swappiness是Linux的一個內核參數，控制系統在進行swap時，內存使用的相對權重。swappiness參數值可設置范圍在0到100之間。 此參數值越低，就會讓Linux系統盡量少用swap分區，多用內存；參數值越高就是反過來，使內核更多的去使用swap空間。

一. 關于內存分配與頁回收(page reclaim)

page reclaim發生的場景主要有兩類，一個是kswapd后臺線程進行的活動，另一個是direct reclaim，即分配頁時沒有空閑內存滿足，需要立即直接進行的頁回收。大體上內存分配的流程會分為兩部分，一部分是fast path，另一部分是slow path，通常內存使用非緊張情況下，都會在fast path就可以滿足要求。并且fast path下的內存分配不會出現dirty writeback及swap等頁回收引起的IO阻塞情況。

fast path大體流程如下：1.如果系統掛載使用了memory cgroup，則首先檢查是否超過cgroup限額，如果超過則進行direct reclaim，通過do_try_to_free_pages完成。如果沒超過則進行cgroup的charge工作（charge是通過兩階段提交完成的，這里不展開了）。2.從本地prefered zone內存節點查找空閑頁，需要判斷是否滿足系統watermark及dirty ratio的要求，如果滿足則從buddy system上摘取相應page,否則嘗試對本地prefered zone進行頁回收,本次fast path下頁回收只會回收clean page，即不會考慮dirty page以及mapped page，這樣就不會產生任何swap及writeback，即不會引起任何blocking的IO操作，如果這次回收仍然無法滿足請求的內存頁數目則進入slow path

slow path大體流程如下：\1. 首先喚醒kswapd進行page reclaim后臺操作。\2. 重新嘗試本地prefered zone進行分配內存，如果失敗會根據請求的GFP相關參數決定是否嘗試忽略watermark, dirty ratio以及本地節點分配等要求進行再次重試，這一步中如果分配頁時有指定GFP_NOFAIL標記，則分配失敗會一直等待重試。\3. 如果沒有GFP_NOFAIL標記，則會需開始進行page compact及page direct reclaim操作，之后如果仍然沒有可用內存，則進入OOM流程。

相關內容可以參閱內核代碼__alloc_pages函數的邏輯，另外無論page reclaim是由誰發起的，最終都會統一入口到shrink_zone，即針對每個zone獨立進行reclaim操作，最終會進入shrink_lruvec函數，進行每個zone相應page lru鏈表的掃描與回收操作。

二. 關于頁回收的一些背景知識

頁回收大體流程會先在每個zone上掃描相應的page鏈表，主要包括inactive anon/active anon(匿名頁鏈表)以及inactive file/active file鏈表（file cache/映射頁鏈表），一共四條鏈表，我們所有使用過的page在被回收前基本是保存在這四條鏈表中的某一條中的（還有一部分在unevictable鏈表中，忽略），根據其被引用的次數會決定其處于active還是inactive鏈表中，根據其類型決定處于anon還是file鏈表中。

頁回收總體會掃描逐個內存節點的所有zone，然后先掃描active，將不頻繁訪問的頁挪到inactive鏈表中，隨后掃描inactive鏈表，會將其中被頻繁引用的頁重新挪回到active中，確認不頻繁的頁則最終被回收，如果是file based的頁則根據是否clean進行釋放或回寫(writeback，filecache則直接釋放)，如果是anon則進行swap，所以本文實際關心的是swappiness參數對anon鏈表掃描的影響。

另外還需要了解前面描述的四個鏈表原來是放在zone數據結構上的，后來引入了mem_cgroup則，重新定義了一組mem_cgroup_per_zone/mem_cgroup_per_node的數據結構，這四個鏈表同時定義在這組數據結構上，如果系統開啟了mem cgroup則使用后者，否則用前者。

另外再重點說下swap只是page reclaim的一種處理措施，主要針對anon page，我們最終來看下swappiness的確切含義

三. swappiness對page reclaim的確切影響

page reclaim邏輯中對前面所述四個鏈表進行掃描的邏輯在vmscan.c中的get_scan_count函數內，該函數大部分邏輯注釋寫得非常清楚，我們簡單梳理下，主要關注scan_balance變量的取值：

\1. 首先如果系統禁用了swap或者沒有swap空間，則只掃描file based的鏈表，即不進行匿名頁鏈表掃描代碼如下：

?

if (!sc->may_swap || (get_nr_swap_pages()

\2. 如果當前進行的不是全局頁回收（cgroup資源限額引起的頁回收），并且swappiness設為0，則不進行匿名頁鏈表掃描，這個是沒得商量，這里swappiness值直接決定了是否有swap發生，設成0則肯定不會發生，另外需要注意，這種情況下需要設置的是cgroup配置文件memory.swappiness，而不是全局的sysctl vm.swappiness代碼如下：

?

if (!global_reclaim(sc) && !vmscan_swappiness(sc)) {scan_balance = SCAN_FILE;goto out;}

\3. 如果進行鏈表掃描前設置的priority(這個值決定掃描多少分之一的鏈表元素)為0，且swappiness非0，則可能會進行swap代碼如下：

?

if (!sc->priority && vmscan_swappiness(sc)) {scan_balance = SCAN_EQUAL;goto out;}

\4. 如果是全局頁回收，并且當前空閑內存和所有file based鏈表page數目的加和都小于系統的high watermark，則必須進行匿名頁回收，則必然會發生swap,可以看到這里swappiness的值如何設置是完全無關的，這也解釋了為什么其為0，系統也會進行swap的原因，另外最后我們會詳細解釋系統page watermark是如何計算的。代碼如下：

?

anon = get_lru_size(lruvec, LRU_ACTIVE_ANON) +get_lru_size(lruvec, LRU_INACTIVE_ANON);file = get_lru_size(lruvec, LRU_ACTIVE_FILE) +get_lru_size(lruvec, LRU_INACTIVE_FILE);

if (global_reclaim(sc)) {free = zone_page_state(zone, NR_FREE_PAGES);if (unlikely(file + free

\5. 如果系統inactive file鏈表比較充足，則不考慮進行匿名頁的回收，即不進行swap代碼如下：

?

if (!inactive_file_is_low(lruvec)) {scan_balance = SCAN_FILE;goto out;}

\6. 最后一種情況則要根據swappiness值與之前統計的file與anon哪個更有價值來綜合決定file和anon鏈表掃描的比例，這時如果swappiness設置成0，則也不會掃描anon鏈表，即不進行swap,代碼比較多，不再貼出。

四. 系統內存watermark的計算

前面看到系統內存watermark對頁回收機制是有決定影響的，其實在內存分配中也會頻繁用到這個值，確切的說它有三個值，分別是low,min和high,根據分配頁時來指定用哪個，如果系統空閑內存低于相應watermark則分配會失敗，這也是進入slow path或者wakeup kswapd的依據。

實際這個值的計算是通過sysctl里的vm.min_free_kbytes來決定的，大體的計算公式如下：

?

pages_min = min_free_kbytes >> (PAGE_SHIFT – 10);tmp = (u64)pages_min * zone->managed_pages;do_div(tmp, lowmem_pages);zone->watermark[WMARK_MIN] = tmp;zone->watermark[WMARK_LOW] = min_wmark_pages(zone) + (tmp >> 2);zone->watermark[WMARK_HIGH] = min_wmark_pages(zone) + (tmp >> 1);

即根據min_free_kbytes的值按照每個zone管理頁面的比例算出zone的min_watermark，然后再加min的1/4就是low，加1/2就是high了