内存管理

 页帧管理
层次化的页帧管理

• 页帧
  •   用4K小页管理动态内存 （内存管理的最小存储单元）
    •    找空闲页方便。
    •    磁盘与内存传输方便。
  •   页帧描述符 （page）
    •    flags：FIXME: 添加细节
      •     高几位表示该页所属的node(UMA,只占1bit)，所属的zone(2bit)
        •      node号在32-bit的NUMA中占6位, 64-bit中占10位（此时flags为64位）
      •     低几位存的页的状态位: 值宏 PG_xyz, 取值宏PageXyz, 设值宏SetPageXyz.
        •      该帧的本身属性：pg_highmem,  pg_comound(4M帧)
        •      该帧的使用情况：pg_locked pg_slab pg_checked pg_reserved  pg_nosave pg_private pg_swapcache  pg_nosave_free
        •      对该帧内数据的访问情况: pg_referenced pg_uptodate pg_dirty pg_error
    •    _count:改帧的引用计数
      •     -1 ：表示空闲
      •     >=0 :已用， page_count()返回(_count+1);
    •    _mapcount: 引用该帧的页表项数。
    •    其他：（该章节不涉及）
      •     ulong private
      •     address_space* mapping：该帧属于一个页缓冲或匿名区域时有用
      •     ulong index
      •     list_head lru： 表示最近所在链表
  •   函数:
    •    virt_to_page (addr):根据线性地址，得出帧描述符地址。
      •     实际上是先用线性映射转化为物理地址，再根据页帧号在mem_map数组中找到对应单元.
    •    pfn_to_page (pfn)：根据页号(线性地址>>PAGE_SHIFT)，得出页描述符地址。

• node - NUMA系统中，与CPU关联的内存单元。每个CPU有对应的node， 但node与cpu不一定是一一对应关系. 为了兼容性，非NUMA系统中，仅仅把单元数设为1
  •   特点:
    •    小心存放CPU经常访问的内核数据，以减少跨node访问,
    •    相邻的物理区域，可能分到不同的node中.
    •    同一node中的页不一定连续
  •   node描述符 (typedef struct pglist_data page_data_t). 所有node组成一个数组pgdat_list
    •    node自身的组织：
      •     node_id
      •     pgdat_next: 指向下一个page_data_t的指针
    •    zone相关的
      •     node_zones[MAX_NR_ZONES]: zone描述符数组
      •     nr_zones：zone数目
      •     node_zonelists: zone列表数组 (页分配器用, 可以用来依次寻找有空闲帧的zone)
        •      node_zonelists是三个数组，每个数组内的zone属性相同。分配帧时，根据pfg_mask的最低三位，取一个数组
        • 
             每个数组zonelist: 大小是[ MAX_NUMNODES * MAX_NR_ZONES +
          1]。分配页帧时，依次寻找zonelist内的各个zone (首先找到是本node的zone, 后面是其他node的zone。
          越往后离本node“距离”越大，即访存时间可能越长)。zonelist前面一串非NULL的指针是有效的。
    •    page相关的
      •     node_mem_map: 页描述符指针的数组
      •     bdata: FIXME: kernel初始化时用的，FIXME: 不知道做什么的，是否与页相关
      •     node_start_pfg：第一个页的索引
      •     node_present_pages: 目前页数, 不含空洞。（因为一个node内的帧不一定是连续的）
      •     node_spanned_pages: 跨越的页数，含空洞。
    •    swap相关的
      •     kswapd_wait: 等待换页的等待列队
      •     kswapd：换页内核线程
      •     kswap_max_order: kswapd创建的空闲大小(对数大小)
  •   所有node放在数组中， pgdat_list指向这个数组。x86中用NUMA，所以数组只有一个元素，即contig_page_data

