深度解析 slab 内存池回收内存以及销毁全流程

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在上篇文章 《深入理解 slab cache 内存分配全链路实现》 中,笔者详细地为大家介绍了 slab cache 进行内存分配的整个链路实现,本文我们就来到了 slab cache 最后的一部分内容了,当申请的内存使用完毕之后,下面就该释放内存了。

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在接下来的内容中,笔者为大家介绍一下内核是如何将内存块释放回 slab cache 的。我们还是先从 slab cache 释放内存的内核 API 开始聊起~~~

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内核提供了 kmem_cache_free 函数,用于将对象释放回其所属的 slab cache 中,参数 x 表示我们要释放的内存块(对象)的虚拟内存地址,参数 s 指向内存块所属的 slab cache。

void kmem_cache_free(struct kmem_cache *s, void *x)
{
    // 确保指定的是 slab cache : s 为对象真正所属的 slab cache
    s = cache_from_obj(s, x);
    if (!s)
        return;
    // 将对象释放会 slab cache 中
    slab_free(s, virt_to_head_page(x), x, NULL, 1, _RET_IP_);
}

1. 内存释放之前的校验工作

在开始释放内存块 x 之前,内核需要首先通过 cache_from_obj 函数确认内存块 x 是否真正属于我们指定的 slab cache。不能将内存块释放到其他的 slab cache 中。

随后在 virt_to_head_page 函数中通过内存块的虚拟内存地址 x 找到其所在的物理内存页 page。然后调用 slab_free 将内存块释放回 slab cache 中。

通过虚拟内存地址寻找物理内存页 page 的过程涉及到的背景知识比较复杂,这个笔者后面会单独拎出来介绍,这里大家只需要简单了解 virt_to_head_page 函数的作用即可。

static inline struct kmem_cache *cache_from_obj(struct kmem_cache *s, void *x)
{
    struct kmem_cache *cachep;
    // 通过对象的虚拟内存地址 x 找到对象所属的 slab cache
    cachep = virt_to_cache(x);
    // 校验指定的 slab cache : s 是否是对象真正所属的 slab cache : cachep
    WARN_ONCE(cachep && !slab_equal_or_root(cachep, s),
          "%s: Wrong slab cache. %s but object is from %s\n",
          __func__, s->name, cachep->name);
    return cachep;
}

virt_to_cache 函数首先会通过释放对象的虚拟内存地址找到其所在的物理内存页 page,然后通过 struct page 结构中的 slab_cache 指针找到 page 所属的 slab cache。

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static inline struct kmem_cache *virt_to_cache(const void *obj)
{
    struct page *page;
    // 根据对象的虚拟内存地址 *obj 找到其所在的内存页 page
    // 如果 slub 背后是多个内存页(复合页),则返回复合页的首页 head page
    page = virt_to_head_page(obj);
    if (WARN_ONCE(!PageSlab(page), "%s: Object is not a Slab page!\n",
                    __func__))
        return NULL;
    // 通过 page 结构中的 slab_cache 属性找到其所属的 slub
    return page->slab_cache;
}

2. slab cache 在快速路径下回收内存

static __always_inline void slab_free(struct kmem_cache *s, struct page *page,
                      void *head, void *tail, int cnt,
                      unsigned long addr)
{
    if (slab_free_freelist_hook(s, &head, &tail))
        do_slab_free(s, page, head, tail, cnt, addr);
}

slab cache 回收内存相关的逻辑封装在 do_slab_free 函数中:

static __always_inline void do_slab_free(struct kmem_cache *s,
                struct page *page, void *head, void *tail,
                int cnt, unsigned long addr)
  • 参数 kmem_cache *s 表示释放对象所在的 slab cache,指定我们要将对象释放到哪里。
  • 参数 page 表示释放对象所在的 slab,slab 在内核中使用 struct page 结构来表示。
  • 参数 head 指向释放对象的虚拟内存地址(起始内存地址)。
  • 该函数支持向 slab cache 批量的释放多个对象,参数 tail 指向批量释放对象中最后一个对象的虚拟内存地址。
  • 参数 cnt 表示释放对象的个数,也是用于批量释放对象
  • 参数 addr 用于 slab 调试,这里我们不需要关心。

slab cache 针对内存的回收流程其实和我们在上篇文章 《深入理解 slab cache 内存分配全链路实现》 中介绍的 slab cache 内存分配流程是相似的。

内存回收总体也是分为快速路径 fastpath 和慢速路径 slow path,在 do_slab_free 函数中内核会首先尝试 fastpath 的回收流程。

如果释放对象所在的 slab 刚好是 slab cache 在本地 cpu 缓存 kmem_cache_cpu->page 缓存的 slab,那么内核就会直接将对象释放回缓存 slab 中。

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static __always_inline void do_slab_free(struct kmem_cache *s,
                struct page *page, void *head, void *tail,
                int cnt, unsigned long addr)
{
    void *tail_obj = tail ? : head;
    struct kmem_cache_cpu *c;
    // slub 中对象分配与释放流程的全局事务 id
    // 既可以用来标识同一个分配或者释放的事务流程,也可以用来标识区分所属 cpu 本地缓存
    unsigned long tid;
redo:
    // 接下来我们需要获取 slab cache 的 cpu 本地缓存
    // 这里的 do..while 循环是要保证获取到的 cpu 本地缓存 c 是属于执行进程的当前 cpu
    // 因为进程可能由于抢占或者中断的原因被调度到其他 cpu 上执行,所需需要确保两者的 tid 是否一致
    do {
        // 获取执行当前进程的 cpu 中的 tid 字段
        tid = this_cpu_read(s->cpu_slab->tid);
        // 获取 cpu 本地缓存 cpu_slab
        c = raw_cpu_ptr(s->cpu_slab);
        // 如果两者的 tid 字段不一致,说明进程已经被调度到其他 cpu 上了
        // 需要再次获取正确的 cpu 本地缓存
    } while (IS_ENABLED(CONFIG_PREEMPT) &&
         unlikely(tid != READ_ONCE(c->tid)));

