memcached-slab内存管理

一、Memcache内存分配机制

关于这个机制网上有很多解释的，我个人的总结如下。

Page为内存分配的最小单位。

Memcached 的内存分配以page为单位，默认情况下一个page是1M，可以通过-I参数在启动时指定。如果需要申请内存 时，memcached会划分出一个新的page并分配给需要的slab区域。page一旦被分配在重启前不会被回收或者重新分配（page ressign已经从1.2.8版移除了）

Slabs划分数据空间。

Memcached
并不是将所有大小的数据都放在一起的，而是预先将数据空间划分为一系列slabs，每个slab只负责一定范围内的数据存储。如
下图，每个slab只存储大于其上一个slab的size并小于或者等于自己最大size的数据。例如：slab 3只存储大小介于137 到 224
bytes的数据。如果一个数据大小为230byte将被分配到slab
4中。从下图可以看出，每个slab负责的空间其实是不等的，memcached默认情况下下一个slab的最大值为前一个的1.25倍，这个可以通过修
改-f参数来修改增长比例。

Chunk才是存放缓存数据的单位。

Chunk
是一系列固定的内存空间，这个大小就是管理它的slab的最大存放大小。例如：slab 1的所有chunk都是104byte，而slab
4的所有chunk都是280byte。chunk是memcached实际存放缓存数据的地方，因为chunk的大小固定为slab能够存放的最大值，

所以所有分配给当前slab的数据都可以被chunk存下。如果时间的数据大小小于chunk的大小，空余的空间将会被闲置，这个是为了防止内存碎片而设
计的。例如下图，chunk size是224byte，而存储的数据只有200byte，剩下的24byte将被闲置。

Slab的内存分配。

Memcached在启动时通过-m指定最大使用内存，但是这个不会一启动就占用，是随着需要逐步分配给各slab的。
  
     
如果一个新的缓存数据要被存放，memcached首先选择一个合适的slab，然后查看该slab是否还有空闲的chunk，如果有则直接存放进去；如

果没有则要进行申请。slab申请内存时以page为单位，所以在放入第一个数据，无论大小为多少，都会有1M大小的page被分配给该slab。申请到

page后，slab会将这个page的内存按chunk的大小进行切分，这样就变成了一个chunk的数组，在从这个chunk数组中选择一个用于存储
数据。如下图，slab 1和slab 2都分配了一个page，并按各自的大小切分成chunk数组。

Memcached内存分配策略。

综合上面的介绍，memcached的内存分配策略就是：按slab需求分配page，各slab按需使用chunk存储。
这里有几个特点要注意，

Memcached分配出去的page不会被回收或者重新分配Memcached申请的内存不会被释放slab空闲的chunk不会借给任何其他slab使用

知道了这些以后，就可以理解为什么总内存没有被全部占用的情况下，memcached却出现了丢失缓存数据的问题了。

众所周知，memcache采用slab allocator管理内存，启动由-m指定可用的最大内存值(默认64M)，默认是使用时再分配，-k可提前分配内存并锁定；

每个slab包含若干大小为1M的内存页，这些内存又被分割成多个chunk，每个chunk存储一个item；

在mc启动初始化时，每个slab都预分配一个1M的内存页，由slabs_preallocate 完成(也可将相应代码注释掉关闭预分配功能)；

chunk的增长因子由-f指定，默认1.25，起始大小为48字节；

图片来源
http://blog.csdn.net/lcli2009/article/details/22095251 
http://blog.csdn.net/lcli2009/article/details/21985793 

item

为实际存储数据的结构体，由两部分组成，属性信息和数据部分，数据部分包括cas，key和真实的value信息。

• typedef struct _stritem {
• struct _stritem *next;//item在slab中存储时，是以双链表的形式存储的,next即后向指针
• struct _stritem *prev;//prev为前向指针
• struct _stritem *h_next;//Hash桶中元素的链接指针
• rel_time_t      time; //最近访问时间
• rel_time_t      exptime;//过期时间
• int             nbytes;//数据大小
• unsigned short  refcount;//引用次数
• uint8_t         nsuffix;
• uint8_t         it_flags;
• uint8_t         slabs_clsid;//标记item属于哪个slabclass下
• uint8_t         nkey;       //key的长度
• union {
• uint64_t cas;
• char end;
• } data[];//真实的数据信息
• } item;

slab

何时分配新的slab? 1 bigger item； 2 no free chunk；
If the new item is bigger than the size
of any existing blocks, then a new slab is created, divided up into
blocks of a suitable size. If an existing slab with the right block size
already exists, but there are no free blocks, a new slab is created. 
内存页一旦被分配给slab，在memcache生命周期内不再更改，在内存总量确定的情形下，其它slab可能出现饿死现象；

为此1.4.11引入slab automove

The
algorithm is slow and conservative. If a slab class is seen as having
the highest eviction count 3 times 10 seconds apart, it will take a page
from a slab class which has had zero evictions in the last 30 seconds
and move the memory.