• zone - 根据硬件对内存使用的限制，把不同页归属为不同的地带(zone)
  •   硬件限制:
    •    DMA: 旧的ISA总线的DMA只能访问低于16M的地址空间
    •    CPU地址线限制, 不能直接访问全部的内存空间.
  •   每个node的帧, 按照物理内存地址分成三个ZONE:
    •    ZOME_DMA: 0 - 16M 内的帧
    •    ZONE_NORMAL: 16M - 896M 内的帧, 内核只能访问直接访问第4G线性空间 (线性映射到0 - 1G的物理空间)
    •    ZONE_HIGHMEM : 896M以上的帧. 64位的系统中,该处是空的
  •   zone描述符 (zone)
    •    整体状况
      •     name: zone的名字("DMA","Norml","HighMem")
      •     lock 自旋锁
      •     zone_pgdat: 该zone所在node (struct pglist_data*)
      •     zone_meme_map: 该zone内的第一个帧描述符的地址
      •     zone_start_pfn: 第一个帧的索引值
      •     spanned_pages: 这个zone的整个帧数
      •     present_pages: 这个zone的目前帧数, 不含空洞
    •    页面分配器和相关计数:
      •     空闲帧及保留帧计数
        •      free_pages: 空闲页数
        •      pages_min: 该zone保留页数
          •       总保留内存是min_free_kbytes = sqrt (16 * 内核线性映射的总内存KB) （单位是KB）
          •       每一zone的pages_min 是min_free_kbytes按zone大小比例分得的帧数
        •      pages_low  :(pages_low == 5 * pages_min / 4)
        •      pages_high :(pages_high == 6 * pages_min / 4)
        •      lowmen_reserve[3]: 一个数组. 保存着该zone, 为处理低内存情况, 必须分别保留DMA的、NORMAL的、HIGHMEM的帧数
      •     分配器：
        •      pageset: per-CPU变量，帧缓冲. 为实现"单独页面cache"的数据结构. 内有两个per_cpu_pages，一热一冷。
          •       冷热选择：
            •        热帧：硬件cache可能缓存了帧。如果分配帧后就写数据，分配热帧，减少访存。
            •        冷帧：硬件cache没有缓存该帧。如果分配帧用于设备的DMA传输，分配冷帧。
          •       per_cpu_pages内部结构
            •        count: 空闲帧数
            •        高低水位线：high, low (count在high、low之间，超出则从buddy中分配或归还)
            •        batch: 每次从buddy分配帧数 （batch个单帧，充分利用零碎空间）
            •        list: 池中的帧组成的链表
        •      struct free_area[11] free_area： 用来分配空闲帧组成的块 (buddy 系统)
          •       介绍：
            •        每个块所含帧个数必须为2的指数(0 - 10), 而且地址对齐。最大是210个帧，即4M空间 (一个大页)
            •        兄弟块可以合并成大块。
            •        分配、释放块大小也都是2的指数
            •        碎片低；寻找合适大小的块方便；块合并、拆分方便
          •       数据结构free_area
            •        里面只有一个内嵌环链表(链起每个块的第一个帧)，和空闲块个数
      •     等待队列:
        •      wait_table: hash表, 里面是等待分配该zone的1个帧的进程
        •      wait_table_size: hash表的大小
        •      wait_table_bits:
          color(Orchid):FIXME: 哈希表数组长度的指数（底是2）
          
    •    页面回收相关:
      •     lru_lock:  active 和 inactive链表用的锁
      •     活跃的
        •      active_list
        •      nr_active
        •      nr_scan_active
      •     不活跃的
        •      inactive_list
        •      nr_inactive
        •      nr_scan_inactive
      •     总体情况
        •      page_scanned
        •      all_unreclaimabe
        •      temp_priority
        •      prev_priority
  •   page_zone（）: 根据所给帧描符，得出所在zone
    •    zonetable: 大小是[ 大于MAX_NUMNODES的2的指数 * 大于MAX_NR_ZONES的2的指数 ], 用于根据page.flags（几个位指定node号，几个位指定zone号）,快速定位所属zone

