📚 课程目录第4章 Active与Inactive链表

4. Active与Inactive链表：双链LRU的工作模型

Linux内核在经典LRU（Least Recently Used）算法基础上，引入了双链表LRU机制，将页面分为Active（活跃）和Inactive（非活跃）两个链表。这种设计解决了传统单LRU链表在扫描大内存时效率低下、冷热页面混淆的问题，是内核页面置换的核心数据结构。

  核心思想：页面在Active与Inactive链表之间通过“晋升”与“降级”机制动态调整，使得频繁访问的页面长期驻留Active链表，而一次性访问的页面快速被回收。

4.1 双链LRU的整体架构

每个内存管理区（zone）都维护一对LRU链表：active_list 和 inactive_list。页面根据其访问频率和最近使用情况在这两个链表之间迁移。

4.2 页面晋升机制（Promotion）

当页面首次被访问时，它被加入Inactive链表的尾部。如果该页面在短时间内被第二次访问，内核认为它是“热”页面，将其晋升到Active链表的尾部。晋升操作由 mark_page_accessed() 和 activate_page() 函数完成。

关键判断：页面是否晋升取决于其 PG_referenced 标志位和 PG_active 标志位的组合状态。第一次访问设置 PG_referenced，第二次访问时若 PG_referenced 已置位，则触发晋升。

/* mm/swap.c - 页面晋升核心逻辑 */
void mark_page_accessed(struct page *page)
{
    if (!PageReferenced(page)) {
        SetPageReferenced(page);  /* 第一次访问：设置引用标志 */
    } else if (PageInactive(page)) {
        /* 第二次访问且页面在Inactive链表：晋升到Active */
        activate_page(page);
        ClearPageReferenced(page);
    }
    /* 已在Active链表：仅保留引用标志，不重复晋升 */
}

4.3 页面降级机制（Demotion）

当内核进行内存回收时，shrink_active_list() 函数扫描Active链表。对于每个页面，如果其 PG_referenced 标志位未被设置，说明该页面在最近一轮扫描中未被访问，则将其降级到Inactive链表尾部。如果标志位已被设置，则清除该标志位并保留在Active链表中，等待下一轮扫描。

扫描结果	PG_referenced 状态	操作	页面去向
页面被访问过	已设置	清除标志位，保留在Active链表	继续驻留
页面未被访问	未设置	移动到Inactive链表尾部	降级
Inactive页面被访问	已设置	晋升到Active链表尾部	晋升

/* mm/vmscan.c - Active链表扫描与降级 */
static void shrink_active_list(unsigned long nr_to_scan,
                                struct lruvec *lruvec,
                                struct scan_control *sc)
{
    struct page *page;
    LIST_HEAD(l_active);   /* 保留在Active的页面 */
    LIST_HEAD(l_inactive); /* 降级到Inactive的页面 */

    while (nr_to_scan--) {
        page = lru_to_page(&lruvec->lists[LRU_ACTIVE_ANON]);
        if (page_referenced(page, 0, sc->target_mem_cgroup,
                            &vm_flags)) {
            /* 页面被引用：保留在Active */
            list_move(&page->lru, &l_active);
        } else {
            /* 页面未被引用：降级到Inactive */
            list_move(&page->lru, &l_inactive);
            ClearPageActive(page);
            SetPageInactive(page);
        }
    }
    /* 将l_active和l_inactive合并回原链表 */
}

4.4 双链LRU的平衡策略

内核通过比例控制和动态调整维持两个链表的平衡，防止某一链表过度膨胀。

默认比例：Active链表与Inactive链表的页面数量比例通常接近 2:1，但会根据系统负载动态调整。
扫描优先级：回收时优先扫描Inactive链表，只有当Inactive链表不足时才会从Active链表降级页面补充。
防止颠簸：如果系统频繁发生页面晋升和降级（颠簸），内核会调整 swappiness 参数或触发直接回收。

4.5 链表操作的关键数据结构

每个内存管理区（zone）的LRU链表通过 struct lruvec 结构体管理，该结构体包含五个LRU链表（匿名页和文件页各有两个，加上不可回收页）。

/* include/linux/mmzone.h - LRU链表枚举与向量结构 */
enum lru_list {
    LRU_INACTIVE_ANON = 0,  /* 非活跃匿名页 */
    LRU_ACTIVE_ANON   = 1,  /* 活跃匿名页 */
    LRU_INACTIVE_FILE = 2,  /* 非活跃文件页 */
    LRU_ACTIVE_FILE   = 3,  /* 活跃文件页 */
    LRU_UNEVICTABLE   = 4,  /* 不可回收页 */
    NR_LRU_LISTS
};

struct lruvec {
    struct list_head lists[NR_LRU_LISTS];  /* 五个LRU链表头 */
    spinlock_t          lru_lock;          /* 链表操作自旋锁 */
    unsigned long       anon_cost;         /* 匿名页回收代价 */
    unsigned long       file_cost;         /* 文件页回收代价 */
};

注意事项：双链LRU的晋升和降级操作必须在持有 lru_lock 自旋锁的情况下进行，以避免并发访问导致链表损坏。在SMP系统中，锁竞争可能成为性能瓶颈，内核通过per-CPU页向量（pagevec）批量操作来减少锁开销。

4.6 页面状态转换总结

当前状态	事件	新状态	触发函数
不存在	首次页面分配	Inactive链表尾部	lru_cache_add()
Inactive	第一次访问	Inactive（设置PG_referenced）	mark_page_accessed()
Inactive（已引用）	第二次访问	Active链表尾部	activate_page()
Active	kswapd扫描未访问	Inactive链表尾部	shrink_active_list()
Active	kswapd扫描已访问	Active（保留）	shrink_active_list()
Inactive	页面回收	释放	shrink_inactive_list()

双链LRU机制通过精细的晋升与降级策略，有效区分了“热”页面和“冷”页面，使得内核在内存回收时能够优先回收真正不再使用的页面，同时保护频繁访问的工作集不被错误回收。这一设计是Linux内存管理子系统高效运行的重要基石。