Linux的物理内存管理采用了以页为单位的buddy system（伙伴系统），但是很多情况下，内核仅仅需要一个较小的对象空间，而且这些小块的空间对于不同对象又是变化的、不可预测的，所以需要一种类似用户空间堆内存的管理机制（malloc/free）。然而内核对对象的管理又有一定的特殊性，有些对象的访问非常频繁，需要采用缓冲机制；对象的组织需要考虑硬件cache的影响；需要考虑多处理器以及NUMA架构的影响。90年代初期，在Solaris 2.4操作系统中，采用了一种称为“slab”（原意是大块的混凝土）的缓冲区分配和管理方法，在相当程度上满足了内核的特殊需求。
多年以来，SLAB成为linux kernel对象缓冲区管理的主流算法，甚至长时间没有人愿意去修改，因为它实在是非常复杂，而且在大多数情况下，它的工作完成的相当不错。但是，随着大规模多处理器系统和 NUMA系统的广泛应用，SLAB 分配器逐渐暴露出自身的严重不足：
1）。 缓存队列管理复杂；
2）。 管理数据存储开销大；
3）。 对NUMA支持复杂；
4）。 调试调优困难；
5）。 摒弃了效果不太明显的slab着色机制；
针对这些SLAB不足，内核开发人员Christoph Lameter在Linux内核2.6.22版本中引入一种新的解决方案：SLUB分配器。SLUB分配器特点是简化设计理念，同时保留SLAB分配器的基本思想：每个缓冲区由多个小的slab 组成，每个 slab 包含固定数目的对象。SLUB分配器简化kmem_cache，slab等相关的管理数据结构，摒弃了SLAB 分配器中众多的队列概念，并针对多处理器、NUMA系统进行优化，从而提高了性能和可扩展性并降低了内存的浪费。为了保证内核其它模块能够无缝迁移到SLUB分配器，SLUB还保留了原有SLAB分配器所有的接口API函数。
（注：本文源码分析基于linux-4.1.x）
整体数据结构关系如下图所示：
1 SLUB分配器的初始化
SLUB初始化有两个重要的工作：第一，创建用于申请struct kmem_cache和struct kmem_cache_node的kmem_cache；第二，创建用于常规kmalloc的kmem_cache。
1.1 申请kmem_cache的kmem_cache
第一个工作涉及到一个“先有鸡还是先有蛋”的问题，因为创建kmem_cache需要从kmem_cache的缓冲区申请，而这时候还没有创建kmem_cache的缓冲区。kernel的解决办法是先用两个静态变量boot_kmem_cache和boot_kmem_cache_node来保存struct kmem_cach和struct kmem_cache_node缓冲区管理数据，以两个静态变量为基础申请大小为struct kmem_cache和struct kmem_cache_node对象大小的slub缓冲区，随后再从这些缓冲区中分别申请两个kmem_cache，然后把boot_kmem_cache和boot_kmem_cache_node中的内容拷贝到新申请的对象中，从而完成了struct kmem_cache和struct kmem_cache_node管理结构的bootstrap（自引导）。
void __init kmem_cache_init（void）
{
//声明静态变量，存储临时kmem_cache管理结构
static __initdata struct kmem_cache boot_kmem_cache，
boot_kmem_cache_node;
•••
kmem_cache_node = &boot_kmem_cache_node;
kmem_cache = &boot_kmem_cache;
//申请slub缓冲区，管理数据放在临时结构中
create_boot_cache（kmem_cache_node， “kmem_cache_node”，
sizeof（struct kmem_cache_node）， SLAB_HWCACHE_ALIGN）;
create_boot_cache（kmem_cache， “kmem_cache”，
offsetof（struct kmem_cache， node） +
nr_node_ids * sizeof（struct kmem_cache_node *），
SLAB_HWCACHE_ALIGN）;
//从刚才挂在临时结构的缓冲区中申请kmem_cache的kmem_cache，并将管理数据拷贝到新申请的内存中
kmem_cache = bootstrap（&boot_kmem_cache）;
//从刚才挂在临时结构的缓冲区中申请kmem_cache_node的kmem_cache，并将管理数据拷贝到新申请的内存中
kmem_cache_node = bootstrap（&boot_kmem_cache_node）;
•••
}
1.2 创建kmalloc常规缓存
原则上系统会为每个2次幂大小的内存块申请一个缓存，但是内存块过小时，会产生很多碎片浪费，所以系统为96B和192B也各自创建了一个缓存。于是利用了一个size_index数组来帮助确定小于192B的内存块使用哪个缓存
void __init create_kmalloc_caches（unsigned long flags）
{
•••
/*使用SLUB时KMALLOC_SHIFT_LOW=3，KMALLOC_SHIFT_HIGH=13
也就是说使用kmalloc能够申请的最小内存是8B，最大内存是8KB
申请内存是向上对其2的n次幂，创建对应大小缓存保存在kmalloc_caches ［n］*/
for （i = KMALLOC_SHIFT_LOW; i 《= KMALLOC_SHIFT_HIGH; i++） {
if （！kmalloc_caches［i］） {
kmalloc_caches［i］ = create_kmalloc_cache（NULL，
1 《《 i， flags）;
}
/*
* Caches that are not of the two-to-the-power-of size.
