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本文源码部分基于内核 5.4 版本讨论
在经过上篇文章 《从内核源码看 slab 内存池的创建初始化流程》 的介绍之后，我们最终得到下面这幅 slab cache 的完整架构图：
本文笔者将带大家继续从内核源码的角度继续拆解 slab cache 的实现细节，接下来笔者会基于上面这幅 slab cache 完整架构图，详细介绍一下 slab cache 是如何进行内存分配的。
1. slab cache 如何分配内存
当我们使用 fork() 系统调用创建进程的时候，内核需要为进程创建 task_struct 结构，struct task_struct 是内核中的核心数据结构，当然也会有专属的 slab cache 来进行管理，task_struct 专属的 slab cache 为 task_struct_cachep。
下面笔者就以内核从 task_struct_cachep 中申请 task_struct 对象为例，为大家剖析 slab cache 分配内存的整个源码实现。
内核通过定义在文件 /kernel/fork.c 中的 dup_task_struct 函数来为进程申请
task_struct 结构并初始化。
static struct task_struct *dup_task_struct(struct task_struct *orig, int node) { ........... struct task_struct *tsk; // 从 task_struct 对象专属的 slab cache 中申请 task_struct 对象 tsk = alloc_task_struct_node(node); ........... } // task_struct 对象专属的 slab cache static struct kmem_cache *task_struct_cachep; static inline struct task_struct *alloc_task_struct_node(int node) { // 利用 task_struct_cachep 动态分配 task_struct 对象 return kmem_cache_alloc_node(task_struct_cachep, GFP_KERNEL, node); } 内核中通过 kmem_cache_alloc_node 函数要求 slab cache 从指定的 NUMA 节点中分配对象。
// 定义在文件：/mm/slub.c void *kmem_cache_alloc_node(struct kmem_cache *s, gfp_t gfpflags, int node) { void *ret = slab_alloc_node(s, gfpflags, node, _RET_IP_); return ret; } 
static __always_inline void *slab_alloc_node(struct kmem_cache *s, gfp_t gfpflags, int node, unsigned long addr) { // 用于指向分配成功的对象 void *object; // slab cache 在当前 cpu 下的本地 cpu 缓存 struct kmem_cache_cpu *c; // object 所在的内存页 struct page *page; // 当前 cpu 编号 unsigned long tid; redo: // slab cache 首先尝试从当前 cpu 本地缓存 kmem_cache_cpu 中获取空闲对象 // 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); // 如果开启了 CONFIG_PREEMPT 表示允许优先级更高的进程抢占当前 cpu // 如果发生抢占，当前进程可能被重新调度到其他 cpu 上运行，所以需要检查此时运行当前进程的 cpu tid 是否与刚才获取的 cpu 本地缓存一致 // 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))); // 从 slab cache 的 cpu 本地缓存 kmem_cache_cpu 中获取缓存的 slub 空闲对象列表 // 这里的 freelist 指向本地 cpu 缓存的 slub 中第一个空闲对象 object = c->freelist; // 获取本地 cpu 缓存的 slub，这里用 page 表示，如果是复合页，这里指向复合页的首页 head page page = c->page; if (unlikely(!object || !node_match(page, node))) { // 如果 slab cache 的 cpu 本地缓存中已经没有空闲对象了 // 或者 cpu 本地缓存中的 slub 并不属于我们指定的 NUMA 节点 // 那么我们就需要进入慢速路径中分配对象: // 1. 检查 kmem_cache_cpu 的 partial 列表中是否有空闲的 slub // 2. 检查 kmem_cache_node 的 partial 列表中是否有空闲的 slub // 3. 如果都没有，则只能重新到伙伴系统中去申请内存页 object = __slab_alloc(s, gfpflags, node, addr, c); // 统计 slab cache 的状态信息，记录本次分配走的是慢速路径 slow path stat(s, ALLOC_SLOWPATH); } else { // 走到该分支表示，slab cache 的 cpu 本地缓存中还有空闲对象，直接分配 // 快速路径 fast path 下分配成功，从当前空闲对象中获取下一个空闲对象指针 next_object void *next_object = get_freepointer_safe(s, object); // 更新 kmem_cache_cpu 结构中的 freelist 指向 next_object if (unlikely(!this_cpu_cmpxchg_double( s->cpu_slab->freelist, s->cpu_slab->tid, object, tid, next_object, next_tid(tid)))) { note_cmpxchg_failure("slab_alloc", s, tid); goto redo; } // cpu 预取 next_object 的 freepointer 到 cpu 高速缓存，加快下一次分配对象的速度 prefetch_freepointer(s, next_object); stat(s, ALLOC_FASTPATH); } // 如果 gfpflags 掩码中设置了 __GFP_ZERO，则需要将对象所占的内存初始化为零值 if (unlikely(slab_want_init_on_alloc(gfpflags, s)) && object) memset(object, 0, s->object_size); // 返回分配好的对象 return object; } 2. slab cache 的快速分配路径
正如笔者在前边文章 《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》 中的 “ 7. slab 内存分配原理 ” 小节里介绍的原理，slab cache 在最开始会进入 fastpath 分配对象，也就是说首先会从 cpu 本地缓存 kmem_cache_cpu->freelist 中获取对象。
在获取 kmem_cache_cpu 结构的时候需要保证这个 cpu 本地缓存是属于当前执行进程的 cpu。
在开启了 CONFIG_PREEMPT 的情况下，内核是允许优先级更高的进程抢占当前 cpu 的，当发生 cpu 抢占之后，进程会被内核重新调度到其他 cpu 上执行，这样一来，进程在被抢占之前获取到的 kmem_cache_cpu 就与当前执行进程 cpu 的 kmem_cache_cpu 不一致了。
内核在 slab_alloc_node 函数开始的地方通过在 do..while 循环中不断判断两者的 tid 是否一致来保证这一点。
随后内核会通过 kmem_cache_cpu->freelist 来获取 cpu 缓存 slab 中的第一个空闲对象。
如果当前 cpu 缓存 slab 是空的（没有空闲对象可供分配）或者该 slab 所在的 NUMA 节点并不是我们指定的。那么就会通过 __slab_alloc 进入到慢速分配路径 slowpath 中。
如果当前 cpu 缓存 slab 有空闲的对象并且 slab 所在的 NUMA 节点正是我们指定的，那么将当前 kmem_cache_cpu->freelist 指向的第一个空闲对象从 slab 中拿出，并分配出去。
随后通过 get_freepointer_safe 获取当前分配对象的 freepointer 指针（指向其下一个空闲对象），然后将 kmem_cache_cpu->freelist 更新为 freepointer （指向的下一个空闲对象）。
