kmalloc kfree学习笔记

slub中的kmalloc和kfree学习笔记

2.6.26中的内存管理大概分为3个层次 SLUB,伙伴系统和ZONE,其中SLUB在最高层,这里通过分析kmalloc和kfree来分析SLUB的模型,在内存管理中还有NUMA系统,但是NUMA不是必须得,所以以下笔记建立在无SMP和不使用NUMA的环境下,并且不运行DEBUG设置 SLUB主要对1页以下的内存进行管理,将1页内存分成相同大小的块,SLUB将这些块称为object,内核进行内存申请时则分配1个块,也就是1个object 在x86下的32位处理器中,SLUB由13个缓冲结构组成,每个缓冲结构管理大小不同的object,其中0号归NUMA使用,其它12个按顺序分别为96,192,8,16,32,64,128,256,512,1024,2048,4096,如下图所示:   举例来说,第5个缓冲结构管理object大小为16的页面,对于该缓冲来说,将1页内存按16的大小分成了256项,当内核申请1个大小为9-16大小的内存时,SLUB就根据第5个缓冲结构中的空闲object指针freelist取出1个object交给内核 这里可以发现,申请大小为9时,返回16的大小,申请大小为15时,也返回16的大小,大家会认为如果申请的内存都在9到10大小左右徘徊的时候就会浪费大概50%的内存空间,对的,所以学习SLUB就更有必要了嘛,如果都在9-10大小的话就自己更改SLUB缓冲的结构,设置1个9-10大小的缓冲区,专门负责这些内存申请.避免浪费 对每页内存进行分块,虽然在一定程度上浪费了内存,但是方便了内存的申请与回收,提高了效率,下面就对SLUB的这种管理进行分析  首先是SLUB的缓冲结构kmalloc_caches[]数组的初始化,该初始化在kmem_cache_init中进行  kmem_cache_init在/mm/slub.c中,代码如下: void __init kmem_cache_init(void) {     int i;     int caches = 0;     init_alloc_cpu(); #ifdef CONFIG_NUMA     create_kmalloc_cache(&kmalloc_caches[0], "kmem_cache_node",         sizeof(struct kmem_cache_node), GFP_KERNEL);     kmalloc_caches[0].refcount = -1;     caches++;     hotplug_memory_notifier(slab_memory_callback, SLAB_CALLBACK_PRI); #endif     slab_state = PARTIAL;     //如果kmalloc的最小object小于64     //则初始化1号和2号kmalloc_caches的大小为96和192     if (KMALLOC_MIN_SIZE <= 64)     {         create_kmalloc_cache(&kmalloc_caches[1],                 "kmalloc-96", 96, GFP_KERNEL);         caches++;                  create_kmalloc_cache(&kmalloc_caches[2],                 "kmalloc-192", 192, GFP_KERNEL);         caches++;     }     //按照kmalloc的最小object初始化kmalloc_caches     for (i = KMALLOC_SHIFT_LOW; i <= PAGE_SHIFT; i++)     {         create_kmalloc_cache(&kmalloc_caches[i],             "kmalloc", 1 << i, GFP_KERNEL);         caches++;     }     BUILD_BUG_ON(KMALLOC_MIN_SIZE > 256 ||         (KMALLOC_MIN_SIZE & (KMALLOC_MIN_SIZE - 1)));     //按照kmalloc的最小object重新设置size_index     for (i = 8; i < KMALLOC_MIN_SIZE; i += 8)         size_index[(i - 1) / 8] = KMALLOC_SHIFT_LOW;     if (KMALLOC_MIN_SIZE == 128)     {         for (i = 128 + 8; i <= 192; i += 8)             size_index[(i - 1) / 8] = 8;     }     slab_state = UP;     //按照kmalloc的最小object重新设置kmalloc_caches的名字     for (i = KMALLOC_SHIFT_LOW; i <= PAGE_SHIFT; i++)         kmalloc_caches[i]. name =             kasprintf(GFP_KERNEL, "kmalloc-%d", 1 << i); #ifdef CONFIG_SMP     register_cpu_notifier(&slab_notifier);     kmem_size = offsetof(struct kmem_cache, cpu_slab) +                 nr_cpu_ids * sizeof(struct kmem_cache_cpu *); #else     kmem_size = sizeof(struct kmem_cache); #endif     printk(KERN_INFO         "SLUB: Genslabs=%d, HWalign=%d, Order=%d-%d, MinObjects=%d,"         " CPUs=%d, Nodes=%d/n",         caches, cache_line_size(),         slub_min_order, slub_max_order, slub_min_objects,         nr_cpu_ids, nr_node_ids); } 由于不使用NUMA系统,所以这里不会执行#ifdef CONFIG_NUMA中的代码,也就不会初始化0号缓冲 所有缓冲结构的初始化都是由create_kmalloc_cache负责 create_kmalloc_cache在/mm/slub.c中,代码如下: static struct kmem_cache *create_kmalloc_cache(struct kmem_cache *s,         const char *name, int size, gfp_t gfp_flags) {     unsigned int flags = 0;     //检测是否为DMA缓冲结构     if (gfp_flags & SLUB_DMA)         //是则加上DMA标志         flags = SLAB_CACHE_DMA;     down_write(&slub_lock);     //分配一个缓冲     if (!kmem_cache_open(s, gfp_flags, name, size, ARCH_KMALLOC_MINALIGN,flags, NULL))         goto panic;     //将该缓冲挂载到slab_caches链表中     list_add(&s->list, &slab_caches);     up_write(&slub_lock);     if (sysfs_slab_add(s))         goto panic;     return s; panic:     panic("Creation of kmalloc slab %s size=%d failed./n", name, size); } 主要的初始化在kmem_cache_open中进行 kmem_cache_open在/mm/slub.c中,代码如下: static int kmem_cache_open(struct kmem_cache *s, gfp_t gfpflags,         const char *name, size_t size,         size_t align, unsigned long flags,         void (*ctor)(struct kmem_cache *, void *)) {     //初始化kmem缓冲,将内容全部清零     memset(s, 0, kmem_size);     //设置缓冲的名字     s->name = name;     //设置缓冲的object初始化函数     s->ctor = ctor;     //设置缓冲的object大小     s->objsize = size;     //设置缓冲的对齐     s->align = align;     //设置缓冲的标志     s->flags = kmem_cache_flags(size, flags, name, ctor);     //根据object的大小计算对应的object数目     if (!calculate_sizes(s, -1))         goto error;     s->refcount = 1; #ifdef CONFIG_NUMA     s->remote_node_defrag_ratio = 100; #endif     //初始化邻居页面链表     if (!init_kmem_cache_nodes(s, gfpflags & ~SLUB_DMA))         goto error;     //初始化CPU的私有kmem缓冲     if (alloc_kmem_cache_cpus(s, gfpflags & ~SLUB_DMA))         return 1;     free_kmem_cache_nodes(s); error:     if (flags & SLAB_PANIC)         panic("Cannot create slab %s size=%lu realsize=%u "             "order=%u offset=%u flags=%lx/n",             s->name, (unsigned long)size, s->size, oo_order(s->oo),             s->offset, flags);     return 0; } calculate_sizes负责计算object的大小,就是对kmem_cache结构中oo,max,min成员的赋值,以及对object大小进行边界和字对齐,但是对边界和字对齐还不熟悉,所以我就不分析了 = 3= 接下来是init_kmem_cache_nodes, init_kmem_cache_nodes负责对邻居页面链表进行初始化 init_kmem_cache_nodes在/mm/slub.c中,由于这里不使用NUMA系统,所以代码如下: static int init_kmem_cache_nodes(struct kmem_cache *s, gfp_t gfpflags) {     init_kmem_cache_node(&s->local_node);     return 1; } init_kmem_cache_node在mm/slub.c中,代码如下: static void init_kmem_cache_node(struct kmem_cache_node *n) {     n->nr_partial = 0;     spin_lock_init(&n->list_lock);     INIT_LIST_HEAD(&n->partial); #ifdef CONFIG_SLUB_DEBUG     atomic_long_set(&n->nr_slabs, 0);     INIT_LIST_HEAD(&n->full); #endif } 主要进行了一下初始化工作 回到kmem_cache_open中,现在到alloc_kmem_cache_cpus, alloc_kmem_cache_cpus负责CPU私有缓冲的初始化工作  alloc_kmem_cache_cpus在mm/slub.c中,由于不使用SMP,所以代码如下: static inline int alloc_kmem_cache_cpus(struct kmem_cache *s, gfp_t flags) {     init_kmem_cache_cpu(s, &s->cpu_slab);     return 1; } init_kmem_cache_cpu在mm/slub.c中,代码如下 static void init_kmem_cache_cpu(struct kmem_cache *s,             struct kmem_cache_cpu *c) {     c->page = NULL;     c->freelist = NULL;     c->node = 0;     c->offset = s->offset / sizeof(void *);     c->objsize = s->objsize; #ifdef CONFIG_SLUB_STATS     memset(c->stat, 0, NR_SLUB_STAT_ITEMS * sizeof(unsigned)); #endif } 初始化完成后, kmem_cache_open和create_kmalloc_cache也执行完了,返回到kmem_cache_init中,接下来kmem_cache_init主要执行缓冲名字的设置工作 下图是第6个缓冲结构,也就是object大小为32的缓冲初始化后的结构图   kmem_cache_init执行完成后,SLUB的初始化就完成了,就接下来我们就能使用kmalloc进行内存的分配了 假设kmalloc申请的大小为32,标志为GFP_KKERNEL,GFP_KERNEL是标志_GFP_WAIT , _GFP_IO 和 _GFP_FS的集合,也就是kmalloc(32,GFP_KERNEL) 下面就进入到kmalloc的分析中 kmalloc在/mm/slub.c中,代码如下: static __always_inline void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags) {     //也就是检测size是变量还是常量     //为常量则执行if     if (__builtin_constant_p(size))     {         //检测申请的大小是否超过1页内存的大小         if (size > PAGE_SIZE)             //调用大块内存分配             return kmalloc_large(size, flags);         //检测申请的内存是否用于DMA         if (!