帧分配和释放接口

• zone内的帧分配和回收的接口 (帧数都是2的指数)
  •   得到帧描述符的线性地址 (好像不太对应，凡是分配函数没有下划线的，释放函数都有；反之也是)
    •    alloc_pages (gfp_mask, 帧数的对数)
    •    alloc_page (gfp_mask) : 一个帧
    •    get_zeroed_page
    •    释放函数：__free_pages, __free_page
  •   分配帧并建立映射，得到帧对应内存空间的线性地址
    •    __get_free_pages:
    •    __get_dma_page
    •    释放函数：free_pages, free_page
  •   pfg_mask的位：__GFP_XXX
    •    对帧本身的要求FIXME: 待验证:
      •     允许、必须在的ZONE: DMA, HIGHMEM
      •     请求大页帧（2M帧） COMP
      •     冷的请求 COLD （默认是hot）
      •     运行在低内存页传送I/O，以便释放帧： IO
      •     允许依赖于文件系统的操作： FS
    •    请求紧迫性
      •     可以访问保留帧 HIGH
    •    失败后如何处理
      •     分配失败时不会产生警告 NOWARN
      •     阻塞进程：WAIT
      •     重试，直到成功 REPEAT
      •     不重试 NOTRETRY
      •     不允许slab cache变大 NO_GROW
    •    成功后如何处理
      •     填0  ZERO

• buddy系统 （传入的是指数）：
  •   分配块：__rm_queue：
    •    如果指定的大小的块存在，分配。
    •    否则，从小到大，找合适大的空闲块；根据帧索引按位逐级分裂，不用的兄弟挂入相应链表。返回最终的块
  •   释放块：__free_pages_bulk
    •    不断与兄弟合并成大块，最后插入链表。
      •     根据对应的帧描述符判断是不是兄弟。

• 带单页帧缓冲的分配
  •   分配：buffered_rmqueue
    •    如果order是0：判断冷热缓冲，拿出帧。如果缓冲中的空闲帧数超出了下限，从buddy系统中分配一串出来
    •    如果order大于0：直接从buddy系统中分配
  •   释放：
    •    free_hot_page, free_cold_page，判断冷热缓冲，归还帧。如果缓冲中的空闲帧数超出了上限，释放一串到从buddy系统中
    •    order大于0的情况，最终调用__free_pages_bulk释放

• 有保留帧的分配:
  •   目标：
    •    要有保留帧，供急需之用
    •    如果空闲帧太少，而且当前进程可以被阻塞，要触发页面(帧)回收算法。
    •    DMA zone要保留适当的帧
  •   起保留帧作用的函数：zone_watermark_ok. 检查分配后的空闲帧数目及空闲帧分布是否满足要求，若满足返回1
    •    分配后的空闲帧数 >= 保留的(lowmen_reserve [zone 类型]) + 调整后的参数阀值
      •     传入的参数一般有pages_low（归一化后是5/4）, page_high（6/4）, page_min（1）；
      •     参数阀值的调整：如果有gfp_high, 减半; 如果有can_try_harder,减1/4.
        •      可见gfp_high、can_try_harder越小，阀值越大；条件越严格
        •      最大阀值是5/4, 最小的调整是（3/4）。(5/4) * (3/4) = 15/16
        •      所以说即便是最小的调整，也大大放宽了条件。分配时用到的条件(传给zone_watermark_ok的参数)如下：

严格程度gfp_highcan_try_harder阀值最严00pages_high稍严00pages_low实际实际情况（gfp_mask & __GFP_HIGH）实际情况(当前进程是实时进程且不在中断上下文中，或gfp_mask表示不等待)pages_min