// slub 中的空闲对象中均保存了下一个空闲对象的指针 free_pointer // free_pointor 在 object 中的位置由 kmem_cache 结构的 offset 指定 static inline void *get_freepointer_safe(struct kmem_cache *s, void *object) { // freepointer 在 object 内存区域的起始地址 unsigned long freepointer_addr; // 指向下一个空闲对象的 free_pontier void *p; // free_pointer 位于 object 起始地址的 offset 偏移处 freepointer_addr = (unsigned long)object + s->offset; // 获取 free_pointer 指向的地址（下一个空闲对象） probe_kernel_read(&p, (void **)freepointer_addr, sizeof(p)); // 返回下一个空闲对象地址 return freelist_ptr(s, p, freepointer_addr); } 3. slab cache 的慢速分配路径
static void *__slab_alloc(struct kmem_cache *s, gfp_t gfpflags, int node, unsigned long addr, struct kmem_cache_cpu *c) { void *p; unsigned long flags; // 关闭 cpu 中断，防止并发访问 local_irq_save(flags); #ifdef CONFIG_PREEMPT // 当开启了 CONFIG_PREEMPT，表示允许其他进程抢占当前 cpu // 运行进程的当前 cpu 可能会被其他优先级更高的进程抢占，当前进程可能会被调度到其他 cpu 上 // 所以这里需要重新获取 slab cache 的 cpu 本地缓存 c = this_cpu_ptr(s->cpu_slab); #endif // 进入 slab cache 的慢速分配路径 p = ___slab_alloc(s, gfpflags, node, addr, c); // 恢复 cpu 中断 local_irq_restore(flags); return p; } 内核为了防止 slab cache 在慢速路径下的并发安全问题，在进入 slowpath 之前会把中断关闭掉，并重新获取 cpu 本地缓存。这样做的目的是为了防止再关闭中断之前，进程被抢占，调度到其他 cpu 上。
static void *___slab_alloc(struct kmem_cache *s, gfp_t gfpflags, int node, unsigned long addr, struct kmem_cache_cpu *c) { // 指向 slub 中可供分配的第一个空闲对象 void *freelist; // 空闲对象所在的 slub （用 page 表示） struct page *page; // 从 slab cache 的本地 cpu 缓存中获取缓存的 slub page = c->page; if (!page) // 如果缓存的 slub 中的对象已经被全部分配出去，没有空闲对象了 // 那么就会跳转到 new_slab 分支进行降级处理走慢速分配路径 goto new_slab; redo: // 这里需要再次检查 slab cache 本地 cpu 缓存中的 freelist 是否有空闲对象 // 因为当前进程可能被中断，当重新调度之后，其他进程可能已经释放了一些对象到缓存 slab 中 // freelist 可能此时就不为空了，所以需要再次尝试一下 freelist = c->freelist; if (freelist) // 从 cpu 本地缓存中的 slub 中直接分配对象 goto load_freelist; // 本地 cpu 缓存的 slub 用 page 结构来表示，这里是检查 page 结构的 freelist 是否还有空闲对象 // c->freelist 表示的是本地 cpu 缓存的空闲对象列表，刚我们已经检查过了 // 现在我们检查的 page->freelist ，它表示由其他 cpu 所释放的空闲对象列表 // 因为此时有可能其他 cpu 又释放了一些对象到 slub 中这时 slub 对应的 page->freelist 不为空，可以直接分配 freelist = get_freelist(s, page); // 注意这里的 freelist 已经变为 page->freelist ，并不是 c->freelist; if (!freelist) { // 此时 cpu 本地缓存的 slub 里的空闲对象已经全部耗尽 // slub 从 cpu 本地缓存中脱离，进入 new_slab 分支走慢速分配路径 c->page = NULL; stat(s, DEACTIVATE_BYPASS); goto new_slab; } stat(s, ALLOC_REFILL); load_freelist: // 被 slab cache 的 cpu 本地缓存的 slub 所属的 page 必须是 frozen 冻结状态，只允许本地 cpu 从中分配对象 VM_BUG_ON(!c->page->frozen); // kmem_cache_cpu 中的 freelist 指向被 cpu 缓存 slub 中第一个空闲对象 // 由于第一个空闲对象马上要被分配出去，所以这里需要获取下一个空闲对象更新 freelist c->freelist = get_freepointer(s, freelist); // 更新 slab cache 的 cpu 本地缓存分配对象时的全局 transaction id // 每当分配完一次对象，kmem_cache_cpu 中的 tid 都需要改变 c->tid = next_tid(c->tid); // 返回第一个空闲对象 return freelist; new_slab: ......... 进入 slowpath 分配对象 .......... } 在 slab cache 进入慢速路径之前，内核还需要再次检查本地 cpu 缓存的 slab 的存储容量，确保其真的没有空闲对象了。
如果本地 cpu 缓存的 slab 为空（ kmem_cache_cpu->page == null ），直接跳转到 new_slab 分支进入 slow path。
如果本地 cpu 缓存的 slab 不为空，那么需要再次检查 slab 中是否有空闲对象，这么做的目的是因为当前进程可能被中断，当重新调度之后，其他进程可能已经释放了一些对象到缓存 slab 中了，所以在进入 slowpath 之前还是有必要再次检查一下 kmem_cache_cpu->freelist。
如果碰巧，其他进程在当前进程被中断之后，已经释放了一些对象回缓存 slab 中了，那么就直接跳转至 load_freelist 分支，走 fastpath 路径，直接从缓存 slab (kmem_cache_cpu->freelist) 中分配对象，避免进入 slowpath。
load_freelist: // 更新 freelist，指向下一个空闲对象 c->freelist = get_freepointer(s, freelist); // 更新 tid c->tid = next_tid(c->tid); // 返回第一个空闲对象 return freelist; 如果 kmem_cache_cpu->freelist 还是为空，则需要再次检查 slab 本身的 freelist 是否空，注意这里指的是 struct page 结构中的 freelist。
struct page { // 指向内存页中第一个空闲对象 void *freelist; /* first free object */ // 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; } 大家读到这里一定会感觉非常懵，kmem_cache_cpu 结构中有一个 freelist，page 结构也有一个 freelist，懵逼的是这两个 freelist 均是指向 slab 中第一个空闲对象，它俩之间有什么差别吗？
事实上，这一块的确比较复杂，逻辑比较绕，所以笔者有必要详细的为大家说明一下，以解决大家心中的困惑。
首先，在 slab cache 的整个架构体系中的确存在两个 freelist：
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一个是 page->freelist，因为 slab 在内核中是使用 struct page 结构来表示的，所以 page->freelist 只是单纯的站在 slab 的视角来表示 slab 中的空闲对象列表，这里不考虑 slab 在 slab cache 架构中的位置。