    // 如果释放对象所属的 slub (page 表示)正好是 cpu 本地缓存的 slub
    // 那么直接将对象释放到 cpu 缓存的 slub 中即可,这里就是快速释放路径 fastpath
    if (likely(page == c->page)) {
        // 将对象释放至 cpu 本地缓存 freelist 中的头结点处
        // 释放对象中的 freepointer 指向原来的 c->freelist
        set_freepointer(s, tail_obj, c->freelist);
        // cas 更新 cpu 本地缓存 s->cpu_slab 中的 freelist,以及 tid
        if (unlikely(!this_cpu_cmpxchg_double(
                s->cpu_slab->freelist, s->cpu_slab->tid,
                c->freelist, tid,
                head, next_tid(tid)))) {

            note_cmpxchg_failure("slab_free", s, tid);
            goto redo;
        }
        stat(s, FREE_FASTPATH);
    } else
        // 如果当前释放对象并不在 cpu 本地缓存中,那么就进入慢速释放路径 slowpath
        __slab_free(s, page, head, tail_obj, cnt, addr);

}

既然是快速路径释放,那么在 do_slab_free 函数的开始首先就获取 slab cache 的本地 cpu 缓存结构 kmem_cache_cpu,为了保证我们获取到的 cpu 本地缓存结构与运行当前进程所在的 cpu 是相符的,所以这里还是需要在 do .... while 循环内判断两者的 tid。这一点,笔者已经在本文之前的内容里多次强调过了,这里不在赘述。

内核在确保已经获取了正确的 kmem_cache_cpu 结构之后,就会马上判断该释放对象所在的 slab 是否正是 slab cache 本地 cpu 缓存了的 slab —— page == c->page

如果是的话,直接将对象释放回缓存 slab 中,调整 kmem_cache_cpu->freelist 指向刚刚释放的对象,调整释放对象的 freepointer 指针指向原来的 kmem_cache_cpu->freelist 。

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如果当前释放对象并不在 slab cache 的本地 cpu 缓存中,那么就会进入慢速路径 slowpath 释放内存。

3. slab cache 在慢速路径下回收内存

slab cache 在慢速路径下回收内存的逻辑比较复杂,因为这里涉及到很多的场景,需要改变释放对象所属 slab 在 slab cache 架构中的位置。

下面笔者会带大家一一梳理这些场景,我们一起来看一下内核在这些不同场景中到底是如何处理的?

在开始阅读本小节的内容之前,建议大家先回顾下 《细节拉满,80 张图带你一步一步推演 slab 内存池的设计与实现》 一文中的 ”8. slab 内存释放原理“ 小节。

在将对象释放回对应的 slab 中之前,内核需要首先清理一下对象所占的内存,重新填充对象的内存布局恢复到初始未使用状态。因为对象所占的内存此时包含了很多已经被使用过的无用信息。这项工作内核在 free_debug_processing 函数中完成。

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在将对象所在内存恢复到初始状态之后,内核首先会将对象直接释放回其所属的 slab 中,并调整 slab 结构 page 的相关属性。

接下来就到复杂的处理部分了,内核会在这里处理多种场景,并改变 slab 在 slab cache 架构中的位置。

  1. 如果 slab 本来就在 slab cache 本地 cpu 缓存 kmem_cache_cpu->partial 链表中,那么对象在释放之后,slab 的位置不做任何改变。

  2. 如果 slab 不在 kmem_cache_cpu->partial 链表中,并且该 slab 由于对象的释放刚好由一个 full slab 变为了一个 partial slab,为了利用局部性的优势,内核需要将该 slab 插入到 kmem_cache_cpu->partial 链表中。

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  1. 如果 slab 不在 kmem_cache_cpu->partial 链表中,并且该 slab 由于对象的释放刚好由一个 partial slab 变为了一个 empty slab,说明该 slab 并不是很活跃,内核会将该 slab 放入对应 NUMA 节点缓存 kmem_cache_node->partial 链表中,刀枪入库,马放南山。

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  1. 如果不符合第 2, 3 种场景,但是 slab 本来就在对应的 NUMA 节点缓存 kmem_cache_node->partial 链表中,那么对象在释放之后,slab 的位置不做任何改变。

下面我们就到内核的源码实现中,来一一验证这四种慢速释放场景。

static void __slab_free(struct kmem_cache *s, struct page *page,
            void *head, void *tail, int cnt,
            unsigned long addr)

{
    // 用于指向对象释放回 slub 之前,slub 的 freelist
    void *prior;
    // 对象所属的 slub 之前是否在本地 cpu 缓存 partial 链表中
    int was_frozen;
    // 后续会对 slub 对应的 page 结构相关属性进行修改
    // 修改后的属性会临时保存在 new 中,后面通过 cas 替换
    struct page new;
    unsigned long counters;
    struct kmem_cache_node *n = NULL;
    stat(s, FREE_SLOWPATH);

    // free_debug_processing 中会调用 init_object,清理对象内存无用信息,重新恢复对象内存布局到初始状态
    if (kmem_cache_debug(s) &&
     !free_debug_processing(s, page, head, tail, cnt, addr))
        return;

