slab分配器設(shè)計(jì)的需求

在Linux內(nèi)核的內(nèi)存子系統(tǒng)中，伙伴系統(tǒng)無(wú)疑處于內(nèi)存管理的核心地帶，但是如果將內(nèi)存管理從邏輯上分層，它的位置則處于最底層。Buddy是所有物理內(nèi)存的管家，不論使用何種接口申請(qǐng)內(nèi)存都要經(jīng)由伙伴系統(tǒng)進(jìn)行分配。但是，伙伴系統(tǒng)管理的物理內(nèi)存是以頁(yè)為單位，以4K頁(yè)為例，它也包含了4096個(gè)字節(jié)。但是無(wú)論是內(nèi)核自己還是用戶(hù)程序，在日常的使用中都很少會(huì)需要使用四千多字節(jié)大小的內(nèi)存。試想如果我們僅需要為10個(gè)字符的字符串分配內(nèi)存，但是伙伴系統(tǒng)卻給了我們一頁(yè)，那這一頁(yè)剩余沒(méi)有使用的內(nèi)存就浪費(fèi)了，而且這個(gè)浪費(fèi)近乎奢侈。除了浪費(fèi)的問(wèn)題， 還有一個(gè)更需要關(guān)心的問(wèn)題是，在這樣的分配情況下，如果分配非常頻繁，系統(tǒng)可能很快就會(huì)面臨嚴(yán)重的碎片化問(wèn)題。因?yàn)轭l繁使用的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)也會(huì)頻繁的分配和釋放，加速生產(chǎn)內(nèi)存碎片。另外，直接調(diào)用伙伴系統(tǒng)的操作對(duì)系統(tǒng)的數(shù)據(jù)和指令高速緩存也有很大的影響。所以，基于以上的原因，也源于現(xiàn)實(shí)需求，內(nèi)核需要一種輕量的、快速的、靈活的新型內(nèi)存分配器，最主要的是，它可以提供小塊內(nèi)存的分配。為了實(shí)現(xiàn)這樣的小內(nèi)存分配器，Sun公司的J.Bonwick首先在Solaris 2.4中設(shè)計(jì)并實(shí)現(xiàn)了slab分配器，并對(duì)其開(kāi)源。在Linux中也實(shí)現(xiàn)了具有相同的基本設(shè)計(jì)思想的同名分配器slab。

slab、slob和slub關(guān)系

slab、slob和slub都是小內(nèi)存分配器，slab是slob和slub實(shí)現(xiàn)的基礎(chǔ)，而slob和slub是針對(duì)slab在不同場(chǎng)景下的優(yōu)化版本。在slab引入Linux的很多年內(nèi)，其都是Linux內(nèi)核管理對(duì)象緩沖區(qū)的主流算法。并且由于slab的實(shí)現(xiàn)非常復(fù)雜，很長(zhǎng)一段時(shí)間內(nèi)都少有對(duì)它的改動(dòng)。隨著多處理器的發(fā)展和NUMA架構(gòu)的廣泛應(yīng)用，slab的不足也逐漸顯現(xiàn)。slab的緩存隊(duì)列管理復(fù)雜，其用于管理的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)存儲(chǔ)開(kāi)銷(xiāo)大，對(duì)NUMA支持復(fù)雜，slab著色機(jī)制效果不明顯。這些不足讓slab很難在兩種場(chǎng)景下提供最優(yōu)的性能：小型嵌入式系統(tǒng)和配備有大量物理內(nèi)存的大規(guī)模并行系統(tǒng)。對(duì)于小型嵌入式系統(tǒng)來(lái)說(shuō)，slab分配器的代碼量和復(fù)雜性都太高；對(duì)于大規(guī)模并行系統(tǒng)，slab用于自身管理的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)就需要占用很多G字節(jié)內(nèi)存。針對(duì)slab的不足，內(nèi)核開(kāi)發(fā)人員Christoph Lameter在在內(nèi)核版本2.6開(kāi)發(fā)期間，引入了新的Slub分配器。Slub簡(jiǎn)化了slab一些復(fù)雜的設(shè)計(jì)，但保持slab的基本設(shè)計(jì)思想。同時(shí)，一種新的針對(duì)小型嵌入式系統(tǒng)的分配器slob也被引入，為了適應(yīng)嵌入式系統(tǒng)的特點(diǎn)，slob進(jìn)行了特別的優(yōu)化，以大幅減少代碼量（slob只有大約600行代碼）。