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另一个是 kmem_cache_cpu->freelist，特指 slab 被 slab cache 的本地 cpu 缓存之后，slab 中的空闲对象链表。这里可以理解为 slab 中被 cpu 缓存的空闲对象。当 slab 被提升为 cpu 缓存之后，page->freeelist 直接赋值给 kmem_cache_cpu->freelist，然后 page->freeelist 置空。slab->frozen 设置为 1，表示 slab 被冻结在当前 cpu 的本地缓存中。
而 slab 一旦被当前 cpu 缓存，它的状态就变为了冻结状态（slab->frozen = 1），处于冻结状态下的 slab，当前 cpu 可以从该 slab 中分配或者释放对象，但是其他 cpu 只能释放对象到该 slab 中，不能从该 slab 中分配对象。
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如果一个 slab 被一个 cpu 缓存之后，那么这个 cpu 在该 slab 看来就是本地 cpu，当本地 cpu 释放对象回这个 slab 的时候会释放回 kmem_cache_cpu->freelist 链表中
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如果其他 cpu 想要释放对象回该 slab 时，其他 cpu 只能将对象释放回该 slab 的 page->freelist 中。
什么意思呢？笔者来举一个具体的例子为大家详细说明。
如下图所示，cpu1 在本地缓存了 slab1，cpu2 在本地缓存了 slab2，进程先从 slab1 中获取了一个对象，正常情况下如果进程一直在 cpu1 上运行的话，当进程释放该对象回 slab1 中时，会直接释放回 kmem_cache_cpu1->freelist 链表中。
但如果进程在 slab1 中获取完对象之后，被调度到了 cpu2 上运行，这时进程想要释放对象回 slab1 中时，就不能走快速路径了，因为 cpu2 本地缓存的是 slab2，所以 cpu2 只能将对象释放至 slab1->freelist 中。
这种情况下，在 slab1 的内部视角里，就有了两个 freelist 链表，它们的共同之处都是用于组织 slab1 中的空闲对象，但是 kmem_cache_cpu1->freelist 链表中组织的是缓存再 cpu1 本地的空闲对象，slab1->freelist 链表组织的是由其他 cpu 释放的空闲对象。
明白了这些，让我们再次回到 ___slab_alloc 函数的开始处，首先内核会在 slab cache 的本地 cpu 缓存 kmem_cache_cpu->freelist 中查找是否有空闲对象，如果这里没有，内核会继续到 page->freelist 中查看是否有其他 cpu 释放的空闲对象
如果两个 freelist 链表都没有空闲对象了，那就证明 slab cache 在当前 cpu 本地缓存中的 slab 已经为空了，将该 slab 从当前 cpu 本地缓存中脱离解冻，程序跳转到 new_slab 分支进入慢速分配路径。
// 查看 page->freelist 中是否有其他 cpu 释放的空闲对象 static inline void *get_freelist(struct kmem_cache *s, struct page *page) { // 用于存放要更新的 page 属性值 struct page new; unsigned long counters; void *freelist; do { // 获取 page 结构的 freelist，当其他 cpu 向 page 释放对象时 freelist 指向被释放的空闲对象 // 当 page 被 slab cache 的 cpu 本地缓存时，freelist 置为 null freelist = page->freelist; counters = page->counters; new.counters = counters; VM_BUG_ON(!new.frozen); // 更新 inuse 字段，表示 page 中的对象 objects 全部被分配出去了 new.inuse = page->objects; // 如果 freelist != null，表示其他 cpu 又释放了一些对象到 page 中 （slub）。 // 则 page->frozen = 1 , slub 依然冻结在 cpu 本地缓存中 // 如果 freelist == null,则 page->frozen = 0， slub 从 cpu 本地缓存中脱离解冻 new.frozen = freelist != NULL; // 最后 cas 原子更新 page 结构中的相应属性 // 这里需要注意的是，当 page 被 slab cache 本地 cpu 缓存时，page -> freelist 需要置空。 // 因为在本地 cpu 缓存场景下 page -> freelist 指向其他 cpu 释放的空闲对象列表 // kmem_cache_cpu->freelist 指向的是被本地 cpu 缓存的空闲对象列表 // 这两个列表中的空闲对象共同组成了 slub 中的空闲对象 } while (!__cmpxchg_double_slab(s, page, freelist, counters, NULL, new.counters, "get_freelist")); return freelist; } 3.1 从本地 cpu 缓存 partial 列表中分配
内核经过在 redo 分支的检查，现在已经确认了 slab cache 在当前 cpu 本地缓存的 slab 已经没有任何可供分配的空闲对象了。
下面内核正式进入到 slowpath 开始分配对象，首先内核会到本地 cpu 缓存的 partial 列表中去查看是否有一个 slab 可以分配对象。这里内核会从 partial 列表中的头结点开始遍历直到找到一个可以满足分配的 slab 出来。
随后内核会将该 slab 从 partial 列表中摘下，直接提升为新的本地 cpu 缓存，这样一来 slab cache 的本地 cpu 缓存就被更新了，内核通过 kmem_cache_cpu->freelist 指针将缓存 slab 中的第一个空闲对象分配出去，随后更新 kmem_cache_cpu->freelist 指向 slab 中的下一个空闲对象。
static void *___slab_alloc(struct kmem_cache *s, gfp_t gfpflags, int node, unsigned long addr, struct kmem_cache_cpu *c) { ............ 检查本地 cpu 缓存是否为空 ........... redo: ............ 再次确认 kmem_cache_cpu->freelist 中是否有空闲对象 ........... ............ 再次确认 page->freelist 中是否有空闲对象 ........... load_freelist: ............ 回到 fastpath 直接从 freelist 中分配对象 ........... new_slab: // 查看 kmem_cache_cpu->partial 链表中是否有 slab 可供分配对象 if (slub_percpu_partial(c)) { // 获取 cpu 本地缓存 kmem_cache_cpu 的 partial 列表中的第一个 slub （用 page 表示） // 并将这个 slub 提升为 cpu 本地缓存中的 slub，赋值给 c->page page = c->page = slub_percpu_partial(c); // 将 partial 列表中第一个 slub （c->page）从 partial 列表中摘下 // 并将列表中的下一个 slub 更新为 partial 列表的头结点 slub_set_percpu_partial(c, page); // 更新状态信息，记录本次分配是从 kmem_cache_cpu 的 partial 列表中分配 stat(s, CPU_PARTIAL_ALLOC); // 重新回到 redo 分支，这下就可以从 page->freelist 中获取对象了 // 并且在 load_freelist 分支中将 page->freelist 更新到 c->freelist 中，page->freelist 设置为 null // 此时 slab cache 中的 cpu 本地缓存 kmem_cache_cpu 的 freelist 以及 page 就变为了 partial 列表中的 slub goto redo; } // 流程走到这里表示 slab cache 中的 cpu 本地缓存 partial 列表中也没有 slub 了 // 需要近一步降级到 numa node cache —— kmem_cache_node 中的 partial 列表去查找 // 如果还是没有，就只能去伙伴系统中申请新的 slub，然后分配对象 // 该函数为 slab cache 在慢速路径下分配对象的核心逻辑 freelist = new_slab_objects(s, gfpflags, node, &c); if (unlikely(!freelist)) { // 如果伙伴系统中无法分配 slub 所需的 page，那么就提示内存不足，分配失败，返回 null slab_out_of_memory(s, gfpflags, node); return NULL; } page = c->page; if (likely(!kmem_cache_debug(s) && pfmemalloc_match(page, gfpflags))) // 此时从 kmem_cache_node->partial 列表中获取的 slub // 或者从伙伴系统中重新申请的 slub 已经被提升为本地 cpu 缓存了 kmem_cache_cpu->page // 这里需要跳转到 load_freelist 分支，从本地 cpu 缓存 slub 中获取第一个对象返回 goto load_freelist; } 内核对 kmem_cache_cpu->partial 链表的相关操作：