    do {
        // 获取 slub 中的空闲对象列表,prior = null 表示此时 slub 是一个 full slub,意思就是该 slub 中的对象已经全部被分配出去了
        prior = page->freelist;
        counters = page->counters;
        // 将释放的对象插入到 freelist 的头部,将对象释放回 slub
        // 将 tail 对象的 freepointer 设置为 prior
        set_freepointer(s, tail, prior);
        // 将原有 slab 的相应属性赋值给 new page
        new.counters = counters;
        // 获取原来 slub 中的 frozen 状态,是否在 cpu 缓存 partial 链表中
        was_frozen = new.frozen;
        // inuse 表示 slub 已经分配出去的对象个数,这里是释放 cnt 个对象,所以 inuse 要减去 cnt
        new.inuse -= cnt;
        // !new.inuse 表示此时 slub 变为了一个 empty slub,意思就是该 slub 中的对象还没有分配出去,全部在 slub 中
        // !prior 表示由于本次对象的释放,slub 刚刚从一个 full slub 变成了一个 partial slub (意思就是该 slub 中的对象部分分配出去了,部分没有分配出去)
        // !was_frozen 表示该 slub 不在 cpu 本地缓存中
        if ((!new.inuse || !prior) && !was_frozen) {
            // 注意:进入该分支的 slub 之前都不在 cpu 本地缓存中
            // 如果配置了 CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL 选项,那么表示 cpu 本地缓存 kmem_cache_cpu 结构中包含 partial 列表,用于 cpu 缓存部分分配的 slub
            if (kmem_cache_has_cpu_partial(s) && !prior) {
                // 如果 kmem_cache_cpu 包含 partial 列表并且该 slub 刚刚由 full slub 变为 partial slub
                // 冻结该 slub,后续会将该 slub 插入到 kmem_cache_cpu 的 partial 列表中
                new.frozen = 1;

            } else { 
                // 如果 kmem_cache_cpu 中没有配置 partial 列表,那么直接释放至 kmem_cache_node 中
                // 或者该 slub 由一个 partial slub 变为了 empty slub,调整 slub 的位置到 kmem_cache_node->partial 链表中
                n = get_node(s, page_to_nid(page));
                // 后续会操作 kmem_cache_node 中的 partial 列表,所以这里需要获取 list_lock
                spin_lock_irqsave(&n->list_lock, flags);

            }
        }
        // cas 更新 slub 中的 freelist 以及 counters
    } while (!cmpxchg_double_slab(s, page,
        prior, counters,
        head, new.counters,
        "__slab_free"));

    // 该分支要处理的场景是:
    // 1: 该 slub 原来不在 cpu 本地缓存的 partial 列表中(!was_frozen),但是该 slub 刚刚从 full slub 变为了 partial slub,需要放入 cpu-> partial 列表中
    // 2: 该 slub 原来就在 cpu 本地缓存的 partial 列表中,直接将对象释放回 slub 即可
    if (likely(!n)) {
        // 处理场景 1
        if (new.frozen && !was_frozen) {
            // 将 slub 插入到 kmem_cache_cpu 中的 partial 列表中
            put_cpu_partial(s, page, 1);
            stat(s, CPU_PARTIAL_FREE);
        }
        
        // 处理场景2,因为之前已经通过 set_freepointer 将对象释放回 slub 了,这里只需要记录 slub 状态即可
        if (was_frozen)
            stat(s, FREE_FROZEN);
        return;
    }
    
    // 后续的逻辑就是处理需要将 slub 放入 kmem_cache_node 中的 partial 列表的情形
    // 在将 slub 放入 node 缓存之前,需要判断 node 缓存的 nr_partial 是否超过了指定阈值 min_partial(位于 kmem_cache 结构)
    // nr_partial 表示 kmem_cache_node 中 partial 列表中缓存的 slub 个数
    // min_partial 表示 slab cache 规定 kmem_cache_node 中 partial 列表可以容纳的 slub 最大个数
    // 如果 nr_partial 超过了最大阈值 min_partial,则不能放入 kmem_cache_node 里
    if (unlikely(!new.inuse && n->nr_partial >= s->min_partial))
        // 如果 slub 变为了一个 empty slub 并且 nr_partial 超过了最大阈值 min_partial
        // 跳转到 slab_empty 分支,将 slub 释放回伙伴系统中
        goto slab_empty;

    // 如果 cpu 本地缓存中没有配置 partial 列表并且 slub 刚刚从 full slub 变为 partial slub
    // 则将 slub 插入到 kmem_cache_node 中
    if (!kmem_cache_has_cpu_partial(s) && unlikely(!prior)) {
        remove_full(s, n, page);
        add_partial(n, page, DEACTIVATE_TO_TAIL);
        stat(s, FREE_ADD_PARTIAL);
    }
    spin_unlock_irqrestore(&n->list_lock, flags);
    // 剩下的情况均属于 slub 原来就在 kmem_cache_node 中的 partial 列表中
    // 直接将对象释放回 slub 即可,无需改变 slub 的位置,直接返回
    return;

slab_empty:
    // 该分支处理的场景是: slub 太多了,将 empty slub 释放会伙伴系统
    // 首先将 slub 从对应的管理链表上删除
    if (prior) {
        /*
         * Slab on the partial list.
         */
        remove_partial(n, page);
        stat(s, FREE_REMOVE_PARTIAL);
    } else {
        /* Slab must be on the full list */
        remove_full(s, n, page);
    }
    spin_unlock_irqrestore(&n->list_lock, flags);
    stat(s, FREE_SLAB);
    // 释放 slub 回伙伴系统,底层调用 __free_pages 将 slub 所管理的所有 page 释放回伙伴系统
    discard_slab(s, page);
}

3.1 直接释放对象回 slab,调整 slab 相关属性

static void __slab_free(struct kmem_cache *s, struct page *page,
            void *head, void *tail, int cnt,
            unsigned long addr)

{
    // 后续会对 slub 对应的 page 结构相关属性进行修改
    // 修改后的属性会临时保存在 new 中,后面通过 cas 替换
    struct page new;

              ....... 省略 ..........

    do {
        prior = page->freelist;
        counters = page->counters;
        // 将对象直接释放回 slab 中,调整 slab 的 freelist 指针,以及对象的 freepointer 指针
        set_freepointer(s, tail, prior);

        new.counters = counters;
        // 获取原来 slub 中的 frozen 状态,是否在 cpu 缓存 partial 中
        was_frozen = new.frozen;
        // inuse 表示 slub 已经分配出去的对象个数,这里是释放 cnt 个对象,所以 inuse 要减去 cnt
        new.inuse -= cnt;

              ....... 省略 ..........

