趣谈Linux操作系统学习笔记：第二十四讲

一、小内存的分配基础

1、kmem_cache_alloc_node的作用

通过这段代码可以看出，它调用了kmem_cache_alloc_node函数,在task_struct的缓存区域task_struct分配了一块内存

static struct kmem_cache *task_struct_cachep;

task_struct_cachep = kmem_cache_create("task_struct",
			arch_task_struct_size, align,
			SLAB_PANIC|SLAB_NOTRACK|SLAB_ACCOUNT, NULL);

static inline struct task_struct *alloc_task_struct_node(int node)
{
	return kmem_cache_alloc_node(task_struct_cachep, GFP_KERNEL, node);
}

static inline void free_task_struct(struct task_struct *tsk)
{
	kmem_cache_free(task_struct_cachep, tsk);
}

1、在系统初始化的时候，task_struct_cachep 会被 kmem_cache_create 函数创建。

2、这个函数也比较容易看懂、专门用于分配 task_struct 对象的缓存。这个缓存区的名字就叫 task_struct。

3、缓存区中每一块的大小正好等于 task_struct 的大小，也即 arch_task_struct_size。

1、kmem_cache_alloc_node函数的作用？

1、有了这个缓存区，每次创建task_struct的时候，我们就不用到内存里面去分配，先在缓存里面看看有没有直接可用的，这就是kmem_cache_alloc_node的作用

2、kmem_cache_free的作用

当一个进程结束，task_struct 也不用直接被销毁，而是放回到缓存中，这就是kmem_cache_free的作用，

这样，新进程创建的时候，我们就可以直接用现成的缓存中的task_struct了

2、缓存区struct kmem_cache到底是什么样子

struct kmem_cache {
	struct kmem_cache_cpu __percpu *cpu_slab;
	/* 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
	int cpu_partial;	/* Number of per cpu partial objects to keep around */
#endif
	struct kmem_cache_order_objects oo;
	/* 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 *);
......
	const char *name;	/* Name (only for display!) */
	struct list_head list;	/* List of slab caches */
......
	struct kmem_cache_node *node[MAX_NUMNODES];
};

3、LIST_HEAD

1、在 struct kemem_cache里面，有个变量struct list_head list，这个结构我们已经看到过多次了

2、我们可以想象一下，对于操作系统来讲，要创建和管理的缓存绝对不止task_struct，难道mm_struct就不需要吗？

3、fs_struct就不需要吗？都需要，因此所有的缓存最后都会放在一个链表里面这就是LIST_HEAD(slab_caches)

对于缓存来来讲，其实就是分配了连续几页的答内存块，然后根据缓存对象的大小，切成小内存块所以我们这里有三个kmem_cache_order_objects 类型的变量：

1、这里面有order，就是2的order次方个页面的答内存块，

2、objects就是能够存放的缓存对象的数量

最终，我们讲答内存块切分成小内存块，样子就像下面这样

每一项的结构都是缓存对象后面跟一个下一个空闲对象的指针，这样非常方便将所有的空闲对象链成一个链，其实这就相当于咱们数据结构

里面学的，用数组实现一个可随机插入和删除的链表

所以，这里面有三个变量：size是包含这个指针的大小，object_size是纯的大小，offset就是把下一个空闲对象的指针存放在这一项里的偏移量

那这些缓存对象那些被分配了，那些在空着，什么情况下整个大内存块被分配完，需要向伙伴系统申请几个页形成新的大内存块？这些信息该由谁来维护呢？

接下来就是最重要的两个成员变量出场的时候了kmem_cache_cpu和kmem_cache_node，它们是每个NUMA节点上有一个，我们只需要看一个节点里面的情况

二、小内存分配详解

1、分配总流程图

我们来看一下，kemem_cache_cpu里面是如何存放缓存块的

struct kmem_cache_cpu {
	void **freelist;	/* Pointer to next available object */
	unsigned long tid;	/* Globally unique transaction id */
	struct page *page;	/* The slab from which we are allocating */
#ifdef CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL
	struct page *partial;	/* Partially allocated frozen slabs */
#endif
......
};

