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diff --git a/Documentation/translations/it_IT/doc-guide/sphinx.rst b/Documentation/translations/it_IT/doc-guide/sphinx.rst index 0046d75d9a70..9762452c584c 100644 --- a/Documentation/translations/it_IT/doc-guide/sphinx.rst +++ b/Documentation/translations/it_IT/doc-guide/sphinx.rst @@ -35,7 +35,7 @@ Installazione Sphinx ==================== I marcatori ReST utilizzati nei file in Documentation/ sono pensati per essere -processati da ``Sphinx`` nella versione 1.3 o superiore. +processati da ``Sphinx`` nella versione 1.7 o superiore. Esiste uno script che verifica i requisiti Sphinx. Per ulteriori dettagli consultate :ref:`it_sphinx-pre-install`. @@ -53,11 +53,6 @@ pacchettizzato dalla vostra distribuzione. .. note:: - #) Le versioni di Sphinx inferiori alla 1.5 non funzionano bene - con il pacchetto Python docutils versione 0.13.1 o superiore. - Se volete usare queste versioni, allora dovere eseguire - ``pip install 'docutils==0.12'``. - #) Viene raccomandato l'uso del tema RTD per la documentazione in HTML. A seconda della versione di Sphinx, potrebbe essere necessaria l'installazione tramite il comando ``pip install sphinx_rtd_theme``. @@ -67,13 +62,13 @@ pacchettizzato dalla vostra distribuzione. utilizzando LaTeX. Per una corretta interpretazione, è necessario aver installato texlive con i pacchetti amdfonts e amsmath. -Riassumendo, se volete installare la versione 1.7.9 di Sphinx dovete eseguire:: +Riassumendo, se volete installare la versione 2.4.4 di Sphinx dovete eseguire:: - $ virtualenv sphinx_1.7.9 - $ . sphinx_1.7.9/bin/activate - (sphinx_1.7.9) $ pip install -r Documentation/sphinx/requirements.txt + $ virtualenv sphinx_2.4.4 + $ . sphinx_2.4.4/bin/activate + (sphinx_2.4.4) $ pip install -r Documentation/sphinx/requirements.txt -Dopo aver eseguito ``. sphinx_1.7.9/bin/activate``, il prompt cambierà per +Dopo aver eseguito ``. sphinx_2.4.4/bin/activate``, il prompt cambierà per indicare che state usando il nuovo ambiente. Se aprite un nuova sessione, prima di generare la documentazione, dovrete rieseguire questo comando per rientrare nell'ambiente virtuale. @@ -94,7 +89,7 @@ Generazione in PDF e LaTeX -------------------------- Al momento, la generazione di questi documenti è supportata solo dalle -versioni di Sphinx superiori alla 1.4. +versioni di Sphinx superiori alla 2.4. Per la generazione di PDF e LaTeX, avrete bisogno anche del pacchetto ``XeLaTeX`` nella versione 3.14159265 @@ -119,8 +114,8 @@ l'installazione:: You should run: sudo dnf install -y texlive-luatex85 - /usr/bin/virtualenv sphinx_1.7.9 - . sphinx_1.7.9/bin/activate + /usr/bin/virtualenv sphinx_2.4.4 + . sphinx_2.4.4/bin/activate pip install -r Documentation/sphinx/requirements.txt Can't build as 1 mandatory dependency is missing at ./scripts/sphinx-pre-install line 468. diff --git a/Documentation/translations/it_IT/process/changes.rst b/Documentation/translations/it_IT/process/changes.rst index 87d081889bfc..dc7193377b7f 100644 --- a/Documentation/translations/it_IT/process/changes.rst +++ b/Documentation/translations/it_IT/process/changes.rst @@ -57,7 +57,7 @@ mcelog 0.6 mcelog --version iptables 1.4.2 iptables -V openssl & libcrypto 1.0.0 openssl version bc 1.06.95 bc --version -Sphinx\ [#f1]_ 1.3 sphinx-build --version +Sphinx\ [#f1]_ 1.7 sphinx-build --version ====================== ================= ======================================== .. [#f1] Sphinx è necessario solo per produrre la documentazione del Kernel diff --git a/Documentation/translations/it_IT/process/submitting-patches.rst b/Documentation/translations/it_IT/process/submitting-patches.rst index c2fb712a1377..4fb5b3aa306d 100644 --- a/Documentation/translations/it_IT/process/submitting-patches.rst +++ b/Documentation/translations/it_IT/process/submitting-patches.rst @@ -276,25 +276,6 @@ cosicché l'informazione possa trovare la sua strada nel manuale. Le modifiche all'API dello spazio utente dovrebbero essere inviate in copia anche a linux-api@vger.kernel.org. -Per le piccole patch potreste aggiungere in CC l'indirizzo -*Trivial Patch Monkey trivial@kernel.org* che ha lo scopo di raccogliere -le patch "banali". Date uno sguardo al file MAINTAINERS per vedere chi -è l'attuale amministratore. - -Le patch banali devono rientrare in una delle seguenti categorie: - -- errori grammaticali nella documentazione -- errori grammaticali negli errori che potrebbero rompere :manpage:`grep(1)` -- correzione di avvisi di compilazione (riempirsi di avvisi inutili è negativo) -- correzione di errori di compilazione (solo se correggono qualcosa sul serio) -- rimozione di funzioni/macro deprecate -- sostituzione di codice non potabile con uno portabile (anche in codice - specifico per un'architettura, dato che le persone copiano, fintanto che - la modifica sia banale) -- qualsiasi modifica dell'autore/manutentore di un file (in pratica - "patch monkey" in modalità ritrasmissione) - - Niente: MIME, links, compressione, allegati. Solo puro testo ------------------------------------------------------------- diff --git a/Documentation/translations/ja_JP/SubmittingPatches b/Documentation/translations/ja_JP/SubmittingPatches index 6854f5add72e..0d308edef781 100644 --- a/Documentation/translations/ja_JP/SubmittingPatches +++ b/Documentation/translations/ja_JP/SubmittingPatches @@ -208,21 +208,6 @@ VGER.KERNEL.ORG でホスティングされているメーリングリストの たとえ、メンテナが #5 で反応がなかったとしても、メンテナのコードに変更を 加えたときには、いつもメンテナに CC するのを忘れないようにしてください。 -小さなパッチであれば、Trivial Patch Monkey(ちょっとしたパッチを集めている) -<trivial@kernel.org>に CC してもいいです。その現管理者については MAINTAINERS -ファイルを見てください。ちょっとしたパッチとは以下のルールのどれか1つを満たして -いなければなりません。 - ・ドキュメントのスペルミスの修正 - ・grep(1) コマンドによる検索を困難にしているスペルの修正 - ・コンパイル時の警告の修正(無駄な警告が散乱することは好ましくないた - めです) - ・コンパイル問題の修正(それらの修正が本当に正しい場合に限る) - ・実行時の問題の修正(それらの修正が本当に問題を修正している場合に限る) - ・廃止予定の関数やマクロを使用しているコードの除去(例 check_region ) - ・問い合わせ先やドキュメントの修正 - ・移植性のないコードから移植性のあるコードへの置き換え(小さい範囲で - あればアーキテクチャ特有のことでも他の人がコピーできます) - ・作者やメンテナによる修正(すなわち patch monkey の再転送モード) 7) MIME やリンクや圧縮ファイルや添付ファイルではなくプレインテキストのみ diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/PCI/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/PCI/index.rst index 5c96017e9f41..16acb2bd9b58 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/PCI/index.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/PCI/index.rst @@ -22,13 +22,14 @@ Linux PCI总线子系统 :numbered: pci - -Todolist: - pciebus-howto pci-iov-howto msi-howto sysfs-pci + + +Todolist: + acpi-info pci-error-recovery pcieaer-howto diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/PCI/msi-howto.rst b/Documentation/translations/zh_CN/PCI/msi-howto.rst new file mode 100644 index 000000000000..7ea4d50cdad2 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/PCI/msi-howto.rst @@ -0,0 +1,233 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: <isonum.txt> +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/PCI/msi-howto.rst + +:翻译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + +:校译: + + + +=========== +MSI驱动指南 +=========== + +:作者: Tom L Nguyen; Martine Silbermann; Matthew Wilcox + +:版权: 2003, 2008 Intel Corporation + +关于本指南 +========== + +本指南介绍了消息标记中断（MSI）的基本知识，使用MSI相对于传统中断机制的优势，如何 +改变你的驱动程序以使用MSI或MSI-X，以及在设备不支持MSI时可以尝试的一些基本诊断方法。 + + +什么是MSI? +========== + +信息信号中断是指从设备写到一个特殊的地址，导致CPU接收到一个中断。 + +MSI能力首次在PCI 2.2中规定，后来在PCI 3.0中得到增强，允许对每个中断进行单独屏蔽。 +MSI-X功能也随着PCI 3.0被引入。它比MSI支持每个设备更多的中断，并允许独立配置中断。 + +设备可以同时支持MSI和MSI-X，但一次只能启用一个。 + + +为什么用MSI? +============ + +有三个原因可以说明为什么使用MSI比传统的基于针脚的中断有优势。 + +基于针脚的PCI中断通常在几个设备之间共享。为了支持这一点，内核必须调用每个与中断相 +关的中断处理程序，这导致了整个系统性能的降低。MSI从不共享，所以这个问题不会出现。 + +当一个设备将数据写入内存，然后引发一个基于引脚的中断时，有可能在所有的数据到达内存 +之前，中断就已经到达了（这在PCI-PCI桥后面的设备中变得更有可能）。为了确保所有的数 +据已经到达内存中，中断处理程序必须在引发中断的设备上读取一个寄存器。PCI事务排序规 +则要求所有的数据在返回寄存器的值之前到达内存。使用MSI可以避免这个问题，因为中断产 +生的写入不能通过数据写入，所以当中断发生时，驱动程序知道所有的数据已经到达内存中。 + +PCI设备每个功能只能支持一个基于引脚的中断。通常情况下，驱动程序必须查询设备以找出 +发生了什么事件，这就减慢了对常见情况的中断处理。有了MSI，设备可以支持更多的中断， +允许每个中断被专门用于不同的目的。一种可能的设计是给不经常发生的情况（如错误）提供 +自己的中断，这使得驱动程序可以更有效地处理正常的中断处理路径。其他可能的设计包括给 +网卡的每个数据包队列或存储控制器的每个端口提供一个中断。 + + +如何使用MSI +=========== + +PCI设备被初始化为使用基于引脚的中断。设备驱动程序必须将设备设置为使用MSI或MSI-X。 +并非所有的机器都能正确地支持MSI，对于这些机器，下面描述的API将简单地失败，设备将 +继续使用基于引脚的中断。 + +加入内核对MSI的支持 +------------------- + +为了支持MSI或MSI-X，内核在构建时必须启用CONFIG_PCI_MSI选项。这个选项只在某些架 +构上可用，而且它可能取决于其他一些选项的设置。例如，在x86上，你必须同时启用X86_UP_APIC +或SMP，才能看到CONFIG_PCI_MSI选项。 + +使用MSI +------- + +大部分沉重的工作是在PCI层为驱动程序完成的。驱动程序只需要请求PCI层为这个设备设置 +MSI功能。 + +要自动使用MSI或MSI-X中断向量，请使用以下函数:: + + int pci_alloc_irq_vectors(struct pci_dev *dev, unsigned int min_vecs, + unsigned int max_vecs, unsigned int flags); + +它为一个PCI设备分配最多至max_vecs的中断向量。它返回分配的向量数量或一个负的错误。 +如果设备对最小数量的向量有要求，驱动程序可以传递一个min_vecs参数，设置为这个限制， +如果PCI核不能满足最小数量的向量，将返回-ENOSPC。 + +flags参数用来指定设备和驱动程序可以使用哪种类型的中断（PCI_IRQ_LEGACY, PCI_IRQ_MSI, +PCI_IRQ_MSIX）。一个方便的短语（PCI_IRQ_ALL_TYPES）也可以用来要求任何可能的中断类型。 +如果PCI_IRQ_AFFINITY标志被设置，pci_alloc_irq_vectors()将把中断分散到可用的CPU上。 + +要获得传递给require_irq()和free_irq()的Linux IRQ号码和向量，请使用以下函数:: + + int pci_irq_vector(struct pci_dev *dev, unsigned int nr); + +在删除设备之前，应使用以下功能释放任何已分配的资源:: + + void pci_free_irq_vectors(struct pci_dev *dev); + +如果一个设备同时支持MSI-X和MSI功能，这个API将优先使用MSI-X，而不是MSI。MSI-X支 +持1到2048之间的任何数量的中断。相比之下，MSI被限制为最多32个中断（而且必须是2的幂）。 +此外，MSI中断向量必须连续分配，所以系统可能无法为MSI分配像MSI-X那样多的向量。在一 +些平台上，MSI中断必须全部针对同一组CPU，而MSI-X中断可以全部针对不同的CPU。 + +如果一个设备既不支持MSI-X，也不支持MSI，它就会退回到一个传统的IRQ向量。 + +MSI或MSI-X中断的典型用法是分配尽可能多的向量，可能达到设备支持的极限。如果nvec大于 +设备支持的数量，它将自动被限制在支持的限度内，所以没有必要事先查询支持的向量的数量。:: + + nvec = pci_alloc_irq_vectors(pdev, 1, nvec, PCI_IRQ_ALL_TYPES) + if (nvec < 0) + goto out_err; + +如果一个驱动程序不能或不愿意处理可变数量的MSI中断，它可以要求一个特定数量的中断，将该 +数量作为“min_vecs“和“max_vecs“参数传递给pci_alloc_irq_vectors()函数。:: + + ret = pci_alloc_irq_vectors(pdev, nvec, nvec, PCI_IRQ_ALL_TYPES); + if (ret < 0) + goto out_err; + +上述请求类型的最臭名昭著的例子是为一个设备启用单一的MSI模式。