mm/workingset.c

   1 // SPDX-License-Identifier: GPL-2.0
   2 /*
   3  * Workingset detection
   4  *
   5  * Copyright (C) 2013 Red Hat, Inc., Johannes Weiner
   6  */
   7
   8 #include <linux/memcontrol.h>
   9 #include <linux/mm_inline.h>
  10 #include <linux/writeback.h>
  11 #include <linux/shmem_fs.h>
  12 #include <linux/pagemap.h>
  13 #include <linux/atomic.h>
  14 #include <linux/module.h>
  15 #include <linux/swap.h>
  16 #include <linux/dax.h>
  17 #include <linux/fs.h>
  18 #include <linux/mm.h>
  19
  20 /*
  21  *              Double CLOCK lists
  22  *
  23  * Per node, two clock lists are maintained for file pages: the
  24  * inactive and the active list.  Freshly faulted pages start out at
  25  * the head of the inactive list and page reclaim scans pages from the
  26  * tail.  Pages that are accessed multiple times on the inactive list
  27  * are promoted to the active list, to protect them from reclaim,
  28  * whereas active pages are demoted to the inactive list when the
  29  * active list grows too big.
  30  *
  31  *   fault ------------------------+
  32  *                                 |
  33  *              +--------------+   |            +-------------+
  34  *   reclaim <- |   inactive   | <-+-- demotion |    active   | <--+
  35  *              +--------------+                +-------------+    |
  36  *                     |                                           |
  37  *                     +-------------- promotion ------------------+
  38  *
  39  *
  40  *              Access frequency and refault distance
  41  *
  42  * A workload is thrashing when its pages are frequently used but they
  43  * are evicted from the inactive list every time before another access
  44  * would have promoted them to the active list.
  45  *
  46  * In cases where the average access distance between thrashing pages
  47  * is bigger than the size of memory there is nothing that can be
  48  * done - the thrashing set could never fit into memory under any
  49  * circumstance.
  50  *
  51  * However, the average access distance could be bigger than the
  52  * inactive list, yet smaller than the size of memory.  In this case,
  53  * the set could fit into memory if it weren't for the currently
  54  * active pages - which may be used more, hopefully less frequently:
  55  *
  56  *      +-memory available to cache-+
  57  *      |                           |
  58  *      +-inactive------+-active----+
  59  *  a b | c d e f g h i | J K L M N |
  60  *      +---------------+-----------+
  61  *
  62  * It is prohibitively expensive to accurately track access frequency
  63  * of pages.  But a reasonable approximation can be made to measure
  64  * thrashing on the inactive list, after which refaulting pages can be
  65  * activated optimistically to compete with the existing active pages.
  66  *
  67  * Approximating inactive page access frequency - Observations:
  68  *
  69  * 1. When a page is accessed for the first time, it is added to the
  70  *    head of the inactive list, slides every existing inactive page
  71  *    towards the tail by one slot, and pushes the current tail page
  72  *    out of memory.
  73  *
  74  * 2. When a page is accessed for the second time, it is promoted to
  75  *    the active list, shrinking the inactive list by one slot.  This
  76  *    also slides all inactive pages that were faulted into the cache
  77  *    more recently than the activated page towards the tail of the
  78  *    inactive list.
  79  *
  80  * Thus:
  81  *
  82  * 1. The sum of evictions and activations between any two points in
  83  *    time indicate the minimum number of inactive pages accessed in
  84  *    between.
  85  *
  86  * 2. Moving one inactive page N page slots towards the tail of the
  87  *    list requires at least N inactive page accesses.
  88  *
  89  * Combining these:
  90  *
  91  * 1. When a page is finally evicted from memory, the number of
  92  *    inactive pages accessed while the page was in cache is at least
  93  *    the number of page slots on the inactive list.
  94  *
  95  * 2. In addition, measuring the sum of evictions and activations (E)
  96  *    at the time of a page's eviction, and comparing it to another
  97  *    reading (R) at the time the page faults back into memory tells
  98  *    the minimum number of accesses while the page was not cached.
  99  *    This is called the refault distance.