在这里，page指向的答内存块的第一个页，缓存块就是从里面分配的，freelist指向大内存块里面第一个空闲的项按照上面说的，这一项会有指针指向下一个空闲的项，最终所有空闲的项会形成一个链表

partial指向的页是大内存块的第一个页，之所以明叫partial(部分)，就是因为它里面部分被分配出去了，部分是空的，这是一个备用列表当page满了，就会从这里找

我们来看一下，kemem_cache_node这的定义

struct kmem_cache_node {
	spinlock_t list_lock;
......
#ifdef CONFIG_SLUB
	unsigned long nr_partial;
	struct list_head partial;
......
#endif
};

这里面也有一个 partial，是一个链表。这个链表里存放的是部分空闲的大内存块。这是 kmem_cache_cpu 里面的 partial的备用列表，如果那里没有，就到这里来找。

2、分配过程源码解析

下面我们就来看看这个分配过程。kmem_cache_alloc_node 会调用 slab_alloc_node。你还是先重点看这里面的注释，这里面说的就是快速通道和普通通道的概念

/*
 * Inlined fastpath so that allocation functions (kmalloc, kmem_cache_alloc)
 * have the fastpath folded into their functions. So no function call
 * overhead for requests that can be satisfied on the fastpath.
 *
 * The fastpath works by first checking if the lockless freelist can be used.
 * If not then __slab_alloc is called for slow processing.
 *
 * Otherwise we can simply pick the next object from the lockless free list.
 */
static __always_inline void *slab_alloc_node(struct kmem_cache *s,
		gfp_t gfpflags, int node, unsigned long addr)
{
	void *object;
	struct kmem_cache_cpu *c;
	struct page *page;
	unsigned long tid;
......
	tid = this_cpu_read(s->cpu_slab->tid);
	c = raw_cpu_ptr(s->cpu_slab);
......
	object = c->freelist;
	page = c->page;
	if (unlikely(!object || !node_match(page, node))) {
		object = __slab_alloc(s, gfpflags, node, addr, c);
		stat(s, ALLOC_SLOWPATH);
	}
......
	return object;
}

快速通道很简单，取出 cpu_slab 也即kmem_cache_cpu 的 freelist，这就是第一个空闲的项，可以直接返回了。如果没有空闲的了，则只好进入普通通道，调用 __slab_alloc。

static void *___slab_alloc(struct kmem_cache *s, gfp_t gfpflags, int node,
			  unsigned long addr, struct kmem_cache_cpu *c)
{
	void *freelist;
	struct page *page;
......
redo:
......
	/* must check again c->freelist in case of cpu migration or IRQ */
	freelist = c->freelist;
	if (freelist)
		goto load_freelist;

	freelist = get_freelist(s, page);

	if (!freelist) {
		c->page = NULL;
		stat(s, DEACTIVATE_BYPASS);
		goto new_slab;
	}

load_freelist:
	c->freelist = get_freepointer(s, freelist);
	c->tid = next_tid(c->tid);
	return freelist;

new_slab:

	if (slub_percpu_partial(c)) {
		page = c->page = slub_percpu_partial(c);
		slub_set_percpu_partial(c, page);
		stat(s, CPU_PARTIAL_ALLOC);
		goto redo;
	}

	freelist = new_slab_objects(s, gfpflags, node, &c);
......
	return freeli

如果真的还不行，那就要到 new_slab_objects 了

static inline void *new_slab_objects(struct kmem_cache *s, gfp_t flags,
			int node, struct kmem_cache_cpu **pc)
{
	void *freelist;
	struct kmem_cache_cpu *c = *pc;
	struct page *page;

	freelist = get_partial(s, flags, node, c);

	if (freelist)
		return freelist;

	page = new_slab(s, flags, node);
	if (page) {
		c = raw_cpu_ptr(s->cpu_slab);
		if (c->page)
			flush_slab(s, c);

		freelist = page->freelist;
		page->freelist = NULL;

		stat(s, ALLOC_SLAB);
		c->page = page;
		*pc = c;
	} else
		freelist = NULL;

	return freelis

在这里面，get_partial 会根据 node id找到相应的 kmem_cache_node，然后调用 get_partial_node，开始在这个节点进行分配

