電子發(fā)燒友App
這兩天看微博上有人討論swappiness相關(guān)問題，mysqlperformanceblog上也有人說將swappiness設(shè)成0后MySQL被“意外” kill掉，另外自己所在團(tuán)隊(duì)線上也遇到過類似問題，大家對(duì)這個(gè)參數(shù)的含義可能還不是很清楚，個(gè)人嘗試寫篇文章詳細(xì)解釋下這個(gè)參數(shù)。
本文主要嘗試解釋兩個(gè)問題：
1. swappiness的確切含義是什么，它對(duì)內(nèi)核進(jìn)行頁回收機(jī)制的影響。
2. swappiness設(shè)置成0，為什么系統(tǒng)仍然可能會(huì)有swap發(fā)生。
一. 關(guān)于內(nèi)存分配與頁回收(page reclaim)
page reclaim發(fā)生的場(chǎng)景主要有兩類，一個(gè)是kswapd后臺(tái)線程進(jìn)行的活動(dòng)，另一個(gè)是direct reclaim，即分配頁時(shí)沒有空閑內(nèi)存滿足，需要立即直接進(jìn)行的頁回收。大體上內(nèi)存分配的流程會(huì)分為兩部分，一部分是fast path，另一部分是slow path，通常內(nèi)存使用非緊張情況下，都會(huì)在fast path就可以滿足要求。并且fast path下的內(nèi)存分配不會(huì)出現(xiàn)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(tǒng)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(jìn)行direct reclaim，通過do_try_to_free_pages完成。如果沒超過則進(jìn)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(nèi)存節(jié)點(diǎn)查找空閑頁，需要判斷是否滿足系統(tǒng)watermark及dirty ratio的要求，如果滿足則從buddy system上摘取相應(yīng)page,否則嘗試對(duì)本地prefered zone進(jìn)行頁回收,本次fast path下頁回收只會(huì)回收clean page，即不會(huì)考慮dirty page以及mapped page，這樣就不會(huì)產(chǎn)生任何swap及writeback，即不會(huì)引起任何blocking的IO操作，如果這次回收仍然無法滿足請(qǐng)求的內(nèi)存頁數(shù)目則進(jìn)入slow path
slow path大體流程如下：
1. 首先喚醒kswapd進(jìn)行page reclaim后臺(tái)操作。
2. 重新嘗試本地prefered zone進(jìn)行分配內(nèi)存，如果失敗會(huì)根據(jù)請(qǐng)求的GFP相關(guān)參數(shù)決定是否嘗試忽略watermark, dirty ratio以及本地節(jié)點(diǎn)分配等要求進(jìn)行再次重試，這一步中如果分配頁時(shí)有指定__GFP_NOFAIL標(biāo)記，則分配失敗會(huì)一直等待重試。
3. 如果沒有__GFP_NOFAIL標(biāo)記，則會(huì)需開始進(jìn)行page compact及page direct reclaim操作，之后如果仍然沒有可用內(nèi)存，則進(jìn)入OOM流程。
相關(guān)內(nèi)容可以參閱內(nèi)核代碼__alloc_pages函數(shù)的邏輯，另外無論page reclaim是由誰發(fā)起的，最終都會(huì)統(tǒng)一入口到shrink_zone，即針對(duì)每個(gè)zone獨(dú)立進(jìn)行reclaim操作，最終會(huì)進(jìn)入shrink_lruvec函數(shù)，進(jìn)行每個(gè)zone相應(yīng)page lru鏈表的掃描與回收操作。
二. 關(guān)于頁回收的一些背景知識(shí)
頁回收大體流程會(huì)先在每個(gè)zone上掃描相應(yīng)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(jù)其被引用的次數(shù)會(huì)決定其處于active還是inactive鏈表中，根據(jù)其類型決定處于anon還是file鏈表中。
頁回收總體會(huì)掃描逐個(gè)內(nèi)存節(jié)點(diǎn)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(huì)將其中被頻繁引用的頁重新挪回到active中，確認(rèn)不頻繁的頁則最終被回收，如果是file based的頁則根據(jù)是否clean進(jìn)行釋放或回寫(writeback，filecache則直接釋放)，如果是anon則進(jìn)行swap，所以本文實(shí)際關(guān)心的是swappiness參數(shù)對(duì)anon鏈表掃描的影響。