        // cas 更新 slub 中的 freelist 
    } while (!cmpxchg_double_slab(s, page,
        prior, counters,
        head, new.counters,
        "__slab_free"));

 .            ...... 省略 ..........
}

这一部分的逻辑比较简单,在 __slab_free 内存释放流程的开始,内核不管三七二十一,首先会将对象直接释放回其所在的 slab 中。

当对象被释放回 slab 中之后,slab 结构中的相应属于就需要做出相应的调整,比如:

  • 调整 page 结构中的 freelist,它需要指向刚刚被释放的对象。
  • 调整 page 结构中的 inuse,inuse 表示 slab 中已经被分配出去的对象个数,此时对象已经释放回 slab 中,需要调整 inuse 字段。
  • 后续内核会根据不同情况,调整 page 结构的 frozen 属性。

内核会定义一个新的 page 结构 new,将原有 slab 的 page 结构需要更新的上述属性的新值,先一一复制给 new 的对应属性,最后通过 cmpxchg_double_slab 原子更新 slab 对应的属性。

struct page {

        struct {    /*  slub 相关字段 */
             ........ 省略 .........

            // 指向 page 所属的 slab cache
            struct kmem_cache *slab_cache;
            // 指向 slab 中第一个空闲对象
            void *freelist;     /* first free object */
            union {
                unsigned long counters;
                struct {            /* SLUB */             
                    // slab 中已经分配出去的对象
                    unsigned inuse:16;
                    // slab 中包含的对象总数
                    unsigned objects:15;
                    // 该 slab 是否在对应 slab cache 的本地 CPU 缓存中
                    // frozen = 1 表示缓存再本地 cpu 缓存中
                    unsigned frozen:1;
                };
            };
        };

}

按照正常的更新套路来说,我们在更新原有 slab 结构中的 freelist,inuse,frozen 这三个属性之前,首先需要将原有 slab 的这三个旧的属性值一一赋值到临时结构 new page 中,然后在 slab 结构旧值的基础上调整着三个属性的新值,最后通过 cmpxchg_double_slab 将这三个属性的新值原子地更新回 slab 中。

但是我们查看 __slab_free 的代码发现,内核并不是这样操作的,内核只是将原有 slab 的 counter 属性赋值给 new page,而原有 slab 中的 frozen,inuse 属性并没有赋值过去。

此时 new page 结构中的 frozen,inuse 属性依然是上述 struct page 结构中展示的初始值。

而内核后续的操作就更加奇怪了,直接使用 new.frozen 来判断原有 slab 是否在 slab cache 本地 cpu 的 partial 链表中,直接把 new.inuse 属性当做原有 slab 中已经分配出去对象的个数。

而 new.frozen, new.inuse 是 page 结构初始状态的值,并不是原有 slab 结构中的值,这样做肯定不对啊,难道是内核的一个 bug ?

其实并不是,这是内核非常骚的一个操作,这一点对于 Java 程序员来说很难理解。我们在仔细看一下 struct page 结构,就会发现 counter 属性和 inuse,frozen 属性被定义在一个 union 结构体中。

union 结构体中定义的字段全部共享一片内存,union 结构体的内存占用由其中最大的属性决定。而 struct 结构体中的每个字段都是独占一片内存的。

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由于 union 结构体中各个字段都是共享一块内存,所以一个字段的改变就会影响其他字段的值,从另一方面来看,通过一个字段就可以将整个 union 结构占用的内存块拿出来。明白这些,我们在回头来看内核的操作。

struct page {
            union {
                unsigned long counters;
                struct {            /* SLUB */             
                    // slab 中已经分配出去的对象
                    unsigned inuse:16;
                    // slab 中包含的对象总数
                    unsigned objects:15;
                    // 该 slab 是否在对应 slab cache 的本地 CPU 缓存中
                    // frozen = 1 表示缓存再本地 cpu 缓存中
                    unsigned frozen:1;
                };
            };
}

page 结构中的 counters 是和 inuse,frozen 共用同一块内存的,内核在 __slab_free 中将原有 slab 的 counters 属性赋值给 new.counters 的一瞬间,counters 所在的内存块也就赋值到 new page 的 union 结构中了。

而 inuse,frozen 属性的值也在这个内存块中,所以原有 slab 中的 inuse,frozen 属性也就跟着一起赋值到 new page 的对应属性中了。这样一来,后续的逻辑处理也就通顺了。

        counters = page->counters;
        new.counters = counters;
        // 获取原来 slub 中的 frozen 状态,是否在 cpu 缓存 partial 中
        was_frozen = new.frozen;
        // inuse 表示 slub 已经分配出去的对象个数,这里是释放 cnt 个对象,所以 inuse 要减去 cnt
        new.inuse -= cnt;

同样的道理,我们再来看内核 cmpxchg_double_slab 中的更新操作:

内核明明在 do .... while 循环中更新了 freelist,inuse,frozen 这三个属性,而 counters 属性只是读取并没有更新操作,那么为什么在 cmpxchg_double_slab 只是更新 page 结构的 freelist 和 counters 呢?inuse,frozen 这两个属性又在哪里更新的呢?

   do {
             ....... 省略 ..........
        // cas 更新 slub 中的 freelist 
    } while (!cmpxchg_double_slab(s, page,
        prior, counters,
        head, new.counters,
        "__slab_free"));

我想大家现在一定能够解释这个问题了,由于 counters,inuse,frozen 共用一块内存,当 inuse,frozen 的值发生变化之后,虽然 counters 的值没有发生变化,但是我们可以通过更新 counters 来将原有 slab 中的这块内存一起更新掉,这样 inuse,frozen 的值也跟着被更新了。

由于 page 的 freelist 指针在 union 结构体之外,所以需要在cmpxchg_double_slab 中单独更新。

笔者曾经为了想给大家解释清楚 page->counters 这个属性的作用,而翻遍了 slab 的所有源码,发现内核源码中对于 page->counters 的使用都是只做简单的读取,并不做改变,然后直接在更新,这个问题也困扰了笔者很久。

