Linux內存管理中的slab緩存怎么實現

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Linux內核使用了源自于 Solaris 的一種方法，但是這種方法在嵌入式系統中已經使用了很長時間了，它是將內存作為對象按照大小進行分配，被稱為slab高速緩存。

內存管理的目標是提供一種方法，為實現各種目的而在各個用戶之間實現內存共享。內存管理方法應該實現以下兩個功能：

• 最小化管理內存所需的時間

• 化用于一般應用的可用內存（最小化管理開銷）

內存管理實際上是一種關于權衡的零和游戲。您可以開發一種使用少量內存進行管理的算法，但是要花費更多時間來管理可用內存。也可以開發一個算法來有效地管理內存，但卻要使用更多的內存。最終，特定應用程序的需求將促使對這種權衡作出選擇。

每個內存管理器都使用了一種基于堆的分配策略。在這種方法中，大塊內存（稱為 堆）用來為用戶定義的目的提供內存。當用戶需要一塊內存時，就請求給自己分配一定大小的內存。堆管理器會查看可用內存的情況（使用特定算法）并返回一塊內存。搜索過程中使用的一些算法有 first-fit（在堆中搜索到的***個滿足請求的內存塊）和 best-fit（使用堆中滿足請求的最合適的內存塊）。當用戶使用完內存后，就將內存返回給堆。

這種基于堆的分配策略的根本問題是碎片（fragmentation）。當內存塊被分配后，它們會以不同的順序在不同的時間返回。這樣會在堆中留下一些洞，需要花一些時間才能有效地管理空閑內存。這種算法通常具有較高的內存使用效率（分配需要的內存），但是卻需要花費更多時間來對堆進行管理。

另外一種方法稱為 buddy memory allocation，是一種更快的內存分配技術，它將內存劃分為 2 的冪次方個分區，并使用 best-fit 方法來分配內存請求。當用戶釋放內存時，就會檢查 buddy 塊，查看其相鄰的內存塊是否也已經被釋放。如果是的話，將合并內存塊以最小化內存碎片。這個算法的時間效率更高，但是由于使用 best-fit 方法的緣故，會產生內存浪費。

slab 緩存

Linux 所使用的 slab 分配器的基礎是 Jeff Bonwick 為 SunOS 操作系統***引入的一種算法。Jeff 的分配器是圍繞對象緩存進行的。在內核中，會為有限的對象集（例如文件描述符和其他常見結構）分配大量內存。Jeff 發現對內核中普通對象進行初始化所需的時間超過了對其進行分配和釋放所需的時間。因此他的結論是不應該將內存釋放回一個全局的內存池，而是將內存保持為針對特定目而初始化的狀態。例如，如果內存被分配給了一個互斥鎖，那么只需在為互斥鎖***分配內存時執行一次互斥鎖初始化函數（mutex_init）即可。后續的內存分配不需要執行這個初始化函數，因為從上次釋放和調用析構之后，它已經處于所需的狀態中了。

Linux slab 分配器使用了這種思想和其他一些思想來構建一個在空間和時間上都具有高效性的內存分配器。

圖 1 給出了 slab 結構的高層組織結構。在***層是 cache_chain，這是一個 slab 緩存的鏈接列表。這對于 best-fit 算法非常有用，可以用來查找最適合所需要的分配大小的緩存（遍歷列表）。cache_chain 的每個元素都是一個 kmem_cache 結構的引用（稱為一個 cache）。它定義了一個要管理的給定大小的對象池。

圖 1. slab 分配器的主要結構

每個緩存都包含了一個 slabs 列表，這是一段連續的內存塊（通常都是頁面）。存在 3 種 slab：

slabs_full

完全分配的 slab

slabs_partial

部分分配的 slab

slabs_empty

空 slab，或者沒有對象被分配

注意：slabs_empty 列表中的 slab 是進行回收（reaping）的主要備選對象。正是通過此過程，slab 所使用的內存被返回給操作系統供其他用戶使用。

slab 列表中的每個 slab 都是一個連續的內存塊（一個或多個連續頁），它們被劃分成一個個對象。這些對象是從特定緩存中進行分配和釋放的基本元素。注意 slab 是 slab 分配器進行操作的最小分配單位，因此如果需要對 slab 進行擴展，這也就是所擴展的最小值。通常來說，每個 slab 被分配為多個對象。

由于對象是從 slab 中進行分配和釋放的，因此單個 slab 可以在 slab 列表之間進行移動。例如，當一個 slab 中的所有對象都被使用完時，就從 slabs_partial 列表中移動到 slabs_full 列表中。當一個 slab 完全被分配并且有對象被釋放后，就從 slabs_full 列表中移動到 slabs_partial 列表中。當所有對象都被釋放之后，就從 slabs_partial 列表移動到 slabs_empty 列表中。