slab層在內(nèi)存管理子系統(tǒng)的層次

slab層可以理解為一個(gè)通用層，其包含了slab、slob和slub，至于底層具體使用哪種分配器可以通過(guò)配置內(nèi)核選項(xiàng)進(jìn)行選擇。對(duì)于內(nèi)核的其他模塊，則不需要關(guān)注底層使用了哪個(gè)分配器。因?yàn)闉榱吮ＷC內(nèi)核的其他模塊都可以無(wú)縫遷移到Slub/slob，所有分配器的接口都是相同的，它們都實(shí)現(xiàn)了一組特定的接口用于內(nèi)存分配。下圖為Slab層在內(nèi)存管理中的層次圖：

邏輯上看，slab層位于伙伴系統(tǒng)之上。因?yàn)锽uddy是最底層的分配器，Slub需要先向Buddy申請(qǐng)內(nèi)存，而不能越過(guò)Buddy獲取page。從Buddy申請(qǐng)到內(nèi)存后，Slub才可以對(duì)其進(jìn)行自己的操作。

slub分配器框架

下圖是在讀完宋牧春大俠的《圖解Slub》后，我也總結(jié)了一張Slub分配器框架圖，可以大致的看到Slub的框架。Slub的框架如下圖（圖片很大，可以放大）：

這篇文章中用了一個(gè)通俗易懂的例子來(lái)介紹Slub的工作原理，我覺(jué)的這個(gè)例子很恰當(dāng)，所以這里繼續(xù)借舉一下。

每個(gè)數(shù)組元素對(duì)應(yīng)一種大小的內(nèi)存，可以把一個(gè)kmem_cache結(jié)構(gòu)體看做是一個(gè)特定大小內(nèi)存的零售商，整個(gè)Slub系統(tǒng)中有很多個(gè)這樣的零售商，每個(gè)“零售商”只“零售”特定大小的內(nèi)存，例如：有的“零售商”只"零售"8Byte大小的內(nèi)存，有的只”零售“16Byte大小的內(nèi)存?！詌uken.《linux內(nèi)核內(nèi)存管理slub算法(一)原理》

Slub的工作原理和日常生產(chǎn)生活的產(chǎn)銷(xiāo)環(huán)節(jié)很類(lèi)似，所以為了清晰直觀(guān)的看到其工作原理，我把這個(gè)過(guò)程畫(huà)了一幅圖來(lái)表示，如下圖：

每個(gè)零售商(kmem_cache)有兩個(gè)“部門(mén)”，一個(gè)是“倉(cāng)庫(kù)”：kmem_cache_node，一個(gè)“營(yíng)業(yè)廳”：kmem_cache_cpu?！盃I(yíng)業(yè)廳”里只保留一個(gè)slab，只有在營(yíng)業(yè)廳(kmem_cache_cpu)中沒(méi)有空閑內(nèi)存的情況下才會(huì)從倉(cāng)庫(kù)中換出其他的slab。所謂slab就是零售商(kmem_cache)批發(fā)的連續(xù)的整頁(yè)內(nèi)存，零售商把這些整頁(yè)的內(nèi)存分成許多小內(nèi)存，然后分別“零售”出去，一個(gè)slab可能包含多個(gè)連續(xù)的內(nèi)存頁(yè)。slab的大小和零售商有關(guān)?！詌uken.《linux內(nèi)核內(nèi)存管理slub算法(一)原理》

