暫時還沒寫入磁盤的資料（也就是髒頁），就得先寫入磁盤，然後才能進行記憶體釋放。是以，回收幹淨頁的方式是直接釋放記憶體，回收髒頁的方式是先寫回磁盤後再釋放記憶體。
- 匿名頁（Anonymous Page）：這部分記憶體沒有實際載體，不像檔案緩存有硬碟檔案這樣一個載體，比如堆、棧資料等。這部分記憶體很可能還要再次被通路，是以不能直接釋放記憶體，它們回收的方式是通過 Linux 的 Swap 機制，Swap 會把不常通路的記憶體先寫到磁盤中，然後釋放這些記憶體，給其他更需要的程序使用。再次通路這些記憶體時，重新從磁盤讀入記憶體就可以了。
檔案頁和匿名頁的回收都是基于 LRU 算法，也就是優先回收不常通路的記憶體。LRU 回收算法，實際上維護着 active 和 inactive 兩個雙向連結清單，其中：
- active_list活躍記憶體頁連結清單，這裡存放的是最近被通路過（活躍）的記憶體頁；
- inactive_list不活躍記憶體頁連結清單，這裡存放的是很少被通路（非活躍）的記憶體頁；
越接近連結清單尾部，就表示記憶體頁越不常通路。這樣，在回收記憶體時，系統就可以根據活躍程度，優先回收不活躍的記憶體。
活躍和非活躍的記憶體頁，按照類型的不同，又分别分為檔案頁和匿名頁。可以從 /proc/meminfo 中，查詢它們的大小，比如：
# grep表示隻保留包含active的名額（忽略大小寫）
# sort表示按照字母順序排序
[root@xiaolin ~]# cat /proc/meminfo | grep -i active | sort
Active: 901456 kB
Active(anon): 227252 kB
Active(file): 674204 kB
Inactive: 226232 kB
Inactive(anon): 41948 kB
Inactive(file): 184284 kB 3、回收記憶體帶來的性能影響
在前面我們知道了回收記憶體有兩種方式。
- 一種是背景記憶體回收，也就是喚醒 kswapd 核心線程，這種方式是異步回收的，不會阻塞程序。
- 一種是直接記憶體回收，這種方式是同步回收的，會阻塞程序，這樣就會造成很長時間的延遲，以及系統的 CPU 使用率會升高，最終引起系統負荷飙高。
可被回收的記憶體類型有檔案頁和匿名頁：
- 檔案頁的回收：對于幹淨頁是直接釋放記憶體，這個操作不會影響性能，而對于髒頁會先寫回到磁盤再釋放記憶體，這個操作會發生磁盤 I/O 的，這個操作是會影響系統性能的。
- 匿名頁的回收：如果開啟了 Swap 機制，那麼 Swap 機制會将不常通路的匿名頁換出到磁盤中，下次通路時，再從磁盤換入到記憶體中，這個操作是會影響系統性能的。
可以看到，回收記憶體的操作基本都會發生磁盤 I/O 的，如果回收記憶體的操作很頻繁，意味着磁盤 I/O 次數會很多，這個過程勢必會影響系統的性能，整個系統給人的感覺就是很卡。
下面針對回收記憶體導緻的性能影響，說說常見的解決方式。
1）調整檔案頁和匿名頁的回收傾向
從檔案頁和匿名頁的回收操作來看，檔案頁的回收操作對系統的影響相比匿名頁的回收操作會少一點，因為檔案頁對于幹淨頁回收是不會發生磁盤 I/O 的，而匿名頁的 Swap 換入換出這兩個操作都會發生磁盤 I/O。
Linux 提供了一個
/proc/sys/vm/swappiness
選項，用來調整檔案頁和匿名頁的回收傾向。
swappiness 的範圍是 0-100，數值越大，越積極使用 Swap，也就是更傾向于回收匿名頁；數值越小，越消極使用 Swap，也就是更傾向于回收檔案頁。
[root@xiaolin ~]# cat /proc/sys/vm/swappiness
