/*
* This is the main entry point to direct page reclaim.
*
* If a full scan of the inactive list fails to free enough memory then we
* are "out of memory" and something needs to be killed.
*
* If the caller is !__GFP_FS then the probability of a failure is reasonably
* high - the zone may be full of dirty or under-writeback pages, which this
* caller can't do much about. We kick the writeback threads and take explicit
* naps in the hope that some of these pages can be written. But if the
* allocating task holds filesystem locks which prevent writeout this might not
* work, and the allocation attempt will fail.
*
* returns: 0, if no pages reclaimed
* else, the number of pages reclaimed
*/
这是个超级重要的函数，是回收页的主逻辑。
do_try_to_free_pages -> shrink_zones -> shrink_node -->shrink_node_memcg -->
mem_cgroup_soft_limit_reclaim
进行内存回收的时候，balance_pgdat和shrink_zones的时候，都是先去回收soft_limit
只在内存回收的时候起作用，只有全局回收的时候才会去
mem_cgroup_soft_limit_reclaim --> mem_cgrop_soft_reclaim -->mem_cgroup_shrink_node-->shrink_node_memcg--> ... -->shrink_page_list
最终都会计入
所以shrink_nodes是真正的ｓｈｒｉｎｋ ｐａｇｅ的地方，在ｓｈｒｉｎｋ ｐａｇｅ的地方，只会去回收那些ｃｌｅａｎ的页，在这个函数中先会回收mem soft ｌｉｍｉｔ，然后会去刷全局的ｐａｇｅ
shrink_zones只在一个地方调用，就是do_write_data_pages，这里是所有直接内存回收的地方，包括page_alloc，包括memcgrouｐ缩容，都是在这里, do_try_to_free_pages这里是，这是直接内存回收的路径，① kwapd_shrink_node--->shrink_node-->shrink_node_memcg
shrink_node_memcg函数就是所有函数的殊途同归的地方，shrink_node是啥子呢？
② node_reclaim-->__node_reclaim-->shrink_node 这个是快速回收方法, shrink_node就是
③ do_try_to_free_pages --> shrink_nodes --> shrink_node
所以shrink_node从三个地方来，所以地方一是慢速回收，地方二是用do_try_to_free_pages慢速回收，再就是后台回收了，前两者都是全局的回收，do_try_to_free_pages就包括全局回收，也包括ｃｇｒｏｕｐ回收啦，mem_cgroup_soft_limit_reclaim就完全是和主流的回收流程并行的一套回收逻辑了。咋说呢？mem_cgroup_soft_limit_recliam的出发点有两个1> balance_pgdat 2>使用在使用shrink_zones的时候，do_try_to_free_pages的时候要用，并且在是在全局回收的时候调用。
所以我们就知道了，soft_limit_reclaiｍ在什么时候起作用呢？就是在全局内存内存回收的时候。也就是在上图中的1)和3)两条线，机型内存回收时，如果是全局的回收，在调用最后的shrink_node_memcg之前
shrink_zones直接内存回收
【疑问一：】那page的ｌｒｕ到底是放在了ｃｇｒｏｕｐ的ｌｒｕ列表里，还是放到了全局的ｌｒｕ列表中去呢？
shrink_node_memcg 函数中，如果没有ｃｇｒｏｕｐ，那么就使用pgdat->lruvec全局的ｌｒｕ的全局表，如果否则放到了ｃｇｒｏｕｐ的ｌｒｕ表中，啥时候把页放到lru中呢？看函数__page_cache_alloc，中有mem_cgroup_try_charge
memcg_kmem_charge_memcg，啥时候
memory_cgroup_commit_charge --> commit_charge ---> unlock_page_lru 是不是所有的ｌｒｕ表并不是所有的页全都在lru表上的呢
函数mm/filemap.c __add_to_page_cache_locked函数中会charge page:
lru_cache_add函数是把ｐａｇｅ增加到ｌｒｕ链表中
add_to_cache_lru 函数中增加到ｌｒｕ链表中去，
ｐａｇｅ－ｃａｃｈｅ增加页：add_to_cache_lru函数中１）__add_to_cache_lru, 2) lru_cache_add
普通匿名页：lru_cache_add_active_or_unevictable函数中间接调用lru_cache_add
在lru_cache_add函数之前已经调用过了函数mem_cgroup_commit_charge函数，这个函数中已经把 page->mem_cgroup = memcg; 做了这样的处理了。
这是在ｐａｇｅ－ｃａｃｈｅ中，所以肯定的是，ｌｒｕ有全局表有每个ｃｇｒｏｕｐ的表，这些页都是分布在不同的表中。
那么这个ｐａｇｅ不同的ｌｒｕ列表，ｓｈｒｉｎｋ的时候是按照ＬＲＵ表来ｓｈｒｉｎｋ的，但是页的ｌｒｕ链表是放到不同的ｃｇｒｏｕｐ里的，如果遍历这些ｃｇｒｏｕｐ表呢？
/**
* mem_cgroup_commit_charge - commit a page charge
* @page: page to charge
* @memcg: memcg to charge the page to
* @lrucare: page might be on LRU already
* @compound: charge the page as compound or small page
*
* Finalize a charge transaction started by mem_cgroup_try_charge(),
* after page->mapping has been set up. This must happen atomically
* as part of the page instantiation, i.e. under the page table lock
* for anonymous pages, under the page lock for page and swap cache.
*
* In addition, the page must not be on the LRU during the commit, to
* prevent racing with task migration. If it might be, use @lrucare.
*
* Use mem_cgroup_cancel_charge() to cancel the transaction instead.
*/
5423 void mem_cgroup_commit_charge(struct page *page, struct mem_cgroup *memcg, bool lrucare, bool compound)
memory_cgroup_soft_limit在哪里用呢？首先是kwapd_shrink_node函数里，在调用shrink_node之前，会首先回收soft_limit超过阈值的页，再就是在函数shrink_zones中，shirik_zones只在一个地方使用do_try_to_free_pages，在强制内存回收的时候，如果是全局的强制内存回收，还是先想着想着回收内存中,
【疑问二：为啥干净的页就能够】
全局管理有个好处，ＬＲＵ是全局管理，大家一份，但是现在
void mem_cgroup_commit_charge(struct page *page, struct mem_cgroup *memcg,
shrink_node-> shrink_node_memcg