 100  *
 101  * Because the first access of the page was the fault and the second
 102  * access the refault, we combine the in-cache distance with the
 103  * out-of-cache distance to get the complete minimum access distance
 104  * of this page:
 105  *
 106  *      NR_inactive + (R - E)
 107  *
 108  * And knowing the minimum access distance of a page, we can easily
 109  * tell if the page would be able to stay in cache assuming all page
 110  * slots in the cache were available:
 111  *
 112  *   NR_inactive + (R - E) <= NR_inactive + NR_active
 113  *
 114  * which can be further simplified to
 115  *
 116  *   (R - E) <= NR_active
 117  *
 118  * Put into words, the refault distance (out-of-cache) can be seen as
 119  * a deficit in inactive list space (in-cache).  If the inactive list
 120  * had (R - E) more page slots, the page would not have been evicted
 121  * in between accesses, but activated instead.  And on a full system,
 122  * the only thing eating into inactive list space is active pages.
 123  *
 124  *
 125  *              Refaulting inactive pages
 126  *
 127  * All that is known about the active list is that the pages have been
 128  * accessed more than once in the past.  This means that at any given
 129  * time there is actually a good chance that pages on the active list
 130  * are no longer in active use.
 131  *
 132  * So when a refault distance of (R - E) is observed and there are at
 133  * least (R - E) active pages, the refaulting page is activated
 134  * optimistically in the hope that (R - E) active pages are actually
 135  * used less frequently than the refaulting page - or even not used at
 136  * all anymore.
 137  *
 138  * That means if inactive cache is refaulting with a suitable refault
 139  * distance, we assume the cache workingset is transitioning and put
 140  * pressure on the current active list.
 141  *
 142  * If this is wrong and demotion kicks in, the pages which are truly
 143  * used more frequently will be reactivated while the less frequently
 144  * used once will be evicted from memory.
 145  *
 146  * But if this is right, the stale pages will be pushed out of memory
 147  * and the used pages get to stay in cache.
 148  *
 149  *              Refaulting active pages
 150  *
 151  * If on the other hand the refaulting pages have recently been
 152  * deactivated, it means that the active list is no longer protecting
 153  * actively used cache from reclaim. The cache is NOT transitioning to
 154  * a different workingset; the existing workingset is thrashing in the
 155  * space allocated to the page cache.
 156  *
 157  *
 158  *              Implementation
 159  *
 160  * For each node's LRU lists, a counter for inactive evictions and
 161  * activations is maintained (node->nonresident_age).
 162  *
 163  * On eviction, a snapshot of this counter (along with some bits to
 164  * identify the node) is stored in the now empty page cache
 165  * slot of the evicted page.  This is called a shadow entry.
 166  *
 167  * On cache misses for which there are shadow entries, an eligible
 168  * refault distance will immediately activate the refaulting page.
 169  */
 170
 171 #define WORKINGSET_SHIFT 1
 172 #define EVICTION_SHIFT  ((BITS_PER_LONG - BITS_PER_XA_VALUE) +  \
 173                          WORKINGSET_SHIFT + NODES_SHIFT + \
 174                          MEM_CGROUP_ID_SHIFT)
 175 #define EVICTION_MASK   (~0UL >> EVICTION_SHIFT)
 176
 177 /*
 178  * Eviction timestamps need to be able to cover the full range of
 179  * actionable refaults. However, bits are tight in the xarray
 180  * entry, and after storing the identifier for the lruvec there might
 181  * not be enough left to represent every single actionable refault. In
 182  * that case, we have to sacrifice granularity for distance, and group
 183  * evictions into coarser buckets by shaving off lower timestamp bits.
 184  */
 185 static unsigned int bucket_order __read_mostly;
 186
 187 static void *pack_shadow(int memcgid, pg_data_t *pgdat, unsigned long eviction,
 188                          bool workingset)
 189 {
 190         eviction >>= bucket_order;
 191         eviction &= EVICTION_MASK;
 192         eviction = (eviction << MEM_CGROUP_ID_SHIFT) | memcgid;
 193         eviction = (eviction << NODES_SHIFT) | pgdat->node_id;
 194         eviction = (eviction << WORKINGSET_SHIFT) | workingset;
 195
 196         return xa_mk_value(eviction);
 197 }
 198
 199 static void unpack_shadow(void *shadow, int *memcgidp, pg_data_t **pgdat,
 200                           unsigned long *evictionp, bool *workingsetp)
 201 {
 202         unsigned long entry = xa_to_value(shadow);
 203         int memcgid, nid;
 204         bool workingset;
 205
 206         workingset = entry & ((1UL << WORKINGSET_SHIFT) - 1);
 207         entry >>= WORKINGSET_SHIFT;
 208         nid = entry & ((1UL << NODES_SHIFT) - 1);
 209         entry >>= NODES_SHIFT;
 210         memcgid = entry & ((1UL << MEM_CGROUP_ID_SHIFT) - 1);
 211         entry >>= MEM_CGROUP_ID_SHIFT;
 212
 213         *memcgidp = memcgid;
 214         *pgdat = NODE_DATA(nid);
 215         *evictionp = entry << bucket_order;
 216         *workingsetp = workingset;
 217 }
 218
 219 /**
 220  * workingset_age_nonresident - age non-resident entries as LRU ages
 221  * @lruvec: the lruvec that was aged
 222  * @nr_pages: the number of pages to count
 223  *
 224  * As in-memory pages are aged, non-resident pages need to be aged as
 225  * well, in order for the refault distances later on to be comparable
 226  * to the in-memory dimensions. This function allows reclaim and LRU
 227  * operations to drive the non-resident aging along in parallel.