總的來(lái)說(shuō)，Slub就相當(dāng)于零售商，它從伙伴系統(tǒng)“批發(fā)”內(nèi)存，然后再零售出去。

slub的重要數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

• kmem_cache

structkmem_cache{
structkmem_cache_cpu__percpu*cpu_slab;
/*Usedforretrivingpartialslabsetc*/
unsignedlongflags;
unsignedlongmin_partial;
/*size=object_size+對(duì)象后面下個(gè)空閑對(duì)象的指針的size*/
intsize;/*Thesizeofanobjectincludingmetadata*/
intobject_size;/*Thesizeofanobjectwithoutmetadata*/
/*object首地址+offset=下一個(gè)空閑對(duì)象的指針地址*/
intoffset;/*Freepointeroffset.*/
intcpu_partial;/*Numberofpercpupartialobjectstokeeparound*/
/*
*oo表示存放最優(yōu)slab的order和object的數(shù)量
*低16位表示對(duì)象數(shù)，高16位表示slab的order
*/
structkmem_cache_order_objectsoo;
/*Allocationandfreeingofslabs*/
structkmem_cache_order_objectsmax;
/*
*最小slab只需要足夠存放一個(gè)對(duì)象。當(dāng)設(shè)備長(zhǎng)時(shí)間運(yùn)行以后，內(nèi)存碎片化嚴(yán)重，
*分配連續(xù)物理頁(yè)很難成功，如果分配最優(yōu)slab失敗，就分配最小slab。
*/
structkmem_cache_order_objectsmin;
gfp_tallocflags;/*gfpflagstouseoneachalloc*/
intrefcount;/*Refcountforslabcachedestroy*/
void(*ctor)(void*);
intinuse;/*Offsettometadata*/
intalign;/*Alignment*/
//當(dāng)slab長(zhǎng)度不是對(duì)象長(zhǎng)度的整數(shù)倍的時(shí)候，尾部有剩余部分，保存在reserved中
intreserved;/*Reservedbytesattheendofslabs*/
constchar*name;/*Name(onlyfordisplay!)*/
structlist_headlist;/*Listofslabcaches*/
intred_left_pad;/*Leftredzonepaddingsize*/
#ifdefCONFIG_SYSFS
structkobjectkobj;/*Forsysfs*/
#endif
#ifdefCONFIG_MEMCG
structmemcg_cache_paramsmemcg_params;
intmax_attr_size;/*forpropagation,maximumsizeofastoredattr*/
#ifdefCONFIG_SYSFS
structkset*memcg_kset;
#endif
#endif
#ifdefCONFIG_NUMA
/*
*Defragmentationbyallocatingfromaremotenode.
*/
intremote_node_defrag_ratio;
#endif
#ifdefCONFIG_SLAB_FREELIST_RANDOM
unsignedint*random_seq;
#endif
#ifdefCONFIG_KASAN
structkasan_cachekasan_info;
#endif
structkmem_cache_node*node[MAX_NUMNODES];/*每個(gè)NUMA節(jié)點(diǎn)都有一個(gè)kmem_cache_node*/
};

根據(jù)是否打開(kāi)Slub Debug，next object指針可以有兩種方式放置，如果打開(kāi)了Slub Debug，則采用指針外置式；反之，采用指針內(nèi)置式。兩種指針?lè)胖梅绞饺缦聢D：

• 指針外置式

• 指針內(nèi)置式

指針內(nèi)置式的方法實(shí)際上是復(fù)用了object的前8個(gè)字節(jié)，因?yàn)樵趏bject被分配出去之前，這一段內(nèi)存具體存放什么內(nèi)容并不重要，所以可以利用這一段內(nèi)存來(lái)保存下一個(gè)free object的地址。

• kmem_cache_cpu

structkmem_cache_cpu{
/*指向下一個(gè)空閑的object，用于快速找到可用對(duì)象*/
void**freelist;/*Pointertonextavailableobject*/
/*
*要保證tid和kmem_cache是由同一個(gè)CPU訪(fǎng)問(wèn)。
*開(kāi)啟了內(nèi)核搶占后，訪(fǎng)問(wèn)tid和kmem_cache的CPU可能不是同一個(gè)CPU，
*所以要檢查是否匹配，直到它們是由同一個(gè)CPU進(jìn)行訪(fǎng)問(wèn)
*/
unsignedlongtid;/*Globallyuniquetransactionid*/
/*指向當(dāng)前使用的slab*/
structpage*page;/*Theslabfromwhichweareallocating*/
/*指向當(dāng)前cpu上緩存的部分空閑slab鏈表*/
structpage*partial;/*Partiallyallocatedfrozenslabs*/
#ifdefCONFIG_SLUB_STATS
/*
*記錄對(duì)slab操作的狀態(tài)變化，這個(gè)stat非常重要，
*通過(guò)這個(gè)stat就大概了解object從申請(qǐng)到釋放經(jīng)過(guò)了哪些步驟
*/
unsignedstat[NR_SLUB_STAT_ITEMS];
#endif
};