•    空闲帧分布：
  •     [1, order]各链表中：至少有 （调整后的参数阀值) / 2k 个空闲帧 （加起来大约等于“调整后的参数阀值”）
•   函数__alloc_pages（gfp_mask, order, zonelist）
  •    多次尝试遍历zonelist（遇到NULL指针就停止）。 每一个zone: 用zone_watermark_ok检查条件，用buffered_rmqueue分配。直到遇上一个zone，条件允许并且分配成功。
  •    整体流程
    •     初始尝试
      •      用稍严条件检查。如果失败，启动kswapd内核线程，开始回收算法
      •      用实际条件检查。
    •     可直接分配：不在中断上下文中，且当前进程的属性标志说明它正试图回收页面。
      •      看是否可以不检查zone条件，直接分配; 如果直接分配都失败，打印警告信息，返回NULL.
    •     不可直接分配，但可以wait(__GFP_WAIT):
      •      尝试回收页面。
        •       调用cond_resched暂时放弃CPU。FIXME: 因为尝试回收页面太耗时？
        •       设置属性标识（表明自己正试图回收页面），尝试回收页面（try_to_free_pages），取消标志.
        •       调用cond_resched放弃CPU
      •      如果回收成功，用实际条件再次检查。
        •       如果仍不满足，但允许重试；调用blk_congestion_wait等一会，回到上步重新尝试回收页面。
          •        __GPF_NORETRY没有置位， 且
          •        如果请求的页面
      •      如果回收不成功：
        •       如果允许， kill一个进程回收它的页帧，从头再来
          •        允许：
            •         重试，__GPF_NORETRY没有置位
            •         文件系统操作（__GFP_FS)。kill一个进程需要文件系统操作。
          •        检查必要性并kill一个进程：
            •         用最严条件检查，看看是否别的kcp正在kill进程回收页，防止不必要的kill）
            •         通过kill一个进程释放页。

• 给分配的帧建立映射
  •   线性地址布局 （没考虑地址排列）
    •    fix-mapping区域(FIXME: 建立映射时的虚拟地址都是常量)
      •     其他
      •     临时映射的页空间(13个页 * CPU数目)
      •     启动时用到的16个页
    •    永久性映射的页
      •     基地址是PKMAP_BASE, 页个数是LAST_PKMAP
        •      LAST_PKMAP(32位系统中)：有PAE时为512， 否则是1024。一页页表能容纳的PTE数)
    •    其他(暂不考虑)

•   地址布局 （从左向右）

其余内核空间永久性映射空间固定映射(fix-mapped)空间启动时映射的fix-mapped空间永久的fixed-mapped空间其他临时映射空间其他

•   建立永久性映射
  •    特点：
    •     建立映射后，可以发生进程切换；其他进程可以看到这个映射。
    •     当需要建立映射，但没有空闲页表项时，进程会阻塞。所以不能用于中断上下文中
  •    数据结构：
    •     互斥锁:kmap_lock
    •     建立永久映射的页表：pkmap_page_table
    •     存页表项被映射的次数的数组（表示映射的有效性）：pkmap_count
      •      0: 没有map到页帧, 可用
      •      1：没有map到页帧, 但在TLB表中存在过时的映射
      •      n(大于1)：map到了一个页帧，而且被map了(n-1)次
    •     保存永久映射的帧：哈希表 page_address_htable
      •      冲突链中是struct page_address_map， 存{ 帧描述符指针，线性地址 }
  •    建立映射: void* kmap (struct page*)
    •     不是high_mem的帧，利用线性映射
    •     high_mem的帧，利用kmap_high在建立映射并保存在哈希表中(期间要锁互斥锁，阻塞时打开)
      •      查找该帧的映射是否已经建立。
      •      如果没有建立，建立映射(map_new_virtual)：
        •       在一个无限循环中，扫描空闲页表项，如果没有就阻塞。
          •        如果找到一个pkmap_count是0的页表项，把映射对插入哈希表，设置页表项。计数设为1，返回虚拟地址 （在map_new_virtual, 计数被改为2）
          •        每成功一次，下一次从下一个页表项开始扫。
          •        每次扫到开头，就把所有计数为1的项flush_tlb, 并把计数改为0，并重启本次扫描。
        •       被唤醒后检查一下是不是已被其他进程map了，然后再进行下一次扫描
      •      对应虚址的计数加1
  •    求帧的线性地址：page_address
    •     不是high_mem的帧，利用线性映射
    •     high_mem的帧，在page_address_htable查找，返回哈希表中记录的线性地址。
  •    解除映射: void unkmap(struct page*)
    •     对应虚址的计数减1；如果变成1，唤醒等待进程