一、slab相關數據結構

1）slab高速緩存描述符

struct kmem_cache {       struct array_cache   *array[NR_CPUS];//為了提高效率，每個cpu都有一個slab空閑對象緩存   /* 2) Cache tunables. Protected by cache_chain_mutex */       unsigned int batchcount;//從本地高速緩存批量移入或移出對象的數目       unsigned int limit;//本地高速緩存空閑對象的***數目       unsigned int shared;       unsigned int buffer_size;       struct kmem_list3 *nodelists[MAX_NUMNODES];//slab高速緩存空閑，部分空閑，無空閑slab的三個鏈表          unsigned int flags;     /* constant flags */       unsigned int num;//每個slab obj的個數       unsigned int gfporder;//每個slab中連續頁框的數目       gfp_t gfpflags;//分配頁框時，傳遞給伙伴系統的標志       size_t colour;//slab使用的顏色個數       unsigned int colour_off; //slab的顏色偏移       struct kmem_cache *slabp_cache;  //指向存放slab描述符的chache，內部slab此字段為null       unsigned int slab_size;//單個slab的大小       unsigned int dflags;        /* dynamic flags */       //對象創建的構建函數       void (*ctor) (void *, struct kmem_cache *, unsigned long);       //對象的析構函數       void (*dtor) (void *, struct kmem_cache *, unsigned long);       const char *name;//slab高速緩存的名稱       struct list_head next;//通過該字段，將該cachep鏈接到cachep鏈表上   }

2）slab描述符

struct slab {       struct list_head list;  //將slab鏈接到各個slab鏈表上面，slabs_full, slabs_paril, slabs_free       unsigned long colouroff;//slab中***個對象的偏移       void *s_mem; //slab中***個對象的地址               unsigned int inuse; //有多少對象正在被使用       kmem_bufctl_t free; //表明接下來使用哪個空閑對象       unsigned short nodeid;//該slab屬于哪個內存節點   }

slab描述符可能會被存放在兩個地方：

外部slab描述符：存放在slab外部，位于cache_size指向的一個普通高速緩存中。

內部slab描述符：存放在slab的內部，位于分配給slab的內存的***個頁框的起始位置。

3）slab隊列描述符

struct kmem_list3 {       struct list_head slabs_partial; //對象被使用了一部分的slab描述符的鏈表       struct list_head slabs_full;//對象都被占用了的slab描述符的鏈表       struct list_head slabs_free;//只包含空閑對象的slab描述符的鏈表       unsigned long free_objects;//高速緩存中空閑對象的個數       unsigned int free_limit;       unsigned int colour_next;   /* Per-node cache coloring */       spinlock_t list_lock;       struct array_cache *shared; //指向所有cpu所共享的一個本地高速緩存       struct array_cache **alien; /* on other nodes */       unsigned long next_reap;    //由slab的頁回收算法使用       int free_touched;       //由slab的頁回收算法使用   }

4）slab對象描述符

typedef unsigned int kmem_bufctl_t;

每個對象都有一個類型為kmem_bufctl_t的對象描述符，每個slab描述符都有一個kmem_bufctl_t類型的數組來描述slab中的各個對象。其實該描述符記錄的是下一個可用的空閑對象，使用了數組的索引來形成一個對象鏈表而已。對象描述符也分為內部對象描述符和外部對象描述符兩種：

1. 內部對象描述符：存放在slab的內部，位于描述符所描述的對象的前面。

2. 外部對象描述符：存放在slab的外部，位于高速緩存描述符slabp_cache字段指向的一個普通高速緩存中，

slab描述符和slab對象之間的組織圖如下圖所示：

二、slab的本地對象緩存

Linux2.6為了更好的支持多處理器，減少自旋鎖的競爭并更好的利用硬件高速緩存，slab分配器的每個高速緩存都包含一個被稱為slab本地高速緩存的每cpu數據結構，該結構由一個指向被釋放對象的指針數組組成。這樣的話，slab對象的釋放和分配就只影響到本地的指針數組，減少了并發性。只有本地數組上溢或者下溢時才會去涉及slab結構。相關數據結構如下：

struct array_cache {       unsigned int avail;//本地高速緩存中可用對象的個數，也是空閑數組位置的索引       unsigned int limit;//本地高速緩存的大小       unsigned int batchcount;//本地高速緩存填充或者清空時使用到的對象個數       unsigned int touched;//如果本地高速緩存最近被使用過，置成1       spinlock_t lock;       void *entry[0];    }

同時在多cpu的環境下，還存在著一個共享高速緩存，它的地址被存放在高速緩存描述符的lists.shared字段中，本地共享高速緩存被所有cpu所共享，使得對象從一個本地高速緩存移至另一個高速緩存變的簡單。

三、slab內存著色

比如cache line 32 字節，字節0-31一次從內存寫入/讀取，字節32-63一次從內存寫入/讀取…..