* These have to be created immediately after the
* earlier power of two caches
*/
/*有两个例外，大小为64~96B和128B~192B，单独创建了两个缓存
保存在kmalloc_caches ［1］和kmalloc_caches ［2］*/
if （KMALLOC_MIN_SIZE 《= 32 && ！kmalloc_caches［1］ && i == 6）
kmalloc_caches［1］ = create_kmalloc_cache（NULL， 96， flags）;
if （KMALLOC_MIN_SIZE 《= 64 && ！kmalloc_caches［2］ && i == 7）
kmalloc_caches［2］ = create_kmalloc_cache（NULL， 192， flags）;
}
•••
}
2 缓存的创建与销毁
2.1 缓存的创建
创建缓存通过接口kmem_cache_create进行，在创建新的缓存以前，尝试找到可以合并的缓存，合并条件包括对对象大小以及缓存属性的判断，如果可以合并则直接返回已存在的kmem_cache，并创建一个kobj链接指向同一个节点。
创建新的缓存主要是申请管理结构暂用的空间，并初始化，这些管理结构包括kmem_cache、kmem_cache_nodes、kmem_cache_cpu。同时在sysfs创建kobject节点。最后把kmem_cache加入到全局cahce链表slab_caches中。
2.2 缓存的销毁
销毁过程比创建过程简单的多，主要工作是释放partial队列所有page，释放kmem_cache_cpu，释放每个node的kmem_cache_node，最后释放kmem_cache本身。
3 申请对象
对象是SLUB分配器中可分配的内存单元，与SLAB相比，SLUB对象的组织非常简洁，申请过程更加高效。SLUB没有任何管理区结构来管理对象，而是将对象之间的关联嵌入在对象本身的内存中，因为申请者并不关心对象在分配之前内存的内容是什么。而且各个SLUB之间的关联，也利用page自身结构进行处理。
每个CPU都有一个slab作为本地高速缓存，只要slab所在的node与申请者要求的node匹配，同时该slab还有空闲对象，则直接在cpu_slab中取出空闲对象，否则就进入慢速路径。
每个对象内存的offset偏移位置都存放着下一个空闲对象，offset通常为0，也就是复用对象内存的第一个字来保存下一个空闲对象的指针，当满足条件（flags & （SLAB_DESTROY_BY_RCU | SLAB_POISON）） 或者有对象构造函数时，offset不为0，每个对象的结构如下图。
cpu_slab的freelist则保存着当前第一个空闲对象的地址。
如果本地CPU缓存没有空闲对象，则申请新的slab；如果有空闲对象，但是内存node不相符，则deactive当前cpu_slab，再申请新的slab。
deactivate_slab主要进行两步工作：
第一步，将cpu_slab的freelist全部释放回page-》freelist；
第二部，根据page（slab）的状态进行不同操作，如果该slab有部分空闲对象，则将page移到kmem_cache_node的partial队列；如果该slab全部空闲，则直接释放该slab；如果该slab全部占用，而且开启了CONFIG_SLUB_DEBUG编译选项，则将page移到full队列。
page的状态也从frozen改变为unfrozen。（frozen代表slab在cpu_slub，unfroze代表在partial队列或者full队列）。
申请新的slab有两种情况，如果cpu_slab的partial队列不为空，则取出队列中下一个page作为新的cpu_slab，同时再次检测内存node是否相符，还不相符则循环处理。
如果cpu_slab的partial队列为空，则查看本node的partial队列是否为空，如果不空，则取出page；如果为空，则看一定距离范围内其它node的partial队列，如果还为空，则需要创建新slab。
创建新slab其实就是申请对应order的内存页，用来放足够数量的对象。值得注意的是其中order以及对象数量的确定，这两者又是相互影响的。order和object数量同时存放在kmem_cache成员kmem_cache_order_objects中，低16位用于存放object数量，高位存放order。order与object数量的关系非常简单：（（PAGE_SIZE 《《 order） - reserved） / size。
下面重点看calculate_order这个函数
static inline int calculate_order（int size， int reserved）
{
•••
//尝试找到order与object数量的最佳配合方案
//期望的效果就是剩余的碎片最小
min_objects = slub_min_objects;
if （！min_objects）
min_objects = 4 * （fls（nr_cpu_ids） + 1）;
max_objects = order_objects（slub_max_order， size， reserved）;
min_objects = min（min_objects， max_objects）;
//fraction是碎片因子，需要满足的条件是碎片部分乘以fraction小于slab大小
// （slab_size - reserved） % size 《= slab_size / fraction
while （min_objects 》 1） {
fraction = 16;
while （fraction 》= 4） {
order = slab_order（size， min_objects，
slub_max_order， fraction， reserved）;
if （order 《= slub_max_order）
return order;
//放宽条件，容忍的碎片大小增倍
fraction /= 2;
}
min_objects--;
}
//尝试一个slab只包含一个对象
order = slab_order（size， 1， slub_max_order， 1， reserved）;
if （order 《= slub_max_order）
return order;
//使用MAX_ORDER且一个slab只含一个对象
order = slab_order（size， 1， MAX_ORDER， 1， reserved）;
if （order 《 MAX_ORDER）
return order;
return -ENOSYS;
}
4 释放对象
从上面申请对象的流程也可以看出，释放的object有几个去处：
1）cpu本地缓存slab，也就是cpu_slab；
2）放回object所在的page（也就是slab）中；另外要处理所在的slab：
2.1）如果放回之后，slab完全为空，则直接销毁该slab；
2.2）如果放回之前，slab为满，则判断slab是否已被冻结；如果已冻结，则不需要做其他事；如果未冻结，则将其冻结，放入cpu_slab的partial队列；如果cpu_slab partial队列过多，则将队列中所有slab一次性解冻到各自node的partial队列中。