【原创】（十一）Linux内存管理slub分配器

背景

• Read the fucking source code! --By 鲁迅
• A picture is worth a thousand words. --By 高尔基

说明：

1. Kernel版本：4.14
2. ARM64处理器，Contex-A53，双核
3. 使用工具：Source Insight 3.5， Visio

1. 概述

之前的文章分析的都是基于页面的内存分配，而小块内存的分配和管理是通过块分配器来实现的。目前内核中，有三种方式来实现小块内存分配：slab, slub, slob，最先有slab分配器，slub/slob分配器是改进版，slob分配器适用于小内存嵌入式设备，而slub分配器目前已逐渐成为主流块分配器。接下来的文章，就是以slub分配器为目标，进一步深入。

先来一个初印象：

2. 数据结构

有四个关键的数据结构：

• struct kmem_cache：用于管理SLAB缓存，包括该缓存中对象的信息描述，per-CPU/Node管理slab页面等；
  
  关键字段如下：

/*
 * Slab cache management.
 */
struct kmem_cache {
	struct kmem_cache_cpu __percpu *cpu_slab;       //每个CPU slab页面
	/* Used for retriving partial slabs etc */
	unsigned long flags;
	unsigned long min_partial;
	int size;		/* The size of an object including meta data */
	int object_size;	/* The size of an object without meta data */
	int offset;		/* Free pointer offset. */
#ifdef CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL
	/* Number of per cpu partial objects to keep around */
	unsigned int cpu_partial;
#endif
	struct kmem_cache_order_objects oo;     //该结构体会描述申请页面的order值，以及object的个数

	/* Allocation and freeing of slabs */
	struct kmem_cache_order_objects max;
	struct kmem_cache_order_objects min;
	gfp_t allocflags;	/* gfp flags to use on each alloc */
	int refcount;		/* Refcount for slab cache destroy */
	void (*ctor)(void *);           // 对象构造函数
	int inuse;		/* Offset to metadata */
	int align;		/* Alignment */
	int reserved;		/* Reserved bytes at the end of slabs */
	int red_left_pad;	/* Left redzone padding size */
	const char *name;	/* Name (only for display!) */
	struct list_head list;	/* List of slab caches */       //kmem_cache最终会链接在一个全局链表中
    struct kmem_cache_node *node[MAX_NUMNODES];     //Node管理slab页面
};

• struct kmem_cache_cpu：用于管理每个CPU的slab页面，可以使用无锁访问，提高缓存对象分配速度；

struct kmem_cache_cpu {
	void **freelist;	/* Pointer to next available object */                  //指向空闲对象的指针
	unsigned long tid;	/* Globally unique transaction id */
	struct page *page;	/* The slab from which we are allocating */     //slab缓存页面
#ifdef CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL
	struct page *partial;	/* Partially allocated frozen slabs */
#endif
#ifdef CONFIG_SLUB_STATS
	unsigned stat[NR_SLUB_STAT_ITEMS];
#endif
};

• struct kmem_cache_node：用于管理每个Node的slab页面，由于每个Node的访问速度不一致，slab页面由Node来管理；

/*
 * The slab lists for all objects.
 */
struct kmem_cache_node {
	spinlock_t list_lock;

#ifdef CONFIG_SLUB
	unsigned long nr_partial;    //slab页表数量
	struct list_head partial;       //slab页面链表
#ifdef CONFIG_SLUB_DEBUG
	atomic_long_t nr_slabs;
	atomic_long_t total_objects;
	struct list_head full;
#endif
#endif
};

• struct page：用于描述slab页面，struct page结构体中很多字段都是通过union联合体进行复用的。
  
  struct page结构中，用于slub的成员如下：

struct page {
	union {
       ...
		void *s_mem;			/* slab first object */
       ...
	};

 	/* Second double word */
	union {
       ...
		void *freelist;		/* sl[aou]b first free object */
       ...
	};

	union {
       ...
		struct {
			union {
              ...
				struct {			/* SLUB */
					unsigned inuse:16;
					unsigned objects:15;
					unsigned frozen:1;
				};
				...
			};
       ...
		};
	};   

 	/*
	 * Third double word block
	 */
	union {
       ...
		struct {		/* slub per cpu partial pages */
			struct page *next;	/* Next partial slab */
#ifdef CONFIG_64BIT
			int pages;	/* Nr of partial slabs left */
			int pobjects;	/* Approximate # of objects */
#else
			short int pages;
			short int pobjects;
#endif
		};

		struct rcu_head rcu_head;	/* Used by SLAB
						 * when destroying via RCU
						 */
	};
    ...
		struct kmem_cache *slab_cache;	/* SL[AU]B: Pointer to slab */
    ...
}