 228  */
 229 void workingset_age_nonresident(struct lruvec *lruvec, unsigned long nr_pages)
 230 {
 231         /*
 232          * Reclaiming a cgroup means reclaiming all its children in a
 233          * round-robin fashion. That means that each cgroup has an LRU
 234          * order that is composed of the LRU orders of its child
 235          * cgroups; and every page has an LRU position not just in the
 236          * cgroup that owns it, but in all of that group's ancestors.
 237          *
 238          * So when the physical inactive list of a leaf cgroup ages,
 239          * the virtual inactive lists of all its parents, including
 240          * the root cgroup's, age as well.
 241          */
 242         do {
 243                 atomic_long_add(nr_pages, &lruvec->nonresident_age);
 244         } while ((lruvec = parent_lruvec(lruvec)));
 245 }
 246
 247 /**
 248  * workingset_eviction - note the eviction of a page from memory
 249  * @target_memcg: the cgroup that is causing the reclaim
 250  * @page: the page being evicted
 251  *
 252  * Return: a shadow entry to be stored in @page->mapping->i_pages in place
 253  * of the evicted @page so that a later refault can be detected.
 254  */
 255 void *workingset_eviction(struct page *page, struct mem_cgroup *target_memcg)
 256 {
 257         struct pglist_data *pgdat = page_pgdat(page);
 258         unsigned long eviction;
 259         struct lruvec *lruvec;
 260         int memcgid;
 261
 262         /* Page is fully exclusive and pins page's memory cgroup pointer */
 263         VM_BUG_ON_PAGE(PageLRU(page), page);
 264         VM_BUG_ON_PAGE(page_count(page), page);
 265         VM_BUG_ON_PAGE(!PageLocked(page), page);
 266
 267         lruvec = mem_cgroup_lruvec(target_memcg, pgdat);
 268         /* XXX: target_memcg can be NULL, go through lruvec */
 269         memcgid = mem_cgroup_id(lruvec_memcg(lruvec));
 270         eviction = atomic_long_read(&lruvec->nonresident_age);
 271         workingset_age_nonresident(lruvec, thp_nr_pages(page));
 272         return pack_shadow(memcgid, pgdat, eviction, PageWorkingset(page));
 273 }
 274
 275 /**
 276  * workingset_refault - evaluate the refault of a previously evicted page
 277  * @page: the freshly allocated replacement page
 278  * @shadow: shadow entry of the evicted page
 279  *
 280  * Calculates and evaluates the refault distance of the previously
 281  * evicted page in the context of the node and the memcg whose memory
 282  * pressure caused the eviction.
 283  */
 284 void workingset_refault(struct page *page, void *shadow)
 285 {
 286         bool file = page_is_file_lru(page);
 287         struct mem_cgroup *eviction_memcg;
 288         struct lruvec *eviction_lruvec;
 289         unsigned long refault_distance;
 290         unsigned long workingset_size;
 291         struct pglist_data *pgdat;
 292         struct mem_cgroup *memcg;
 293         unsigned long eviction;
 294         struct lruvec *lruvec;
 295         unsigned long refault;
 296         bool workingset;
 297         int memcgid;
 298
 299         unpack_shadow(shadow, &memcgid, &pgdat, &eviction, &workingset);
 300
 301         rcu_read_lock();
 302         /*
 303          * Look up the memcg associated with the stored ID. It might
 304          * have been deleted since the page's eviction.
 305          *
 306          * Note that in rare events the ID could have been recycled
 307          * for a new cgroup that refaults a shared page. This is
 308          * impossible to tell from the available data. However, this
 309          * should be a rare and limited disturbance, and activations
 310          * are always speculative anyway. Ultimately, it's the aging
 311          * algorithm's job to shake out the minimum access frequency
 312          * for the active cache.
