从原理上说，kswapd相当于一个进程，它有自己的进程控制块task_struct结构。与其它进程一样受内核的调度。而正因为内核将它按进程来调度，就可以让它在系统相对空闲的时候来运行。不过，与普通进程相比，kswapd有其特殊性。首先，它没有自己独立的地址空间，所以在近代操作系统理论中把它称为“线程”以与进程相区别。那么，kswapd的地址空间是什么？实际上，内核空间就是它的地址空间。在这一点上，它与中断服务例程相似。其次，它的代码是静态地链接在内核中的，因此，可以直接调用内核中的各种子程序和函数。
Kswapd的源代码基本上都在mm/vmscan.c中，图6.18给出了kswapd中与交换有关的主要函数调用关系。
图
6.18 kswapd 的实现代码中与交换相关的主要函数的调用关系
从上面的调用关系可以看出， kswapd的实现相当复杂，这不仅仅涉及复杂的页面交换技术，还涉及与磁盘相关的具体文件操作，因此，为了理清思路，搞清主要内容，我们对一些主要函数给予描述：
1．Kswapd（）
在Linux
int kswapd(void *unused)
{
struct task_struct *tsk = current;
DECLARE_WAITQUEUE(wait, tsk);
daemonize(); ／*内核线程的初始化*/
strcpy(tsk->comm, "kswapd");
sigfillset(&tsk->blocked);
／*把进程PCB中的阻塞标志位全部置为1*/
/*
* Tell the memory management that we're a "memory allocator",
* and that if we need more memory we should get
access to it
* regardless (see "__alloc_pages()").
"kswapd" should
* never get caught in the normal page freeing
logic.
*
* (Kswapd normally doesn't need memory anyway, but sometimes
* you need a small amount of memory in order to
be able to
* page out something else, and this flag
essentially protects
* us from recursively trying to free more
memory as we're
* trying to free the first piece of memory in the first place).
*/
tsk->flags |= PF_MEMALLOC; ／*这个标志表示给kswapd要留一定的内存*/
/*
* Kswapd main loop.
*/
for (;;) {
__set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
add_wait_queue(&kswapd_wait, &wait); ／*把kswapd
加入等待队列*／
mb(); ／*增加一条汇编指令*/
if (kswapd_can_sleep())
／*检查调度标志是否置位*/
schedule();
／*调用调度程序*/
_set_current_state(TASK_RUNNING); ／*让kswapd
处于就绪状态*/
remove_wait_queue(&kswapd_wait, &wait); ／*把kswapd
从等待队列删除*/
/*
* If we actually get into a low-memory situation,
* the processes needing more memory will wake
us
* up on a more timely basis.
*/
kswapd_balance(); ／*
kswapd 的核心函数，请看后面内容*/
run_task_queue(&tq_disk);
／*运行tq_disk 队列中的例程*/
}
}
kswapd内核线程的创建如下：
static int __init kswapd_init(void)
{
printk("Starting kswapd\n");
swap_setup();
kernel_thread(kswapd, NULL, CLONE_FS |
CLONE_FILES | CLONE_SIGNAL);
return 0;
}
函数kswapd_init（）是在系统初始化期间被调用的。它主要做两件事，其中swap_setup()根据物理内存的大小设定一个全局变量page_cluster。这是一个与磁盘设备驱动有关的参数。由于读磁盘时先要经过寻道，而寻道是比较费时的操作，因此，为了节省时间，每次最好多读几个页面，这叫“预读”。到底每次预读几个页面，就是由这个函数根据内存本身的大小给出的（为2，3或4）。另外一个主要的任务就是调用kernel_thread（）创建内核线程kswapd。
从上面的介绍可以看出，kswapd成为内核的一个线程，其主循环是一个无限循环。循环一开始，把它加入等待队列，但如果调度标志为1，就执行调度程序，紧接着就又把它从等待队列删除，将其状态变为就绪。只要调度程序再次执行，它就会得到执行，如此周而复始进行下去。
2．kswapd_balance()函数
从该函数的名字可以看出，这是一个要求得平衡的函数，那么，求得什么样的平衡呢？在本章的初始化一节中，我们介绍了物理内存的三个层次，即存储节点、管理区和页面。所谓平衡就是对页面的释放要均衡地在各个存储节点、管理区中进行，代码如下：
static void kswapd_balance(void)
{
int need_more_balance;
pg_data_t * pgdat;
do {
need_more_balance = 0;
pgdat = pgdat_list;
do
need_more_balance |= kswapd_balance_pgdat(pgdat);
while ((pgdat = pgdat->node_next));
}
while (need_more_balance);
}
这个函数比较简单，主要是对每个存储节点进行扫描。然后又调用kswapd_balance_pgdat（）对每个管理区进行扫描：
