Linux内存管理之slab分配器分析(续五)

九：几点补充：
1: Slab中使用的页面都会加上“PG_slab”标志，以跟一般的页面区别。另外，在释放内存的时候，经常需要用到从页面到slab的对应转换关系。那是怎样标识的呢？
关于标志：
注意有以下代码：
static void *kmem_getpages(kmem_cache_t *cachep, int flags, int nodeid)
{
……
while (i--) {
//为分得的每一个页面设置PG_slab标志
SetPageSlab(page);
page++;
}
……
}
关于从页面到slab的转换：
向伙伴系统请求内存
static int cache_grow (kmem_cache_t * cachep, int flags)
{
……
//请求内存过后，设置内存属性
set_slab_attr(cachep, slabp, objp);
……
}
static void set_slab_attr(kmem_cache_t *cachep, struct slab *slabp, void *objp)
{
int i;
struct page *page;
//计算页面总数
i = 1 << cachep->gfporder;
//虚拟地址转换成相应页面
page = virt_to_page(objp);
do {
// #define SET_PAGE_CACHE(pg,x) ((pg)->lru.next = (struct list_head *)(x))
SET_PAGE_CACHE(page, cachep);
#define SET_PAGE_SLAB(pg,x) ((pg)->lru.prev = (struct list_head *)(x))
SET_PAGE_SLAB(page, slabp);
page++;
} while (--i);
}
从上面的函数可以看出，pg->lru.next指向它所在的cache pg->lru.prev指向它所在slab
在代码中，用slabp = GET_PAGE_SLAB(virt_to_page(objp))来计算对象所在的slab
GET_PAGE_SLAB定义如下：
#define GET_PAGE_SLAB(pg) ((struct slab *)(pg)->lru.prev)
所以，只要直接取pg的lru.prev即可。
Slab的这部份设计很高效，很巧妙
2:在上述代码中，经常用到slab_bufctl的操作，下面就来详细分析一下：
先来看下cache中的slab大小的计算。即cache的slab_size字段：
kmem_cache_t * kmem_cache_create (const char *name, size_t size, size_t align,
unsigned long flags, void (*ctor)(void*, kmem_cache_t *, unsigned long),
void (*dtor)(void*, kmem_cache_t *, unsigned long))
{
……
slab_size = ALIGN(cachep->num*sizeof(kmem_bufctl_t) + sizeof(struct slab), align);
……
}
Cachep->num:slab中的object个数
从上面可以看到，slab_size已经包括了num个kmem_bufctl_t大小，也可以理解成有num个元素的kmem_bufctl_t数组。实际上kmem_bufctl_t又被定义为：unsigned short
typedef unsigned short kmem_bufctl_t;
slab_bufctl（）用来计算kmem_bufctl_t数组的首地址。代码如下：
static inline kmem_bufctl_t *slab_bufctl(struct slab *slabp)
{
return (kmem_bufctl_t *)(slabp+1);
}
我们接着看一下，kmem_bufctl_t数组如何被初始化。初始化是在新增一个slab 的时候，看下相应的代码：
static int cache_grow (kmem_cache_t * cachep, int flags)
{
…
cache_init_objs(cachep, slabp, ctor_flags);
….
}
在对每个对象初始化的时候：
static void cache_init_objs (kmem_cache_t * cachep,
struct slab * slabp, unsigned long ctor_flags)
{
int i;
//i为页面在slab中的序号
for (i = 0; i < cachep->num; i++) {
void* objp = slabp->s_mem+cachep->objsize*i;
……
……
slab_bufctl(slabp)[i] = i+1;
}
slab_bufctl(slabp)[i-1] = BUFCTL_END;
slabp->free = 0;
}
初始化之后，kmem_bufctl_t数组中的值如下图所示：



从上面的分析可以看到，slab中的free字段与kmem_bufctl_t数组中的值会错开一个值。
再来看从slab中分配对象的时候：
static void* cache_alloc_refill(kmem_cache_t* cachep, int flags)
{
while (slabp->inuse < cachep->num && batchcount--) {
……
//取当前free值
ac_entry(ac)[ac->avail++] = slabp->s_mem + slabp->free*cachep->objsize;
slabp->inuse++;
//使free指向下一项.下一项的值即为数组中的free项
next = slab_bufctl(slabp)[slabp->free];
slabp->free = next;
}
……

}
释放对像的时候：
static void free_block(kmem_cache_t *cachep, void **objpp, int nr_objects)
{
……
slab_bufctl(slabp)[objnr] = slabp->free;
slabp->free = objnr;
……

}
结合上面的初始化可以看到，有这样的一个规律：
kmem_bufctl_t数组中的slabp->free项的值就是下一个空闲对像的序号。结合这一样就能很好的理解这一部份代码了
十：kmalloc()/kfree()的实现
Kmalloc/kfree的实现其实跟上面是所讨论的是一样的，所不同的是。上面讨论的是属于专用cache，这里所讨论的普通cache.也可以这样说：专用cache是从数据结构方面来管理内存的。普通cache是以大小来管理的。
我们在前面曾讨论过，slab分配器按大32*(2^0),32*(2^1),32*(2^2) ….32*(2^12)大小，共划分了13个区域。Kmalloc()根据所申请的数据大小，选择合适的cache分配内存
代码如下示：
void * __kmalloc (size_t size, int flags)
{
struct cache_sizes *csizep = malloc_sizes;
//取得相应大小的普通cache
for (; csizep->cs_size; csizep++) {
if (size > csizep->cs_size)
continue;
#if DEBUG
/* This happens if someone tries to call
* kmem_cache_create(), or kmalloc(), before
* the generic caches are initialized.
*/
BUG_ON(csizep->cs_cachep == NULL);
#endif
//按请求内类型从不同的cache中分配内存
//__cache_alloc这函数我们在上面已经详细的分析过了
return __cache_alloc(flags & GFP_DMA ?
csizep->cs_dmacachep : csizep->cs_cachep, flags);
}
return NULL;
}
Kfree的实现代码：
void kfree (const void *objp)
{
kmem_cache_t *c;
unsigned long flags;

if (!objp)
return;
local_irq_save(flags);
kfree_debugcheck(objp);
//取得对象所对应的CACHE
c = GET_PAGE_CACHE(virt_to_page(objp));
//从cache中释放object
//__cache_free这函数我们在前面已经分析过了
__cache_free(c, (void*)objp);
local_irq_restore(flags);
}
十一：总结：
Slab分配器中有很多值得仔细研读的代码。与2.4相比，2。6内核新增了两个缓冲结构，一个是AC，另一个是share。有效的缓减了对伙伴系统的压力