不讲技术细节，也不讲代码，单纯讲理解
二次机会/二次看见
背景
page有2个标志位，要分清:
- PG_referenced：软件标志位，基本上扫描lru时才设置
- pte young(accessed)，硬件标志位，在pte上，mmu访问了会自动在进程的pte上设置为1.
初始状态
匿名页
pagefault时，page放入inactive队头，此时 PG_referenced 为 0， accessed 为 1(pte young=1)
文件页
mmap
pagefault时(filemap_fault)，放入inactive队头，PG_referenced 为 0， accessed 为 1(pte young=1)。和 匿名页一样。
read/write
page 只在pagecache ，没有pte。 PG_referenced 为 1 （预读的但是还没读到的为0）。
二次机会/二次看见 算法 轮转 细节
扫描 active
从尾部开始扫描。
扫描到的page，清除 accessed (rmap找到所有引用的进程的pte设置young=0) ，理论上，active的 accessed 必然为 1，然后挪动页page到 inactive 队头。
特例：如果是 VM_EXEC + 通过rmap看存在pte为young的 ，则 保留到active，并挪到active头，优先保护。注意这种情况 active的 accessed 可能为0，和上面描述有冲突，这是特例。
扫描 inactive
从尾部开始扫描。
注意刚从 active转移到 inactive的那一刻，accessed必然为0（当然如果硬件访问了则会设置为1），并且 PG_referenced 为0.
-
如果发现，accessed为0，即 (rmap找到所有引用的进程的pte都是0)，且 PG_referenced 为 0，则淘汰。这意味着，从 active 挪动到inactive后，一直从队尾扫描到这个页的过程中，这个页面一直没有被访问。
-
如果发现，accessed非0，我们要抉择是保留在inactive还是挪到active
- 2.1 如果 PG_referenced 为0，并且 accessed 1(rmap结果只有一个进程的pte young为1)，则保留在inactive，挪到inactive对头，同时设置PG_referenced为1，以及清楚accessed标志位。这说明，从 active 挪动到inactive后，第一次扫描到，并且有一个进程访问了这个页。我们认为热度中等。
- 2.2 如果 PG_referenced 为0，但是 accessed > 1，即 (rmap结果不止一个进程的pte young为1)，同上，挪动到active，同时清楚accessed，设置 PG_referenced为1。可以理解为，从 active 挪动到inactive后，好几个进程访问了这个页，热度高。
- 2.3 如果 PG_referenced 为1，则挪到 active 队头，同时 会清除accessed，保留 PG_referenced为1。PG_reference 为1说明我们经过了 2.1，经过2.1我们清除了硬件accessed标志位，此次再扫描，发现accessed还是有值，说明热度高。
- 2.4 如果 PG_referenced 为1，但是 accessed 为 0，说明，这个page 是经过 2.1 过来的，即有人访问过一次，但是这次再次扫描到，硬件标志位还是为0，说明没人访问过，则淘汰。
最后
- 上述 2.1 有个例外，如果是 VM_EXEC，则直接挪到 ACTIVATE。代码页享受特权。
- 上面的"淘汰"，对于文件页，脏页要先回写，干净的则直接回收，对于匿名页就是写到swap。
refault 算法
上面说了 内存的LRU算法，其实仔细想和LRU没有半毛钱关系，必然存在错误淘汰，错误淘汰，然后又pagefault，然后又错误淘汰，这种来回操作磁盘，会导致磁盘IO打爆，这叫 io thrashing。
内核refault算法核心目的是尽量避免io thrashing。怎么做呢，就是让pagefault进来的页，直接进入active链表。
在 active 链表的page，相比 inactive链表的page，至少可以有多一次机会，上面一节提到过。
在没有 refault算法时，一个页pagefault是直接进入 inactive 链表的，这是核心差别。
那 refault 算法怎么判别 一个被淘汰的页面，在pagefault的时候，需要进入active链表呢。
首先，当 page被swapout时，会有一个记录元信息的shadow xarry ，理解为一颗radix tree就行。它 以 page addr为key，value只是8字节的meta信息。虽然占用内存，但是毕竟不是page对应的数据，可以接受，而且本身其实也可能会被淘汰，这另说。
这个元信息是这么组成的
eviction 时间戳 \| memcg id \| node id \| workingset bit
核心是 "eviction 时间戳" ，内核 使用 lruvec->nonresident_age 维护，
nonresident_age只会在下述情况下自增
- 一个page被淘汰，nonresident_age 就会无脑++
这里需要考虑一个模型，就是内存满了(说的有点极端，但是好理解)，就是内存满的时候，一个新申请的页，必然会导致一个老的页淘汰。
也就是 淘汰次数 ≈ 新页 fault 进来的次数 ≈ "发生了多少次首次访问" - 一个page被从inactive挪到active 链表，会无脑++
这表示一个page，第二次访问的统计计数，因为一个页在 inactive 中被 晋升到 active，肯定是page有 accessed. - 当一个 page 在pagefault时，经过 refault 算法判别，需要进入 active，++。正常页面进入inactive 不会++。
和2类似，只是错误淘汰，但是最终判别需要进入 active 。
总的来说，上述 nonresident_age 只表达了一个统计计数: 一个页，离开 inactive 链的事件数，可能是淘汰，可能是晋升到active。
理解了这个点，我们再来看 refualt 怎么用这个值的
一个pagefault时候，会获取到 老的 nonresident_age (从shadow中获取)，然后计算 E = abs(nonresident_age - old_nonresident_age)
想要知道这个值表示什么，则必须回到我们refault的目的，核心就是不让page错误淘汰，page若不被淘汰，那就是让 inactive链表长点(NR_inactive表示)，毕竟我们是从 inactive 队尾进行回收的。
那么E表示的是，我这个page不在内存的这个时间里，多少 数据从 inactive 轮转到了 active，即包含了这个page不在内存的时间段内，还有多少数据被"淘汰"，如果这个page不想发生淘汰，这意味着 inactive 还需要增长 E 个容量。
注意有一点，上面说的"淘汰"其实不精确，就如 nonresident_age 中第二点所说，inactive挪到active的页，说明是热页，即热页其实变多了，此时我们肯定是希望很多的 inactive 长度，所以inactive->active这个值也是被加进去的。
如果这个E ≤ NR_active ，NR_active 缩 E个，即inactive增加E个，可行。
如果这个E > NR_active ，怎么缩 都没用。
另一种思考:
NR_inactive + E ≤ NR_inactive + NR_active 这个page 才有的救，即我们让这个page，经过active头到尾，再经过inactive头到尾，这样就避免了io thrashing。
结尾
refualt算法，包括二次看见算法在内，这完全是启发式编程，你不能说他准，也不能说它有理论支撑，但是实际上，他就是好使的，并且经过数以亿计的生成环境验证的结果。他是经过十数年累计的增量修改，才能达到的当前的稳态。