图来了：

3. 流程分析

针对Slub的使用，可以从三个维度来分析：

1. slub缓存创建
2. slub对象分配
3. slub对象释放

下边将进一步分析。

3.1 kmem_cache_create

在内核中通过kmem_cache_create接口来创建一个slab缓存。

先看一下这个接口的函数调用关系图：

1. kmem_cache_create完成的功能比较简单，就是创建一个用于管理slab缓存的kmem_cache结构，并对该结构体进行初始化，最终添加到全局链表中。kmem_cache结构体初始化，包括了上文中分析到的kmem_cache_cpu和kmem_cache_node两个字段结构。

2. 在创建的过程中，当发现已有的slab缓存中，有存在对象大小相近，且具有兼容标志的slab缓存，那就只需要进行merge操作并返回，而无需进一步创建新的slab缓存。

3. calculate_sizes函数会根据指定的force_order或根据对象大小去计算kmem_cache结构体中的size/min/oo等值，其中kmem_cache_order_objects结构体，是由页面分配order值和对象数量两者通过位域拼接起来的。

4. 在创建slab缓存的时候，有一个先鸡后蛋的问题：kmem_cache结构体来管理一个slab缓存，而创建kmem_cache结构体又是从slab缓存中分配出来的对象，那么这个问题是怎么解决的呢？可以看一下kmem_cache_init函数，内核中定义了两个静态的全局变量kmem_cache和kmem_cache_node，在kmem_cache_init函数中完成了这两个结构体的初始化之后，相当于就是创建了两个slab缓存，一个用于分配kmem_cache结构体对象的缓存池，一个用于分配kmem_cache_node结构体对象的缓存池。由于kmem_cache_cpu结构体是通过__alloc_percpu来分配的，因此不需要创建一个相关的slab缓存。

3.2 kmem_cache_alloc

kmem_cache_alloc接口用于从slab缓存池中分配对象。

看一下大体的调用流程图：

从上图中可以看出，分配slab对象与Buddy System中分配页面类似，存在快速路径和慢速路径两种，所谓的快速路径就是per-CPU缓存，可以无锁访问，因而效率更高。

整体的分配流程大体是这样的：优先从per-CPU缓存中进行分配，如果per-CPU缓存中已经全部分配完毕，则从Node管理的slab页面中迁移slab页到per-CPU缓存中，再重新分配。当Node管理的slab页面也不足的情况下，则从Buddy System中分配新的页面，添加到per-CPU缓存中。

还是用图来说明更清晰，分为以下几步来分配：

1. fastpath
   
   快速路径下，以原子的方式检索per-CPU缓存的freelist列表中的第一个对象，如果freelist为空并且没有要检索的对象，则跳入慢速路径操作，最后再返回到快速路径中重试操作。
   
   

2. slowpath-1
   
   将per-CPU缓存中page指向的slab页中的空闲对象迁移到freelist中，如果有空闲对象，则freeze该页面，没有空闲对象则跳转到slowpath-2。
   
   

3. slowpath-2
   
   将per-CPU缓存中partial链表中的第一个slab页迁移到page指针中，如果partial链表为空，则跳转到slowpath-3。
   
   

4. slowpath-3
   
   将Node管理的partial链表中的slab页迁移到per-CPU缓存中的page中，并重复第二个slab页将其添加到per-CPU缓存中的partial链表中。如果迁移的slab中空闲对象超过了kmem_cache.cpu_partial的一半，则仅迁移slab页，并且不再重复。
   
   如果每个Node的partial链表都为空，跳转到slowpath-4。
   
   

5. slowpath-4
   
   从Buddy System中获取页面，并将其添加到per-CPU的page中。
   
   

3.2 kmem_cache_free

kmem_cache_free的操作，可以看成是kmem_cache_alloc的逆过程，因此也分为快速路径和慢速路径两种方式，同时，慢速路径中又分为了好几种情况，可以参考kmem_cache_alloc的过程。

调用流程图如下：

效果如下：

1. 快速路径释放
   
   快速路径下，直接将对象返回到freelist中即可。
   
   

2. put_cpu_partial
   
   put_cpu_partial函数主要是将一个刚freeze的slab页，放入到partial链表中。
   
   在put_cpu_partial函数中调用unfreeze_partials函数，这时候会将per-CPU管理的partial链表中的slab页面添加到Node管理的partial链表的尾部。如果超出了Node的partial链表，溢出的slab页面中没有分配对象的slab页面将会返回到伙伴系统。
   
   

3. add_partial
   
   添加slab页到Node的partial链表中。
   
   

4. remove_partial
   
   从Node的partial链表移除slab页。
   
   

具体释放的流程走哪个分支，跟对象的使用情况，partial链表的个数nr_partial/min_partial等相关，细节就不再深入分析了。