(flags & SLUB_DMA))         {             //根据申请的大小选取对应的缓冲结构             struct kmem_cache *s = kmalloc_slab(size);             //检测kmem缓冲取得是否成功             if (!s)                 return ZERO_SIZE_PTR;             //使用缓冲结构取得内存             return kmem_cache_alloc(s, flags);         }     }     //变量及DMA使用__kmalloc分配内存     return __kmalloc(size, flags); } __builtin_constant_p检测参数是变量还是常量,举个例子说kmalloc(i,GFP_KERNEL)就是变量,kmalloc(32,GFP_KERNEL)就是常量 这里先看常量,进入if中,这里先说一下kmalloc_large, kmalloc_large负责超过1页内存的申请,超过1页的内存分配由伙伴系统进行,不由SLUB进行. 接下来到if (!(flags & SLUB_DMA)),这里我们申请的内存标志为GFP_KERNEL,没有DMA标志,所以进入到if中 首先根据申请的大小选取对应的缓冲序号,进入到kmalloc_slab中 kmalloc_slab在include /linux/slub_def.h中,代码如下: static __always_inline struct kmem_cache *kmalloc_slab(size_t size) {     //根据申请的大小取得对应kmem缓冲的序号     int index = kmalloc_index(size);     if (index == 0)         return NULL;     //根据序号取得对应的kmem缓冲     return &kmalloc_caches[index]; } 继续进入到kmalloc_index kmalloc_index在include /linux/slub_def.h中,代码如下: static __always_inline int kmalloc_index(size_t size) {     //检测大小是否为0     if (!size)         //为0则返回0         return 0;     //检测大小是否小于kmalloc的最小object     if (size <= KMALLOC_MIN_SIZE)         //小于则返回最小object的对数         return KMALLOC_SHIFT_LOW; //检测kmalloc的最小object是否小于64 #if KMALLOC_MIN_SIZE <= 64     //大于64而小于96则使用1号kmem     if (size > 64 && size <= 96)         return 1;     //大于128而小于192则使用2号kmem     if (size > 128 && size <= 192)         return 2; #endif     //以下根据大小的不同,返回对应的kmem缓冲号     if (size <= 8) return 3;     if (size <= 16) return 4;     if (size <= 32) return 5;     if (size <= 64) return 6;     if (size <= 128) return 7;     if (size <= 256) return 8;     if (size <= 512) return 9;     if (size <= 1024) return 10;     if (size <= 2 * 1024) return 11;     if (size <= 4 * 1024) return 12;           //以下是对于分页大于4K所使用的检测     if (size <= 8 * 1024) return 13;     if (size <= 16 * 1024) return 14;     if (size <= 32 * 1024) return 15;     if (size <= 64 * 1024) return 16;     if (size <= 128 * 1024) return 17;     if (size <= 256 * 1024) return 18;     if (size <= 512 * 1024) return 19;     if (size <= 1024 * 1024) return 20;     if (size <= 2 * 1024 * 1024) return 21;     return -1; } 得到缓冲结构后,就来到了kmem_cache_alloc中 kmem_cache_alloc在mm/slub.c中 void *kmem_cache_alloc(struct kmem_cache *s, gfp_t gfpflags) {     return slab_alloc(s, gfpflags, -1, __builtin_return_address(0)); } 简单的调用, __builtin_return_address产生的值用于DEBUG,这里我们并不会使用到,继续来到slab_alloc中 slab_alloc在mm/slub.c中,代码如下: static __always_inline void *slab_alloc(struct kmem_cache *s,         gfp_t gfpflags, int node, void *addr) {     void **object;     struct kmem_cache_cpu *c;     unsigned long flags;     unsigned int objsize;     //保存并关闭中断     local_irq_save(flags);     //取得kmem缓冲中对应当前CPU序号的私有kmem缓冲     c = get_cpu_slab(s, smp_processor_id());     //取得缓冲中object的大小     objsize = c->objsize;     //检测CPU的私有kmem缓冲的空闲object指针是否为空     if (unlikely(!c->freelist || !node_match(c, node)))         //为空则新申请1块页面         object = __slab_alloc(s, gfpflags, node, addr, c);     //不为空则使用object指针所指的object     else     {         //取得空闲的object         object = c->freelist;         //object指针指向下1个空闲的object         c->freelist = object[c->offset];         //设置ALLOC_FASTPATH状态计数器加1         stat(c, ALLOC_FASTPATH);     }     //恢复中断     local_irq_restore(flags);     //检测是否需要清零object     //需要的话检测当先object是否为空     