用戶進程的內存頁分為兩種：
- file-backed pages（文件背景頁）
- anonymous pages（匿名頁）
比如進程的代碼段、映射的文件都是file-backed，而進程的堆、棧都是不與文件相對應的、就屬於匿名頁。
file-backed pages在內存不足的時候可以直接寫回對應的硬碟文件里，稱為page-out，不需要用到交換區(swap)；而anonymous pages在內存不足時就只能寫到硬碟上的交換區(swap)里，稱為swap-out。
file-backed pages（文件背景頁）
對於有文件背景的頁面，程序去讀文件時，可以通過read也可以通過mmap去讀。當你通過任何一種方式從磁碟讀文件時，內核都會給你申請一個page cache，來緩存硬碟上的內容。這樣的話，讀過一遍的數據，本進程或其他進程下次再讀的時候就直接從page cache里去拿，就很快了，提升系統的整體性能。因此用戶的read/write實際上是跟page cache的相互拷貝。
而用戶的mmap則會將一段虛擬地址（3G）以下映射到page cache上，這樣的話，用戶就可以通過讀寫這段虛擬地址來修改文件內容，省去了內核和用戶之間的拷貝。
所以文件對於用戶程序來講其實只是內存，page cache就是磁碟中文件的一個副本。可以通過 「echo 3 > /proc/sys/vm/drop_cache」 來清cache。清掉之後，進程第一次讀文件就會變慢。
通過free命令可以看到當前page cache占用內存的大小，free命令中會列印buffers和cached（有的版本free命令將二者放到一起了）。通過文件系統來訪問文件（掛載文件系統，通過文件名打開文件）產生的緩存就由cached記錄，而直接操作裸盤（打開/dev/sda設備去讀寫）產生的緩存就由buffers記錄。
實際上文件系統本身再讀寫文件就是操作裸分區的方式，用戶態也可以直接操作裸盤，像dd命令操作一個設備名也是直接訪問裸分區。那麼，通過文件系統讀寫的時候，就會既有cached又有buffers。從圖中可以看到，文件名等元數據和文件系統相關，是進cached，實際的數據緩存還是在buffers。例如，read一個文件（如ext4文件系統）的時候，如果文件cache命中了，就不用走到ext4層，從vfs層就返回了。
當然，還可以在open的時候加上O_DIRECT標記，做直接IO，就連buffers都不進了，直接讀寫磁碟。
anonymous pages（匿名頁）
沒有文件背景的頁面，即匿名頁（anonymous page），如堆，棧，數據段等，不是以文件形式存在，因此無法和磁碟文件交換，但可以通過硬碟上劃分額外的swap分區或使用swap文件進行交換。swap分區可以將不活躍的頁交換到硬碟中，緩解內存緊張。swap分區可以當做針對匿名頁偽造的文件背景。
頁面回收(reclaim)
- 有文件背景的數據實際上就是page cache，但page cache不能無限增加，不能說慢慢的所有文件都緩存到內存了。肯定要有一個機制，讓不常用的文件數據從page cache刷出去。內核中有一個水位控制的機制，在系統內存不夠用的時候，會觸發頁面回收。
- 對於沒有文件背景的頁面即匿名頁，比如堆、棧、數據段，如果沒有swap分區，不能與磁碟交換，就要常駐內存了。但是常駐內存的話，就會吃內存，可以通過給硬碟搞一個swap分區或硬碟中創建一個swap文件讓匿名頁也能交換到磁碟上。可認為是為匿名頁偽造的文件背景。swap分區或swap文件實際上最終是到達了增大內存的效果。當然，如果頻繁交換的話，被交換出去的數據的訪問就會慢一些，因為要有IO操作了。
1. 水位（watermark）控制:
內核中有三個水位：
- min：如果剩餘內存減少到觸及這個水位，可認為內存嚴重不足，當前進程就會被堵住，kernel會直接在這個進程的進程上下文裡面做內存回收（direct reclaim）。
- low：當剩餘內存慢慢減少，觸到這個水位時，就會觸發kswapd線程的內存回收。
- high: 進行內存回收時，內存慢慢增加，觸到這個水位時，就停止回收。