// 定义在文件 /include/linux/slub_def.h 中 #ifdef CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL // 获取 slab cache 本地 cpu 缓存的 partial 列表 #define slub_percpu_partial(c) ((c)->partial) // 将 partial 列表中第一个 slub 摘下，提升为 cpu 本地缓存，用于后续快速分配对象 #define slub_set_percpu_partial(c, p) ({ slub_percpu_partial(c) = (p)->next; }) 如果 slab cache 本地 cpu 缓存 kmem_cache_cpu->partial 链表也是空的，接下来内核就只能到对应 NUMA 节点缓存中去分配对象了。
3.2 从 NUMA 节点缓存中分配
// slab cache 慢速路径下分配对象核心逻辑 static inline void *new_slab_objects(struct kmem_cache *s, gfp_t flags, int node, struct kmem_cache_cpu **pc) { // 从 numa node cache 中获取到的空闲对象列表 void *freelist; // slab cache 本地 cpu 缓存 struct kmem_cache_cpu *c = *pc; // 分配对象所在的内存页 struct page *page; // 尝试从指定的 node 节点缓存 kmem_cache_node 中的 partial 列表获取可以分配空闲对象的 slub // 如果指定 numa 节点的内存不足，则会根据 cpu 访问距离的远近，进行跨 numa 节点分配 freelist = get_partial(s, flags, node, c); if (freelist) // 返回 numa cache 中缓存的空闲对象列表 return freelist; // 流程走到这里说明 numa cache 里缓存的 slub 也用尽了，无法找到可以分配对象的 slub 了 // 只能向底层伙伴系统重新申请内存页（slub），然后从新的 slub 中分配对象 page = new_slab(s, flags, node); // 将新申请的内存页 page （slub），缓存到 slab cache 的本地 cpu 缓存中 if (page) { // 获取 slab cache 的本地 cpu 缓存 c = raw_cpu_ptr(s->cpu_slab); // 刷新本地 cpu 缓存，将旧的 slub 缓存与 cpu 本地缓存解绑 if (c->page) flush_slab(s, c); // 将新申请的 slub 与 cpu 本地缓存绑定，page->freelist 赋值给 kmem_cache_cpu->freelist freelist = page->freelist; // 绑定之后 page->freelist 置空 // 现在新的 slub 中的空闲对象就已经缓存再了 slab cache 的本地 cpu 缓存中，后续就直接从这里分配了 page->freelist = NULL; stat(s, ALLOC_SLAB); // 将新申请的 slub 对应的 page 赋值给 kmem_cache_cpu->page c->page = page; *pc = c; } // 返回空闲对象列表 return freelist; } 内核首先会在 get_partial 函数中找到我们指定的 NUMA 节点缓存结构 kmem_cache_node ，然后开始遍历 kmem_cache_node->partial 链表直到找到一个可供分配对象的 slab。然后将这个 slab 提升为 slab cache 的本地 cpu 缓存，并从 kmem_cache_node->partial 链表中依次填充 slab 到 kmem_cache_cpu->partial。
如果我们指定的 NUMA 节点 kmem_cache_node->partial 链表也是空的，随后内核就会跨 NUMA 节点进行查找，按照访问距离由近到远，开始查找其他 NUMA 节点 kmem_cache_node->partial 链表。
如果还是不行，最后就只能通过 new_slab 函数到伙伴系统中重新申请一个 slab，并将这个 slab 提升为本地 cpu 缓存。
3.2.1 从 NUMA 节点缓存 partial 链表中查找
static void *get_partial(struct kmem_cache *s, gfp_t flags, int node, struct kmem_cache_cpu *c) { // 从指定 node 的 kmem_cache_node 缓存中的 partial 列表中获取到的对象 void *object; // 即将要所搜索的 kmem_cache_node 缓存对应 numa node int searchnode = node; // 如果我们指定的 numa node 已经没有空闲内存了，则选取访问距离最近的 numa node 进行跨节点内存分配 if (node == NUMA_NO_NODE) searchnode = numa_mem_id(); else if (!node_present_pages(node)) searchnode = node_to_mem_node(node); // 从 searchnode 的 kmem_cache_node 缓存中的 partial 列表中获取对象 object = get_partial_node(s, get_node(s, searchnode), c, flags); if (object || node != NUMA_NO_NODE) return object; // 如果 searchnode 对象的 kmem_cache_node 缓存中的 partial 列表是空的，没有任何可供分配的 slub // 那么继续按照访问距离，遍历 searchnode 之后的 numa node，进行跨节点内存分配 return get_any_partial(s, flags, c); } get_partial 函数的主要内容是选取合适的 NUMA 节点缓存，优先使用我们指定的 NUMA 节点，如果指定的 NUMA 节点中没有足够的内存，内核就会跨 NUMA 节点按照访问距离的远近，选取一个合适的 NUMA 节点。
然后通过 get_partial_node 在选取的 NUMA 节点缓存 kmem_cache_node->partial 链表中查找 slab。