另外cache對應到內存位置不是任意的

Cache 地址0 對應到 內存地址0 , 32 ,64 ….

Cache 地址1 對應到 內存地址1 , 33 ,65 ….

…

一個slab大小肯定是整數頁，所以起始地址末12位為零， 即都于cache0 對應。然后2個slab的每一個obj大小一樣， 所以2個slab每個obj都對應相同的cache line.這樣2個位置相同的obj都要頻繁訪問，比較容易使cache來回刷新，效率降低。

著色就是在第二個slab的起始位置空一個cache line出來，這樣2個slab每個obj對應的cache錯開一個，這樣2個位置相同的obj即使頻繁訪問，也不會用一個相同cache line。

但是這種方法也是有限的，2個slab里面的obj對象的訪問比較隨即，不能保證哪兩個在一個cache line 里。

四、slab內存的申請

內核代碼中通過slab分配對象的函數時kmem_cachep_alloc()，實質上***調用的函數是____cache_alloc()，其相應源碼解析如下：

static inline void *____cache_alloc(struct kmem_cache *cachep, gfp_t flags)   {       void *objp;       struct array_cache *ac;          check_irq_off();       //通過進程所在的cpu的id獲取slab的本地高速緩存       ac = cpu_cache_get(cachep);       //本地高速緩存中是否有空閑的slab對象       if (likely(ac->avail)) {           //有空閑對象的話，從本地高速緩存數組上取一個空閑的對象來使用           STATS_INC_ALLOCHIT(cachep);           //標記一下該本地高速緩存最近被使用過           ac->touched = 1;           //從數組的***面先取一個未使用的對象，HOHO           objp = ac->entry[--ac->avail];       } else {           STATS_INC_ALLOCMISS(cachep);           //本地高速緩存中已經沒有空閑對象，需要填充本地高速緩存           objp = cache_alloc_refill(cachep, flags);       }       return objp;   }          cache_alloc_refill()用來填充本地高速緩存，也是slab分配精華的地方，代碼解析如下：   static void *cache_alloc_refill(struct kmem_cache *cachep, gfp_t flags)   {       int batchcount;       struct kmem_list3 *l3;       struct array_cache *ac;          check_irq_off();       //根據cpu id得到slab本地高速緩存的數據結構       ac = cpu_cache_get(cachep);   retry:       //batchcount記錄了此次需要填充多少個空閑對象       batchcount = ac->batchcount;       if (!ac->touched && batchcount > BATCHREFILL_LIMIT) {           batchcount = BATCHREFILL_LIMIT;       }       //獲取到相對應的內存節點上的slab鏈表kmem_list3,每個內存節點都有自己的一套空閑，部分空閑，非空閑slab鏈表       //因為相應cpu訪問自己所屬的內存節點的速度是最快的       l3 = cachep->nodelists[numa_node_id()];          BUG_ON(ac->avail > 0 || !l3);       spin_lock(&l3->list_lock);          //從本地共享高速緩存中往本地高速緩存中填充空閑對象，要注意對于numa       //系統來說，往本地高速緩存上填充的空閑對象也都是該內存節點上的空閑對象       if (l3->shared && transfer_objects(ac, l3->shared, batchcount))           goto alloc_done;          while (batchcount > 0) {           struct list_head *entry;           struct slab *slabp;           //先從部分空閑的slab里面分配空閑對象，保留完全空閑的slab，因為空閑的           //slab在內存不足時是可以回收的           entry = l3->slabs_partial.next;           //如果沒有了部分空閑的slab，就只能去完全空閑的slab中分配了           if (entry == &l3->slabs_partial) {               l3->free_touched = 1;               entry = l3->slabs_free.next;               //如果完全空閑的slab也沒有了，就必須要為slab高速緩存分配新的slab了               if (entry == &l3->slabs_free)                   goto must_grow;           }              slabp = list_entry(entry, struct slab, list);           check_slabp(cachep, slabp);           check_spinlock_acquired(cachep);           //從slab中分配空閑對象，直到slab中空閑對象不存在了，或者已經分配           //了足夠的空閑對象了           while (slabp->inuse < cachep->num && batchcount--) {               STATS_INC_ALLOCED(cachep);               STATS_INC_ACTIVE(cachep);               STATS_SET_HIGH(cachep);               //此處獲取空閑對象               ac->entry[ac->avail++] = slab_get_obj(cachep, slabp,                                   numa_node_id());           }           check_slabp(cachep, slabp);              /* move slabp to correct slabp list: */           list_del(&slabp->list);           //若相應slab的空閑內存分配完畢，將其掛入slabs_full的slab鏈表中           if (slabp->free == BUFCTL_END)               list_add(&slabp->list, &l3->slabs_full);           else               list_add(&slabp->list, &l3->slabs_partial);       }      must_grow:       l3->free_objects -= ac->avail;   alloc_done:       spin_unlock(&l3->list_lock);       //沒有分配到任何的對象       if (unlikely(!ac->avail)) {           int x;           //為高速緩存申請新的slab           x = cache_grow(cachep, flags, numa_node_id());              /* cache_grow can reenable interrupts, then ac could change. */           ac = cpu_cache_get(cachep);           if (!x && ac->avail == 0)    /* no objects in sight? abort */               return NULL;           //重新從頭填充本地高速緩存           if (!ac->avail)      /* objects refilled by interrupt? */               goto retry;       }       ac->touched = 1;       //返回本地高速緩存***一個空閑對象的地址       return ac->entry[--ac->avail];   }

