背景

超级块 shrinker 在注册时声明自己 memcg 感知，理由很实在：它管理的 dentry、inode LRU 本就逐 memcg 记账。但同一个 shrinker 在回收时还会顺带驱动一组可选的文件系统钩子，用来清点游离于 LRU 之外的缓存对象：btrfs 用它回收 extent map，xfs 用它做 inode 回收，shmem 用它处理闲置的大页。这些钩子操作的是整个文件系统或单个超级块共用的全局状态，完全不区分调用来自哪个 memcg。于是按组计费的 LRU 与无视 memcg 的全局钩子，就这样混进了同一次回收。

memcg 感知 shrinker 混入全局钩子
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│   shrinker 注册为 memcg 感知   │  dentry 与 inode LRU 按组计费
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│    文件系统钩子却无视 memcg    │  操作整个文件系统或单超级块状态
└───────────────┬────────────────┘
                ▼
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│ 逐组回收反复驱动同一份全局回收 │  忙碌主机一轮数百次调用
└────────────────────────────────┘

这套混搭在 memcg 密集的 slab 回收下暴露出两类代价：

  • CPU 白烧：逐组回收会对每个 memcg 与 NUMA 节点的组合各调用一次，忙碌主机上一轮回收能跑出数百次调用；可它们排队等待的，全是 root 路径早已踢起的同一份全局回收工作。
  • 回收位清不掉（更隐蔽）：btrfs、xfs 的全局缓存对象计数在任何正在使用的文件系统上几乎总不为零，即便某个 memcg 自己的 dentry、inode LRU 已经空空如也，回收接口返回的对象总数仍是正的。于是逐组回收路径始终以为该 memcg 还有东西可收，永远不去清掉它在超级块 shrinker 位图里占的那一位；下一轮回收又原路重入计数，再付一遍全局计数器的遍历开销。另外，xfs 的 inode 回收既然不按 memcg 过滤，理论上还可能替别的 memcg 回收掉它的 inode。

问题

  • 文件系统全局钩子不感知 memcg，却在逐组回收路径被反复调用
  • 全局缓存计数恒正，回收位始终清不掉，下一轮重入再付全局遍历
  • 忙碌主机一轮回收数百次冗余调用，烧 CPU 走全局计数器、排重复工作
  • xfs inode 回收不按 memcg 过滤，可能替他组回收 inode

方案

整套修复只立一条原则：让这些全局钩子回到它们真正起作用的全局回收路径。

做法是给钩子调用加一道 memcg 闸门：只有回收目标为空（即全局路径）或指向 root memcg 时才放行，其余一律跳过。无论清点计数还是实际扫描，调用钩子之前都先过这道闸门：凡是非 root memcg 的 slab 回收，一律绕开这些文件系统全局钩子。

加一道 memcg 闸门，按回收路径分流
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                     │ 收到 slab 回收请求 │
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│ 非 root memcg 跳过全局钩子 │     │ root 或全局路径放行钩子 │
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memcg 感知的 dentry、inode LRU 不受影响，仍按目标 memcg 逐组计数和扫描；被跳过的只有那些全局文件系统钩子。而全局路径（kswapd 或 root 直接回收）依旧驱动它们，本来真正产生回收的也只有这条路径。如此既免去逐组回收路径上对 per-cpu 计数器的无谓遍历和重复排队，也堵住了 xfs inode 回收替他组回收的副作用。

收益

作者未提供定量 benchmark，仅定性描述 memcg 密集 slab 回收下的开销（忙碌主机一轮回收数百次调用、反复遍历 per-cpu 计数器并排队重复工作）。从机制推断的预期收益：

  • 消除逐组回收对全局钩子的冗余调用（原本每轮回收、每个 memcg 与 NUMA 节点组合各 1 次）
  • 非 root memcg 下超级块 shrinker 位能正常清零，不再因全局计数恒正而重入计数、再付全局遍历
  • 堵住 xfs inode 回收在非 root memcg 回收下替他组回收 inode 的副作用
  • 全局路径行为不变，钩子照常驱动；memcg 感知的 dentry、inode LRU 照常逐组计费

这是权宜之计，未来 xfs、shmem 的回调应具备真正的 memcg 感知。