由於每個ZONE是分別管理各自內存的，因此每個ZONE都有這三個水位
2. swapness：
回收的時候，是回收有文件背景的頁還是匿名頁還是都會回收呢，可通過/proc/sys/vm/swapness來控制讓誰回收多一點點。swappiness越大，越傾向於回收匿名頁；swappiness越小，越傾向於回收file-backed的頁面。當然，它們的回收方法都是一樣的LRU算法，即最近最少使用的頁會被回收。
3. 如何計算水位：
/proc/sys/vm/min_free_kbytes 是一個用戶可配置的值，默認值是min_free_kbytes = 4 * sqrt(lowmem_kbytes)。然後根據min算出來low和high水位的值：low=5/4*min，high=6/4*min。
髒頁的寫回
sync是用來回寫髒頁的，髒頁不能在內存中呆的太久，因為如果突然斷電沒有寫到硬碟的話髒數據就丟了，另一方面如果攢了很多一起寫回也會明顯占用CPU時間。
那麼髒頁時候寫回呢？髒頁回寫的時機由時間和空間兩方面共同控制：
時間：
- dirty_expire_centisecs: 髒頁的到期時間，或理解為老化時間，單位是1/100s，內核中的flusher thread會檢查駐留內存的時間超過dirty_expire_centisecs的髒頁，超過的就回寫。
- dirty_writeback_centisecs:內核的flusher thread周期性被喚醒(wakeup_flusher_threads())的時間間隔，每次被喚醒都會去檢查是否有髒頁老化了。如果將這個值置為0，則flusher線程就完全不會被喚醒了。
空間：
- dirty_ratio: 一個寫磁碟的進程所產生的髒頁到達這個比例時，這個進程自己就會去回寫髒頁。
- dirty_background_ratio: 如果髒頁的數量超過這個比例時，flusher線程就會啟動髒頁回寫。
所以：
- 即使只有一個髒頁，那如果它超時了，也會被寫回。防止髒頁在內存駐留太久。dirty_expire_centisecs這個值默認是3000，即30s，可以將其設置得短一些，這樣掉電後丟失的數據會更少，但磁碟寫操作也更密集。
- 不能有太多的髒頁，否則會給磁碟IO造成很大壓力，例如在內存不夠做內存回收時，還要先回寫髒頁，也會明顯耗時。
需要注意的是，在達到dirty_background_ratio後，flusher線程（名為「[flush-devname]」）開始回寫，但由於寫磁碟速度慢，如果此時應用進程還在不停地寫磁碟，flusher線程回寫沒那麼快，那麼就會導致進程的髒頁達到dirty_ratio，這時這個進程就會去回寫髒頁而導致write被堵住。也就是說dirty_background_ratio通常是比dirty_ratio小的。
髒頁都是指有文件背景的頁面，匿名頁不會存在髒頁。從/proc/meminfo的』Dirty』一行可以看到當前系統的髒頁有多少，用sync命令可以刷掉。
zRAM機制
不用swap分區，也可以用zRAM機制來緩解內存緊張：從內存里拿出一段內存空間（compressed block），作為交換空間模擬硬碟的交換分區，用來交換匿名頁，並且讓kernel看到的物理內存大小不包括這段內存。而這段交換空間自帶透明壓縮功能，即交換到這塊zRAM分區時，Linux會自動將這塊匿名頁壓縮存放。系統訪問這塊頁面的內容時，產生page fault後從交換分區去拿，這時Linux給你透明解壓再交換出來。
使用zRAM的好處，就是訪存比訪問硬碟或flash的速度提高很多，且不用考慮壽命問題，並且由於這段內存是壓縮後存儲的，因此可以存更多的數據，雖然占用了一段內存，但實際可以存更多的數據，也達到了增加內存的效果。缺點就是壓縮要占用CPU時間。
Android裡面普遍使用了zRAM技術，由於zRAM犧牲了CPU時間，所以交換次數還是越少越好。像Android和windows，內存越大越好，因為發生交換的幾率就小。這樣兩個進程相互切換（如微博和微信）時就會變得流暢，因為內存足夠的話，後台進程無需被換進swap分區或被OOM殺掉。當然如果你只打打電話，就沒必要大內存啦。