• kmem_cache_node

structkmem_cache_node{
spinlock_tlist_lock;
/*此處省略掉SLAB的配置*/
#ifdefCONFIG_SLUB
/*掛入kmem_cache_node中的slab數(shù)量*/
unsignedlongnr_partial;
/*指向當(dāng)前內(nèi)存節(jié)點(diǎn)上的部分空閑slab鏈表*/
structlist_headpartial;
#ifdefCONFIG_SLUB_DEBUG
atomic_long_tnr_slabs;
atomic_long_ttotal_objects;
structlist_headfull;
#endif
#endif
};

page中描述Slub信息的字段：

structpage{
/*如果flag設(shè)置成PG_slab,表示頁(yè)屬于slub分配器*/
unsignedlongflags;
union{
structaddress_space*mapping;
/*指向當(dāng)前slab中第一個(gè)object*/
void*s_mem;/*slabfirstobject*/
atomic_tcompound_mapcount;/*firsttailpage*/
};
union{
pgoff_tindex;/*Ouroffsetwithinmapping.*/
/*指向當(dāng)前slab中第一個(gè)空閑的object*/
void*freelist;/*sl[aou]bfirstfreeobject*/
};
union{
unsignedcounters;
struct{
union{
atomic_t_mapcount;
unsignedintactive;/*SLAB*/
struct{/*SLUB*/
/*該slab中已經(jīng)分配使用的object數(shù)量*/
unsignedinuse:16;
/*該slab中的所有object數(shù)量*/
unsignedobjects:15;
/*
*如果slab在kmem_cache_cpu中，表示處于凍結(jié)狀態(tài)；
*如果slab在kmem_cache_node的部分空閑slab鏈表中，表示處于解凍狀態(tài)
*/
unsignedfrozen:1;
};
intunits;/*SLOB*/
};
atomic_t_refcount;
};
};
union{
/*作為鏈表節(jié)點(diǎn)加入到kmem_cache_node的部分空閑slab鏈表中
structlist_headlru;/*Pageoutlist*/
structdev_pagemap*pgmap;
struct{/*slubpercpupartialpages*/
structpage*next;/*Nextpartialslab*/
intpages;/*Nrofpartialslabsleft*/
intpobjects;/*Approximate#ofobjects*/
};
structrcu_headrcu_head;
struct{
unsignedlongcompound_head;/*Ifbitzeroisset*/
unsignedintcompound_dtor;
unsignedintcompound_order;
};
};
union{
unsignedlongprivate;
structkmem_cache*slab_cache;/*SL[AU]B:Pointertoslab*/
};
......
}

Slub的分配過(guò)程

Slub的分配流程大致如下：首先從kmem_cache_cpu中分配，如果沒(méi)有則從kmem_cache_cpu的partial鏈表分配，如果還沒(méi)有則從kmem_cache_node中分配，如果kmem_cache_node中也沒(méi)有，則需要向伙伴系統(tǒng)申請(qǐng)內(nèi)存。

Slub的分配接口是kmem_cache_malloc()。其分配object的流程大概如下：首先在kmem_cache_cpu所使用的slab中查找free object，如果當(dāng)前slab中有free object，則返回這個(gè)object。如果當(dāng)前slab沒(méi)有free object，就要看Slub是否開(kāi)啟了kmem_cache_cpu的Partial隊(duì)列，如果開(kāi)啟了partial隊(duì)列，就在Partial隊(duì)列中查看有沒(méi)有free object的slab，如果有的話(huà)就選定這個(gè)slab，并返回其free object。如果kmem_cache_cpu的partial鏈表中也沒(méi)有擁有free object的slab，則在kmem_cache_node中查找。如果kmem_cache_node中的slab有free object，則選定這個(gè)slab并返回free object。如果kmem_cache_node中也沒(méi)有free object，則需要向伙伴系統(tǒng)申請(qǐng)內(nèi)存，制作新的slab。

創(chuàng)建slab緩存(kmem_cache)的函數(shù)分析

斗膽分析一下slab緩存的創(chuàng)建過(guò)程，新手小白分析內(nèi)核代碼，分析的可能不夠深度和完整，如有不對(duì)還請(qǐng)各路高手指教，提前謝過(guò)。