•   临时映射：
  •    特点：
    •     kernel保证同一个页表项不会同时被两个KCP映射。
      •      建立映射时，禁止抢占；解除映射时，允许抢占。这样期间来了中断，不会引起调度。
    •     每次改变映射都成功，用于中断处理上下文中。
  •    建立映射：void* kmap_atomic (struct page* page, enum km_type type)
    •     禁止抢占
    •     如果是high_mem帧，直接返回虚址。
    •     如果不是high_mem帧，根据type和cpuid计算出在fix-mapped中的索引。得出虚址，设置页表。刷相应TLB
  •    解除映射：void* kunmap_atomic (struct page* page, enum km_type type)
    •     允许抢占，并检查调度
    •     type参数是与kmap_atomic相同的常量

• 所以__get_free_pages不能用于high_mem的帧。
  •   由它的实现可知，它用alloc_pages分配帧，用page_address取得其线性地址。但此时映射还没有建立。

区管理slab分配器

• 层次结构
  •   cache: 同一类型对象的分配器
    •    通用：仅被slab分配器用
    •    专用：被内核其他部分用
  •   slab: cache下的结构，每一个slab有一串相邻的帧，
    •    外部slab描述符：slab描述符保存在cache的内存帧外
    •    内部slab描述符：slab描述符在第一个帧内。
      •     对象大小
  •   object: slab内的对象。

• cache的种类
  •   通用cache: 仅用于slab分配器
    •    系统初始化时，kmem_cache_init（）建立通用cache.
    •    两类：
      •     变量cache_cache：名字是"kmem_cache", 它的对象是cache描述符的cache，它负责保管所有的cache描述符。
      •     cache_size malloc_sizes[13]：按对象大小组织的cache指针对：
        •      13个元素代表13种大小：25到217字节(从32字节到32帧)。
        •      每个元素有两个cache描述符指针：
          •       帧在DMA zone的cache,
          •       帧在normal zone的cache
          •       (FIXME: high-mem的帧, 不用cache管理，why)
  •   专用cache: 用于其他CPU模块。也是由kmem_create_create()创建的，

数据结构：cache (kmem_cache_t)

• cache本身的组织
  •   char* name：名字
  •   属性：永久属性：flags; 动态属性：dflags
    •    （本章里一个常用的永久属性：CFLAGS_OFF_SLAB: slab描述符在外部）
  •   spinlock：互斥锁
  •   next：内嵌链表, 链起所有的cache
    •    所有的cache都挂在链表cache_chain上，由读写信号量cache_chain_sem保护

• 本地cache相关的
  •   struct array_cache* array [CPU_NR]: 本地cache, 一个per-CPU数组。保存指针的指向区域
    •    struct array_array：
      •     avail：空闲对象的指针个数，看作是栈顶位置
      •     limit：栈总长度。
      •     batchcount：一次向slab中分配、释放的对象个数。
        •      即：栈空时，加入元素个数；栈满时，取走元素个数
      •     touched: 最近是否被访问。
    •    一个指针数组，limit个元素。相当与一个数组栈，分配对象=出栈，释放对象=入栈
  •   batchcount: 从本地cache到slab一次传送的对象数 (与array_cache中的相同)
  •   limit： 本地cache的最大空闲对象数 (与array_cache中的相同)
  •   free_limit：整个cache中空闲object的上限。每个CPU 有了batchcout + 一个slab内对象个数