/*
 * Try to allocate a partial slab from a specific node.
 */
static void *get_partial_node(struct kmem_cache *s, struct kmem_cache_node *n,
				struct kmem_cache_cpu *c, gfp_t flags)
{
	struct page *page, *page2;
	void *object = NULL;
	int available = 0;
	int objects;
......
	list_for_each_entry_safe(page, page2, &n->partial, lru) {
		void *t;

		t = acquire_slab(s, n, page, object == NULL, &objects);
		if (!t)
			break;

		available += objects;
		if (!object) {
			c->page = page;
			stat(s, ALLOC_FROM_PARTIAL);
			object = t;
		} else {
			put_cpu_partial(s, page, 0);
			stat(s, CPU_PARTIAL_NODE);
		}
		if (!kmem_cache_has_cpu_partial(s)
			|| available > slub_cpu_partial(s) / 2)
			break;
	}
......
	return object;

acquire_slab 会从 kmem_cache_node的partial 链表中拿下一大块内存来，并且将 freelist也就是第一块空闲的缓存块，赋值给t

并且当第一轮循环的时候，将kmem_cache_cpu的page指向去下来的这一大块内存，返回的object就是这块内存里面的第一个缓存t

如果kmem_cache_cpu也有一个partial，就会进行第二轮，再次取下一大块内存来，这次调用put_cpu_partial，放到 kmem_cache_cpu的 partial 里面。

如果kmem_cache_node里面也没有空闲的内存，这就说明原来分配的页里面都放满了，就要回到 new_slab_objects 函数，里面new_slab 函数会调用 allocate_slab。

static struct page *allocate_slab(struct kmem_cache *s, gfp_t flags, int node)
{
	struct page *page;
	struct kmem_cache_order_objects oo = s->oo;
	gfp_t alloc_gfp;
	void *start, *p;
	int idx, order;
	bool shuffle;

	flags &= gfp_allowed_mask;
......
	page = alloc_slab_page(s, alloc_gfp, node, oo);
	if (unlikely(!page)) {
		oo = s->min;
		alloc_gfp = flags;
		/*
		 * Allocation may have failed due to fragmentation.
		 * Try a lower order alloc if possible
		 */
		page = alloc_slab_page(s, alloc_gfp, node, oo);
		if (unlikely(!page))
			goto out;
		stat(s, ORDER_FALLBACK);
	}
......
	return page;
}

在这里，我们看到了alloc_slab_page 分配页面。分配的时候，要按kmem_cache_order_objects 里面的 order来。如果第一次分配不成功、说明内存已经很紧张了，那就换成min版本的kmem_cache_order_objects

好了，这个复杂的层层分配机制，我们就讲到这里，你理解到这里也就够用了

三、页面换出

1、页面什么时候放到物理内存中？

虚拟地址空间非常大、物理内存不可能有这么多的空间放得下，所以一般情况下，页面只有在被使用的时候，才会放在物理内存

如果过一段时间不被使用，即便用户进程并没有释放，物理内存管理也有责任做一定的干预，

例如这些物理内存中的页面换出到硬盘上去；将空出的物理内存，交给活跃的进程去使用

2、什么情况下触发页面换出呢？

1、分配内存的时候发现没有地方了，就试图回收一下

2、内存管理系统主动去做，而不是等真的出事再做，这就是内核线程kswapd

3、页面换出是以内存节点为单位的吗？

/*
 * The background pageout daemon, started as a kernel thread
 * from the init process.
 *
 * This basically trickles out pages so that we have _some_
 * free memory available even if there is no other activity
 * that frees anything up. This is needed for things like routing
 * etc, where we otherwise might have all activity going on in
 * asynchronous contexts that cannot page things out.
 *
 * If there are applications that are active memory-allocators
 * (most normal use), this basically shouldn't matter.
 */
static int kswapd(void *p)
{
	unsigned int alloc_order, reclaim_order;
	unsigned int classzone_idx = MAX_NR_ZONES - 1;
	pg_data_t *pgdat = (pg_data_t*)p;
	struct task_struct *tsk = current;

    for ( ; ; ) {
......
        kswapd_try_to_sleep(pgdat, alloc_order, reclaim_order,
					classzone_idx);
......
        reclaim_order = balance_pgdat(pgdat, alloc_order, classzone_idx);
......
    }
}

