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