内存回收
当系统内存紧张时，内核需要回收部分物理页面以避免内存耗尽。内存回收是一个多层次、多策略的过程，从最轻量的页面缓存回收到最极端的 OOM Killer 终止进程，形成了一条由轻到重的处理链。
回收对象
内核可回收的内存分为几类，按回收代价从低到高排列：
页缓存是代价最低的回收对象。页缓存用于缓存文件内容，如果页面未被修改（clean page），可以直接丢弃，需要时从磁盘重新读取；如果页面已被修改（dirty page），需要先写回磁盘再释放。页缓存回收不会影响进程的正确性，但可能导致后续的文件访问需要重新从磁盘加载。
匿名页是进程的堆、栈等私有数据，这类页面没有对应的磁盘文件，不能直接丢弃。内核必须将其写入 swap 交换分区后才能释放物理内存。swap 的代价远高于页缓存回收，因为涉及磁盘 I/O。
内核缓存（SLUB 分配器的缓存）包括 dentry（目录项）、inode 等内核对象。这些缓存用于加速内核操作，内存紧张时可以回收部分未被使用的对象。内核通过 drop_caches 机制允许手动触发缓存回收：echo 1 > /proc/sys/vm/drop_caches 释放页缓存，echo 2 > /proc/sys/vm/drop_caches 释放页缓存和 dentry/inode 缓存，echo 3 > /proc/sys/vm/drop_caches 释放全部可回收缓存。
LRU 链表
内核通过 LRU（Least Recently Used，最近最少使用）算法管理活跃页和不活跃页。每个 NUMA 节点维护两组 LRU 链表：活跃 LRU（active list） 存放最近被访问过的页面，不活跃 LRU（inactive list） 存放较长时间未被访问的页面。
页面首次被访问时加入活跃 LRU 的头部。当活跃 LRU 过长时，尾部的页面被移到不活跃 LRU 的头部。内核回收时优先从活跃 LRU 的尾部扫描：如果页面近期被访问过（通过 accessed 标志位判断），将其移回活跃 LRU 头部；如果未被访问，将其移到不活跃 LRU 头部。不活跃 LRU 尾部的页面是回收的首选目标。
现代内核（2.6.x 之后）将 LRU 链表按页面类型分为匿名页 LRU和文件页 LRU，每种类型各有 active 和 inactive 两条链表。这样在内存紧张时，内核可以优先回收文件页（代价低），当文件页不足以满足回收需求时再考虑回收匿名页（代价高，需要 swap）。
kswapd 与直接回收
内存回收分为两种触发方式。后台回收（kswapd） 是 per-CPU 的内核线程，定期检查每个 NUMA 节点的水位线（watermark）。当空闲页面数量低于 high watermark 时，kswapd 开始异步回收页面，直到空闲页面恢复到 high watermark 以上。后台回收在工作负载低谷时进行，不影响进程的正常执行。
直接回收（direct reclaim） 发生在进程分配内存时发现空闲页面低于 min watermark。此时进程被阻塞，内核同步执行页面回收，直到回收出足够的内存满足分配请求。直接回收会导致进程的延迟显著增加，频繁触发意味着系统内存压力过大。
三个水位线的配置在 /proc/sys/vm/ 中：min_free_kbytes 设置最小预留内存量，影响三个水位线的绝对位置。watermark_scale_factor（内核 4.x+）控制 high 和 low 之间的间距比例，间接影响 kswapd 的触发敏感度。
内存交换
当内存紧张到需要回收匿名页时，内核将匿名页写入 swap 交换分区。详细的交换机制和页替换策略参见内存交换。
内存压缩
内存压缩在回收和 swap 之间提供了一层缓冲。内核将不活跃页面压缩后仍保存在内存中，而不是直接写入磁盘 swap 分区。这样在需要访问被压缩页面时，只需解压即可恢复，避免了磁盘 I/O。压缩的代价是 CPU 开销（时间换空间）。
zswap 是内核自带的压缩后交换缓存。被换出的匿名页先在内存中压缩存储，只有当 zswap 的内存池满了才真正写入 swap 设备。zswap 使用 LRU 算法管理压缩后的页面，长时间未访问的页面会被解压并写入 swap 设备以释放 zswap 的内存空间。
