内存管理-slub的分配和释放（三）
作者：互联网
内核版本：3.10.0-693.21.1.el7.x86_64
1.slub cache内存的分配：kmem_cache_alloc（详见kmem_cache_alloc核心函数slab_alloc_node的实现详解）
对象的分配与释放不是直接在kmem_cache_node上面操作的，而是在kmem_cache_cpu上。一个kmem_cache维护了一组kmem_cache_cpu，分别对应系统中的每一个CPU。kmem_cache_cpu相当于为每一个CPU提供了一个分配缓存，以避免CPU总是去kmem_cache_node上面做操作，而产生竞争。并且kmem_cache_cpu能让被它缓存的对象固定在一个CPU上，从而提高CPU的cache命中率。kmem_cache_cpu只提供了一个page的缓存。
进行对象分配的时候，系统会首先尝试在上去分配。如果分配不成功，再去kmem_cache_node上move一个page到kmem_cache_cpu上面来。分配不成功的原因有两个：kmem_cache_cpu上的page已经full了、或者现在需要分配的node跟kmem_cache_cpu上缓存page对应的node不相同。对于page已full的情况，page被从kmem_cache_cpu上移除掉（或者DEBUG模式下，被移动到对应kmem_cache_node的full链表上）；而如果是node不匹配的情况，则kmem_cache_cpu上缓存page会先被move回到其对应kmem_cache_node的partial链表上（再进一步，如果page是free的，且partial链表的长度已经不小于min_partial了，则page被释放），代码如下：
preempt_disable();//关抢占
c = __this_cpu_ptr(s->cpu_slab);//获取当前每cpu内存变量kmem_cache_cpu
tid = c->tid;
preempt_enable();//开抢占
object = c->freelist;//从kmem_cache_cpu上获取内存对象
page = c->page;
if (unlikely(!object || !node_match(page, node)))//（1）kmem_cache_cpu上的page full了，也就是没有剩余空闲对象 （2）node不匹配
object = __slab_alloc(s, gfpflags, node, addr, c);//再去kmem_cache_node上move一个page到kmem_cache_cpu上面来
else {//从当前节点的cpu缓存直接分配对象
...
来我们具体描述一下SLUB分配器是如何运作的，kmem_cache初始化后其是没有slab缓冲区的，当其他模块需要从此kmem_cache中申请一个对象时，kmem_cache会从伙伴系统获取连续的页框作为一个slab缓冲区，然后通过kmem_cache中的cotr函数指针指向的构造函数构造初始化这个slab缓冲区后，将其设置为该cpu的当前使用slab缓冲区，当此slab缓冲区使用完后，外部模块在申请对象时，会把这个满的slab缓冲区移除，再从伙伴系统获取一段连续页框作为一个新的空闲slab缓冲区，也是设置为该CPU当前使用的slab缓冲区。而那些满slab缓冲区中有对象释放时，SLUB分配器优先把这些缓冲区放入该CPU对应的部分空slab链表。而当一个部分空slab通过释放对象成为了一个空闲slab缓冲区时，SLUB分配器会视情况而定将此空闲slab释放还是加入到node结点的部分空slab链表中。
先看看一个slub初始化结束的情况：
初始化完成后，slub中并没有一个slab缓冲区，只有在第一次申请时，才会从伙伴系统中获取一段连续页框作为一个slab缓冲区，如下：
这时候当前CPU获得了一个空闲slab缓冲区，并将其中的一个空闲对象分配出去，而下次申请对象时也会从该slab缓冲区中获取对象，直到此缓冲区中对象用完为止。
上面描述的是初始化完成后第一次申请对象的情况，现在我们描述一下运行时申请对象的情况:
1)一种情况是当前CPU使用的slab缓冲区有多余的空闲对象，这样直接从这些多余的空闲对象中分配一个出去即可，这种情况很简单。
2)着重说明CPU使用的slab缓冲区没有多余的空闲对象的情况,这种情况又分为CPU的部分空slab链表是否为空的情况，
a.如果CPU部分空slab链表不为空，则CPU会将当前使用的满slab移除，并从CPU的部分空slab链表中获取一个部分空的slab缓冲区，并设置为CPU当前使用的slab缓冲区，如下图：
b. CPU的部分空slab链表为空，则CPU会将当前使用的满slab移除的情况，这种情况下，会从node结点的部分空slab链表获取若干个部分空slab缓冲区，将它们放入CPU的部分空slab链表中，获取的slab缓冲区个数根据一个规则就是：cpu空闲的对象数量必须要大于kmem_cache中的cpu_partial的值的一半。具体如下：
c. 如果node的部分空链表和CPU的部分空链表都为空的情况，那就与我们第一次申请对象的情况一样，直接从伙伴系统中获取连续页框用于一个slab缓冲区。
2.slub cache内存的释放：kmem_cache_free
