Read the fucking source code! --By 鲁迅A picture is worth a thousand words. --By 高尔基说明：
之前的文章分析的都是基于页面的内存分配，而小块内存的分配和管理是通过块分配器来实现的。目前内核中，有三种方式来实现小块内存分配：slab, slub, slob，最先有slab分配器，slub/slob分配器是改进版，slob分配器适用于小内存嵌入式设备，而slub分配器目前已逐渐成为主流块分配器。接下来的文章，就是以slub分配器为目标，进一步深入。
先来一个初印象：
有四个关键的数据结构：
struct kmem_cache：用于管理SLAB缓存，包括该缓存中对象的信息描述，per-CPU/Node管理slab页面等；/*
* Slab cache management.
*/
struct kmem_cache {
struct kmem_cache_cpu __percpu *cpu_slab; //每个CPU slab页面
/* Used for retriving partial slabs etc */
unsigned long flags;
unsigned long min_partial;
int size; /* The size of an object including meta data */
int object_size; /* The size of an object without meta data */
int offset; /* Free pointer offset. */
#ifdef CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL
/* Number of per cpu partial objects to keep around */
unsigned int cpu_partial;
#endif
struct kmem_cache_order_objects oo; //该结构体会描述申请页面的order值，以及object的个数
/* Allocation and freeing of slabs */
struct kmem_cache_order_objects max;
struct kmem_cache_order_objects min;
gfp_t allocflags; /* gfp flags to use on each alloc */
int refcount; /* Refcount for slab cache destroy */
void (*ctor)(void *); // 对象构造函数
int inuse; /* Offset to metadata */
int align; /* Alignment */
int reserved; /* Reserved bytes at the end of slabs */
int red_left_pad; /* Left redzone padding size */
const char *name; /* Name (only for display!) */
struct list_head list; /* List of slab caches */ //kmem_cache最终会链接在一个全局链表中
struct kmem_cache_node *node[MAX_NUMNODES]; //Node管理slab页面
};struct kmem_cache_cpu：用于管理每个CPU的slab页面，可以使用无锁访问，提高缓存对象分配速度；struct kmem_cache_cpu {
void **freelist; /* Pointer to next available object */ //指向空闲对象的指针
unsigned long tid; /* Globally unique transaction id */
struct page *page; /* The slab from which we are allocating */ //slab缓存页面
#ifdef CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL
struct page *partial; /* Partially allocated frozen slabs */
#endif
#ifdef CONFIG_SLUB_STATS
unsigned stat[NR_SLUB_STAT_ITEMS];
#endif
};struct kmem_cache_node：用于管理每个Node的slab页面，由于每个Node的访问速度不一致，slab页面由Node来管理；/*
* The slab lists for all objects.
*/
struct kmem_cache_node {
spinlock_t list_lock;
#ifdef CONFIG_SLUB
unsigned long nr_partial; //slab页表数量
struct list_head partial; //slab页面链表
#ifdef CONFIG_SLUB_DEBUG
atomic_long_t nr_slabs;
atomic_long_t total_objects;
struct list_head full;
#endif
#endif
};struct page：用于描述slab页面，struct page结构体中很多字段都是通过union联合体进行复用的。struct page结构中，用于slub的成员如下：struct page {
union {
...
void *s_mem; /* slab first object */
...
};
/* Second double word */
union {
...
void *freelist; /* sl[aou]b first free object */
...
};
union {
...
struct {
union {
...
struct { /* SLUB */
unsigned inuse:16;
unsigned objects:15;
unsigned frozen:1;
};
...
};
...
};
};
/*
* Third double word block
*/
union {
...
struct { /* slub per cpu partial pages */
struct page *next; /* Next partial slab */
#ifdef CONFIG_64BIT
int pages; /* Nr of partial slabs left */
int pobjects; /* Approximate # of objects */
#else
short int pages;
short int pobjects;
#endif
};
struct rcu_head rcu_head; /* Used by SLAB
* when destroying via RCU
*/
};
...
struct kmem_cache *slab_cache; /* SL[AU]B: Pointer to slab */
...