zram 将一块内存虚拟成块设备，作为压缩 swap 区使用。zram 适合嵌入式和低内存设备（如 Android、ChromeOS），物理内存有限且没有专用 swap 分区或磁盘的场景。zram 与 zswap 的区别在于：zram 是一个独立的块设备，直接替代 swap 分区；zswap 是 swap 路径上的压缩缓存，仍然需要后端的 swap 设备。
内存碎片
内存碎片是指物理内存中存在无法被有效利用的小块空闲区域，影响大块连续物理内存的分配。内存碎片在需要连续物理内存的场景下尤为突出，如驱动 DMA、大页分配、内核模块加载等。
外部碎片是指总空闲内存足够但分散在不连续的位置，无法满足大块连续分配请求。伙伴系统通过合并相邻空闲块来缓解外部碎片，但在长时间运行后仍然可能积累。内核提供了内存紧缩（Memory Compaction）机制来解决外部碎片：扫描物理内存，将分散的活跃页面迁移到一侧，将空闲页面集中到另一侧，形成大块连续空闲区。内存紧缩可以自动触发（大块分配失败时），也可以手动触发：echo 1 > /proc/sys/vm/compact_memory。
内部碎片是指分配的内存块大于实际需要，块内存在未被使用的空间。SLUB 分配器通过为不同大小的对象建立专用缓存来减少内部碎片。大页机制下内部碎片更为明显（一个 2MB 大页即使只用了 4KB，也整页被占用），需要根据实际负载权衡使用。
OOM Killer
当所有回收手段（页缓存回收、匿名页 swap、内存压缩、内存紧缩）都无法满足内存分配需求时，内核启动 OOM Killer，选择性地终止进程以释放内存。
OOM Killer 的选择标准基于 oom_score 评分，存储在每个进程的 /proc/<pid>/oom_score 中。评分综合考虑以下因素：进程占用的物理内存越多，分数越高；进程是否为 root 用户（root 进程的分数被调低）；进程的 oom_score_adj（可通过 /proc/<pid>/oom_score_adj 手动调整，-1000 表示禁止被 OOM Kill，+1000 表示最高优先级被 Kill）。
OOM Killer 触发时会打印日志到 dmesg，包含被选中进程的 PID、名称、内存占用和评分信息。在生产环境中，可以通过设置 vm.panic_on_oom=1 让系统在 OOM 时直接 panic 重启（适用于对内存可用性要求极高的场景），或者配置 oomd（systemd-oomd）在用户空间更智能地管理 OOM。
监控与调优
/proc/meminfo：系统整体内存使用情况（MemTotal、MemFree、MemAvailable、Buffers、Cached、SwapCached 等）。MemAvailable是更准确的可用内存估算，考虑了可回收的缓存。/proc/buddyinfo：各阶空闲内存块分布，用于分析外部碎片。/proc/pagetypeinfo：按 Movable/Reclaimable/Unmovable 类型分类的空闲页面统计。/proc/vmstat：虚拟内存统计，包括 pgscan（扫描的页面数）、pgsteal（回收的页面数）、pswpin/pswpout（swap 读写字节数）、compact_*（紧缩统计）。/proc/pressure/memory（PSI）：内存压力指标（avg10/avg60/avg300），反映内存紧张程度对任务执行的影响。free -h：快速查看内存和 swap 使用概况。slabtop：实时监控 SLUB 缓存的内存占用。
常见调优参数：vm.swappiness 控制 swap 倾向（0 表示尽量避免 swap，100 表示积极 swap，默认 60）；vm.min_free_kbytes 设置预留最小空闲内存；vm.dirty_ratio 和 vm.dirty_background_ratio 控制脏页写回阈值；vm.compaction_proactiveness 控制内存紧缩积极性（0-100，默认不启用主动紧缩）。