 313          *
 314          * XXX: On !CONFIG_MEMCG, this will always return NULL; it
 315          * would be better if the root_mem_cgroup existed in all
 316          * configurations instead.
 317          */
 318         eviction_memcg = mem_cgroup_from_id(memcgid);
 319         if (!mem_cgroup_disabled() && !eviction_memcg)
 320                 goto out;
 321         eviction_lruvec = mem_cgroup_lruvec(eviction_memcg, pgdat);
 322         refault = atomic_long_read(&eviction_lruvec->nonresident_age);
 323
 324         /*
 325          * Calculate the refault distance
 326          *
 327          * The unsigned subtraction here gives an accurate distance
 328          * across nonresident_age overflows in most cases. There is a
 329          * special case: usually, shadow entries have a short lifetime
 330          * and are either refaulted or reclaimed along with the inode
 331          * before they get too old.  But it is not impossible for the
 332          * nonresident_age to lap a shadow entry in the field, which
 333          * can then result in a false small refault distance, leading
 334          * to a false activation should this old entry actually
 335          * refault again.  However, earlier kernels used to deactivate
 336          * unconditionally with *every* reclaim invocation for the
 337          * longest time, so the occasional inappropriate activation
 338          * leading to pressure on the active list is not a problem.
 339          */
 340         refault_distance = (refault - eviction) & EVICTION_MASK;
 341
 342         /*
 343          * The activation decision for this page is made at the level
 344          * where the eviction occurred, as that is where the LRU order
 345          * during page reclaim is being determined.
 346          *
 347          * However, the cgroup that will own the page is the one that
 348          * is actually experiencing the refault event.
 349          */
 350         memcg = page_memcg(page);
 351         lruvec = mem_cgroup_lruvec(memcg, pgdat);
 352
 353         inc_lruvec_state(lruvec, WORKINGSET_REFAULT_BASE + file);
 354
 355         /*
 356          * Compare the distance to the existing workingset size. We
 357          * don't activate pages that couldn't stay resident even if
 358          * all the memory was available to the workingset. Whether
 359          * workingset competition needs to consider anon or not depends
 360          * on having swap.
 361          */
 362         workingset_size = lruvec_page_state(eviction_lruvec, NR_ACTIVE_FILE);
 363         if (!file) {
 364                 workingset_size += lruvec_page_state(eviction_lruvec,
 365                                                      NR_INACTIVE_FILE);
 366         }
 367         if (mem_cgroup_get_nr_swap_pages(memcg) > 0) {
 368                 workingset_size += lruvec_page_state(eviction_lruvec,
 369                                                      NR_ACTIVE_ANON);
 370                 if (file) {
 371                         workingset_size += lruvec_page_state(eviction_lruvec,
 372                                                      NR_INACTIVE_ANON);
 373                 }
 374         }
 375         if (refault_distance > workingset_size)
 376                 goto out;
 377
 378         SetPageActive(page);
 379         workingset_age_nonresident(lruvec, thp_nr_pages(page));
 380         inc_lruvec_state(lruvec, WORKINGSET_ACTIVATE_BASE + file);
 381
 382         /* Page was active prior to eviction */
 383         if (workingset) {
 384                 SetPageWorkingset(page);
 385                 /* XXX: Move to lru_cache_add() when it supports new vs putback */
 386                 lru_note_cost_page(page);
 387                 inc_lruvec_state(lruvec, WORKINGSET_RESTORE_BASE + file);
 388         }
 389 out:
 390         rcu_read_unlock();
 391 }
 392
 393 /**
 394  * workingset_activation - note a page activation
 395  * @page: page that is being activated
 396  */
 397 void workingset_activation(struct page *page)
 398 {
 399         struct mem_cgroup *memcg;
 400         struct lruvec *lruvec;
 401
 402         rcu_read_lock();
 403         /*
 404          * Filter non-memcg pages here, e.g. unmap can call
 405          * mark_page_accessed() on VDSO pages.
 406          *
 407          * XXX: See workingset_refault() - this should return
 408          * root_mem_cgroup even for !CONFIG_MEMCG.