/* * Try to allocate a partial slab from a specific node. */ static void *get_partial_node(struct kmem_cache *s, struct kmem_cache_node *n, struct kmem_cache_cpu *c, gfp_t flags) { // 接下来就会挨个遍历 kmem_cache_node 的 partial 列表中的 slub // 这两个变量用于临时存储遍历的 slub struct page *page, *page2; // 用于指向从 partial 列表 slub 中申请到的对象 void *object = NULL; // 用于记录 slab cache 本地 cpu 缓存 kmem_cache_cpu 中所缓存的空闲对象总数（包括 partial 列表） // 后续会向 kmem_cache_cpu 中填充 slub unsigned int available = 0; // 临时记录遍历到的 slub 中包含的剩余空闲对象个数 int objects; spin_lock(&n->list_lock); // 开始挨个遍历 kmem_cache_node 的 partial 列表，获取 slub 用于分配对象以及填充 kmem_cache_cpu list_for_each_entry_safe(page, page2, &n->partial, slab_list) { void *t; // page 表示当前遍历到的 slub，这里会从该 slub 中获取空闲对象赋值给 t // 并将 slub 从 kmem_cache_node 的 partial 列表上摘下 t = acquire_slab(s, n, page, object == NULL, &objects); // 如果 t 是空的，说明 partial 列表上已经没有可供分配对象的 slub 了 // slub 都满了，退出循环，进入伙伴系统重新申请 slub if (!t) break; // objects 表示当前 slub 中包含的剩余空闲对象个数 // available 用于统计目前遍历的 slub 中所有空闲对象个数 // 后面会根据 available 的值来判断是否继续填充 kmem_cache_cpu available += objects; if (!object) { // 第一次循环会走到这里，第一次循环主要是满足当前对象分配的需求 // 将 partila 列表中第一个 slub 缓存进 kmem_cache_cpu 中 c->page = page; stat(s, ALLOC_FROM_PARTIAL); object = t; } else { // 第二次以及后面的循环就会走到这里，目的是从 kmem_cache_node 的 partial 列表中 // 摘下 slub，然后填充进 kmem_cache_cpu 的 partial 列表里 put_cpu_partial(s, page, 0); stat(s, CPU_PARTIAL_NODE); } // 这里是用于判断是否继续填充 kmem_cache_cpu 中的 partial 列表 // kmem_cache_has_cpu_partial 用于判断 slab cache 是否配置了 cpu 缓存的 partial 列表 // 配置了 CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL 选项意味着开启 kmem_cache_cpu 中的 partial 列表，没有配置的话， cpu 缓存中就不会有 partial 列表 // kmem_cache_cpu 中缓存被填充之后的空闲对象个数（包括 partial 列表）不能超过 ( kmem_cache 结构中 cpu_partial 指定的个数 / 2 ) if (!kmem_cache_has_cpu_partial(s) || available > slub_cpu_partial(s) / 2) // kmem_cache_cpu 已经填充满了，就退出循环，停止填充 break; } spin_unlock(&n->list_lock); return object; } get_partial_node 函数通过遍历 NUMA 节点缓存结构 kmem_cache_node->partial 链表主要做两件事情：
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将第一个遍历到的 slab 从 partial 链表中摘下，提升为本地 cpu 缓存 kmem_cache_cpu->page。
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继续遍历 partial 链表，后面遍历到的 slab 会填充进本地 cpu 缓存 kmem_cache_cpu->partial 链表中，直到当前 cpu 缓存的所有空闲对象数目 available （既包括 kmem_cache_cpu->page 中的空闲对象也包括 kmem_cache_cpu->partial 链表中的空闲对象）超过了
kmem_cache->cpu_partial / 2的限制。
现在 slab cache 的本地 cpu 缓存已经被填充好了，随后内核会从 kmem_cache_cpu->freelist 中分配一个空闲对象出来给进程使用。
3.2.2 从 NUMA 节点缓存 partial 链表中将 slab 摘下
// 从 kmem_cache_node 的 partial 列表中摘下一个 slub 分配对象 // 随后将摘下的 slub 放入 cpu 本地缓存 kmem_cache_cpu 中缓存，后续分配对象直接就会 cpu 缓存中分配 static inline void *acquire_slab(struct kmem_cache *s, struct kmem_cache_node *n, struct page *page, int mode, int *objects) { void *freelist; unsigned long counters; struct page new; lockdep_assert_held(&n->list_lock); // page 表示即将从 kmem_cache_node 的 partial 列表摘下的 slub // 获取 slub 中的空闲对象列表 freelist freelist = page->freelist; counters = page->counters; new.counters = counters; // objects 存放该 slub 中还剩多少空闲对象 *objects = new.objects - new.inuse; // mode = true 表示将 slub 摘下之后填充到 kmem_cache_cpu 缓存中 // mode = false 表示将 slub 摘下之后填充到 kmem_cache_cpu 缓存的 partial 列表中 if (mode) { new.inuse = page->objects; new.freelist = NULL; } else { new.freelist = freelist; } // slub 放入 kmem_cache_cpu 之后需要冻结，其他 cpu 不能从这里分配对象，只能释放对象 new.frozen = 1; // 更新 slub （page表示）中的 freelist 和 counters if (!__cmpxchg_double_slab(s, page, freelist, counters, new.freelist, new.counters, "acquire_slab")) return NULL; // 将 slub （page表示）从 kmem_cache_node 的 partial 列表上摘下 remove_partial(n, page); // 返回 slub 中的空闲对象列表 return freelist; } 3.3 从伙伴系统中重新申请 slab
假设 slab cache 当前的架构如上图所示，本地 cpu 缓存 kmem_cache_cpu->page 为空，kmem_cache_cpu->partial 为空，kmem_cache_node->partial 链表也为空，比如 slab cache 在刚刚被创建出来的时候就是这个架构。
在这种情况下，内核就需要通过 new_slab 函数到伙伴系统中申请一个新的 slab，填充到 slab cache 的本地 cpu 缓存 kmem_cache_cpu->page 中。