直到为大家写这篇文章的时候,才顿悟。原来 page->counters 的作用只是为了指向 inuse,frozen 所在的内存,方便在 cmpxchg_double_slab 中同时原子地更新这两个属性。

接下来的内容就到了 slab cache 回收内存最为复杂的环节了,大家需要多一些耐心,继续跟着笔者的思路走下去,我们一起来看下内核如何处理三种内存慢速释放的场景。

3.2 释放对象所属 slab 本来就在 cpu 缓存 partial 链表中

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was_frozen 指向释放对象所属 slab 结构中的 frozen 属性,用来表示 slab 是否在 slab cache 的本地 cpu 缓存 partial 链表中。

 was_frozen = new.frozen;

如果 was_frozen == true 表示释放对象所属 slab 本来就在 kmem_cache_cpu->partial 链表中,内核将对象直接释放回 slab 中,slab 的原有位置不做改变。

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下面我们看下 was_frozen == fasle 也就是 slab 不在 kmem_cache_cpu->partial 链表中 的时候,内核又是如何处理的 ?

3.3 释放对象所属 slab 从 full slab 变为了 partial slab

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如果释放对象所属 slab 原来是一个 full slab,恰恰说明该 slab 拥有比较好的局部性,进程经常从该 slab 中分配对象,slab 十分活跃,才导致它变为了一个 full slab

 prior = page->freelist = null

随着对象的释放,该 slab 从一个 full slab 变为了 partial slab,内核为了更好的利用该 slab 的局部性,所以需要将该 slab 插入到 slab cache 的本地 cpu 缓存 kmem_cache_cpu->partial 链表中。

        if (kmem_cache_has_cpu_partial(s) && !prior) {
                new.frozen = 1;

        } 

        if (new.frozen && !was_frozen) {
            // 将 slub 插入到 kmem_cache_cpu 中的 partial 列表中
            put_cpu_partial(s, page, 1);
            stat(s, CPU_PARTIAL_FREE);
        }
        

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将 slab 插入到 kmem_cache_cpu->partial 链表的逻辑封装在 put_cpu_partial 中,put_cpu_partial 函数最重要的一个考量逻辑是需要确保 kmem_cache_cpu->partial 链表中所有 slab 中包含的空闲对象总数不能超过 kmem_cache->cpu_partial 的限制。

struct kmem_cache {
    // 限定 slab cache 在每个 cpu 本地缓存 partial 链表中所有 slab 中空闲对象的总数
    unsigned int cpu_partial;
};

在释放对象所在的 slab 插入到 kmem_cache_cpu->partial 链表之前,put_cpu_partial 函数需要判断当前 kmem_cache_cpu->partial 链表中包含的空闲对象总数 pobjects 是否超过了 kmem_cache->cpu_partial 的限制。

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如果超过了,则需要先将当前 kmem_cache_cpu->partial 链表中所有的 slab 转移到其对应的 NUMA 节点缓存 kmem_cache_node->partial 链表中。转移完成之后,在将释放对象所属的 slab 插入到 kmem_cache_cpu->partial 链表中。

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static void put_cpu_partial(struct kmem_cache *s, struct page *page, int drain)
{
// 只有配置了 CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL 选项,kmem_cache_cpu 中才有会 partial 列表
#ifdef CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL
    // 指向原有 kmem_cache_cpu 中的 partial 列表
    struct page *oldpage;
    // slub 所在管理列表中的 slub 个数,这里的列表是指 partial 列表
    int pages;
    // slub 所在管理列表中的包含的空闲对象总数,这里的列表是指 partial 列表
    // 内核会将列表总体的信息存放在列表首页 page 的相关字段中
    int pobjects;
    // 禁止抢占
    preempt_disable();
    do {
        pages = 0;
        pobjects = 0;
        // 获取 slab cache 中原有的 cpu 本地缓存 partial 列表首页
        oldpage = this_cpu_read(s->cpu_slab->partial);
        // 如果 partial 列表不为空,则需要判断 partial 列表中所有 slub 包含的空闲对象总数是否超过了 s->cpu_partial 规定的阈值
        // 超过 s->cpu_partial 则需要将 kmem_cache_cpu->partial 列表中原有的所有 slub 转移到 kmem_cache_node-> partial 列表中
        // 转移之后,再把当前 slub 插入到 kmem_cache_cpu->partial 列表中
        // 如果没有超过 s->cpu_partial ,则无需转移直接插入
        if (oldpage) {
            // 从 partial 列表首页中获取列表中包含的空闲对象总数
            pobjects = oldpage->pobjects;
            // 从 partial 列表首页中获取列表中包含的 slub 总数
            pages = oldpage->pages;

            if (drain && pobjects > s->cpu_partial) {
                unsigned long flags;
                // 关闭中断,防止并发访问
                local_irq_save(flags);
                // partial 列表中所包含的空闲对象总数 pobjects 超过了 s->cpu_partial 规定的阈值
                // 则需要将现有 partial 列表中的所有 slub 转移到相应的 kmem_cache_node->partial 列表中
                unfreeze_partials(s, this_cpu_ptr(s->cpu_slab));
                // 恢复中断
                local_irq_restore(flags);
                // 重置 partial 列表
                oldpage = NULL;
                pobjects = 0;
                pages = 0;
                stat(s, CPU_PARTIAL_DRAIN);
            }
        }
        // 无论 kmem_cache_cpu-> partial 列表中的 slub 是否需要转移
        // 释放对象所在的 slub 都需要填加到  kmem_cache_cpu-> partial 列表中
        pages++;
        pobjects += page->objects - page->inuse;

        page->pages = pages;
        page->pobjects = pobjects;
        page->next = oldpage;
        // 通过 cas 将 slub 插入到 partial 列表的头部
    } while (this_cpu_cmpxchg(s->cpu_slab->partial, oldpage, page)
                                != oldpage);

    // s->cpu_partial = 0 表示 kmem_cache_cpu->partial 列表不能存放 slub
    // 将释放对象所在的 slub 转移到  kmem_cache_node-> partial 列表中
    if (unlikely(!s->cpu_partial)) {
        unsigned long flags;
        local_irq_save(flags);
        unfreeze_partials(s, this_cpu_ptr(s->cpu_slab));
        local_irq_restore(flags);
    }
    preempt_enable();
#endif  /* CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL */
}

那么我们如何知道 kmem_cache_cpu->partial 链表所包含的空闲对象总数到底是多少呢?

