slub释放过程-do_slab

do_slab_free

一、快速路径

if (likely(page == c->page)) {void **freelist = READ_ONCE(c->freelist);set_freepointer(s, tail_obj, freelist);if (unlikely(!this_cpu_cmpxchg_double(s->cpu_slab->freelist, s->cpu_slab->tid,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);
1、要释放的对象正好在cpu本地缓存中；
2、set_freepointer函数：将要释放的object加入到空闲的object链表中，并且为链表中代替freelist为第一个空闲的object，即相当于object->next = c->freelist;
3、重新分配freelist，这里是将c->freelist = head(head即目标object);

二、慢速路径

进入__slab_free函数，大致框架如下：

do {if (unlikely(n)) {spin_unlock_irqrestore(&n->list_lock, flags);n = NULL;}prior = page->freelist;counters = page->counters;set_freepointer(s, tail, prior);new.counters = counters;/** 1、frozen=0，说明该slab在node中；frozen=1，则说明该slab在slab_cpu缓存中；* 2、inuse=0，说明该slab中没有正在使用的object；inuse=objects，则说明该slab为full* 3、prior=0，说明目标object在c->page中或者在s->slab_cpu->partital、s->node->partital中且无可分配的object*/was_frozen = new.frozen;new.inuse -= cnt;/** 下面需要对目标object释放的情况进行划分：* （1）inuse=0 && was_frozen=0：目标object在node节点中，且释放后该slab中的object               全部未分配，此时该slab可以释放到伙伴系统或者不处理；* （2）prior=0 && was_frozen=0：释放前在full的slab链表中，释放后为半满状态；* （3）was_frozen=1：该slab在s->slab_cpu->partital缓存中；*/if ((!new.inuse || !prior) && !was_frozen) {             //(1)(2)if (kmem_cache_has_cpu_partial(s) && !prior) {   //(2)new.frozen = 1;} else {                                         //(1)n = get_node(s, page_to_nid(page));spin_lock_irqsave(&n->list_lock, flags);}
} while (!cmpxchg_double_slab(s, page,prior, counters,head, new.counters,"__slab_free"));
/* * 前面的while循环中对目标object释放进行了分类和简单的预处理，下面针对这几种情况进行后续的处理。* 包括是否将空的slab释放回伙伴系统以及维护slab_cpu->patital和node->partital链表；*/if (likely(!n)) {if (new.frozen && !was_frozen) {    //(2)node节点，半满put_cpu_partial(s, page, 1);//将slab释放到slab_cpu->partital链表中stat(s, CPU_PARTIAL_FREE);}if (was_frozen)                     //slab_cpu->partital中，则不处理直接返回stat(s, FREE_FROZEN);return;
}
//释放object后该slab变为free，此时需要对比node->partital中slab的数量和内核定义的最小min大小
//如果n->nr_partial >= s->min_partial，则将slab释放到伙伴系统；
//如果n->nr_partial <  s->min_partial, 则不处理；
if (unlikely(!new.inuse && n->nr_partial >= s->min_partial))goto slab_empty;//未定义CONFIG_SLUB_CPU_PARTITAL时走这个流程；
if (!kmem_cache_has_cpu_partial(s) && unlikely(!prior)) {remove_full(s, n, page);//从full链表中移除add_partial(n, page, DEACTIVATE_TO_TAIL);//加入到node->partital链表中stat(s, FREE_ADD_PARTIAL);
}
spin_unlock_irqrestore(&n->list_lock, flags);
return;
slab_empty:if (prior) {/** Slab on the partial list.*/remove_partial(n, page);//将该slab从链表中删除，并将nr_partital减一stat(s, FREE_REMOVE_PARTIAL);} else {/* Slab must be on the full list */remove_full(s, n, page);}spin_unlock_irqrestore(&n->list_lock, flags);stat(s, FREE_SLAB);discard_slab(s, page);
}

所以从代码来看，主要分成以下几种情况：

1、目标object在s->slab_cpu->partital中，直接释放即可，无需后续的处理；

2、目标object在s->node中，释放完object后slab中的object全为free；此时需要考虑空的slab如何处理

（1）s->node->partital中slab的个数大于等于min_partital时，将该slab释放到伙伴系统；

（2）s->node->partital中slab的个数小于min_partital时，该slab依然保留在s->node->partital链表中；

3、目标object在s->node中，释放object前slab为full，没有可分配object，释放完后为半满状态；此时需要将半满的slab从full链表中删除并加入到s->slab_cpu的链表中，需要注意s->slab_cpu->partital中也需要判断下所有的free的object的数量是否超过了规定的水位，判断后在决定是否加入；

lab从full链表中删除并加入到s->slab_cpu的链表中，需要注意s->slab_cpu->partital中也需要判断下所有的free的object的数量是否超过了规定的水位，判断后在决定是否加入；

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