Linux 页面置换：教科书骗你说用的是 LRU
学操作系统的时候，页面置换算法那一章几乎总是从 FIFO 讲到 LRU，然后告诉你 LRU 太难实现，退而求其次用 Clock 算法。最后留下一个印象：大概就是个近似 LRU 吧，意思差不多就行。
但如果你去看 Linux 内核源码（mm/vmscan.c），会发现它根本没用任何教科书里写的那种 LRU。Linux 维护的不是一条 LRU 链表，而是两条——active list 和 inactive list，各自都是双向链表。新分配的页面先进 inactive list 的头部；被再次访问时通过设置 PG_referenced 位，晋升到 active list 的尾部。反过来，active list 尾部的页面在内存紧张时会被"降级"回 inactive list 的头部。而真正被换出的，是 inactive list 尾部的页面。
这个设计的核心直觉是：区分"热页面"和"温页面"。只被访问一次的页面（比如刚 mmap 读进去的大文件）停留在 inactive list，很快就会被扫到尾部换出，不会污染真正的热数据。只有被访问两次以上的页面才有资格进入 active list，享受更长的驻留时间。这比朴素 LRU 好在哪里？朴素 LRU 无法区分"刚读一次就不会再读"和"真正频繁在用"——它们都会因为最近访问过而被保护。而双链表结构天然给了一次性页面一个冷却窗口。
具体晋升逻辑在 mark_page_accessed() 函数里：页面第一次被访问，设置 PG_referenced；第二次被访问时如果 PG_referenced 已经置位，就把它从 inactive 升到 active。这使得一次性的顺序读（比如
#CS
学操作系统的时候，页面置换算法那一章几乎总是从 FIFO 讲到 LRU，然后告诉你 LRU 太难实现，退而求其次用 Clock 算法。最后留下一个印象：大概就是个近似 LRU 吧，意思差不多就行。
但如果你去看 Linux 内核源码（mm/vmscan.c），会发现它根本没用任何教科书里写的那种 LRU。Linux 维护的不是一条 LRU 链表，而是两条——active list 和 inactive list，各自都是双向链表。新分配的页面先进 inactive list 的头部；被再次访问时通过设置 PG_referenced 位，晋升到 active list 的尾部。反过来，active list 尾部的页面在内存紧张时会被"降级"回 inactive list 的头部。而真正被换出的，是 inactive list 尾部的页面。
这个设计的核心直觉是：区分"热页面"和"温页面"。只被访问一次的页面（比如刚 mmap 读进去的大文件）停留在 inactive list，很快就会被扫到尾部换出，不会污染真正的热数据。只有被访问两次以上的页面才有资格进入 active list，享受更长的驻留时间。这比朴素 LRU 好在哪里？朴素 LRU 无法区分"刚读一次就不会再读"和"真正频繁在用"——它们都会因为最近访问过而被保护。而双链表结构天然给了一次性页面一个冷却窗口。
具体晋升逻辑在 mark_page_accessed() 函数里：页面第一次被访问，设置 PG_referenced；第二次被访问时如果 PG_referenced 已经置位，就把它从 inactive 升到 active。这使得一次性的顺序读（比如
cat 一个大文件）几乎不会冲击 active list，因为它们达不到"两次访问"的门槛。#CS