这就用到了 struct page 结构中的两个重要属性:

struct page {
      // slab 所在链表中的包含的 slab 总数
      int pages;  
      // slab 所在链表中包含的对象总数
      int pobjects; 
}

我们都知道 slab 在内核中的数据结构用 struct page 中的相关结构体表示,slab 在 slab cache 架构中一般是由 kmem_cache_cpu->partial 链表和 kmem_cache_node->partial 链表来组织管理。

那么我们如何知道 partial 链表中包含多少个 slab ?包含多少个空闲对象呢?

答案是内核会将 parital 链表中的这些总体统计信息存储在链表首个 slab 结构中。也就是说存储在首个 page 结构中的 pages 属性和 pobjects 属性中。

在 put_cpu_partial 函数的开始,内核直接获取 parital 链表的首个 slab —— oldpage,并通过 oldpage->pobjectss->cpu_partial 比较,来判断当前 kmem_cache_cpu->partial 链表中包含的空闲对象总数是否超过了 kmem_cache 结构中规定的 cpu_partial 阈值。

如果超过了,则通过 unfreeze_partials 转移 kmem_cache_cpu->partial 链表中的所有 slab 到对应的 kmem_cache_node->partial 链表中。

既然 kmem_cache_cpu->partial 链表有容量的限制,那么同样 kmem_cache_node->partial 链表中的容量也会有限制。

kmem_cache_node->partial 链表中所包含 slab 个数的上限由 kmem_cache 结构中的 min_partial 属性决定。

struct kmem_cache {

    // slab cache 在 numa node 中缓存的 slab 个数上限,slab 个数超过该值,空闲的 empty slab 则会被回收至伙伴系统
    unsigned long min_partial;
}

如果当前要转移的 slab 是一个 empty slab,并且此时 kmem_cache_node->partial 链表所包含的 slab 个数 kmem_cache_node->nr_partial 已经超过了 kmem_cache-> min_partial 的限制,那么内核就会直接将这个 empty slab 释放回伙伴系统中。

// 将 kmem_cache_cpu->partial 列表中包含的 slub unfreeze
// 并转移到对应的 kmem_cache_node->partial 列表中
static void unfreeze_partials(struct kmem_cache *s,
        struct kmem_cache_cpu *c)
{
#ifdef CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL
    struct kmem_cache_node *n = NULL, *n2 = NULL;
    struct page *page, *discard_page = NULL;
    // 挨个遍历 kmem_cache_cpu->partial 列表,将列表中的 slub 转移到对应 kmem_cache_node->partial 列表中
    while ((page = c->partial)) {
        struct page new;
        struct page old;
        // 将当前遍历到的 slub 从 kmem_cache_cpu->partial 列表摘下
        c->partial = page->next;
        // 获取当前 slub 所在的 numa 节点对应的 kmem_cache_node 缓存
        n2 = get_node(s, page_to_nid(page));
        // 如果和上一个转移的 slub 所在的 numa 节点不一样
        // 则需要释放上一个 numa 节点的 list_lock,并对当前 numa 节点的 list_lock 加锁
        if (n != n2) {
            if (n)
                spin_unlock(&n->list_lock);

            n = n2;
            spin_lock(&n->list_lock);
        }

        do {

            old.freelist = page->freelist;
            old.counters = page->counters;
            VM_BUG_ON(!old.frozen);

            new.counters = old.counters;
            new.freelist = old.freelist;
            // unfrozen 当前 slub,因为即将被转移到对应的 kmem_cache_node->partial 列表
            new.frozen = 0;
            // cas 更新当前 slub 的 freelist,frozen 属性
        } while (!__cmpxchg_double_slab(s, page,
                old.freelist, old.counters,
                new.freelist, new.counters,
                "unfreezing slab"));
        // 因为 kmem_cache_node->partial 列表中所包含的 slub 个数是受 s->min_partial 阈值限制的
        // 所以这里还需要检查 nr_partial 是否超过了 min_partial
        // 如果当前被转移的 slub 是一个 empty slub 并且 nr_partial 超过了 min_partial 的限制,则需要将 slub 释放回伙伴系统中
        if (unlikely(!new.inuse && n->nr_partial >= s->min_partial)) {
            // discard_page 用于将需要释放回伙伴系统的 slub 串联起来
            // 后续统一将 discard_page 链表中的 slub 释放回伙伴系统
            page->next = discard_page;
            discard_page = page;
        } else {
            // 其他情况,只要 slub 不为 empty ,不管 nr_partial 是否超过了 min_partial
            // 都需要将 slub 转移到对应 kmem_cache_node->partial 列表的末尾
            add_partial(n, page, DEACTIVATE_TO_TAIL);
            stat(s, FREE_ADD_PARTIAL);
        }
    }

    if (n)
        spin_unlock(&n->list_lock);
    // 将 discard_page 链表中的 slub 统一释放回伙伴系统
    while (discard_page) {
        page = discard_page;
        discard_page = discard_page->next;

        stat(s, DEACTIVATE_EMPTY);
        // 底层调用 __free_pages 将 slub 所管理的所有 page 释放回伙伴系统
        discard_slab(s, page);
        stat(s, FREE_SLAB);
    }
#endif  /* CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL */
}