if (unlikely((gfpflags & __GFP_ZERO) && object))         memset(object, 0, objsize);     return object; } get_cpu_slab负责取得CPU的私有kmem缓冲 get_cpu_slab在mm/slub.c中,代码如下 static inline struct kmem_cache_cpu *get_cpu_slab(struct kmem_cache *s, int cpu) { #ifdef CONFIG_SMP     return s->cpu_slab[cpu]; #else     return &s->cpu_slab; #endif } 由于不使用SMP,所以这里很简单,返回缓冲结构中的CPU私有缓冲结构 接下来到node_match , node_match在mm/slub.c中,代码如下 static inline int node_match(struct kmem_cache_cpu *c, int node) { #ifdef CONFIG_NUMA     if (node != -1 && c->node != node)         return 0; #endif     return 1; } 由于我们不使用NUMA,所以node_match永远返回1 因为这时候是第1次调用kmalloc,所以CPU的私有kmem缓冲中的freelist指针为空 所以我们进入到__slab_alloc中 __slab_alloc在mm/slub.c中,代码如下: static void *__slab_alloc(struct kmem_cache *s,         gfp_t gfpflags, int node, void *addr, struct kmem_cache_cpu *c) {     void **object;     struct page *new;     //这里不处理清零,取消清零标记     gfpflags &= ~__GFP_ZERO;     //检测CPU的私有kmem缓冲的页面是否为空     if (!c->page)         //页面为空则申请1块页面         goto new_slab;     //为将要操作的页面上锁     slab_lock(c->page);     if (unlikely(!node_match(c, node)))         goto another_slab;     stat(c, ALLOC_REFILL); load_freelist:     //取得页面的空闲object指针     object = c->page->freelist;     //检测空闲object是否为空     if (unlikely(!object))         //为空则使用别的         goto another_slab;     if (unlikely(SlabDebug(c->page)))         goto debug;     //CPU的私有缓冲的object指针指向下1个空闲的object     c->freelist = object[c->offset];     //设置页面的使用计数器为页面的object数目     c->page->inuse = c->page->objects;     //设置页面的空闲object指针为空     c->page->freelist = NULL;     c->node = page_to_nid(c->page); unlock_out:     //解除页面的锁     slab_unlock(c->page);     stat(c, ALLOC_SLOWPATH);     return object; another_slab:     deactivate_slab(s, c); new_slab:     //检测是否有邻居页面     new = get_partial(s, gfpflags, node);     //检测邻居页面取得是否成功     if (new)     {         //连接邻居页面到CPU得私有kmem缓冲上         c->page = new;         //ALLOC_FROM_PARTIAL状态计数器加1         stat(c, ALLOC_FROM_PARTIAL);         //跳转到load_freelist         goto load_freelist;     }     //检测是否可以中断,可以则打开IRQ     if (gfpflags & __GFP_WAIT)         local_irq_enable();     //取得1块新的页面     new = new_slab(s, gfpflags, node);     //关闭IRQ     if (gfpflags & __GFP_WAIT)         local_irq_disable();     //检测取得页面是否成功     if (new)     {         //取得当前CPU的私有kmem缓冲         c = get_cpu_slab(s, smp_processor_id());         //ALLOC_SLAB状态计数器加1         stat(c, ALLOC_SLAB);         //检测当前CPU的私有kmem缓冲的页面是否为空         if (c->page)             //释放该页面             flush_slab(s, c);         //为将要操作的页面上锁         slab_lock(new);         //设置页面属性,设置PG_active属性         SetSlabFrozen(new);         //连接该页面到CPU的私有kmem缓冲         c->page = new;         goto load_freelist;     }     return NULL; debug:     if (!alloc_debug_processing(s, c->page, object, addr))         goto another_slab;     c->page->inuse++;     c->page->freelist = object[c->offset];     c->node = -1;     goto unlock_out; } 这时候CPU的私有kmem缓冲中的页面还为空,所以我们来到了new_slab标号处 这里首先检测是否有邻居页面,刚初始化完出来,还没邻居呢,所以会返回空,以后我们再来分析有邻居的时候是如何分配的 呢么就来到new_slab new_slab在/mm/slub.c中,代码如下: static struct page *new_slab(struct kmem_cache *s, gfp_t flags, int node) {     struct page *page;     void *start;     void *last;     void *p;     BUG_ON(flags & GFP_SLAB_BUG_MASK);     //取得1块新的页面     page = allocate_slab(s,         flags & (GFP_RECLAIM_MASK | GFP_CONSTRAINT_MASK), node);     //检测取得页面是否成功     