Linux内存管理 - slab分配器详解

Linux有个叫伙伴系统的分配算法，这个算法主要解决分配连续个内存页的问题。伙伴分配算法主要以内存页（4KB）作为分配单位，就是说伙伴分配算法每次可以分配 2order 个内存页（order为0、1、2…9）。但有时候我们只需要申请一个很小的内存区（如32字节），这时候使用伙伴分配算法就显得浪费了。为了解决小内存分配问题，Linux使用了slab分配算法。

相关数据结构

slab算法有两个重要的数据结构，一个是kmem_cache_t，另外一个是slab_t。下面我们先来看看kmem_cache_t结构：

1. struct kmem_cache_s {
    
     
2.  struct list_head    slabs_full;
3.  struct list_head    slabs_partial;
4.  struct list_head    slabs_free;
5.  unsigned int        objsize;
6.  unsigned int        flags;
7.  unsigned int        num;
8.     spinlock_t          spinlock; 
9.  
10.      /* 2) slab additions /removals */ 
11.  /* order of pgs per slab (2^n) */ 
12.  unsigned int        gfporder; 
13.  
14.  /* force GFP flags, e.g. GFP_DMA */ 
15.  unsigned int        gfpflags; 
16.  
17.     size_t              colour;
18.  unsigned int        colour_off;
19.  unsigned int        colour_next;
20.     kmem_cache_t        *slabp_cache; 
21.  ... 
22.  struct list_head      next;
23.  ...
24. };

下面介绍一下kmem_cache_t结构中比较重要的字段：

slab_full：完全分配的slab
slab_partial：部分分配的slab
slab_free：没有被分配过的slab
objsize：存储的对象大小
num：一个slab能够存储的对象个数
gfporder：一个slab由2gfporder个内存页组成
colour/colour_off/colour_next：着色区大小（后面会讲到）

slab_t结构定义如下：

1. typedef struct slab_s {
    
     
2.  struct list_head    list;
3.  unsigned long       colouroff;
4.  void                *s_mem;
5.  unsigned int        inuse;
6.     kmem_bufctl_t        free;
7. } slab_t;

slab_t结构各个字段的用途如下：

list：连接（全满/部分/全空）链
colouroff：着色补偿
s_mem：存储对象的起始内存地址
inuse：已经分配多少个对象
free：用于连接空闲的对象

用图来表示它们之间的关系，如下：
在这里插入图片描述

这里需要解释一下，一个slab会被划分为多个对象（可以理解为结构体），这些对象是slab算法分配的最小单元，而一个slab一般有一个或者多个内存页（但不能超过24个页面）组成。

在kmem_cache_t结构中的slab_free链表的slab是内存回收的主要备选对象。由于对象是从slab中分配和释放，所以单个slab可以在slab列表中进行一定。例如，当一个slab中所有对象被分配完时，就从slab_partial列表中移动到slab_full列表中。而当一个在slab_free列表中的slab被分配对象时，就会从slab_free列表中移动到slab_partial列表中。当一个slab中所有对象被释放时，就会从slab_partial列表中移动到slab_free列表中。

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在这里插入图片描述

slab分配器初始化

slab分配器的初始化由kmem_cache_init()函数完成，如下：

1. void __init kmem_cache_init(void) 
2. {
    
     
3.     size_t left_over; 
4.  
5.     init_MUTEX(&cache_chain_sem); 
6.     INIT_LIST_HEAD(&cache_chain); 
7.  
8.     kmem_cache_estimate(0, cache_cache.objsize, 0, 
9.             &left_over, &cache_cache.num); 
10.  if (!cache_cache.num) 
11.         BUG(); 
12.  
13.     cache_cache.colour = left_over/cache_cache.colour_off; 
14.     cache_cache.colour_next = 0; 
15. }

这个函数主要用来初始化cache_cache这个变量，cache_cache是一个类型为kmem_cache_t的结构体变量，定义如下：

1. static kmem_cache_t cache_cache = {
    
     
2.     slabs_full:       LIST_HEAD_INIT(cache_cache.slabs_full), 
3.     slabs_partial:    LIST_HEAD_INIT(cache_cache.slabs_partial), 
4.     slabs_free:       LIST_HEAD_INIT(cache_cache.slabs_free), 
5.     objsize:          sizeof(kmem_cache_t), 
6.     flags:            SLAB_NO_REAP, 
7.     spinlock:         SPIN_LOCK_UNLOCKED, 
8.     colour_off:       L1_CACHE_BYTES, 
9.     name:             "kmem_cache", 
10. };

为什么需要一个这样的对象呢？因为本身kmem_cache_t结构体也是小内存对象，所以也应该有slab分配器来分配的，但这样就出现“鸡蛋和鸡谁先出现”的问题。在系统初始化的时候，slab分配器还没有初始化，所以并不能使用slab分配器来分配一个kmem_cache_t对象，这时候只能通过定义一个kmem_cache_t类型的静态变量来来管理slab分配器了，所以cache_cache静态变量就是用来管理slab分配器的。