函數(shù)調(diào)用流程：

kmem_cache_create()
——>kmem_cache_create_usercopy()
——>create_cache()
——>__kmem_cache_create()
——>kmem_cache_open()

下面是每個(gè)函數(shù)的主干分析，代碼有精簡(jiǎn)。

kmem_cache_create()：

kmem_cache_create()里繼續(xù)調(diào)用了kmem_cache_create_usercopy()。

kmem_cache_create(){
returnkmem_cache_create_usercopy(name,size,align,flags,0,0,ctor);
}

kmem_cache_create_usercopy()：

kmem_cache_create_usercopy(){
structkmem_cache*s=NULL;
constchar*cache_name;

/*
*Someallocatorswillconstraintthesetofvalidflagstoasubset
*ofallflags.WeexpectthemtodefineCACHE_CREATE_MASKinthis
*case,andwe'lljustprovidethemwithasanitizedversionofthe
*passedflags.
*/
flags&=CACHE_CREATE_MASK;

/*定義這個(gè)緩存的名字，用于在/proc/slabinfo中顯示*/
cache_name=kstrdup_const(name,GFP_KERNEL);

/*kmem_cache結(jié)構(gòu)，并返回其地址*/
s=create_cache(cache_name,size,
calculate_alignment(flags,align,size),
flags,useroffset,usersize,ctor,NULL,NULL);

returns;
}

create_cache()：

create_cache(){
structkmem_cache*s;
interr;

/*為kmem_cache結(jié)構(gòu)申請(qǐng)一段內(nèi)存并清零*/
s=kmem_cache_zalloc(kmem_cache,GFP_KERNEL);

/*初始化kmem_cache結(jié)構(gòu)的部分成員*/
s->name=name;
s->size=s->object_size=object_size;
s->align=align;
s->ctor=ctor;
s->useroffset=useroffset;
s->usersize=usersize;

/*核心函數(shù)，slub/slab/slob都實(shí)現(xiàn)了這個(gè)函數(shù)*/
err=__kmem_cache_create(s,flags);

/*將新創(chuàng)建的kmem_cache加入slabcaches鏈表*/
list_add(&s->list,&slab_caches);

returns;
}

__kmem_cache_create()：

__kmem_cache_create(){
interr;

/*在kmem_cache_open中處理剩余的結(jié)構(gòu)成員，如min_partial、cpu_partial等*/
err=kmem_cache_open(s,flags);
}

kmem_cache_open()：

kmem_cache_open(){
/*設(shè)置kmem_cache中的min_partial,它表示kmem_cache_node中partial鏈表可掛入的slab數(shù)量*/
set_min_partial(s,ilog2(s->size)/2);

/*設(shè)置kmem_cache中的cpu_partial,它表示percpupartial上所有slab中freeobject總數(shù)*/
set_cpu_partial(s);

/*為每個(gè)節(jié)點(diǎn)分配kmem_cache_node*/
if(!init_kmem_cache_nodes(s))
gotoerror;

/*為kmem_cache_cpu變量創(chuàng)建每CPU副本*/
if(alloc_kmem_cache_cpus(s))
return0;
}

分配對(duì)象(object)的函數(shù)分析

函數(shù)調(diào)用流程：

kmem_cache_alloc()
——>slab_alloc()
——>slab_alloc_node()
——>__slab_alloc()
——>___slab_alloc()

kmem_cache_alloc()：

kmem_cache_alloc(){
/*直接調(diào)用slab_alloc*/
void*ret=slab_alloc(s,gfpflags,_RET_IP_);

returnret;
}

slab_alloc()：

slab_alloc(){
returnslab_alloc_node(s,gfpflags,NUMA_NO_NODE,addr);
}

slab_alloc_node()：

slab_alloc_node(){
void*object;
structkmem_cache_cpu*c;
structpage*page;

