linux中slab与slub的实现区别

2023-12-13 05:05:24

整体上slub的实现比slab更清爽，连带着方便测试和debug

（另：slob分配器因维护困难已从linux代码中删除）

slab 与 slub 实现对比
SLABSLUB
cpu_cache上缓存的对象以slab中的某个对象为单位，批发到cpu_cache上以整个slab为单位装入cpu_cache上
cpu_cache结构struct array_cache

struct kmem_cache_cpu

是否支持着色以cacheline的长度为偏移单位(

colour_off

)，在将slab对齐到某个大小时，剩余的大小可以满足的cacheline的数量记为colour。每分配一个同类型的slab，就在对象的偏移上加(n％colour)×colour_off的偏移作为着色。		不支持（可能是认为没有意义）
cpu_cache上是否需要为不同node存一个结构需要不需要
alloc/free一个非本节点的slab分配的对象时的操作

alloc: 尝试从其它 node->shared 数组上划一部分对象装到自己的cpu_cache上。

free: 将非本node的对象放在 本node->alien 上，在flush时还回去

alloc: 直接从其它node分配整个slab

free: slab使用期间即使自己的node有了内存，也不会将slab还回去，要等到slab上对象全释放后才可能还回去

slab的轮转类型

三种：full, partial, free

存在kmem_cache_node上

两种：full, partial

存在存在kmem_cache_node上，另外

kmem_cache_cpu本身上存有freeze的slab(kmem_cache_cpu->partial)

slab管理结构

用一个数组来标记下一个free的节点在哪里，这个数组有三种可能的地方：

CFLGS_OBJFREELIST_SLAB：所有index的长度不到一个对象的长度，随机选一个对象的位置作为freeindex数组的位置

CFLGS_OFF_SLAB：额外分配内存作为free index数组，条件是剩余的大小不能装下整个free index数组

CFLGS_ON_SLAB：取 slab 的前面部分作为free index数组的位置

在个slab对象的后面装一个index。
?
从freelist上取对象的过程数组形式组织直接返回

array_cache->entry[--array_cache->avail]

由于freelist是类似链表的形式，无法保证原子性，可能需要多次尝试无锁地cas 操作（先取一个free object，再更新下一个free的index，cas查看是否更新成功）。
自举初始化过程初始化前后的分配过程写在一起set_up_node逻辑分开写更清晰
cache对象的清理有定时器触发(见：__initcall(cpucache_init))需要手工触发

文章来源:https://blog.csdn.net/qq_37517281/article/details/134832642
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