static struct page *new_slab(struct kmem_cache *s, gfp_t flags, int node) { return allocate_slab(s, flags & (GFP_RECLAIM_MASK | GFP_CONSTRAINT_MASK), node); } static struct page *allocate_slab(struct kmem_cache *s, gfp_t flags, int node) { // 用于指向从伙伴系统中申请到的内存页 struct page *page; // kmem_cache 结构的中的 kmem_cache_order_objects oo，表示该 slub 需要多少个内存页，以及能够容纳多少个对象 // kmem_cache_order_objects 的高 16 位表示需要的内存页个数，低 16 位表示能够容纳的对象个数 struct kmem_cache_order_objects oo = s->oo; // 控制向伙伴系统申请内存的行为规范掩码 gfp_t alloc_gfp; void *start, *p, *next; int idx; bool shuffle; // 向伙伴系统申请 oo 中规定的内存页 page = alloc_slab_page(s, alloc_gfp, node, oo); if (unlikely(!page)) { // 如果伙伴系统无法满足正常情况下 oo 指定的内存页个数 // 那么这里再次尝试用 min 中指定的内存页个数向伙伴系统申请内存页 // min 表示当内存不足或者内存碎片的原因无法满足内存分配时，至少要保证容纳一个对象所使用内存页个数 oo = s->min; alloc_gfp = flags; // 再次向伙伴系统申请容纳一个对象所需要的内存页（降级） page = alloc_slab_page(s, alloc_gfp, node, oo); if (unlikely(!page)) // 如果内存还是不足，则走到 out 分支直接返回 null goto out; stat(s, ORDER_FALLBACK); } // 初始化 slub 对应的 struct page 结构中的属性 // 获取 slub 可以容纳的对象个数 page->objects = oo_objects(oo); // 将 slub cache 与 page 结构关联 page->slab_cache = s; // 将 PG_slab 标识设置到 struct page 的 flag 属性中 // 表示该内存页 page 被 slub 所管理 __SetPageSlab(page); // 用 0xFC 填充 slub 中的内存，用于内核对内存访问越界检查 kasan_poison_slab(page); // 获取内存页对应的虚拟内存地址 start = page_address(page); // 在配置了 CONFIG_SLAB_FREELIST_RANDOM 选项的情况下 // 会在 slub 的空闲对象中以随机的顺序初始化 freelist 列表 // 返回值 shuffle = true 表示随机初始化 freelist，shuffle = false 表示按照正常的顺序初始化 freelist shuffle = shuffle_freelist(s, page); // shuffle = false 则按照正常的顺序来初始化 freelist if (!shuffle) { // 获取 slub 第一个空闲对象的真正起始地址 // slub 可能配置了 SLAB_RED_ZONE，这样会在 slub 对象内存空间两侧填充 red zone，防止内存访问越界 // 这里需要跳过 red zone 获取真正存放对象的内存地址 start = fixup_red_left(s, start); // 填充对象的内存区域以及初始化空闲对象 start = setup_object(s, page, start); // 用 slub 中的第一个空闲对象作为 freelist 的头结点，而不是随机的一个空闲对象 page->freelist = start; // 从 slub 中的第一个空闲对象开始，按照正常的顺序通过对象的 freepointer 串联起 freelist for (idx = 0, p = start; idx < page->objects - 1; idx++) { // 获取下一个对象的内存地址 next = p + s->size; // 填充下一个对象的内存区域以及初始化 next = setup_object(s, page, next); // 通过 p 的 freepointer 指针指向 next,设置 p 的下一个空闲对象为 next set_freepointer(s, p, next); // 通过循环遍历，就把 slub 中的空闲对象按照正常顺序串联在 freelist 中了 p = next; } // freelist 中的尾结点的 freepointer 设置为 null set_freepointer(s, p, NULL); } // slub 的初始状态 inuse 的值为所有空闲对象个数 page->inuse = page->objects; // slub 被创建出来之后，需要放入 cpu 本地缓存 kmem_cache_cpu 中 page->frozen = 1; out: if (!page) return NULL; // 更新 page 所在 numa 节点在 slab cache 中的缓存 kmem_cache_node 结构中的相关计数 // kmem_cache_node 中包含的 slub 个数加 1，包含的总对象个数加 page->objects inc_slabs_node(s, page_to_nid(page), page->objects); return page; } 内核在向伙伴系统申请 slab 之前，需要知道一个 slab 具体需要多少个物理内存页，而这些信息定义在 struct kmem_cache 结构中的 oo 属性中：
struct kmem_cache { // 其中低 16 位表示一个 slab 中所包含的对象总数，高 16 位表示一个 slab 所占有的内存页个数。 struct kmem_cache_order_objects oo; } 通过 oo 的高 16 位获取 slab 需要的物理内存页数，然后调用 alloc_pages 或者 __alloc_pages_node 向伙伴系统申请。
static inline struct page *alloc_slab_page(struct kmem_cache *s, gfp_t flags, int node, struct kmem_cache_order_objects oo) { struct page *page; unsigned int order = oo_order(oo); if (node == NUMA_NO_NODE) page = alloc_pages(flags, order); else page = __alloc_pages_node(node, flags, order); return page; } 关于 alloc_pages 函数分配物理内存页的详细过程，感兴趣的读者可以回看下 《深入理解 Linux 物理内存分配全链路实现》
如果当前 NUMA 节点中的空闲内存不足，或者由于内存碎片的原因导致伙伴系统无法满足 slab 所需要的内存页个数，导致分配失败。
那么内核会降级采用 kmem_cache->min 指定的尺寸，向伙伴系统申请只容纳一个对象所需要的最小内存页个数。
struct kmem_cache { // 当按照 oo 的尺寸为 slab 申请内存时，如果内存紧张，会采用 min 的尺寸为 slab 申请内存，可以容纳一个对象即可。 struct kmem_cache_order_objects min; } 如果伙伴系统仍然无法满足，那么就只能跨 NUMA 节点分配了。如果成功地向伙伴系统申请到了 slab 所需要的内存页 page。紧接着就会初始化 page 结构中与 slab 相关的属性。
通过 kasan_poison_slab 函数将 slab 中的内存用 0xFC 填充，用于 kasan 对于内存越界相关的检查。
// 定义在文件：/mm/kasan/kasan.h #define KASAN_KMALLOC_REDZONE 0xFC /* redzone inside slub object */ // 定义在文件：/mm/kasan/common.c void kasan_poison_slab(struct page *page) { unsigned long i; // slub 可能包含多个内存页 page，挨个遍历这些 page // 清除这些 page->flag 中的内存越界检查标记 // 表示当访问到这些内存页的时候临时禁止内存越界检查 for (i = 0; i < compound_nr(page); i++) page_kasan_tag_reset(page + i); // 用 0xFC 填充这些内存页的内存，用于内存访问越界检查 kasan_poison_shadow(page_address(page), page_size(page), KASAN_KMALLOC_REDZONE); } 最后会初始化 slab 中的 freelist 链表，将内存页中的空闲内存块通过 page->freelist 链表组织起来。
如果内核开启了 CONFIG_SLAB_FREELIST_RANDOM 选项，那么就会通过
shuffle_freelist 函数将内存页中空闲的内存块按照随机的顺序串联在 page->freelist 中。
如果没有开启，则会在 if (!shuffle) 分支中，按照正常的顺序初始化 page->freelist。
最后通过 inc_slabs_node 更新 NUMA 节点缓存 kmem_cache_node 结构中的相关计数。