• slab相关的
  •   内存帧：
    •    gfgorder：一个slab中的帧数对数
    •    gfpflags：帧属性
  •   对象相关：
    •    void* ctor，void* dtor：构造、析构函数
    •    objsize：对象大小
      •     为了提供性能，对象大小是经过硬件cache_line，和CPU字对齐的。对齐方式见kmem_cache_create函数的实现
  •   单个slab相关：
    •    num：一个slab内能容纳的object数目
    •    slab_size：一个slab描述符占用空间的大小。包括slab描述符结构和一个索引数组
      •     slab描述符结构体(类型是slab)
        •      list：slab内嵌链表(list_head)
        •      colouroff：slab内第一个对象的偏移量
        •      s_mem：第一个对象的线性地址。(内存空间的地址 + colouroff = s_mem)
        •      inuse：正使用的对象的个数
        •      free：下一个空闲object的索引。如果是BUFCTL_END，表示没有空闲的
      •     对象索引的数组：构成索引链表，每个单元存放下一个空闲对象的索引。
        •      在位置0，放的是第一个空闲对象的位置。
        •      如果放的是BUFCTL_END：表示该处是链表尾。
    •    多个slab的组织：
      •     kmem_cache_t* slabp_cache: 对象是slab描述符的cache容器，是存放slab描述符的地方
        •      三个slab链表：slabs_partial(部分slab空闲)，slabs_free(全部slab空闲)，slabs_full(没有slab空闲)
        •      free_objects：cache内空闲object
        •      free_touched：slab页回收用
        •      next_reap：slab页回收用
        •      struct arrar_cache* shared 多CPU共享的一个array_cache.只有在SMP下，且对象大小小于页大小时才建立它。从slab中分配、释放时，都要经过它。相当于slab的一个缓冲器
          •       shared的limit是本地batchcount的8倍
          •       chared的batchcount 是 0xbaabf00d. FIXME: 不知道是做什么用的，可能是个魔数，表明此array_cache是shared.
      •     减少硬件cache线冲突相关的:
        •      原理：
          •       如果每个slab中第一个对象的地址，距离帧开头都相同，那很容易会造成硬件cache冲突。
          •       利用slab内的剩余空间，对对象进行偏移。使每个slab的偏移量不同，但都是某个值(单元偏移量)的倍数。
          •       但是slab内的对象仍旧是紧邻放置。
        •      colour_off：单元偏移量。取值：MIN ( 硬件cache_line, 对象对齐大小 )
        •      colour：slab的颜色数，即偏移量的取值个数。偏移量的范围是 [0, colour_off*(colour-1)]。
        •      colour_next：新建slab的颜色。对应偏移量是：单元偏移量 * colour_next