if (!page)         goto out;     inc_slabs_node(s, page_to_nid(page), page->objects);     //连接缓冲结构到该页面     page->slab = s;     //设置页面的slab属性     page->flags |= 1 << PG_slab;     if (s->flags & (SLAB_DEBUG_FREE | SLAB_RED_ZONE | SLAB_POISON |             SLAB_STORE_USER | SLAB_TRACE))         SetSlabDebug(page);     //取得页面的起始地址     start = page_address(page);     if (unlikely(s->flags & SLAB_POISON))         memset(start, POISON_INUSE, PAGE_SIZE << compound_order(page));     //下面进行页面的object设置     //首先取得页面的起始地址     last = start;     //按照object的大小将页面分成对应的块数     //历遍块数大小     //p指向页面的起始地址,每次自增object的大小     for_each_object(p, s, start, page->objects)     {         //使用缓冲的ctor函数对object进行初始化         setup_object(s, page, last);         //设置last所指的内容为p所指向的地址         //也就是将所有object连接成1个单向链表         set_freepointer(s, last, p);         //设置last为p         last = p;     }     //使用缓冲的ctor函数对object进行初始化     setup_object(s, page, last);     //设置last所指的内容为NULL     //也就是到达了页尾,最后一个object     set_freepointer(s, last, NULL);     //设置页面的空闲object指针为页面起始地址     //也就是第1个object     page->freelist = start;     //设置使用计数器为0     page->inuse = 0; out:     //返回该页面     return page; } allocate_slab取得一个空的页面,并进行一下初始化,主要是将page->objects设成了缓冲成员oo中的x,这里也就是128,因为涉及到kmem_cache结构中oo成员,这个成员和边界对齐有些关系,我对边界对齐还不熟悉,就暂时不分析这个函数,不过并不会影响到下面的分析 下面主要分析SLUB对页面object的初始化,也就是如何将页面分成1个个的object for_each_object是一个宏,在mm/slub.c中,代码如下: #define for_each_object(__p, __s, __addr, __objects) /     for (__p = (__addr); __p < (__addr) + (__objects) * (__s)->size;/             __p += (__s)->size) setup_objec在mm/slub.c中,代码如下: static void setup_object(struct kmem_cache *s, struct page *page,                 void *object) {     setup_object_debug(s, page, object);     if (unlikely(s->ctor))         s->ctor(s, object); } 因为ctor为NULL,所以不会执行s->ctor(s, object); 什么都没执行,所以这相等于一个空函数 set_freepointer在mm/slub.c中,代码如下: static inline void set_freepointer(struct kmem_cache *s, void *object, void *fp) {     *(void **)(object + s->offset) = fp; } 呢么展开这几个函数,就是下列代码 for( p = start ; p < start + page->objects * s->size ; p += s->size) {     *(void **)(last + s->offset) = p;     last = p; } *(void **)(last + s->offset) = p; 再将缓冲结构中的数值代入,得出 for( p = start ; p < start + 128 * 32 ; p += 32) {     *(void **)(last + 0) = p;     last = p; } *(void **)(last + 0) = p; 这里也是SLUB最主要的部分,我们用图来说明,首先先看一下逻辑上的视图   这其实连接成了1个单向链表,用链表的视角来看的话如下       然后我们假设页面的起始地址为0x0000,呢么该页面的内存视图如下 初始化完成后将页面的空闲object指针指向第1个object,如下   然后返回到__slab_alloc中,现在跳转到标号load_freelist处 首先将当前page->freelist的值赋给了将要返回的指针 然后将CPU的私有kmem缓冲中的freelist,也就是空闲object指针指向了下一项,如下   将空闲object指针指向下一项的代码为c->freelist = object[c->offset] 由于c->offset为0,所以这里为c->freelist = object[0],这句代码困惑了我很久,多亏了chinaunix的dreamice和fera的提示,才顺利解决 这句代码主要就是提取object指针所指的内容,object[0]也就是提取偏移为0的内容,这里object指向了第一项object,呢么object[0]就是第一项object中的下一项object地址,也就是相当于读取了一个链表节点的next节点 然后将页面的freelist指针设为NULL 我认为这里设为NULL的意思也就是该页面所有的项都由SLUB来管理,所以页面没有空余的项 然后返回到slab_alloc中,根据__GFP_ZERO标志来判断是否需要将得到的object进行清零,然后再返回object的地址 到这里kmalloc的操作就完成了 现在回头看看是变量或者DMA的情况下如何进行的 这种情况下会进入__kmalloc中 __kmalloc在mm/slub.c中,代码如下 void *__kmalloc(size_t size, gfp_t flags) {     struct kmem_cache *s;     //检测大小是否超过1页内存     if (unlikely(size > PAGE_SIZE))         return kmalloc_large(size, flags);     //取得对应大小的kmem缓冲     s = get_slab(size, flags);     //检测取得是否成功     if (unlikely(ZERO_OR_NULL_PTR(s)))         return s;     //从缓冲结构中分配object     