redo:
/*
*要保證tid和kmem_cache是由同一個(gè)CPU訪(fǎng)問(wèn)。但是如果配置了CONFIG_PREEMPT = y，
*即開(kāi)啟了內(nèi)核搶占后，訪(fǎng)問(wèn)tid和kmem_cache的CPU可能不是同一個(gè)CPU，所以要檢查
*是否匹配，直到它們是由同一個(gè)CPU進(jìn)行訪(fǎng)問(wèn)。
*
*內(nèi)核態(tài)搶占的時(shí)機(jī)是：
*1.中斷處理函數(shù)返回內(nèi)核空間之前會(huì)檢查請(qǐng)求重新調(diào)度的標(biāo)志(TIF_NEED_RESCHED)，
*如果置位則調(diào)用preempt_schedule_irq()執(zhí)行搶占。
* 2. 當(dāng)內(nèi)核從non-preemptible(禁止搶占)狀態(tài)變成preemptible(允許搶占)的時(shí)候。
*/
do{
tid=this_cpu_read(s->cpu_slab->tid);/*訪(fǎng)問(wèn)當(dāng)前CPU的perCPU變量的副本的tid*/
c=raw_cpu_ptr(s->cpu_slab);
}while(IS_ENABLED(CONFIG_PREEMPT)&&/*檢查是否開(kāi)啟了內(nèi)核搶占*/
unlikely(tid!=READ_ONCE(c->tid)));

barrier();/*內(nèi)存屏障，消除指令亂序執(zhí)行的影響*/

object=c->freelist;/*下一個(gè)freeobject的地址*/
page=c->page;/*當(dāng)前使用的slab*/
if(unlikely(!object||!node_match(page,node))){
/*調(diào)用核心函數(shù)__slab_alloc()*/
object=__slab_alloc(s,gfpflags,node,addr,c);
stat(s,ALLOC_SLOWPATH);
}else{
void*next_object=get_freepointer_safe(s,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);
gotoredo;
}
prefetch_freepointer(s,next_object);
stat(s,ALLOC_FASTPATH);
}

maybe_wipe_obj_freeptr(s,object);

/*如果gfpflags標(biāo)志需要對(duì)object對(duì)象的內(nèi)存清零*/
if(unlikely(slab_want_init_on_alloc(gfpflags,s))&&object)
memset(object,0,s->object_size);

slab_post_alloc_hook(s,gfpflags,1,&object);

returnobject;
}

__slab_alloc()：

__slab_alloc(){
void*p;
unsignedlongflags;

/*
*關(guān)中斷。關(guān)閉當(dāng)前處理器上的所有中斷處理
*
*local_irq_save()將當(dāng)前的中斷狀態(tài)(開(kāi)或關(guān))
*保存在flags中然后再禁用處理器上的中斷。
*
*與local_irq_save不同，local_irq_disable()
*不保存狀態(tài)而關(guān)閉本地處理器的中斷服務(wù)。
*/
local_irq_save(flags);
#ifdefCONFIG_PREEMPT
/*
*在關(guān)中斷之前，可能已經(jīng)被搶占并被調(diào)度在不同的CPU上，
*所以需要重新加載CPU區(qū)域的指針。
*/
c=this_cpu_ptr(s->cpu_slab);
#endif
/*調(diào)用核心函數(shù)___slab_alloc()*/
p=___slab_alloc(s,gfpflags,node,addr,c);

/*
*恢復(fù)本地處理器的中斷。
*
*local_irq_restore()將local_irq_save()保存的狀態(tài)值(flags)恢復(fù)，
*注意是恢復(fù)之前的中斷狀態(tài)，不一定會(huì)開(kāi)啟中斷。如果之前的狀態(tài)是
*開(kāi)中斷，就打開(kāi)中斷；如果之前的狀態(tài)是關(guān)中斷，就關(guān)閉中斷。
*而local_irq_enable()會(huì)無(wú)條件開(kāi)啟中斷，所以可能會(huì)破壞之前的中
*斷環(huán)境。所以local_irq_restore()比local_irq_enable()更安全。
*/
local_irq_restore(flags);

returnp;
}

slub的frozen（凍結(jié)）和unfrozen（解凍）

如果cpu1的kcmem_cache_cpu的slab是frozen, 那么cpu1可以從該slab中取出或放回obj，但是cpu2不能從該slab中取obj, 只能把obj還給該slab。另外，cpu partial上的slab都是frozen狀態(tài)。node partial上的slab都是unfrozen。耗盡kmem_cache_cpu的slab的obj后解凍slab。