對於slub不熟的同學可以先跳過了，涉及的東西比較細緻。
簡單來說slub的結構是n(cpu數)個kmem_cache_cpu，和乙個kmem_cache_node組成。其中kmem_cache_cpu的目的是為了從技術層面上提高cpu命中快取，以及在同乙個頁面上不出現乙個髒的記憶體（即不同時被多個cpu持有）。我把這個實現機制手工在windows下實現了一套，在開啟多個kmem_cache_cpu的時候出現了個問題：
1.在釋放物件的時候，判斷是否是當前kmem_cache_cpu頁面所在
2.如果是，則直接插入
3.如果不是，釋放到鄰居節點
如果是單個kmem_cache_cpu肯定沒問題，但是在多個kmem_cache_cpu下，很可能會把其中乙個kmem_cache_cpu已經持有的頁面釋放到鄰居節點。舉個例子：
假設乙個頁面位址是0-9,
kmem_cache_cpu1，持有a頁面，空閒的情況為a0-a5
kmem_cache_cpu2，持有b頁面，
當輪到kmem_cache_cpu2執行的時候，乙個a頁面的位址a6釋放，程式檢測到非b頁面，則直接釋放到鄰居節點。那麼這個時候a頁面已經被切割成兩段，並且在公共的鄰居節點中。這個時候反而是增加了記憶體的髒度。後仔細看**發現，原始碼中有這段：
struct kmem_cache_cpu ;
struct page *page;了嗎？之前一直忽略它。並且真相在分配的函式裡面，
如果freelist無效的話，會多查詢一次page頁
的位址。
2023年1月15日增
細緻看了下，覺得這個地方還是有bug。
釋放上就兩個步驟
1)走本地page
2)node節點
申請上比較複雜
1)走本地freelist
2)走本頁page
3)走鄰居節點
4)走系統
並且做了一些看似應該釋放做的事:
1)如果page和freelist都為空，則走deactivate_slab();
deactivate_slab中有很多相容的判斷，要一一捨棄。閱讀原始碼最痛苦的就是這點。
其中用到了個值page->inuse。這個值很奇怪，它指的是在kmem_cache_cpu當前+使用中的物件，如果釋放了則
進行減一，所以你看不到他的++。
1)如果page->inuse大於0，並且freelist還有值，加入鄰居。這個估計是相容的**，之前的判斷freelist不為空
2)反之，加到鄰居鍊錶。
3)如果當前鄰居鍊錶滿，則釋放掉
2)如果freelist為空，page不為空，很可能其他的kmem_cache_cpu釋放了物件，則走load_freelist:
疑問一：
就是加入鄰居鍊錶和釋放加入鄰居鍊錶的衝突。從條件上看，其實兩個都是依賴page->freelist是否為空加入，但是在deactivate_slab加入鄰居節點後，並沒有對page->freelist進行處理，如果這時候有物件釋放，是否會造成重複加入？
這個疑問是我弄錯了，如果page->inuse==0,表示物件都已經釋放，不會觸發再次釋放
疑問二：在多個kmem_cache_cpu情況下，釋放的元素都是放到共同的鄰居頁面，很有可能被其他的kmem_cache_cpu直接取到，這樣就造成2個不同的kmem_cache_cpu共享同個頁面，這就違背了裡面快取命中的功能。
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