从上面的代码可知，cache_cache的objsize字段被设置为sizeof(kmem_cache_t)的大小，所以这个对象主要是用来分配不同类型的kmem_cache_t对象的。

kmem_cache_init()函数调用了kmem_cache_estimate()函数来计算一个slab能够保存多少个大小为cache_cache.objsize的对象，并保存到cache_cache.num字段中。一个slab中不可能全部都用来分配对象的，举个例子：一个4096字节大小的slab用来分配大小为22字节的对象，可以划分为186个，但还剩余4字节不能使用的，所以这部分内存用来作为着色区。着色区的作用是为了错开不同的slab，让CPU更有效的缓存slab。当然这属于优化部分，对slab分配算法没有多大的影响。就是说就算不对slab进行着色操作，slab分配算法还是可以工作起来的。

kmem_cache_t对象申请

kmem_cache_t是用来管理和分配对象的，所以要使用slab分配器时，必须先申请一个kmem_cache_t对象，申请kmem_cache_t对象由kmem_cache_create()函数进行：

1. kmem_cache_t *kmem_cache_create ( 
2.  const char *name, 
3.     size_t size, 
4.     size_t offset, 
5.  unsigned long flags, 
6.  void (*ctor)(void*, kmem_cache_t *, unsigned long), 
7.  void (*dtor)(void*, kmem_cache_t *, unsigned long) 
8. ) {
    
     
9.     ... 
10.     cachep = (kmem_cache_t *) kmem_cache_alloc(&cache_cache, SLAB_KERNEL); 
11.  if (!cachep) 
12.  goto opps; 
13.     memset(cachep, 0, sizeof(kmem_cache_t)); 
14.     ... 
15.  do {
    
    
16.  unsigned int break_flag = 0; 
17. cal_wastage: 
18.         kmem_cache_estimate(cachep->gfporder, size, flags, 
19.                         &left_over, &cachep->num); 
20.  if (break_flag) 
21.  break;
22.  if (cachep->gfporder >= MAX_GFP_ORDER) 
23.  break; 
24.  if (!cachep->num)
25.  goto next; 
26.  if (flags & CFLGS_OFF_SLAB && cachep->num > offslab_limit) {
    
     
27.  /* Oops, this num of objs will cause problems. */ 
28.             cachep->gfporder--; 
29.             break_flag++; 
30.  goto cal_wastage; 
31.         } 
32.  
33.  if (cachep->gfporder >= slab_break_gfp_order) 
34.  break; 
35.  
36.  if ((left_over*8) <= (PAGE_SIZE<<cachep->gfporder)) 
37.  break;    /* Acceptable internal fragmentation. */ 
38. next: 
39.         cachep->gfporder++; 
40.     } while (1); 
41.  
42.  if (flags & CFLGS_OFF_SLAB && left_over >= slab_size) {
    
     
43.         flags &= ~CFLGS_OFF_SLAB; 
44.         left_over -= slab_size; 
45.     } 
46.  
47.  /* Offset must be a multiple of the alignment. */ 
48.     offset += (align-1); 
49.     offset &= ~(align-1); 
50.  if (!offset) 
51.         offset = L1_CACHE_BYTES; 
52.     cachep->colour_off = offset; 
53.     cachep->colour = left_over/offset; 
54.  
55.     cachep->flags = flags; 
56.     cachep->gfpflags = 0; 
57.  if (flags & SLAB_CACHE_DMA) 
58.         cachep->gfpflags |= GFP_DMA; 
59.     spin_lock_init(&cachep->spinlock); 
60.     cachep->objsize = size; 
61.     INIT_LIST_HEAD(&cachep->slabs_full); 
62.     INIT_LIST_HEAD(&cachep->slabs_partial); 
63.     INIT_LIST_HEAD(&cachep->slabs_free); 
64.  
65.  if (flags & CFLGS_OFF_SLAB) 
66.         cachep->slabp_cache = kmem_find_general_cachep(slab_size,0); 
67.     cachep->ctor = ctor; 
68.     cachep->dtor = dtor; 
69.     strcpy(cachep->name, name); 
70.  
71.     down(&cache_chain_sem); 
72.     {
    
     
73.  struct list_head *p; 
74.  
75.         list_for_each(p, &cache_chain) {
    
     
76.             kmem_cache_t *pc = list_entry(p, kmem_cache_t, next); 
77.         } 
78.     } 
79.  
80.     list_add(&cachep->next, &cache_chain); 
81.     up(&cache_chain_sem); 
82. opps: 
83.  return cachep; 
84. }

kmem_cache_create()函数比较长，所以上面代码去掉了一些不那么重要的地方，使代码更清晰的体现其原理。

在kmem_cache_create()函数中，首先调用kmem_cache_alloc()函数申请一个kmem_cache_t对象，我们看到调用kmem_cache_alloc()时，传入的就是cache_cache变量。申请完kmem_cache_t对象后需要对其进行初始化操作，主要是对kmem_cache_t对象的所有字段进行初始化：1) 计算需要多少个页面来作为slab的大小。2) 计算一个slab能够分配多少个对象。3) 计算着色区信息。4) 初始化slab_full / slab_partial / slab_free链表。5) 把申请的kmem_cache_t对象保存到cache_chain链表中。