cache 接口：

• 建立、销毁cache
  •   kmem_cache_create()：从cache_cache分配cache对象，插入cache_chain. 主要的是对cache描述符内的参数的设置
    •    参数：
      •     名字，cache属性flags,
      •     对象大小，对象地址对齐，
      •     对象的构造、析构函数
    •    主要流程：
      •     判断错误：
        •      无名cache，
        •      中断处理中建立cache，
        •      对象size超出限制。（合理范围：CPU字长
        •      有析构却没有构造函数
      •     计算对齐长度，对象大小圆整，调整off_slab
        •      对齐长度
          •       如果flags标出要硬件cache对齐， 对齐长度为（cache_line/2n），比对象大的最小值。(使一个cache线上容纳2n个对象)
          •       否则字对齐
          •       不小于slab系统的最小align(常量)，不小于参数指定值。
        •      并把size圆整到CPU的字大小和对齐长度
        •      如果size大于1/8页, 使用off_slab。有利于大对象打包
      •     从cache_cache中分配一个对象，并初始化相关数据
        •      设置slab相关的数据
          •       计算order
            •        是帧可回收cache 而且 一个帧能放下一个对象； order=0.
              •         计算能放几个对象，以及剩余空间 (如果不是off_slab, 剩余空间已除去slab描述符)
            •        否则：order从0开始增长找合适的值，
              •         最小值：slab空间至少能放下一个对象
              •         合适的order (依次弱化)：
                •          够用的情况下，达到2帧（order=1）就可以了。TODO: 太大的slab，不太好。源码注释没看懂
                •          不到2帧时，如果内碎片低于帧大小的1/8，也合格了。
              •         最大值：
                •          自身的极限(最大cache的slab大小：32帧)
                •          它影响的slab描述符的极限值：如果slab描述符在外部，容纳对象数不能超过最大对象索引个数(slab+索引数组
          •       存放off_slab描述符
            •        如果off_slab的内碎片能放开slab描述符，就放进去(slab_size要align圆整)不再off_slab.
            •        否则，找出合适的cache容器
          •       colour设置
            •        colour偏移 = MIN(硬件cache_line, 对齐长度)
            •        颜色数 =  （剩余空间 / 颜色偏移）
          •       三个slab空列队
        •      本地cache
          •       通用cache还没都建立时（现在创建的正是通用cache），只建立本CPU的本地cache, 而且本地cache都只能容纳一个对象。 FIXME: why只负责本地CPU？
            •        如果此时除了cache_cache还没有另外的cache (g_cpucache_up == NONE)，直接用编译时存在的变量initarray_generic{0, 1, 1, 0}
            •        如果此时部分通用cache已存在了 （g_cpucache_up == PARTIAL），在通用cache中分配(最小对象的cache也够了)，即用kmalloc函数。
          •       通用cache都建立好时(现在建立的是专用cache)，
            •        所有CPU的本地cache都建立（通过kmalloc）
              •         limit 根据对象大小而定， 对象越大limit越小
              •         batchcount是limit的一半
            •        smp下 如果objsize
          •       cachep中：
            •        batchcount： 与array_cache的相同
            •        limit： 与array_cache的相同
            •        free_limit: (1+num_online_cpus())*cachep->batchcount  + cachep->num;
              •         每个CPU 有了batchcout + 一个slab内对象个数
          •      设置页面回收相关：TODO: lists.next_reap = jiffies + REAPTIMEOUT_LIST3 + ((unsigned long)cachep)%REAPTIMEOUT_LIST3
      •     插入 cache_chain链表
  •   kmem_cache_destroy()：从cache_chain摘下cache描述符，并释放
  •   kmem_cache_shrink()：销毁所有的slab, 并 kmem_cache_destroy
  •   通过/proc/slabinfo，可以得到cache的信息

• 分配、释放页帧（得到的是页帧空间的虚拟地址）. 页数由cache->gfporder决定
  •   void* kmem_getpages(kmem_cache_t* cache, flags):
    •    用(flags|cache->gfpflags)从buddy系统分配页帧并页帧属性(PG_slab),
    •    如果cache有“页帧可回收”(SLAB_RECLAIM_ACCOUNT)属性，增加回收计数（全局变量 slab_reclaim_pages），
    •    通过page_address返回虚拟地址. 所以该函数不能用high-mem的帧
  •   void kmem_freepages(kmem_cache_t* cache, void* addr)。反向操作。

• 分配、销毁slab
  •   cache_grow()：有新对象分配请求，而且cache内所有slab都慢时调用
    •   刷新colour_next, 计算该slab的colour_off
    •   分配帧，slab描述符
      •    分配内存空间(一段连续帧)
      •    分配slab描述符，并设置内部变量(alloc_slabmgmt), 并挂到slabs_free链表上
      •    并设置每个页帧描述符：lru->next = cache指针, lru->prev = slab指针.
    •   初始化slab内的所有对象 （每个对象调用一次构造函数）
    •   增加计数：cache->lists.free_objects.
  • destroy_slab(): 当cache有太多空闲对象时，或被一个timer函数调用。该timer函数周期的检查有没有空闲的slab, 并释放之
    •   对每个对象调用析构函数
    •   如果有SLAB_DESORY_BY_RCU. 调用call_rcu。用回调函数来释放帧，释放slab描述符(如果是off_slab的话)。
    •   否则，直接释放帧和slab描述符