例如，咱们解析申请一个页面的时候，会调用get_page_from_freelist，接下来的调用链

通过这个调用链，可以看出，页面换出也是以内存节点为单位的

这里的调用链是 balance_pgdat kswapd_shrink_node->shrink_node是以内存节点为单位的，最后也调用shrink_node会调用 shrink_node_memcg。

这里面有一个循环处理页面的列表，看这个函数的注释，其实和上面我们想表达的内存换出是一样的

4、LRU算法

/*
 * This is a basic per-node page freer.  Used by both kswapd and direct reclaim.
 */
static void shrink_node_memcg(struct pglist_data *pgdat, struct mem_cgroup *memcg,
			      struct scan_control *sc, unsigned long *lru_pages)
{
......
	unsigned long nr[NR_LRU_LISTS];
	enum lru_list lru;
......
	while (nr[LRU_INACTIVE_ANON] || nr[LRU_ACTIVE_FILE] ||
					nr[LRU_INACTIVE_FILE]) {
		unsigned long nr_anon, nr_file, percentage;
		unsigned long nr_scanned;

		for_each_evictable_lru(lru) {
			if (nr[lru]) {
				nr_to_scan = min(nr[lru], SWAP_CLUSTER_MAX);
				nr[lru] -= nr_to_scan;

				nr_reclaimed += shrink_list(lru, nr_to_scan,
							    lruvec, memcg, sc);
			}
		}
......
	}
......

5、内存页的分类

enum lru_list {
	LRU_INACTIVE_ANON = LRU_BASE,
	LRU_ACTIVE_ANON = LRU_BASE + LRU_ACTIVE,
	LRU_INACTIVE_FILE = LRU_BASE + LRU_FILE,
	LRU_ACTIVE_FILE = LRU_BASE + LRU_FILE + LRU_ACTIVE,
	LRU_UNEVICTABLE,
	NR_LRU_LISTS
};

#define for_each_evictable_lru(lru) for (lru = 0; lru <= LRU_ACTIVE_FILE; lru++)

static unsigned long shrink_list(enum lru_list lru, unsigned long nr_to_scan,
				 struct lruvec *lruvec, struct mem_cgroup *memcg,
				 struct scan_control *sc)
{
	if (is_active_lru(lru)) {
		if (inactive_list_is_low(lruvec, is_file_lru(lru),
					 memcg, sc, true))
			shrink_active_list(nr_to_scan, lruvec, sc, lru);
		return 0;
	}

	return shrink_inactive_list(nr_to_scan, lruvec, sc, lru);

从上面的代码可以看出：

1、shrink_list会先缩减毁约页面列表，再压缩不毁约的页面列表，

2、对于不活跃的缩减，shrink_inactive_list就需要对页面进行回收；

3、对于匿名页来讲，需要分配swap，将内存页写入文件系统；

4、对于内存映射关联了文件的，我们需要将在内存中对于文件的修改写回到文件中

四、总结时刻

好了，对于物理内存的管理就讲到这里，我们来总结一下，对于物理内存来讲，从下层到上层的关系及分配模式如何：

1、物理内存分NUMA节点，分别进行管理

2、每个 NUMA 节点分成多个内存区域；

3、每个内存区域分成多个物理页面；

4、伙伴系统将多个连续的页面作为一个大的内存块分配给上层；

5、kswapd 负责物理页面的换入换出；

6、Slub Allocator 将从伙伴系统申请的大内存块切成小内存，分配给其他系统