}图来了：
针对Slub的使用，可以从三个维度来分析：
下边将进一步分析。
在内核中通过kmem_cache_create接口来创建一个slab缓存。
先看一下这个接口的函数调用关系图：
kmem_cache_create完成的功能比较简单，就是创建一个用于管理slab缓存的kmem_cache结构，并对该结构体进行初始化，最终添加到全局链表中。kmem_cache结构体初始化，包括了上文中分析到的kmem_cache_cpu和kmem_cache_node两个字段结构。
在创建的过程中，当发现已有的slab缓存中，有存在对象大小相近，且具有兼容标志的slab缓存，那就只需要进行merge操作并返回，而无需进一步创建新的slab缓存。
calculate_sizes函数会根据指定的force_order或根据对象大小去计算kmem_cache结构体中的size/min/oo等值，其中kmem_cache_order_objects结构体，是由页面分配order值和对象数量两者通过位域拼接起来的。
在创建slab缓存的时候，有一个先鸡后蛋的问题：kmem_cache结构体来管理一个slab缓存，而创建kmem_cache结构体又是从slab缓存中分配出来的对象，那么这个问题是怎么解决的呢？可以看一下kmem_cache_init函数，内核中定义了两个静态的全局变量kmem_cache和kmem_cache_node，在kmem_cache_init函数中完成了这两个结构体的初始化之后，相当于就是创建了两个slab缓存，一个用于分配kmem_cache结构体对象的缓存池，一个用于分配kmem_cache_node结构体对象的缓存池。由于kmem_cache_cpu结构体是通过__alloc_percpu来分配的，因此不需要创建一个相关的slab缓存。
kmem_cache_alloc接口用于从slab缓存池中分配对象。
看一下大体的调用流程图：
从上图中可以看出，分配slab对象与Buddy System中分配页面类似，存在快速路径和慢速路径两种，所谓的快速路径就是per-CPU缓存，可以无锁访问，因而效率更高。
整体的分配流程大体是这样的：优先从per-CPU缓存中进行分配，如果per-CPU缓存中已经全部分配完毕，则从Node管理的slab页面中迁移slab页到per-CPU缓存中，再重新分配。当Node管理的slab页面也不足的情况下，则从Buddy System中分配新的页面，添加到per-CPU缓存中。
还是用图来说明更清晰，分为以下几步来分配：
fastpath
快速路径下，以原子的方式检索per-CPU缓存的freelist列表中的第一个对象，如果freelist为空并且没有要检索的对象，则跳入慢速路径操作，最后再返回到快速路径中重试操作。
slowpath-1
将per-CPU缓存中page指向的slab页中的空闲对象迁移到freelist中，如果有空闲对象，则freeze该页面，没有空闲对象则跳转到slowpath-2。
slowpath-2
将per-CPU缓存中partial链表中的第一个slab页迁移到page指针中，如果partial链表为空，则跳转到slowpath-3。
slowpath-3
将Node管理的partial链表中的slab页迁移到per-CPU缓存中的page中，并重复第二个slab页将其添加到per-CPU缓存中的partial链表中。如果迁移的slab中空闲对象超过了kmem_cache.cpu_partial的一半，则仅迁移slab页，并且不再重复。
如果每个Node的partial链表都为空，跳转到slowpath-4。
slowpath-4
从Buddy System中获取页面，并将其添加到per-CPU的page中。
kmem_cache_free的操作，可以看成是kmem_cache_alloc的逆过程，因此也分为快速路径和慢速路径两种方式，同时，慢速路径中又分为了好几种情况，可以参考kmem_cache_alloc的过程。
调用流程图如下：
效果如下：
快速路径释放
快速路径下，直接将对象返回到freelist中即可。
put_cpu_partial
put_cpu_partial函数主要是将一个刚freeze的slab页，放入到partial链表中。
在put_cpu_partial函数中调用unfreeze_partials函数，这时候会将per-CPU管理的partial链表中的slab页面添加到Node管理的partial链表的尾部。如果超出了Node的partial链表，溢出的slab页面中没有分配对象的slab页面将会返回到伙伴系统。
add_partial
添加slab页到Node的partial链表中。
remove_partial
从Node的partial链表移除slab页。
具体释放的流程走哪个分支，跟对象的使用情况，partial链表的个数nr_partial/min_partial等相关，细节就不再深入分析了。
原文：https://www.cnblogs.com/LoyenWang/p/11922887.html