 409          */
 410         memcg = page_memcg_rcu(page);
 411         if (!mem_cgroup_disabled() && !memcg)
 412                 goto out;
 413         lruvec = mem_cgroup_page_lruvec(page);
 414         workingset_age_nonresident(lruvec, thp_nr_pages(page));
 415 out:
 416         rcu_read_unlock();
 417 }
 418
 419 /*
 420  * Shadow entries reflect the share of the working set that does not
 421  * fit into memory, so their number depends on the access pattern of
 422  * the workload.  In most cases, they will refault or get reclaimed
 423  * along with the inode, but a (malicious) workload that streams
 424  * through files with a total size several times that of available
 425  * memory, while preventing the inodes from being reclaimed, can
 426  * create excessive amounts of shadow nodes.  To keep a lid on this,
 427  * track shadow nodes and reclaim them when they grow way past the
 428  * point where they would still be useful.
 429  */
 430
 431 static struct list_lru shadow_nodes;
 432
 433 void workingset_update_node(struct xa_node *node)
 434 {
 435         /*
 436          * Track non-empty nodes that contain only shadow entries;
 437          * unlink those that contain pages or are being freed.
 438          *
 439          * Avoid acquiring the list_lru lock when the nodes are
 440          * already where they should be. The list_empty() test is safe
 441          * as node->private_list is protected by the i_pages lock.
 442          */
 443         VM_WARN_ON_ONCE(!irqs_disabled());  /* For __inc_lruvec_page_state */
 444
 445         if (node->count && node->count == node->nr_values) {
 446                 if (list_empty(&node->private_list)) {
 447                         list_lru_add(&shadow_nodes, &node->private_list);
 448                         __inc_lruvec_kmem_state(node, WORKINGSET_NODES);
 449                 }
 450         } else {
 451                 if (!list_empty(&node->private_list)) {
 452                         list_lru_del(&shadow_nodes, &node->private_list);
 453                         __dec_lruvec_kmem_state(node, WORKINGSET_NODES);
 454                 }
 455         }
 456 }
 457
 458 static unsigned long count_shadow_nodes(struct shrinker *shrinker,
 459                                         struct shrink_control *sc)
 460 {
 461         unsigned long max_nodes;
 462         unsigned long nodes;
 463         unsigned long pages;
 464
 465         nodes = list_lru_shrink_count(&shadow_nodes, sc);
 466         if (!nodes)
 467                 return SHRINK_EMPTY;
 468
 469         /*
 470          * Approximate a reasonable limit for the nodes
 471          * containing shadow entries. We don't need to keep more
 472          * shadow entries than possible pages on the active list,
 473          * since refault distances bigger than that are dismissed.
 474          *
 475          * The size of the active list converges toward 100% of
 476          * overall page cache as memory grows, with only a tiny
 477          * inactive list. Assume the total cache size for that.
 478          *
 479          * Nodes might be sparsely populated, with only one shadow
 480          * entry in the extreme case. Obviously, we cannot keep one
 481          * node for every eligible shadow entry, so compromise on a
 482          * worst-case density of 1/8th. Below that, not all eligible
 483          * refaults can be detected anymore.
 484          *
 485          * On 64-bit with 7 xa_nodes per page and 64 slots
 486          * each, this will reclaim shadow entries when they consume
 487          * ~1.8% of available memory:
 488          *
 489          * PAGE_SIZE / xa_nodes / node_entries * 8 / PAGE_SIZE
 490          */
 491 #ifdef CONFIG_MEMCG
 492         if (sc->memcg) {
 493                 struct lruvec *lruvec;
 494                 int i;
 495
 496                 lruvec = mem_cgroup_lruvec(sc->memcg, NODE_DATA(sc->nid));
 497                 for (pages = 0, i = 0; i < NR_LRU_LISTS; i++)
 498                         pages += lruvec_page_state_local(lruvec,
 499                                                          NR_LRU_BASE + i);
 500                 pages += lruvec_page_state_local(
 501                         lruvec, NR_SLAB_RECLAIMABLE_B) >> PAGE_SHIFT;
 502                 pages += lruvec_page_state_local(
 503                         lruvec, NR_SLAB_UNRECLAIMABLE_B) >> PAGE_SHIFT;
 504         } else
 505 #endif
 506                 pages = node_present_pages(sc->nid);
 507
 508         max_nodes = pages >> (XA_CHUNK_SHIFT - 3);
 509
 510         if (nodes <= max_nodes)
 511                 return 0;
 512         return nodes - max_nodes;
 513 }
 514
 515 static enum lru_status shadow_lru_isolate(struct list_head *item,
 516                                           struct list_lru_one *lru,
 517                                           spinlock_t *lru_lock,
 518                                           void *arg) __must_hold(lru_lock)
 519 {
 520         struct xa_node *node = container_of(item, struct xa_node, private_list);
 521         struct address_space *mapping;
 522         int ret;
 523
 524         /*
 525          * Page cache insertions and deletions synchronously maintain
 526          * the shadow node LRU under the i_pages lock and the
 527          * lru_lock.  Because the page cache tree is emptied before
 528          * the inode can be destroyed, holding the lru_lock pins any
 529          * address_space that has nodes on the LRU.