return slab_alloc(s, flags, -1, __builtin_return_address(0)); } 首先进到get_slab中 get_slab在mm/slub.c中,代码如下: static struct kmem_cache *get_slab(size_t size, gfp_t flags) {     int index;     //检测大小是否小于192     if (size <= 192)     {         //大小为0或者NULL则返回(void *)16         if (!size)             return ZERO_SIZE_PTR;         //取得对应的kmem序号         index = size_index[(size - 1) / 8];     }     else         //将大小转化为2进制,取得最后1位的位置         index = fls(size - 1); #ifdef CONFIG_ZONE_DMA     if (unlikely((flags & SLUB_DMA)))         return dma_kmalloc_cache(index, flags); #endif     //返回对应序号的kmem缓冲     return &kmalloc_caches[index]; } 然后执行slab_alloc, slab_alloc在之前已经分析过了,这里就不再复述了 以上只说明了第1种分配方法,根据程序的走向,kmalloc一共有4种分配方法: 1. 页面为空 2. 页面未满 3. 页面已满 4. 邻居页面未满 下面分析先分析第2和第3种分配方法 首先是第2种,假设还是使用kmalloc(32,GFP_KERNEL),呢么第6个缓冲结构进行第二次分配工作 一路来到slab_alloc中,这次不会进入__slab_alloc了,因为这时c->freelist并不为空,它指向了页面的第二个object,然后执行下列代码: //取得空闲的object object = c->freelist; //object指针指向下1个空闲的object c->freelist = object[c->offset]; 执行完成后的视图如下:     c->freelist指向了第3个object,这里需要注意的是第1项,也就是最早分配的object,他的下一项空闲object指针也许被冲掉了,主要有2个原因,1是标志ZERO,将这个object初始化为0,2是程序的读写将指针改写了,所以如果使用kmalloc申请小于1页的内存时不使用GFP_ZERO标记,然后马上对得到的内存进行读取,呢么就能得到下一项空闲object的地址 第2种分配方法一直会持续到c->freelist指向最后一项,也就是NULL,这个时候第3种分配方法就要执行了 还是来到slab_alloc中,这个时候c->freelist为NULL,进入到__slab_alloc中 由于这个时候CPU的私有kmem缓冲中的页面并不为空,但是页面的freelist指针为空,所以会执行 if (unlikely(!object)) //为空则使用别的 goto another_slab; 跳转到标号another_slab处执行 标号another_slab处只有一个deactivate_slab函数 deactivate_slab在mm/slub.c中,代码如下: static void deactivate_slab(struct kmem_cache *s, struct kmem_cache_cpu *c) {     struct page *page = c->page;     int tail = 1;     if (page->freelist)         stat(c, DEACTIVATE_REMOTE_FREES);      //检测object是否已经使用完了     while (unlikely(c->freelist))     {         void **object;         tail = 0;    /* Hot objects. Put the slab first */         /* Retrieve object from cpu_freelist */         object = c->freelist;         c->freelist = c->freelist[c->offset];         /* And put onto the regular freelist */         object[c->offset] = page->freelist;         page->freelist = object;         page->inuse--;     }     //设置CPU私有缓冲使用的页面为空     c->page = NULL;     unfreeze_slab(s, page, tail); } 由于这时c->freelist为NULL,所以不会执行while中的内容,来到unfreeze_slab中 unfreeze_slab在mm/slub.c中,代码如下: static void unfreeze_slab(struct kmem_cache *s, struct page *page, int tail) {     struct kmem_cache_node *n = get_node(s, page_to_nid(page));     struct kmem_cache_cpu *c = get_cpu_slab(s, smp_processor_id());     //清除页面的PG_active属性     ClearSlabFrozen(page);     //检测页面的使用计数器     if (page->inuse)     {         //检测页面的空闲object指针是否为空         if (page->freelist)         {             //不为空则添加到邻居页面链表中             add_partial(n, page, tail);             stat(c, tail ? DEACTIVATE_TO_TAIL : DEACTIVATE_TO_HEAD);         }         else         {             stat(c, DEACTIVATE_FULL);             if (SlabDebug(page) && (s->flags & SLAB_STORE_USER))                 add_full(n, page);         }         slab_unlock(page);     }     else     {         stat(c, DEACTIVATE_EMPTY);         //检测缓冲中的邻居页面计数器是否达到了最小值         if (n->nr_partial < MIN_PARTIAL)         {              //加入到邻居页面链表中             add_partial(n, page, 1);             slab_unlock(page);         }         else         {             slab_unlock(page);             stat(get_cpu_slab(s, raw_smp_processor_id()), FREE_SLAB);             //释放该页面             discard_slab(s, page);         }     } } 这时页面的使用计数器不为0,所以进入到if中,然后因为页面的freelist为NULL,所以进入到else中 else中主要执行了状态计数器的增加和DEBUG测试,并没有什么实质性的工作,然后就退出了 回到__slab_alloc中,又来到了new_slab,这个时候邻居页面链表还是为空,所以又执行了1次第1种分配方法,分配了1个新的页面 接下来先分析kfree,然后再看第4种分配方法 kfree负责回收使用的内存, kfree在mm/slub.c中,代码如下: void kfree(const void *x) {     struct page *page;     void *object = (void *)x;     //检测所要释放的地址是否为空     if (unlikely(ZERO_OR_NULL_PTR(x)))         return;     //按照地址取得对应的页面结构     page = virt_to_head_page(x);     //检测页面是否有PageSlab属性     if (unlikely(!PageSlab(page)))     {         //无则释放该页面         put_page(page);         return;     }     slab_free(page->slab, page, object, __builtin_return_address(0)); } 这里假设使用kfree回收的地址的页面结构属于SLUB管理的页面,也就是具有pageslab属性,不会进入到if中 __builtin_return_address产生的值用于DEBUG,这里我们并不会使用到 然后进入到slab_free中 slab_free在mm/slub.c中,代码如下 static __always_inline void slab_free(struct kmem_cache *s,             struct page *page, void *x, void *addr) {     void **object = (void *)x;     struct kmem_cache_cpu *c;     unsigned long flags;     local_irq_save(flags);     //取得当前CPU的私有kmem缓冲     c = get_cpu_slab(s, smp_processor_id());     debug_check_no_locks_freed(object, c->objsize);     if (!(s->flags & SLAB_DEBUG_OBJECTS))         debug_check_no_obj_freed(object, s->objsize);     //检测缓冲中的页面是否为当前页面     //还有缓冲中的node属性是否大于或者等于0     if (likely(page == c->page && c->node >= 0))     {         //将object中的下一空闲object指针设置为缓冲的下一空闲object         object[c->offset] = c->freelist;         //将缓冲的下一空闲object指针指向object         c->freelist = object;         stat(c, FREE_FASTPATH);     }     else         //不为缓冲中的页面主体调用__slab_free         __slab_free(s, page, x, addr, c->offset);     local_irq_restore(flags); } 如果为当前页面,假设c->freelist指向第3项object,我们所要回收的是第1项object,呢么视图如下:   这里主要将设置object所指的object中的空闲object指针指向c->freelist,然后再将c->freelist指向object,指向完毕后的视图如下: 当不为当前页面的时候,则进入到__slab_free中 __slab_free在mm/slub.c中,代码如下: static void __slab_free(struct kmem_cache *s, struct page *page,                 void *x, void *addr, unsigned int offset) {     void *prior;     void **object = (void *)x;     struct kmem_cache_cpu *c;     //取得当前CPU的kmem缓冲     c = get_cpu_slab(s, raw_smp_processor_id());     stat(c, FREE_SLOWPATH);     //将页面上锁     slab_lock(page);     if (unlikely(SlabDebug(page)))         goto debug; checks_ok:     //将object的下一空闲object指针指向页面的下一空闲object     //并且将页面的下一空闲object保存在prior     prior = object[offset] = page->freelist;     //将页面的下一空闲object指针指向当前object     page->freelist = object;     //减少页面的使用计数器     page->inuse--;     //检测页面是否有PG_active     if (unlikely(SlabFrozen(page)))     {         stat(c, FREE_FROZEN);         goto out_unlock;     }     //检测页面的使用计数器是否为0     if (unlikely(!page->inuse))         goto slab_empty;      //检测页面原来的下一空闲object指针是否为NULL     if (unlikely(!prior))     {         //将该页面添加到缓冲的邻居页面中         add_partial(get_node(s, page_to_nid(page)), page, 1);         stat(c, FREE_ADD_PARTIAL);     } out_unlock:     slab_unlock(page);     return; slab_empty:     //检测页面原来的下一空闲object指针是否为NULL     if (prior)     {         //从邻居页面链表中移除该页面         remove_partial(s, page);         stat(c, FREE_REMOVE_PARTIAL);     }     slab_unlock(page);     stat(c, FREE_SLAB);     //释放该页面     discard_slab(s, page);     return; debug:     if (!free_debug_processing(s, page, x, addr))         goto out_unlock;     goto