另外還需要了解前面描述的四個(gè)鏈表原來是放在zone數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)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(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，這四個(gè)鏈表同時(shí)定義在這組數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)上，如果系統(tǒng)開啟了mem cgroup則使用后者，否則用前者。
另外再重點(diǎn)說下swap只是page reclaim的一種處理措施，主要針對(duì)anon page，我們最終來看下swappiness的確切含義
三. swappiness對(duì)page reclaim的確切影響
page reclaim邏輯中對(duì)前面所述四個(gè)鏈表進(jìn)行掃描的邏輯在vmscan.c中的get_scan_count函數(shù)內(nèi)，該函數(shù)大部分邏輯注釋寫得非常清楚，我們簡(jiǎn)單梳理下，主要關(guān)注scan_balance變量的取值：
1. 首先如果系統(tǒng)禁用了swap或者沒有swap空間，則只掃描file based的鏈表，即不進(jìn)行匿名頁鏈表掃描
代碼如下：
if (!sc->may_swap || (get_nr_swap_pages() <= 0)) {
scan_balance = SCAN_FILE;
goto out;
}
2. 如果當(dāng)前進(jìn)行的不是全局頁回收（cgroup資源限額引起的頁回收），并且swappiness設(shè)為0，則不進(jìn)行匿名頁鏈表掃描，這個(gè)是沒得商量，這里swappiness值直接決定了是否有swap發(fā)生，設(shè)成0則肯定不會(huì)發(fā)生，另外需要注意，這種情況下需要設(shè)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(jìn)行鏈表掃描前設(shè)置的priority(這個(gè)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(huì)進(jìn)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(dāng)前空閑內(nèi)存和所有file based鏈表page數(shù)目的加和都小于系統(tǒng)的high watermark，則必須進(jìn)行匿名頁回收，則必然會(huì)發(fā)生swap,可以看到這里swappiness的值如何設(shè)置是完全無關(guān)的，這也解釋了為什么其為0，系統(tǒng)也會(huì)進(jìn)行swap的原因，另外最后我們會(huì)詳細(xì)解釋系統(tǒng)page watermark是如何計(jì)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 <= high_wmark_pages(zone))) {
scan_balance = SCAN_ANON;
goto out;
}
}
5. 如果系統(tǒng)inactive file鏈表比較充足，則不考慮進(jìn)行匿名頁的回收，即不進(jìn)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(jù)swappiness值與之前統(tǒng)計(jì)的file與anon哪個(gè)更有價(jià)值來綜合決定file和anon鏈表掃描的比例，這時(shí)如果swappiness設(shè)置成0，則也不會(huì)掃描anon鏈表，即不進(jìn)行swap,代碼比較多，不再貼出。
四. 系統(tǒng)內(nèi)存watermark的計(jì)算
前面看到系統(tǒng)內(nèi)存watermark對(duì)頁回收機(jī)制是有決定影響的，其實(shí)在內(nèi)存分配中也會(huì)頻繁用到這個(gè)值，確切的說它有三個(gè)值，分別是low,min和high,根據(jù)分配頁時(shí)來指定用哪個(gè)，如果系統(tǒng)空閑內(nèi)存低于相應(yīng)watermark則分配會(huì)失敗，這也是進(jìn)入slow path或者wakeup kswapd的依據(jù)。
實(shí)際這個(gè)值的計(jì)算是通過sysctl里的vm.min_free_kbytes來決定的，大體的計(jì)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(jù)min_free_kbytes的值按照每個(gè)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
總結(jié)：
swappiness的值是個(gè)參考值，是否會(huì)發(fā)生swap跟當(dāng)前是哪種page reclaim及系統(tǒng)當(dāng)前狀態(tài)都有關(guān)系，所以設(shè)置了swappiness=0并不代表一定沒有swap發(fā)生，同時(shí)設(shè)為0也確實(shí)會(huì)可能發(fā)生OOM。
個(gè)人仍然認(rèn)為線上環(huán)境設(shè)置swappiness=0是沒有任何問題的。
?
工商網(wǎng)監(jiān)
評(píng)論