 530          *
 531          * We can then safely transition to the i_pages lock to
 532          * pin only the address_space of the particular node we want
 533          * to reclaim, take the node off-LRU, and drop the lru_lock.
 534          */
 535
 536         mapping = container_of(node->array, struct address_space, i_pages);
 537
 538         /* Coming from the list, invert the lock order */
 539         if (!xa_trylock(&mapping->i_pages)) {
 540                 spin_unlock_irq(lru_lock);
 541                 ret = LRU_RETRY;
 542                 goto out;
 543         }
 544
 545         list_lru_isolate(lru, item);
 546         __dec_lruvec_kmem_state(node, WORKINGSET_NODES);
 547
 548         spin_unlock(lru_lock);
 549
 550         /*
 551          * The nodes should only contain one or more shadow entries,
 552          * no pages, so we expect to be able to remove them all and
 553          * delete and free the empty node afterwards.
 554          */
 555         if (WARN_ON_ONCE(!node->nr_values))
 556                 goto out_invalid;
 557         if (WARN_ON_ONCE(node->count != node->nr_values))
 558                 goto out_invalid;
 559         xa_delete_node(node, workingset_update_node);
 560         __inc_lruvec_kmem_state(node, WORKINGSET_NODERECLAIM);
 561
 562 out_invalid:
 563         xa_unlock_irq(&mapping->i_pages);
 564         ret = LRU_REMOVED_RETRY;
 565 out:
 566         cond_resched();
 567         spin_lock_irq(lru_lock);
 568         return ret;
 569 }
 570
 571 static unsigned long scan_shadow_nodes(struct shrinker *shrinker,
 572                                        struct shrink_control *sc)
 573 {
 574         /* list_lru lock nests inside the IRQ-safe i_pages lock */
 575         return list_lru_shrink_walk_irq(&shadow_nodes, sc, shadow_lru_isolate,
 576                                         NULL);
 577 }
 578
 579 static struct shrinker workingset_shadow_shrinker = {
 580         .count_objects = count_shadow_nodes,
 581         .scan_objects = scan_shadow_nodes,
 582         .seeks = 0, /* ->count reports only fully expendable nodes */
 583         .flags = SHRINKER_NUMA_AWARE | SHRINKER_MEMCG_AWARE,
 584 };
 585
 586 /*
 587  * Our list_lru->lock is IRQ-safe as it nests inside the IRQ-safe
 588  * i_pages lock.
 589  */
 590 static struct lock_class_key shadow_nodes_key;
 591
 592 static int __init workingset_init(void)
 593 {
 594         unsigned int timestamp_bits;
 595         unsigned int max_order;
 596         int ret;
 597
 598         BUILD_BUG_ON(BITS_PER_LONG < EVICTION_SHIFT);
 599         /*
 600          * Calculate the eviction bucket size to cover the longest
 601          * actionable refault distance, which is currently half of
 602          * memory (totalram_pages/2). However, memory hotplug may add
 603          * some more pages at runtime, so keep working with up to
 604          * double the initial memory by using totalram_pages as-is.
 605          */
 606         timestamp_bits = BITS_PER_LONG - EVICTION_SHIFT;
 607         max_order = fls_long(totalram_pages() - 1);
 608         if (max_order > timestamp_bits)
 609                 bucket_order = max_order - timestamp_bits;
 610         pr_info("workingset: timestamp_bits=%d max_order=%d bucket_order=%u\n",
 611                timestamp_bits, max_order, bucket_order);
 612
 613         ret = prealloc_shrinker(&workingset_shadow_shrinker);
 614         if (ret)
 615                 goto err;
 616         ret = __list_lru_init(&shadow_nodes, true, &shadow_nodes_key,
 617                               &workingset_shadow_shrinker);
 618         if (ret)
 619                 goto err_list_lru;
 620         register_shrinker_prepared(&workingset_shadow_shrinker);
 621         return 0;
 622 err_list_lru:
 623         free_prealloced_shrinker(&workingset_shadow_shrinker);
 624 err:
 625         return ret;
 626 }
 627 module_init(workingset_init);