static int kswapd_balance_pgdat(pg_data_t * pgdat)
{
int need_more_balance = 0, i;
zone_t * zone;
for (i = pgdat->nr_zones-1; i >= 0; i--)
{
zone = pgdat->node_zones + i;
if (unlikely(current->need_resched))
schedule();
if (!zone->need_balance)
continue;
if (!try_to_free_pages(zone, GFP_KSWAPD, 0)) {
zone->need_balance = 0;
__set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
schedule_timeout(HZ);
continue;
}
if (check_classzone_need_balance(zone))
need_more_balance = 1;
else
zone->need_balance = 0;
}
其中，最主要的函数是try_to_free_pages（），能否调用这个函数取决于平衡标志need_balance是否为1，也就是说看某个管理区的空闲页面数是否小于最高警戒线，这是由check_classzone_need_balance()函数决定的。当某个管理区的空闲页面数小于其最高警戒线时就调用try_to_free_pages（）。
3．try_to_free_pages（）
该函数代码如下：
int try_to_free_pages(zone_t *classzone, unsigned int
gfp_mask, unsigned int order)
{
int priority = DEF_PRIORITY;
int nr_pages = SWAP_CLUSTER_MAX;
gfp_mask = pf_gfp_mask(gfp_mask);
do {
nr_pages = shrink_caches(classzone, priority,
gfp_mask, nr_pages);
if (nr_pages <= 0)
return 1;
}
while (--priority);
/*
* Hmm.. Cache shrink failed - time to kill something?
* Mhwahahhaha! This is the part I really like. Giggle.
*/
out_of_memory();
return 0;
}
其中的优先级表示对队列进行扫描的长度，缺省的优先级DEF_PRIORITY为6（最低优先级）。假定队列长度为L，优先级6就表示要扫描的队列长度为L／26，所以这个循环至少循环6次。nr_pages为要换出的页面数，其最大值SWAP_CLUSTER_MAX为32。其中主要调用的函数为shrink_caches（）：
static int shrink_caches(zone_t * classzone, int priority,
unsigned int gfp_mask, int nr_pages)
{
int chunk_size = nr_pages;
unsigned long ratio;
nr_pages -= kmem_cache_reap(gfp_mask);
if (nr_pages <= 0)
return 0;
nr_pages = chunk_size;
/* try to keep the active list 2/3 of the size of the cache */
ratio = (unsigned long) nr_pages *
nr_active_pages / ((nr_inactive_pages + 1) * 2);
refill_inactive(ratio);
nr_pages = shrink_cache(nr_pages, classzone,
gfp_mask, priority);
if (nr_pages <= 0)
return 0;
shrink_dcache_memory(priority, gfp_mask);
shrink_icache_memory(priority, gfp_mask);
1 #ifdef CONFIG_QUOTA
shrink_dqcache_memory(DEF_PRIORITY, gfp_mask);
#endif
return nr_pages;
}
其中kmem_cache_reap（）函数“收割(reap)”由Slab机制管理的空闲页面。如果从Slap回收的页面数已经达到要换出的页面数nr_pages，就不用从其它地方进行换出。refill_inactive（）函数把活跃队列中的页面移到非活跃队列。shrink_cache（）函数把一个“洗净”且未加锁的页面移到非活跃队列，以便该页能被尽快释放。
此外，除了从各个进程的用户空间所映射的物理页面中回收页面外，还调用shrink_dcache_memory（）、shrink_icache_memory（）及shrink_dqcache_memory（）回收内核数据结构所占用的空间。在文件系统一章将会看到，在打开文件的过程中，要分配和使用代表着目录项的dentry数据结构，还有代表着文件索引节点inode的数据结构。这些数据结构在文件关闭后并不立即释放，而是放在LRU队列中作为后备，以防在不久将来的文件操作中又用到。这样经过一段时间后，就有可能积累起大量的dentry数据结构和inode数据结构，从而占用数量可观的物理页面。这时，就要通过这些函数适当加以回收。
4.页面置换
到底哪些页面会被作为后选页以备换出，这是由Swap_out（）和shrink_cache（）一起完成的。这个过程比较复杂，这里我们抛开源代码，以理清思路为目标。
shrink_cache（）要做很多换出的准备工作。它关注两个队列：“活跃的” LRU 队列 和 “非活跃的” FIFO 队列，每个队列都是struct page形成的链表。该函数的代码比较长，我们把它所做的工作概述如下：
·
把引用过的页面从活跃队列的队尾移到该队列的队头（实现LRU策略）。
·
把未引用过的页面从活跃队列的队尾移到非活跃队列的队头（为准备换出而排队）。
·
把脏页面安排在非活跃队列的队尾准备写到磁盘。
·
从非活跃队列的队尾恢复干净页面(写出的页面就成为干净的)