struct kmem_cache_node { // slab 的个数 atomic_long_t nr_slabs; // 该 node 节点中缓存的所有 slab 中包含的对象总和 atomic_long_t total_objects; }; static inline void inc_slabs_node(struct kmem_cache *s, int node, int objects) { // 获取 page 所在 numa node 再 slab cache 中的缓存 struct kmem_cache_node *n = get_node(s, node); if (likely(n)) { // kmem_cache_node 中的 slab 计数加1 atomic_long_inc(&n->nr_slabs); // kmem_cache_node 中包含的总对象计数加 objects atomic_long_add(objects, &n->total_objects); } } 4. 初始化 slab freelist 链表
内核在对 slab 中的 freelist 链表初始化的时候，会有两种方式，一种是按照内存地址的顺序，一个一个的通过对象 freepointer 指针顺序串联所有空闲对象。
另外一种则是通过随机的方式，随机获取空闲对象，然后通过对象的 freepointer 指针将 slab 中的空闲对象按照随机的顺序串联起来。
考虑到顺序初始化 freelist 比较直观，为了方便大家的理解，笔者先为大家介绍顺序初始化的方式。
static struct page *allocate_slab(struct kmem_cache *s, gfp_t flags, int node) { // 获取 slab 的起始内存地址 start = page_address(page); // shuffle_freelist 随机初始化 freelist 链表，返回 false 表示需要顺序初始化 freelist shuffle = shuffle_freelist(s, page); // shuffle = false 则按照正常的顺序来初始化 freelist if (!shuffle) { // 获取 slub 第一个空闲对象的真正起始地址 // slub 可能配置了 SLAB_RED_ZONE，这样会在 slub 对象内存空间两侧填充 red zone，防止内存访问越界 // 这里需要跳过 red zone 获取真正存放对象的内存地址 start = fixup_red_left(s, start); // 填充对象的内存区域以及初始化空闲对象 start = setup_object(s, page, start); // 用 slub 中的第一个空闲对象作为 freelist 的头结点，而不是随机的一个空闲对象 page->freelist = start; // 从 slub 中的第一个空闲对象开始，按照正常的顺序通过对象的 freepointer 串联起 freelist for (idx = 0, p = start; idx < page->objects - 1; idx++) { // 获取下一个对象的内存地址 next = p + s->size; // 填充下一个对象的内存区域以及初始化 next = setup_object(s, page, next); // 通过 p 的 freepointer 指针指向 next,设置 p 的下一个空闲对象为 next set_freepointer(s, p, next); // 通过循环遍历，就把 slub 中的空闲对象按照正常顺序串联在 freelist 中了 p = next; } // freelist 中的尾结点的 freepointer 设置为 null set_freepointer(s, p, NULL); } } 内核在顺序初始化 slab 中的 freelist 之前，首先需要知道 slab 的起始内存地址 start，但是考虑到 slab 如果配置了 SLAB_RED_ZONE 的情况，那么在 slab 对象左右两侧，内核均会插入两段 red zone，为了防止内存访问越界。
所以在这种情况下，我们通过 page_address 获取到的只是 slab 的起始内存地址，正是 slab 中第一个空闲对象的左侧 red zone 的起始位置。
所以我们需要通过 fixup_red_left 方法来修正 start 位置，使其越过 slab 对象左侧的 red zone，指向对象内存真正的起始位置，如上图中所示。
void *fixup_red_left(struct kmem_cache *s, void *p) { // 如果 slub 配置了 SLAB_RED_ZONE，则意味着需要再 slub 对象内存空间两侧填充 red zone，防止内存访问越界 // 这里需要跳过填充的 red zone 获取真正的空闲对象起始地址 if (kmem_cache_debug(s) && s->flags & SLAB_RED_ZONE) p += s->red_left_pad; // 如果没有配置 red zone，则直接返回对象的起始地址 return p; } 当我们确定了对象的起始位置之后，对象所在的内存块也就确定了，随后调用 setup_object 函数来初始化内存块，这里会按照 slab 对象的内存布局进行填充相应的区域。
slab 对象详细的内存布局介绍，可以回看下笔者之前的文章 《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》 中的 “ 5. 从一个简单的内存页开始聊 slab ” 小节。
当初始化完对象的内存区域之后，slab 中的 freelist 指针就会指向这第一个已经被初始化好的空闲对象。
page->freelist = start; 随后通过 start + kmem_cache->size 顺序获取下一个空闲对象的起始地址，重复上述初始化对象过程。直到 slab 中的空闲对象全部串联在 freelist 中，freelist 中的最后一个空闲对象 freepointer 指向 null。
一般来说，都会使用顺序的初始化方式来初始化 freelist， 但出于安全因素的考虑，防止被攻击，会配置 CONFIG_SLAB_FREELIST_RANDOM 选项，这样就会使 slab 中的空闲对象以随机的方式串联在 freelist 中，无法预测。
在我们明白了 slab freelist 的顺序初始化方式之后，随机的初始化方式其实就很好理解了。
随机初始化和顺序初始化唯一不同的点在于，获取空闲对象起始地址的方式不同：
-
顺序初始化的方式是直接获取 slab 中第一个空闲对象的地址，然后通过
start + kmem_cache->size按照顺序一个一个地获取后面对象地址。 -
随机初始化的方式则是通过随机的方式获取 slab 中空闲对象，也就是说 freelist 中的头结点可能是 slab 中的第一个对象，也可能是第三个对象。后续也是通过这种随机的方式来获取下一个随机的空闲对象。
// 返回值为 true 表示随机的初始化 freelist，false 表示采用第一个空闲对象初始化 freelist static bool shuffle_freelist(struct kmem_cache *s, struct page *page) { // 指向第一个空闲对象 void *start; void *cur; void *next; unsigned long idx, pos, page_limit, freelist_count; // 如果没有配置 CONFIG_SLAB_FREELIST_RANDOM 选项或者 slub 容纳的对象个数小于 2 // 则无需对 freelist 进行随机初始化 if (page->objects < 2 || !s->random_seq) return false; // 获取 slub 中可以容纳的对象个数 freelist_count = oo_objects(s->oo); // 获取用于随机初始化 freelist 的随机位置 pos = get_random_int() % freelist_count; page_limit = page->objects * s->size; // 获取 slub 第一个空闲对象的真正起始地址 // slub 可能配置了 SLAB_RED_ZONE，这样会在 slub 中对象内存空间两侧填充 red zone，防止内存访问越界 // 这里需要跳过 red zone 获取真正存放对象的内存地址 start = fixup_red_left(s, page_address(page)); // 根据随机位置 pos 获取第一个随机对象的距离 start 的偏移 idx // 返回第一个随机对象的内存地址 cur = start + idx cur = next_freelist_entry(s, page, &pos, start, page_limit, freelist_count); // 填充对象的内存区域以及初始化空闲对象 cur = setup_object(s, page, cur); // 第一个随机对象作为 freelist 的头结点 page->freelist = cur; // 以 cur 为头结点随机初始化 freelist（每一个空闲对象都是随机的） for (idx = 1; idx < page->objects; idx++) { // 随机获取下一个空闲对象 next = next_freelist_entry(s, page, &pos, start, page_limit, freelist_count); // 填充对象的内存区域以及初始化空闲对象 next = setup_object(s, page, next); // 设置 cur 的下一个空闲对象为 next // next 对象的指针就是 freepointer，存放于 cur 对象的 s->offset 偏移处 set_freepointer(s, cur, next); // 通过循环遍历，就把 slub 中的空闲对象随机的串联在 freelist 中了 cur = next; } // freelist 中的尾结点的 freepointer 设置为 null set_freepointer(s, cur, NULL); // 表示随机初始化 freelist return true; } 5. slab 对象的初始化