checks_ok; } __slab_free首先进行再连接过程,就如上面为当前页面差不多,然后有两种选择,1种是加入到邻居页面链表中,另1种是释放该页面 先看加入到邻居页面链表中 当检测使用计数器不为0,并且原下一空闲object指针为NULL的时候(不为NULL说明已经加入到邻居页面链表中了,不需要再加1次),就会执行add_partial 不过首先先看get_node get_node在/mm/slub.c中,代码如下: static inline struct kmem_cache_node *get_node(struct kmem_cache *s, int node) { #ifdef CONFIG_NUMA     return s->node[node]; #else     return &s->local_node; #endif } 由于我们不使用NUMA,所以不论node的结果如何,get_node都返回&s->local_node 然后到add_partial, add_partial在mm/slub.c中,代码如下 static void add_partial(struct kmem_cache_node *n,                 struct page *page, int tail) {     spin_lock(&n->list_lock);     //增加邻居页面计数器     n->nr_partial++;     //检测是否添加到尾部     if (tail)         //将该页面添加到邻居页面链表中         list_add_tail(&page->lru, &n->partial);     else         list_add(&page->lru, &n->partial);     spin_unlock(&n->list_lock); } 连接完成后的结构图如下:   然后看释放该页面 如果使用计数器为0则跳转到标号slab_empty处 首先检测是否在邻居页面链表中,如果在则执行remove_partial函数 remove_partial在mm/slub.c中,代码如下: static void remove_partial(struct kmem_cache *s, struct page *page) {     struct kmem_cache_node *n = get_node(s, page_to_nid(page));     spin_lock(&n->list_lock);     //从邻居页面链表中脱离     list_del(&page->lru);     //减少邻居页面计数器     n->nr_partial--;     spin_unlock(&n->list_lock); } 简单的将页面移除并减少邻居页面计数器 最后执行discard_slab释放页面,由于discard_slab和伙伴系统牵涉较深,等之后的伙伴系统学习笔记再分析吧 = 3= 好,现在邻居页面链表中有存货了~ 我们看看第4种分配方法 当第2种分配方法一直持续到c->freelist指向最后一项,也就是NULL,并且邻居页面链表中有存货的时候,就会进入到第4种分配方法 第4种分配方法其实属于第3种方法的分支,当第3种方法进入到标号new_slab处时,进入get_partial从邻居页面链表中取得页面成功就为第4种分配方法 现在进入get_partial函数中 get_partial在mm/slub.c中,代码如下: static struct page *get_partial(struct kmem_cache *s, gfp_t flags, int node) {     struct page *page;          int searchnode = (node == -1) ? numa_node_id() : node;     //取得邻居页面     page = get_partial_node(get_node(s, searchnode));     //检测取得是否成功     if (page || (flags & __GFP_THISNODE))         return page;     return get_any_partial(s, flags); } get_node在之前已经分析过了,他会返回&s->local_node; 然后到get_partial_node中 get_partial_node在mm/slub.c中,代码如下 static struct page *get_partial_node(struct kmem_cache_node *n) {     struct page *page;     //检测缓冲节点或者节点中的局部计数器是否为0     if (!n || !n->nr_partial)         return NULL;     //给当前的kmem_cache_node结构上锁     spin_lock(&n->list_lock);     //历遍LRU最少使用链表     list_for_each_entry(page, &n->partial, lru)         //检测取得邻居页面是否成功         if (lock_and_freeze_slab(n, page))             goto out;     //没有可用的邻居页面     page = NULL; out:     //解锁     spin_unlock(&n->list_lock);     //返回页面     return page; } 主要就是历遍partial链表寻找对应的页面,视图如下:   红线是prev,蓝线是next, partial以next为顺序进行历遍,因为最后1个page是最后加入的 然后执行lock_and_freeze_slab lock_and_freeze_slab在mm/slub.c中,代码如下 static inline int lock_and_freeze_slab(struct kmem_cache_node *n,                             struct page *page) {     //设置页面的PG_locked属性,并检测是否设置成功     if (slab_trylock(page))     {         //从邻居页面链表中脱离         list_del(&page->lru);         //邻居页面数减1         n->nr_partial--;         //设置页面的PG_active属性         SetSlabFrozen(page);         return 1;     }     return 0; } lock_and_freeze_slab首先尝试锁定页面 如果页面锁定属性为0则锁定并返回操作成功 如果页面锁定属性已经为1,则不能操作该页面,返回0表示失败 get_partial返回页面后跳转到load_freelist处,接下来的执行就和之前的几种方法一样了 = 3= 笔记就到此结束了 在这次分析中心中还是有不少疑问的,像page中的inuse属性,这个属性目前分析是只在初始化中复制,只有每次kfree的时候减一,而从不自增,如果一个页面一直减一,但其内容一直为满的话,如果最后inuse属性为0的时候,不就把页面所有的内容都释放掉了,呢正在使用中的object也释放掉了,呢么不就导致内存同步错误了 还有分析过程中的一些函数不能理解是什么时候才调用的 看来光有理论还不行啊~  还需要多实践才能搞明白 T 3T 希望大家喜欢~ = 3=)/ 转载请注明转自小生的BLOG zwolf.cublog.cn