Linux 内存管理之SLUB分配器三 [ Object分配逻辑 ]

内存是需要被操作系统管理的资源，我们在不同层次的管理本质是一样的：

以怎样的数据结构管理空闲资源，这部分在上一小节中已经整理完成；
以怎样的算法分配/释放资源，本小节主要整理分配逻辑部分；

1. 框架

数据结构框图：
三级缓存结构：

基于上述数据结构，可以理解SLUB为三级缓存结构：
1. 第一层，在freelist中寻找，速度最快；
2. 第二层，在kmem_cache_cpu中寻找，需要切换page；
3. 第三层，在kmem_cache_node中寻找；
与其他缓存机制一样，越向下寻找，资源消耗越多；

即将freelist、kmem_cache_cpu 、kmem_cache_node结构理解为三层缓存的结构，依次搜索空闲的object，直到找到为止；

2. 关于分配的四种case

整体逻辑都在上述图里了，这里详细介绍下各种case的细节处理，其核心入口函数为：slab_alloc_node；

2.1 基于freelist分配

本部分没有什么特别的，实际只做了两件事情：

将c->freelist 指向的object返回；
将next_object赋值给到 c->freelist；

2.2 基于kmem_cache_cpu分配

如果上述c->freelist中object已经被分配完，则此时c->freelist为NULL，我们需要到kmem_cache_cpu中分配，分为两种情况：

c->page是存在的，首先从此page中搜索；
如上述不存在则从kmem_cache_cpu->partial链表中搜索；

2.2.1 c->page中分配

当2.1中object为空时，即会进入此流程：

获取page中的freelist指针并返回；
1. 更新page->freelist为NULL，这个细节需要注意；
获取到page中下一个空闲的object，并将其赋值给到kmem_cache_cpu->freelist，则下次可以直接获取；

2.2.2 c->partial中分配

另外需要注意的是，2.2.1 虽然有整理出来code流程，但是理论上是不存在这种可能性的，因为每次从page中获取到freelist后，page->freelist都为NULL，即这里get_freelist基本是失败的，详情如下：

此流程中c->freelist和page->freelist都为NULL（按照设计流程在freelist为空时就是这种情况）

将c->page设置为NULL，进入c->partial链表中搜索；
更新page 和 partial的指针，接下来的处理与2.2.1中相同；

2.3 基于kmem_cache_node分配

如果上述c->partial 为NULL，即当前的kmem_cache_cpu上没有page了，则需要从node中分配：

这里的处理逻辑也很简单：

遍历当前node上的partial链表，找到page->freelist
1. 这部分有些细节需要注意：
  1. 进行acquire_slab操作时第一次传入的object为空，mode为1
  2. 在mode为1的情况下，会将page->freelist设置为NULL
  3. acquire_slab的返回值后续会赋值给到object并返回，即第二次进入acquire时mode为0；
  4. 第二次及以后会将page挂到cpu->partial上，直到数量达到一半；
将当前的page赋值给到kmem_cache_cpu->page上
跳出去后进行几个判断，然后load_freelist操作
1. kmem_cache_debug：默认是没有配置debug flag的，所以这里是OK的；
2. pfmemalloc_match(page, gfpflags)：这里是判断watermark标志是否存在，根据flag判断这里是返回true；
即上述两个判断都满足后进行load_freelist操作，更新CPU结构上的freelist指针；

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;//注意这里object为NULLint available = 0;int objects;...spin_lock(&n->list_lock);list_for_each_entry_safe(page, page2, &n->partial, lru) {void *t;...//第一次进入时object值为NULL，就是说mode为1t = acquire_slab(s, n, page, object == NULL, &objects);if (!t)//返回值为page->freelist，这里不为空，第二次进来会是空；break;available += objects;if (!object) {c->page = page;stat(s, ALLOC_FROM_PARTIAL);object = t;//第一次进入后将t赋值给到object，即此时object不为空，mode为0} else {put_cpu_partial(s, page, 0);//后续会将page挂到kmem_cache_cpu上stat(s, CPU_PARTIAL_NODE);}if (!kmem_cache_has_cpu_partial(s) || available > s->cpu_partial / 2) //直到数量满足1/2break;}spin_unlock(&n->list_lock);return object;
}
//acquire_slab
static inline void *acquire_slab(struct kmem_cache *s,struct kmem_cache_node *n, struct page *page,int mode, int *objects)
{void *freelist;unsigned long counters;struct page new;lockdep_assert_held(&n->list_lock);freelist = page->freelist;counters = page->counters;new.counters = counters;*objects = new.objects - new.inuse;if (mode) {//第一次进入new.inuse = page->objects;new.freelist = NULL;//此值后续会赋值给到page->freelist} else {new.freelist = freelist;//mode为0的情况，不需要将page->freelist设置为NULL}VM_BUG_ON(new.frozen);new.frozen = 1;if (!__cmpxchg_double_slab(s, page, freelist, counters, new.freelist, new.counters, "acquire_slab"))return NULL;remove_partial(n, page);WARN_ON(!freelist);return freelist;
}

2.4 分配slab page

本部分主要考虑object的分配逻辑，所以没有详细分析new_slab部分内容，这部分内容下一小节整理

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