内核按照 kmem_cache->size 指定的尺寸，将物理内存页中的内存划分成一个一个的小内存块，每一个小内存块即是 slab 对象占用的内存区域。setup_object 函数用于初始化这些内存区域，并对 slab 对象进行内存布局。
static void *setup_object(struct kmem_cache *s, struct page *page, void *object) { // 初始化对象的内存区域，填充相关的字节，比如填充 red zone，以及 poison 对象 setup_object_debug(s, page, object); object = kasan_init_slab_obj(s, object); // 如果 kmem_cache 中设置了对象的构造函数 ctor，则用构造函数初始化对象 if (unlikely(s->ctor)) { kasan_unpoison_object_data(s, object); // 使用用户指定的构造函数初始化对象 s->ctor(object); // 在对象内存区域的开头用 0xFC 填充一段 KASAN_SHADOW_SCALE_SIZE 大小的区域 // 用于对内存访问越界的检查 kasan_poison_object_data(s, object); } return object; } // 定义在文件：/mm/kasan/kasan.h #define KASAN_KMALLOC_REDZONE 0xFC /* redzone inside slub object */ #define KASAN_SHADOW_SCALE_SIZE (1UL << KASAN_SHADOW_SCALE_SHIFT) // 定义在文件：/arch/x86/include/asm/kasan.h #define KASAN_SHADOW_SCALE_SHIFT 3 void kasan_poison_object_data(struct kmem_cache *cache, void *object) { // 在对象内存区域的开头用 0xFC 填充一段 KASAN_SHADOW_SCALE_SIZE 大小的区域 // 用于对内存访问越界的检查 kasan_poison_shadow(object, round_up(cache->object_size, KASAN_SHADOW_SCALE_SIZE), KASAN_KMALLOC_REDZONE); } 关于 slab 对象内存布局的核心逻辑封装在 setup_object_debug 函数中：
// 定义在文件：/include/linux/poison.h #define SLUB_RED_INACTIVE 0xbb static void setup_object_debug(struct kmem_cache *s, struct page *page, void *object) { // SLAB_STORE_USER：存储最近访问该对象的 owner 信息，方便 bug 追踪 // SLAB_RED_ZONE：在 slub 中对象内存区域的前后填充分别填充一段 red zone 区域，防止内存访问越界 // __OBJECT_POISON：在对象内存区域中填充一些特定的字符，表示对象特定的状态。比如：未被分配状态 if (!(s->flags & (SLAB_STORE_USER|SLAB_RED_ZONE|__OBJECT_POISON))) return; // 初始化对象内存，比如填充 red zone，以及 poison init_object(s, object, SLUB_RED_INACTIVE); // 设置 SLAB_STORE_USER 起作用，初始化访问对象的所有者相关信息 init_tracking(s, object); } init_object 函数主要针对 slab 对象的内存区域进行布局，这里包括对 red zone 的填充，以及 POISON 对象的 object size 区域。
// 定义在文件：/include/linux/poison.h #define SLUB_RED_INACTIVE 0xbb // 定义在文件：/include/linux/poison.h #define POISON_FREE 0x6b /* for use-after-free poisoning */ #define POISON_END 0xa5 /* end-byte of poisoning */ static void init_object(struct kmem_cache *s, void *object, u8 val) { // p 为真正存储对象的内存区域起始地址(不包含填充的 red zone) u8 *p = object; // red zone 位于真正存储对象内存区域 object size 的左右两侧，分别有一段 red zone if (s->flags & SLAB_RED_ZONE) // 首先使用 0xbb 填充对象左侧的 red zone // 左侧 red zone 区域为对象的起始地址到 s->red_left_pad 的长度 memset(p - s->red_left_pad, val, s->red_left_pad); if (s->flags & __OBJECT_POISON) { // 将对象的内容用 0x6b 填充，表示该对象在 slub 中还未被使用 memset(p, POISON_FREE, s->object_size - 1); // 对象的最后一个字节用 0xa5 填充，表示 POISON 的末尾 p[s->object_size - 1] = POISON_END; } // 在对象内存区域 object size 的右侧继续用 0xbb 填充右侧 red zone // 右侧 red zone 的位置为：对象真实内存区域的末尾开始一个字长的区域 // s->object_size 表示对象本身的内存占用，s->inuse 表示对象在 slub 管理体系下的真实内存占用（包含填充字节数） // 通常会在对象内存区域末尾处填充一个字长大小的 red zone 区域 // 对象右侧 red zone 区域后面紧跟着的就是 freepointer if (s->flags & SLAB_RED_ZONE) memset(p + s->object_size, val, s->inuse - s->object_size); } 内核首先会用 0xbb 来填充对象左侧 red zone，长度为 kmem_cache-> red_left_pad。
随后内核会用 0x6b 填充 object size 内存区域，并用 0xa5 填充该区域的最后一个字节。object size 内存区域正是真正存储对象的区域。
最后用 0xbb 来填充对象右侧 red zone，右侧 red zone 的起始地址为：p + s->object_size，长度为：s->inuse - s->object_size。如下图所示：
总结
本文我们基于 slab cache 的完整的架构，近一步深入到内核源码中详细介绍了 slab cache 关于内存分配的完整流程：
我们可以看到 slab cache 内存分配的整个流程分为 fastpath 快速路径和 slowpath 慢速路径。
其中在 fastpath 路径下，内核会直接从 slab cache 的本地 cpu 缓存中获取内存块，这是最快的一种方式。
在本地 cpu 缓存没有足够的内存块可供分配的时候，内核就进入到了 slowpath 路径，而 slowpath 下又分为多种情况：
- 从本地 cpu 缓存 partial 列表中分配
- 从 NUMA 节点缓存中分配，其中涉及到了对本地 cpu 缓存的填充。
- 从伙伴系统中重新申请 slab
最后我们介绍了 slab 所在内存页的详细初始化流程，其中包括了对 slab freelist 链表的初始化，以及 slab 对象的初始化。
好了本文的内容到这里就结束了，感谢大家的收看，我们下篇文章见~~~