释放对象的时候，通过对象的地址能找到它所对应的page的地址，将对象放归该page即可。但是里面也有一些特殊逻辑，如果page正被kmem_cache_cpu缓存，就没有什么需要额外处理的了；否则，在将对象放归page时，需要对page加锁（因为其他CPU也可能正在该page上分配或释放对象）。另外，如果对象在回收之前该page是full的，则对象释放后该page就成partial的了，它还应该被添加到对应的kmem_cache_node的partial链表中。而如果对象回收之后该page成了free的，则它应该被释放掉。
void kmem_cache_free(struct kmem_cache *s, void *x)
{
s = cache_from_obj(s, x);//获取释放对象x所对应的slub cache
if (!s)
return;
slab_free(s, virt_to_head_page(x), x, NULL, 1, _RET_IP_);//首先调用virt_to_head_page(x)通过对象x获取其对应的page地址
trace_kmem_cache_free(_RET_IP_, x);
}
slab_free片段代码：
preempt_disable();
c = __this_cpu_ptr(s->cpu_slab);//获取当前每cpu内存变量kmem_cache_cpu
tid = c->tid;
preempt_enable();
if (likely(page == c->page)) {//page正被kmem_cache_cpu缓存
set_freepointer(s, tail_obj, c->freelist);
if (unlikely(!this_cpu_cmpxchg_double(
s->cpu_slab->freelist, s->cpu_slab->tid,
c->freelist, tid,
head, next_tid(tid)))) {
note_cmpxchg_failure("slab_free", s, tid);
goto redo;
}
stat(s, FREE_FASTPATH);
} else
__slab_free(s, page, head, tail_obj, cnt, addr);//将对象归还给pgae
对象的释放还有一个细节，既然对象会放回到对应的page上去，那如果这个page正在被其他的CPU cache呢（其他CPU的kmem_cache_cpu正指使用这个page）？其实没关系，kmem_cache_cpu和page各自有一个freelist指针，当page被一个CPU cache时，page的freelist上的所有对象全部移动到kmem_cache_cpu的freelist上面去（其实就是一个指针赋值），page的freelist变成NULL。而释放的时候是释放到page的freelist上去。两个freelist互不影响。但是这个地方貌似有个问题，如果一个被cache的page的freelist由于对象的释放而变成非NULL，那么这个page就可能再被cache到其他CPU的kmem_cache_cpu上面去，于是多个kmem_cache_cpu可能cache同一个page。这将导致一个CPU内部的缓存可能cache到其他CPU上的对象（因为CPU缓存跟对象并不是对齐的），从而一个CPU上的对象写操作可能引起另一个CPU的缓存失效。
接下来我们说说释放对象的具体过程，释放对象也分很多种，我们先说说最简单的一种释放情况，
a. 部分空的slab释放其中一个使用着的对象，释放后这个部分空slab还是部分空slab(有些部分空slab只使用了一个对象，释放这个对象后就变为空闲slab)，这些部分空slab可能处于CPU当前使用slab，CPU部分空链表，node部分空链表中，但是它们的处理都是一样的，直接释放掉该对象即可，如下：
b. 另一种情况是满slab缓冲区释放对象后变为了部分空slab缓冲区，这种情况下系统会将此部分空slab缓冲区放入CPU的部分空链表中，如下：
c.最后一种释放情况就是部分空slab释放一个对象后转变成了空闲slab缓冲区，而对于这个空闲slab缓冲区的处理，系统首先会检查node部分空链表中slab缓冲区的个数，如果node部分空链表中slab缓冲区数量小于kmem_cache中的min_partial，则将这个空闲slab缓冲区放入node部分空链表中。否则释放此空闲slab，将其占用页框返回伙伴系统中。我们知道部分空slab有可能存在于3个地方，CPU当前使用的slab缓冲区，CPU部分空链表，node部分空链表，这三个地方对于这种情况下的处理都是一样的，如下：
这样看来只有空闲的slab缓冲区会被放入node结点的部分空链表中，这只是从释放对象的角度看是这样的，当刷新kmem_cache时，会将kmem_cache中所有的slab缓冲区放回到node结点的部分空链表(也包括当前CPU使用的slab缓冲区)，这种情况node结点的部分空链表就会有部分空slab缓冲区了。而还有一种情况就是编译时禁用了CPU的部分空链表，即CPU只有一个当前使用的slab缓冲区，这样其他的部分空缓冲区都会保存在node结点的部分空链表上，更多详细细节请看内核源码中的mm/slub.c文件。
参考：https://www.cnblogs.com/tolimit/p/4654109.html
标签：释放,kmem,cache,CPU,缓冲区,内存,slub,slab,page 来源： https://blog.csdn.net/hzj_001/article/details/99705978