3.4 释放对象所属 slab 从 partial slab 变为了 empty slab

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如果释放对象所在的 slab 原来是一个 partial slab ,由于对象的释放刚好变成了一个 empty slab,恰恰说明该 slab 并不是一个活跃的 slab,它的局部性不好,内核已经好久没有从该 slab 中分配对象了,所以内核选择刀枪入库,马放南山。将它释放回 kmem_cache_node->partial 链表中作为本地 cpu 缓存的后备选项。

在将这个 empty slab 插入到 kmem_cache_node->partial 链表之前,同样需要检查当前 partial 链表中的容量 kmem_cache_node->nr_partial 不能超过 kmem_cache-> min_partial 的限制。如果超过限制了,直接将这个 empty slab 释放回伙伴系统中。

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        if ((!new.inuse || !prior) && !was_frozen) {
            if (kmem_cache_has_cpu_partial(s) && !prior) {
                new.frozen = 1;
            } else { 
                // !new.inuse 表示当前 slab 刚刚从一个 partial slab 变为了 empty slab
                n = get_node(s, page_to_nid(page));
                spin_lock_irqsave(&n->list_lock, flags);

            }
        }

      if (unlikely(!new.inuse && n->nr_partial >= s->min_partial))
        // 如果 slub 变为了一个 empty slub 并且 nr_partial 超过了最大阈值 min_partial
        // 跳转到 slab_empty 分支,将 slub 释放回伙伴系统中
        goto slab_empty;

释放对象所属的 slab 本来就在 kmem_cache_node->partial 链表中,这种情况下就是直接释放对象回 slab 中,无需改变 slab 的位置。

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4. slab cache 的销毁

终于到了本文最后一个小节了, slab cache 最为复杂的内容我们已经踏过去了,本小节的内容将会非常的轻松愉悦,这一次笔者来为大家介绍一下 slab cache 的销毁过程。

slab cache 的销毁过程刚刚好和 slab cache 的创建过程相反,笔者在 《从内核源码看 slab 内存池的创建初始化流程》的内容中,通过一步一步的源码演示,最终勾勒出 slab cache 的完整架构:

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slab cache 销毁的核心步骤如下:

  1. 首先需要释放 slab cache 在所有 cpu 中的缓存 kmem_cache_cpu 中占用的资源,包括被 cpu 缓存的 slab (kmem_cache_cpu->page),以及 kmem_cache_cpu->partial 链表中缓存的所有 slab,将它们统统归还到伙伴系统中。

  2. 释放 slab cache 在所有 NUMA 节点中的缓存 kmem_cache_node 占用的资源,也就是将 kmem_cache_node->partial 链表中缓存的所有 slab ,统统释放回伙伴系统中。

  3. 在 sys 文件系统中移除 /sys/kernel/slab/<cacchename> 节点相关信息。

  4. 从 slab cache 的全局列表中删除该 slab cache。

  5. 释放 kmem_cache_cpu 结构,kmem_cache_node 结构,kmem_cache 结构。释放对象的过程就是 《1. slab cache 如何回收内存》小节中介绍的内容。

下面我们一起到内核源码中看一下具体的销毁过程:

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void kmem_cache_destroy(struct kmem_cache *s)
{
    int err;

    if (unlikely(!s))
        return;

    // 获取 cpu_hotplug_lock,防止 cpu 热插拔改变 online cpu map
    get_online_cpus();
    // 获取 mem_hotplug_lock,防止访问内存的时候进行内存热插拔
    get_online_mems();
    // 获取 slab cache 链表的全局互斥锁
    mutex_lock(&slab_mutex);
    // 将 slab cache 的引用技术减 1
    s->refcount--;
    // 判断 slab cache 是否还存在其他地方的引用
    if (s->refcount)
        // 如果该 slab cache 还存在引用,则不能销毁,跳转到 out_unlock 分支
        goto out_unlock;
    // 销毁 memory cgroup 相关的 cache ,这里不是本文重点
    err = shutdown_memcg_caches(s);
    if (!err)
        // slab cache 销毁的核心函数,销毁逻辑就封装在这里
        err = shutdown_cache(s);

    if (err) {
        pr_err("kmem_cache_destroy %s: Slab cache still has objects\n",
               s->name);
        dump_stack();
    }
out_unlock:
    // 释放相关的自旋锁和信号量
    mutex_unlock(&slab_mutex);

    put_online_mems();
    put_online_cpus();
}

在开始正式销毁 slab cache 之前,首先需要将 slab cache 的引用计数 refcount 减 1。并需要判断 slab cache 是否还存在其他地方的引用。

slab cache 这里在其他地方存在引用的可能性,相关细节笔者在《从内核源码看 slab 内存池的创建初始化流程》 一文中的 ”1. __kmem_cache_alias“ 小节的内容中已经详细介绍过了。

当我们利用 kmem_cache_create 创建 slab cache 的时候,内核会检查当前系统中是否存在一个各项参数和我们要创建 slab cache 参数差不多的一个 slab cache,如果存在,那么内核就不会再继续创建新的 slab cache,而是复用已有的 slab cache。

一个可以被复用的 slab cache 需要满足以下四个条件:

  1. 指定的 slab_flags_t 相同。

  2. 指定对象的 object size 要小于等于已有 slab cache 中的对象 size (kmem_cache->size)。

  3. 如果指定对象的 object size 与已有 kmem_cache->size 不相同,那么它们之间的差值需要再一个 word size 之内。

  4. 已有 slab cache 中的 slab 对象对齐 align (kmem_cache->align)要大于等于指定的 align 并且可以整除 align 。 。

随后会在 sys 文件系统中为复用 slab cache 起一个别名 alias 并创建一个 /sys/kernel/slab/aliasname 目录,但是该目录下的文件需要软链接到原有 slab cache 在 sys 文件系统对应目录下的文件。这里的 aliasname 就是我们通过 kmem_cache_create 指定的 slab cache 名称。

