slub分配流程-kmem_cache

slub分配流程-kmem_cache_alloc函数

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;s = slab_pre_alloc_hook(s, gfpflags);if (!s)return NULL;
redo:/* * 保证获取到的tid和kmem_cache_cpu是同一个cpu上面的，以避免中间发生cpu切换* 一旦不匹配则在do循环中重新获取直到匹配为止；*/do {tid = this_cpu_read(s->cpu_slab->tid);c = raw_cpu_ptr(s->cpu_slab);} while (IS_ENABLED(CONFIG_PREEMPTION) &&unlikely(tid != READ_ONCE(c->tid)));barrier();object = c->freelist;page = c->page;/** 从这里判断进入slowpath还是fastpath* 进入fastpath的条件：* 1、page与当前节点node匹配* 2、c->freelist != NULL*/if (unlikely(!object || !node_match(page, node))) {object = __slab_alloc(s, gfpflags, node, addr, c);stat(s, ALLOC_SLOWPATH);/* 标记slowpath状态 */} else {void *next_object = get_freepointer_safe(s, object);if (unlikely(!this_cpu_cmpxchg_double(s->cpu_slab->freelist, s->cpu_slab->tid,object, tid,next_object, next_tid(tid)))) {note_cmpxchg_failure("slab_alloc", s, tid);goto redo;}prefetch_freepointer(s, next_object);stat(s, ALLOC_FASTPATH);/* 标记fastpath状态 */}maybe_wipe_obj_freeptr(s, object);if (unlikely(slab_want_init_on_alloc(gfpflags, s)) && object)memset(object, 0, s->object_size);slab_post_alloc_hook(s, gfpflags, 1, &object);return object;
}

从图中可以大致可以分成4种情况：

1、c->freelist != NULL；

2、c->freelist = NULL，c->partital ！= NULL；

3、c->partital = NULL，n->partital != NULL；

4、n->partital = NULL的情况；

第一种情况，c->freelist != NULL，即在本地的slab缓存池不为空，这种分配即fastpath操作，精简代码后如下所示：

void *next_object = get_freepointer_safe(s, object);      /*(1)*/
if (unlikely(!this_cpu_cmpxchg_double(                    /*(2)*/s->cpu_slab->freelist, s->cpu_slab->tid,object, tid,next_object, next_tid(tid)))) {note_cmpxchg_failure("slab_alloc", s, tid);goto redo;}
prefetch_freepointer(s, next_object);                     /*(3)*/
stat(s, ALLOC_FASTPATH);/* 标记fastpath状态 */
/* * (1)获取下一个空闲的object赋值给next_object* (2)原子操作，主要做了三件事：**重定向首指针指向当前CPU空间；**判断tid和freelist未被修改；**用新的tid和freelist覆盖旧的数据：s->cpu_slab->freelist = next_objects->cpu_slab->tid = next_tid(tid)此时c->freelist就指向了新的下一个空闲对象；* (3)刷新数据，主要是下一个空闲object的地址指向；*/

图解如下图所示：

其余的几种情况均属于slowpath，在__slab_alloc中执行，

当kmem_cache_cpu的freelist没有可用的object时，需要去kmem_cache_cpu的partital链表中寻找可用的object，如果c->partial存在，则可找到对应的object，对应的函数主体如下：

     if (slub_percpu_partial(c)) {page = c->page = slub_percpu_partial(c);/*(1)*/slub_set_percpu_partial(c, page);       /*(2)*/stat(s, CPU_PARTIAL_ALLOC); goto redo;                              /*(3)*/}/** (1)slub_percpu_partial(c)函数实际上是返回c->partial,赋值给c->page；* (2)更新c->partial的链表，将c->partial指向下一个page链表中的对象；实际上就是：c->partial = page->next;(3)返回redo标签，重新进行freelist的获取和更新；*/

图解如下图所示：

当kmem_cache_cpu的freelist和partital链表都没有可用的object的时候，就需要去kmem_cache_node中去寻找可用的object。主体函数为get_partial_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;unsigned int available = 0;int objects;if (!n || !n->nr_partial)return NULL;spin_lock(&n->list_lock);list_for_each_entry_safe(page, page2, &n->partial, slab_list) {void *t;if (!pfmemalloc_match(page, flags))continue;/*(1)*/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);}/*(2)*/if (!kmem_cache_has_cpu_partial(s)|| available > slub_cpu_partial(s) / 2)break;}spin_unlock(&n->list_lock);return object;
}
/** (1)变量partial，acquire_slab获取partial链表上slab空闲的数量，对于第一个获取到的slab，挂到c->page上;* (2)然后将后续slab挂到c->partial，直到满足其数量大于cpu_partial的一半;*/

如果在kmem_cache_cpu的freelist、partital链表以及kmem_cache_node的partital链表中都没有可用的object时，则需要调用new_slab函数从伙伴系统重新申请一页内存，此时函数主体如下：

 page = new_slab(s, flags, node);     /*(1)*/if (page) {c = raw_cpu_ptr(s->cpu_slab);/*(2)*/if (c->page)                 /*(3)*/flush_slab(s, c);freelist = page->freelist;   /*(4)*/page->freelist = NULL;       /*(5)*/stat(s, ALLOC_SLAB);c->page = page;              /*(6)*/*pc = c;
}
/** (1)从伙伴系统以页为单位分配内存，保存在page中；* (2)获取当前cpu的kmem_cache_cpu结构；* (3)如果存在c->page，则说明当前cpu（暂不清楚）* (4)返回page中的freelist；* (5)将page中的freelist指向NULL；* (6)将新申请的page加入cpu本地缓存（c->page = page）；其中（4）（5）（6）步主要是将申请的page       加入到该CPU的本地缓存中；*/

当调用new_slab失败，无法从伙伴系统获取内存时，说明系统内存不足，此时就会发生OOM；

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