对象分配

申请完kmem_cache_t对象后，就使用通过调用kmem_cache_alloc()函数来申请指定的对象。kmem_cache_alloc()函数代码如下：

1. static inline void * 
2. kmem_cache_alloc_one_tail (kmem_cache_t *cachep, slab_t *slabp) 
3. {
    
     
4.  void *objp; 
5.  
6.     slabp->inuse++; 
7.     objp = slabp->s_mem + slabp->free*cachep->objsize; 
8.     slabp->free = slab_bufctl(slabp)[slabp->free]; 
9.  
10.  if (unlikely(slabp->free == BUFCTL_END)) {
    
     
11.         list_del(&slabp->list); 
12.         list_add(&slabp->list, &cachep->slabs_full); 
13.     } 
14.  return objp; 
15. }
16.  
17. static inline void * 
18. __kmem_cache_alloc(kmem_cache_t *cachep, int flags) 
19. {
    
     
20.  unsigned long save_flags; 
21.  void* objp; 
22.  struct list_head * slabs_partial, * entry; 
23.     slab_t *slabp;     
24.  
25.     kmem_cache_alloc_head(cachep, flags); 
26. try_again: 
27.     local_irq_save(save_flags); 
28.  
29.     slabs_partial = &(cachep)->slabs_partial;
30.     entry = slabs_partial->next;
31.  
32.  if (unlikely(entry == slabs_partial)) {
    
    
33.  struct list_head * slabs_free;
34.         slabs_free = &(cachep)->slabs_free;
35.         entry = slabs_free->next;
36.  if (unlikely(entry == slabs_free))
37.  goto alloc_new_slab;
38.         list_del(entry);
39.         list_add(entry, slabs_partial);
40.     }
41.  
42.     slabp = list_entry(entry, slab_t, list); 
43.     objp = kmem_cache_alloc_one_tail(cachep, slabp); 
44.  
45.     local_irq_restore(save_flags); 
46.  return objp; 
47.  
48. alloc_new_slab: 
49.     local_irq_restore(save_flags); 
50.  if (kmem_cache_grow(cachep, flags)) 
51.  goto try_again; 
52.  return NULL; 
53. }

kmem_cache_alloc()函数被我展开之后如上代码，kmem_cache_alloc()函数的主要步骤是：1) 从kmem_cache_t对象的slab_partial列表中查找是否有slab可用，如果有就直接从slab中分配一个对象。2) 如果slab_partial列表中没有可用的slab，那么就从slab_free列表中查找可用的slab，如果有可用slab，就从slab分配一个对象，并且把此slab放置到slab_partial列表中。3) 如果slab_free列表中没有可用的slab，那么就调用kmem_cache_grow()函数申请新的slab来进行对象的分配。

一个slab的结构如下图：
在这里插入图片描述

灰色部分是着色区，绿色部分是slab管理结构，黄色部分是空闲对象链表的索引，红色部分是对象的实体。我们可以看到slab结构的s_mem字段指向了对象实体列表的起始地址。

分配对象的时候就是先通过slab结构的free字段查看是否有空闲的对象可用，free字段保存了空闲对象链表的首节点索引。

对象释放

对象的释放比较简单，主要通过调用kmem_cache_free()函数完成，而kmem_cache_free()函数最终会调用kmem_cache_free_one()函数，代码如下：

1. static inline void 
2. kmem_cache_free_one(kmem_cache_t *cachep, void *objp) 
3. {
    
     
4.     slab_t* slabp; 
5.  
6.     {
    
     
7.  unsigned int objnr = (objp-slabp->s_mem)/cachep->objsize;  
8.         slab_bufctl(slabp)[objnr] = slabp->free; 
9.         slabp->free = objnr; 
10.     } 
11.  
12.  /* fixup slab chains */ 
13.     {
    
     
14.  int inuse = slabp->inuse; 
15.  if (unlikely(!--slabp->inuse)) {
    
     
16.  /* Was partial or full, now empty. */ 
17.             list_del(&slabp->list); 
18.             list_add(&slabp->list, &cachep->slabs_free); 
19.         } else if (unlikely(inuse == cachep->num)) {
    
     
20.  /* Was full. */ 
21.             list_del(&slabp->list); 
22.             list_add(&slabp->list, &cachep->slabs_partial); 
23.         } 
24.     } 
25. }

对象释放的时候首先会把对象的索引添加到slab的空闲对象链表中，然后根据slab的使用情况移动slab到合适的列表中。1) 如果slab所有对象都被释放完时，把slab放置到slab_free列表中。2) 如果对象所在的slab原来在slab_full中，那么就把slab移动到slab_partial中。