在这种情况,系统中的 slab cache 就可能在多个地方产生引用,所以在销毁的时候需要判断这一点。

如果存在其他地方的引用,则需要停止销毁流程,如果没有其他地方的引用,则调用 shutdown_cache 开始正式的销毁流程。

static int shutdown_cache(struct kmem_cache *s)
{
    // 这里会释放 slab cache 占用的所有资源
    if (__kmem_cache_shutdown(s) != 0)
        return -EBUSY;
    // 从 slab cache 的全局列表中删除该 slab cache
    list_del(&s->list);
    // 释放 sys 文件系统中移除 /sys/kernel/slab/name 节点的相关资源
    sysfs_slab_unlink(s);
    sysfs_slab_release(s);
    // 释放 kmem_cache_cpu 结构
    // 释放 kmem_cache_node 结构
    // 释放 kmem_cache 结构
    slab_kmem_cache_release(s);

    }

    return 0;
}

4.1 释放 slab cache 占用的所有资源

  1. 首先需要释放 slab cache 在所有 cpu 中的缓存 kmem_cache_cpu 中占用的资源,包括被 cpu 缓存的 slab (kmem_cache_cpu->page),以及 kmem_cache_cpu->partial 链表中缓存的所有 slab,将它们统统归还到伙伴系统中。

  2. 释放 slab cache 在所有 NUMA 节点中的缓存 kmem_cache_node 占用的资源,也就是将 kmem_cache_node->partial 链表中缓存的所有 slab ,统统释放回伙伴系统中。

  3. 在 sys 文件系统中移除 /sys/kernel/slab/<cacchename> 节点相关信息。

/*
 * Release all resources used by a slab cache.
 */
int __kmem_cache_shutdown(struct kmem_cache *s)
{
    int node;
    struct kmem_cache_node *n;
    // 释放 slab cache 本地 cpu 缓存 kmem_cache_cpu 中缓存的 slub 以及 partial 列表中的 slub,统统归还给伙伴系统
    flush_all(s);

    // 释放 slab cache 中 numa 节点缓存 kmem_cache_node 中 partial 列表上的所有 slub
    for_each_kmem_cache_node(s, node, n) {
        free_partial(s, n);
        if (n->nr_partial || slabs_node(s, node))
            return 1;
    }
    // 在 sys 文件系统中移除 /sys/kernel/slab/name 节点相关信息
    sysfs_slab_remove(s);
    return 0;
}

4.2 释放 slab cache 在各个 cpu 中的缓存资源

内核通过 on_each_cpu_cond 挨个遍历所有 cpu,在遍历的过程中通过 has_cpu_slab 判断 slab cache 是否在该 cpu 中还占有缓存资源,如果是则调用 flush_cpu_slab 将缓存资源释放回伙伴系统中。

// 释放 kmem_cache_cpu 中占用的所有内存资源
static void flush_all(struct kmem_cache *s)
{
    // 遍历每个 cpu,通过 has_cpu_slab 函数检查 cpu 上是否还有 slab cache 的相关缓存资源
    // 如果有,则调用 flush_cpu_slab 进行资源的释放
    on_each_cpu_cond(has_cpu_slab, flush_cpu_slab, s, 1, GFP_ATOMIC);
}

static bool has_cpu_slab(int cpu, void *info)
{
    struct kmem_cache *s = info;
    // 获取 cpu 在 slab cache 上的本地缓存
    struct kmem_cache_cpu *c = per_cpu_ptr(s->cpu_slab, cpu);
    // 判断 cpu 本地缓存中是否还有缓存的 slub
    return c->page || slub_percpu_partial(c);
}

static void flush_cpu_slab(void *d)
{
    struct kmem_cache *s = d;
    // 释放 slab cache 在 cpu 上的本地缓存资源
    __flush_cpu_slab(s, smp_processor_id());
}

static inline void __flush_cpu_slab(struct kmem_cache *s, int cpu)
{
    struct kmem_cache_cpu *c = per_cpu_ptr(s->cpu_slab, cpu);

    if (c->page)
        // 释放 cpu 本地缓存的 slub 到伙伴系统
        flush_slab(s, c);
    // 将 cpu 本地缓存中的 partial 列表里的 slub 全部释放回伙伴系统
    unfreeze_partials(s, c);
}

4.3 释放 slab cache 的核心数据结构

这里的释放流程正是笔者在本文 《1. slab cache 如何回收内存》小节中介绍的内容。

void slab_kmem_cache_release(struct kmem_cache *s)
{
    // 释放 slab cache 中的 kmem_cache_cpu 结构以及 kmem_cache_node 结构
    __kmem_cache_release(s);
    // 最后释放 slab cache 的核心数据结构 kmem_cache
    kmem_cache_free(kmem_cache, s);
}

总结

整个 slab cache 系列篇幅非常庞大,涉及到的细节非常丰富,为了方便大家回顾,笔者这里将 slab cache 系列涉及到的重点内容再次梳理总结一下。

在本文正式进入 slab 相关内容之后,笔者首先为大家详细介绍了 slab 内存池中对象的内存布局情况,如下图所示:

image

在此基础之上,我们继续采用一步一图的方式,一步一步推演出 slab 内存池的整体架构,如下图所示:

image

随后基于此架构,笔者介绍了在不同场景下 slab 内存池分配内存以及回收内存的核心原理。在交代完核心原理之后,我们进一步深入到内核源码实现中来一一验证。

在内核源码章节的开始,笔者首先为大家介绍了 slab 内存池的创建流程,流程图如下:

image

在 slab 内存池创建出来之后,随后笔者又深入介绍了 slab 内存池如何分配内存块的相关源码实现,其中详细介绍了在多种不同场景下,内核如何处理内存块的分配。

image

在我们清除了 slab 内存池如何分配内存块的源码实现之后,紧接着笔者又介绍了 slab 内存池如何进行内存块的回收,回收过程要比分配过程复杂很多,同样也涉及到多种复杂场景的处理:

image

最后笔者介绍了 slab 内存池的销毁过程:

image

好了,整个 slab cache 相关的内容到此就结束了,感谢大家的收看,我们下篇文章见~~~