0 一般建議 swappiness 設定為 0（預設值是 60），這樣在回收記憶體的時候，會更傾向于檔案頁的回收，但是并不代表不會回收匿名頁。
2）盡早觸發 kswapd 核心線程異步回收記憶體
如何檢視系統的直接記憶體回收和背景記憶體回收的名額？
我們可以使用
sar -B 1
指令來觀察：
圖中紅色框住的就是背景記憶體回收和直接記憶體回收的名額，它們分别表示：
- pgscank/s : kswapd(背景回收線程) 每秒掃描的 page 個數。
- pgscand/s: 應用程式在記憶體申請過程中每秒直接掃描的 page 個數。
- pgsteal/s: 掃描的 page 中每秒被回收的個數（pgscank+pgscand）。
如果系統時不時發生抖動，并且在抖動的時間段裡如果通過 sar -B 觀察到 pgscand 數值很大，那大機率是因為「直接記憶體回收」導緻的。
針對這個問題，解決的辦法就是，可以通過盡早的觸發「背景記憶體回收」來避免應用程式進行直接記憶體回收。
什麼條件下才能觸發 kswapd 核心線程回收記憶體呢？
核心定義了三個記憶體門檻值（watermark，也稱為水位），用來衡量目前剩餘記憶體（pages_free）是否充裕或者緊張，分别是：
- 頁最小門檻值（pages_min）；
- 頁低門檻值（pages_low）；
- 頁高門檻值（pages_high）；
這三個記憶體門檻值會劃分為四種記憶體使用情況，如下圖：
kswapd 會定期掃描記憶體的使用情況，根據剩餘記憶體（pages_free）的情況來進行記憶體回收的工作。
- 圖中綠色部分：如果剩餘記憶體（pages_free）大于 頁高門檻值（pages_high），說明剩餘記憶體是充足的；
- 圖中藍色部分：如果剩餘記憶體（pages_free）在頁高門檻值（pages_high）和頁低門檻值（pages_low）之間，說明記憶體有一定壓力，但還可以滿足應用程式申請記憶體的請求；
- 圖中橙色部分：如果剩餘記憶體（pages_free）在頁低門檻值（pages_low）和頁最小門檻值（pages_min）之間，說明記憶體壓力比較大，剩餘記憶體不多了。這時 kswapd0 會執行記憶體回收，直到剩餘記憶體大于高門檻值（pages_high）為止。雖然會觸發記憶體回收，但是不會阻塞應用程式，因為兩者關系是異步的。
- 圖中紅色部分：如果剩餘記憶體（pages_free）小于頁最小門檻值（pages_min），說明使用者可用記憶體都耗盡了，此時就會觸發直接記憶體回收，這時應用程式就會被阻塞，因為兩者關系是同步的。
可以看到，當剩餘記憶體頁（pages_free）小于頁低門檻值（pages_low），就會觸發 kswapd 進行背景回收，然後 kswapd 會一直回收到剩餘記憶體頁（pages_free）大于頁高門檻值（pages_high）。
也就是說 kswapd 的活動空間隻有 pages_low 與 pages_min 之間的這段區域，如果剩餘記憶體低于了 pages_min 會觸發直接記憶體回收，高于了 pages_high 又不會喚醒 kswapd。
頁低門檻值（pages_low）可以通過核心選項
/proc/sys/vm/min_free_kbytes
（該參數代表系統所保留白閑記憶體的最低限）來間接設定。
min_free_kbytes 雖然設定的是頁最小門檻值（pages_min），但是頁高門檻值（pages_high）和頁低門檻值（pages_low）都是根據頁最小門檻值（pages_min）計算生成的，它們之間的計算關系如下：
pages_min = min_free_kbytes
pages_low = pages_min*5/4
pages_high = pages_min*3/2