若某个slab在10秒内出现3次eviction，则从过去30秒内没有出现eviction的slab里挪取一个内存页使用；

分为手工分配和自动分配：

手工：  -o slab_reassign；在mc运行时输入echo "slabs reassign 1 4" | nc localhost 11211

自动： -o slab_reassign, slab_automove；mc每10秒进行一次重分配，手工暂停echo  "slabs automove 0" | nc localhost 11211

typedef struct {  
    unsigned int size;          /* 每个item大小, sizes of items */  
    unsigned int perslab;       /* 每个page中包含多少个item , how many items per slab */  
  
    void **slots;               /* 空闲的item指针, list of item ptrs */  
    unsigned int sl_total;      /* 以分配空闲的item 个数, size of previous array */  
    unsigned int sl_curr;       /* 当前空闲的item位置(也就是实际空闲item个数)，从后往前的， first free slot */  
  
    void *end_page_ptr;         /* 指向最后一个页面中空闲的item开始位置, pointer to next free item at end of page, or 0 */  
    unsigned int end_page_free; /* 最后一个页面，item个数, number of items remaining at end of last alloced page */  
  
    unsigned int slabs;         /* 实际使用slab(page)个数 how many slabs were allocated for this class */  
  
    void **slab_list;           /* 所有page的指针, array of slab pointers */  
    unsigned int list_size;     /* 已经分配page指针个数，size of prev array */  
  
    unsigned int killing;       /* index+1 of dying slab, or zero if none */  
    size_t requested;           /* 所有被使用了的内存的大小, The number of requested bytes */  
} slabclass_t;

图片来源 http://blog.csdn.net/benbendy1984/article/details/6216453  

LRU和expired item

memcache并不会监视和清理过期数据，而是在客户端get时检查，称为lazy expiration。

item被检测到超时并不会被删除，而是放入slab->slots头部；

do_item_get --

   --判断该item是否过期

   do_item_unlink(it, hv);//将item从hashtable和LRU链中移除             
   do_item_remove(it);//删除item 
do_item_remove

  item_free(it);//释放item  
    slabs_free(it, ntotal, clsid);//slabclass结构执行释放 

           do_slabs_free(ptr, size, id);//执行释放 

以下是do_slabs_free的代码，将expired item放入slab->slots的头部       

    it = (item *)ptr;  
    it->it_flags |= ITEM_SLABBED;//修改item的状态标识，修改为空闲  
    it->prev = 0;//断开数据链表  
    it->next = p->slots;  
    if (it->next) it->next->prev = it;  
    p->slots = it; 

问：expired item何时被重用？

1 slab在新加item时会先查看LRU队尾；

2 如果队尾的item恰巧超时则重用，否则执行slabs_alloc；这一过程循环5次，若还没有找到可用item，则再次调用slabs_alloc；

3 slabs_alloc依次尝试  a slab->slot即expired item链表；  b slab->end_page_ptr 最后一个页面的空闲item； c 分配新的内存页

也就是说，只有LRU最后的5个元素状态为expired时，才有机会直接重用LRU，否则会依次尝试expired item list和slab的最后一个内存页的free item；

以下是代码实现

 

当客户端执行add操作，即往slab添加item时，调用do_item_alloc；

do_item_alloc

    mutex_lock(&cache_lock);//执行LRU锁 存储时，会尝试从LRU中选择合适的空间的空间  
    int tries = 5;//如果LRU中尝试5次还没合适的空间，则执行申请空间的操作 
    search = tails[id];//第id个LRU表的尾部

    

    /* We walk up *only* for locked items. Never searching for expired

    for (; tries > 0 && search != NULL; tries--, search=search->prev) {

        uint32_t hv = hash(ITEM_key(search), search->nkey, 0);//获取分段锁

        if ((search->exptime != 0 && search->exptime < current_time)  || (search->time <= oldest_live && oldest_live <= current_time)) { //过期时间的判断  
            it = search;

        } else if ((it = slabs_alloc(ntotal, id)) == NULL) {//申请合适的slabclass  
          ......

        } 

        break;  
    }

    if (!tried_alloc && (tries == 0 || search == NULL))//5次循环查找，未找到合适的空间  
        it = slabs_alloc(ntotal, id);//则从内存池申请新的空间

    return it;  
}

注：每次新分配item时，先进行5次循环：检查LRU尾部item是否过期，过期则重用，否则尝试slabs_alloc申请新内存；  若5次后仍未获取可用内存，则再次尝试slabs_alloc申请内存；

http://blog.csdn.net/lcli2009/article/details/22091167

slabs_alloc

       pthread_mutex_lock(&slabs_lock);

    ret = do_slabs_alloc(size, id);

    pthread_mutex_unlock(&slabs_lock);

do_slabs_alloc(const size_t size, unsigned int id)

    p = &slabclass[id];  

    /* fail unless we have space at the end of a recently allocated page, we have something on our freelist, or we could allocate a new page */  
    // 1 最后面的页面有空间 2 空闲的地方有空间 3 分配一个新的页面  
    if (! (p->end_page_ptr != 0 || p->sl_curr != 0 ||  do_slabs_newslab(id) != 0)) {  
        /* We don't have more memory available */  
        ret = NULL;  
    } else if (p->sl_curr != 0) {  
        /* return off our freelist */  
        //从空闲(回收)地方分配  
        ret = p->slots[--p->sl_curr];  
    } else {  
        /* if we recently allocated a whole page, return from that */  
        assert(p->end_page_ptr != NULL);  
        ret = p->end_page_ptr;  
        if (--p->end_page_free != 0) {  
            p->end_page_ptr = ((caddr_t)p->end_page_ptr) + p->size;  
        } else {  
            p->end_page_ptr = 0;  
        }  
    }  

    if (ret) {  
        p->requested += size;  
        MEMCACHED_SLABS_ALLOCATE(size, id, p->size, ret);  
    } else {  
        MEMCACHED_SLABS_ALLOCATE_FAILED(size, id);  
    }  
  
    return ret;  
}

do_slabs_newslab--即为该slab新分配一个数据页；

    int len = p->size * p->perslab; 

    memory_allocate((size_t)len))