五、slab內存的釋放

slab內存的釋放在函數kmem_cache_free()中，主要處理部分在__cache_free()函數中，其代碼解析如下：

static inline void __cache_free(struct kmem_cache *cachep, void *objp)   {       struct array_cache *ac = cpu_cache_get(cachep);       check_irq_off();       objp = cache_free_debugcheck(cachep, objp, __builtin_return_address(0));       if (cache_free_alien(cachep, objp))           return;       //本地高速緩存可用的空閑對象尚未達到限制，將空閑對象放入本地高速緩存       if (likely(ac->avail < ac->limit)) {           STATS_INC_FREEHIT(cachep);           ac->entry[ac->avail++] = objp;           return;       } else {           //cache_flusharray()會將本地高速緩存的一些空閑對象放入到slab中           cache_flusharray(cachep, ac);           ac->entry[ac->avail++] = objp;       }   }      static void cache_flusharray(struct kmem_cache *cachep, struct array_cache *ac)   {       int batchcount;       struct kmem_list3 *l3;       int node = numa_node_id();       //一次應該將batchcount個空閑對象歸還到slab中       batchcount = ac->batchcount;       check_irq_off();       //得到對應內存節點的slab list3,上面記錄著該節點的slab鏈表       l3 = cachep->nodelists[node];       spin_lock(&l3->list_lock);       //優先先歸還到本地共享高速緩存中，注意本地共享高速緩存中的       //空閑對象是僅供該內存節點上的各個cpu分配使用的，這樣可以使內存訪問的效率***。       if (l3->shared) {           struct array_cache *shared_array = l3->shared;           int max = shared_array->limit - shared_array->avail;           if (max) {               if (batchcount > max)                   batchcount = max;               //將batchcount個數組元素copy到本地高速緩存中               memcpy(&(shared_array->entry[shared_array->avail]),                      ac->entry, sizeof(void *) * batchcount);               shared_array->avail += batchcount;               goto free_done;           }       }       //在沒有本地高速緩存的情況下，釋放回slab中       free_block(cachep, ac->entry, batchcount, node);   free_done:       spin_unlock(&l3->list_lock);       ac->avail -= batchcount;       //將刪除后剩下的空閑對象往前移動一下，hoho,可能還剩下些空閑對象       memmove(ac->entry, &(ac->entry[batchcount]), sizeof(void *)*ac->avail);   }      static void free_block(struct kmem_cache *cachep, void **objpp, int nr_objects,                  int node)   {       int i;       struct kmem_list3 *l3;          for (i = 0; i < nr_objects; i++) {           void *objp = objpp[i];           struct slab *slabp;           //先從對象獲取到其所在的page，再從page得到其所屬的slab           //page->lru.prev中記錄了page所屬的slab           slabp = virt_to_slab(objp);           l3 = cachep->nodelists[node];           list_del(&slabp->list);           check_spinlock_acquired_node(cachep, node);           check_slabp(cachep, slabp);           //放入對應的slab           slab_put_obj(cachep, slabp, objp, node);           STATS_DEC_ACTIVE(cachep);           l3->free_objects++;           check_slabp(cachep, slabp);              /* fixup slab chains */           //slab所有的對象都已經被歸還           if (slabp->inuse == 0) {               //slab高速緩存的空閑對象數超過了限制，可以釋放掉該slab，以               //釋放其所占有的內存               if (l3->free_objects > l3->free_limit) {                   l3->free_objects -= cachep->num;                   slab_destroy(cachep, slabp);               } else {                   //加入到完全空閑slab鏈表中                   list_add(&slabp->list, &l3->slabs_free);               }           } else {               //加入到部分空閑的slab鏈表中               list_add_tail(&slabp->list, &l3->slabs_partial);           }       }   }

讀到這里，這篇“Linux內存管理中的slab緩存怎么實現”文章已經介紹完畢，想要掌握這篇文章的知識點還需要大家自己動手實踐使用過才能領會，如果想了解更多相關內容的文章，歡迎關注億速云行業資訊頻道。