它可以通过传递两个1作为 +'min_vecs'和'max_vecs'来实现:: + + ret = pci_alloc_irq_vectors(pdev, 1, 1, PCI_IRQ_ALL_TYPES); + if (ret < 0) + goto out_err; + +一些设备可能不支持使用传统的线路中断，在这种情况下，驱动程序可以指定只接受MSI或MSI-X。:: + + nvec = pci_alloc_irq_vectors(pdev, 1, nvec, PCI_IRQ_MSI | PCI_IRQ_MSIX); + if (nvec < 0) + goto out_err; + +传统API +----------- + +以下用于启用和禁用MSI或MSI-X中断的旧API不应该在新代码中使用:: + + pci_enable_msi() /* deprecated */ + pci_disable_msi() /* deprecated */ + pci_enable_msix_range() /* deprecated */ + pci_enable_msix_exact() /* deprecated */ + pci_disable_msix() /* deprecated */ + +此外，还有一些API来提供支持的MSI或MSI-X向量的数量：pci_msi_vec_count()和 +pci_msix_vec_count()。一般来说，应该避免使用这些方法，而是让pci_alloc_irq_vectors() +来限制向量的数量。如果你对向量的数量有合法的特殊用例，我们可能要重新审视这个决定， +并增加一个pci_nr_irq_vectors()助手，透明地处理MSI和MSI-X。 + +使用MSI时需要考虑的因素 +----------------------- + +自旋锁 +~~~~~~ + +大多数设备驱动程序都有一个每的自旋锁，在中断处理程序中被占用。对于基于引脚的中断 +或单一的MSI，没有必要禁用中断（Linux保证同一中断不会被重新输入）。如果一个设备 +使用多个中断，驱动程序必须在锁被持有的时候禁用中断。如果设备发出一个不同的中断， +驱动程序将死锁，试图递归地获取自旋锁。这种死锁可以通过使用spin_lock_irqsave() +或spin_lock_irq()来避免，它们可以禁用本地中断并获取锁（见《不可靠的锁定指南》）。 + +如何判断一个设备上是否启用了MSI/MSI-X +------------------------------------- + +使用“lspci -v“（以root身份）可能会显示一些具有“MSI“、“Message Signalled Interrupts“ +或“MSI-X“功能的设备。这些功能中的每一个都有一个“启用“标志，后面是“+“（启用） +或“-“（禁用）。 + + +MSI特性 +======= + +众所周知，一些PCI芯片组或设备不支持MSI。PCI协议栈提供了三种禁用MSI的方法: + +1. 全局的 +2. 在一个特定的桥后面的所有设备上 +3. 在单一设备上 + +全局禁用MSI +----------- + +一些主控芯片组根本无法正确支持MSI。如果我们幸运的话，制造商知道这一点，并在 +ACPI FADT表中指明了它。在这种情况下，Linux会自动禁用MSI。有些板卡在表中没 +有包括这一信息，因此我们必须自己检测它们。完整的列表可以在drivers/pci/quirks.c +中的quirk_disable_all_msi()函数附近找到。 + +如果你有一块有MSI问题的板子，你可以在内核命令行中传递pci=nomsi来禁用所有设 +备上的MSI。你最好把问题报告给linux-pci@vger.kernel.org，包括完整的 +“lspci -v“，这样我们就可以把这些怪癖添加到内核中。 + +禁用桥下的MSI +------------- + +一些PCI桥接器不能在总线之间正确地路由MSI。在这种情况下，必须在桥接器后面的所 +有设备上禁用MSI。 + +一些桥接器允许你通过改变PCI配置空间的一些位来启用MSI（特别是Hypertransport +芯片组，如nVidia nForce和Serverworks HT2000）。与主机芯片组一样，Linux大 +多知道它们，如果可以的话，会自动启用MSI。如果你有一个Linux不知道的网桥，你可以 +用你知道的任何方法在配置空间中启用MSI，然后通过以下方式在该网桥上启用MSI:: + + echo 1 > /sys/bus/pci/devices/$bridge/msi_bus + +其中$bridge是你所启用的桥的PCI地址（例如0000:00:0e.0）。 + +要禁用MSI，请回显0而不是1。改变这个值应该谨慎进行，因为它可能会破坏这个桥下面所 +有设备的中断处理。 + +同样，请通知 linux-pci@vger.kernel.org 任何需要特殊处理的桥。 + +在单一设备上关闭MSIs +-------------------- + +众所周知，有些设备的MSI实现是有问题的。通常情况下，这是在单个设备驱动程序中处理的， +但偶尔也有必要用一个古怪的方法来处理。一些驱动程序有一个选项可以禁用MSI的使用。虽然 +这对驱动程序的作者来说是一个方便的变通办法，但这不是一个好的做法，不应该被模仿。 + +寻找设备上MSI被禁用的原因 +------------------------- + +从以上三个部分，你可以看到有许多原因导致MSI没有在某个设备上被启用。你的第一步应该是 +仔细检查你的dmesg以确定你的机器是否启用了MSI。你还应该检查你的.config以确定你已经 +启用了CONFIG_PCI_MSI。 + +然后，“lspci -t“给出一个设备上面的网列表。读取 ``/sys/bus/pci/devices/*/msi_bus`` +将告诉你MSI是否被启用（1）或禁用（0）。如果在任何属于PCI根和设备之间的桥的msi_bus +文件中发现0，说明MSI被禁用。 + +也需要检查设备驱动程序，看它是否支持MSI。例如，它可能包含对带有PCI_IRQ_MSI或 +PCI_IRQ_MSIX标志的pci_alloc_irq_vectors（）的调用。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/PCI/pci-iov-howto.rst b/Documentation/translations/zh_CN/PCI/pci-iov-howto.rst new file mode 100644 index 000000000000..fbc83dfdcead --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/PCI/pci-iov-howto.rst @@ -0,0 +1,170 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: <isonum.txt> +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/PCI/pci-iov-howto.rst + +:翻译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + +:校译: + + + +.. _cn_pci-iov-howto: + +========================== +PCI Express I/O 虚拟化指南 +========================== + +:版权: |copy| 2009 Intel Corporation +:作者: - Yu Zhao <yu.zhao@intel.com> + - Donald Dutile <ddutile@redhat.com> + +概述 +==== + +什么是SR-IOV +------------ + +单根I/O虚拟化（SR-IOV）是一种PCI Express扩展功能，它使一个物理设备显示为多个 +虚拟设备。物理设备被称为物理功能（PF），而虚拟设备被称为虚拟功能（VF）。VF的分 +配可以由PF通过封装在该功能中的寄存器动态控制。默认情况下，该功能未被启用，PF表 +现为传统的PCIe设备。一旦开启，每个VF的PCI配置空间都可以通过自己的总线、设备和 +功能编号（路由ID）来访问。而且每个VF也有PCI内存空间，用于映射其寄存器集。VF设 +备驱动程序对寄存器集进行操作，这样它就可以发挥功能，并作为一个真正的现有PCI设备 +出现。 + +使用指南 +======== + +我怎样才能启用SR-IOV功能 +------------------------ + +有多种方法可用于SR-IOV的启用。在第一种方法中，设备驱动（PF驱动）将通过SR-IOV +核心提供的API控制功能的启用和禁用。如果硬件具有SR-IOV能力，加载其PF驱动器将启 +用它和与PF相关的所有VF。一些PF驱动需要设置一个模块参数，以确定要启用的VF的数量。 +在第二种方法中，对sysfs文件sriov_numvfs的写入将启用和禁用与PCIe PF相关的VF。 +这种方法实现了每个PF的VF启用/禁用值，而第一种方法则适用于同一设备的所有PF。此外， +PCI SRIOV核心支持确保启用/禁用操作是有效的，以减少同一检查在多个驱动程序中的重 +复，例如，如果启用VF，检查numvfs == 0，确保numvfs <= totalvfs。 +第二种方法是对新的/未来的VF设备的推荐方法。 + +我怎样才能使用虚拟功能 +---------------------- + +在内核中，VF被视为热插拔的PCI设备，所以它们应该能够以与真正的PCI设备相同的方式 +工作。VF需要的设备驱动与普通PCI设备的驱动相同。 + +开发者指南 +========== + +SR-IOV API +---------- + +用来开启SR-IOV功能: + +(a) 对于第一种方法，在驱动程序中:: + + int pci_enable_sriov(struct pci_dev *dev, int nr_virtfn); + +nr_virtfn'是要启用的VF的编号。 + +(b) 对于第二种方法，从sysfs:: + + echo 'nr_virtfn' > \ + /sys/bus/pci/devices/<DOMAIN:BUS:DEVICE.FUNCTION>/sriov_numvfs + +用来关闭SR-IOV功能: + +(a) 对于第一种方法，在驱动程序中:: + + void pci_disable_sriov(struct pci_dev *dev); + +(b) 对于第二种方法，从sysfs:: + + echo 0 > \ + /sys/bus/pci/devices/<DOMAIN:BUS:DEVICE.FUNCTION>/sriov_numvfs + +要想通过主机上的兼容驱动启用自动探测VF，在启用SR-IOV功能之前运行下面的命令。这 +是默认的行为。 +:: + + echo 1 > \ + /sys/bus/pci/devices/<DOMAIN:BUS:DEVICE.FUNCTION>/sriov_drivers_autoprobe + +要禁止主机上的兼容驱动自动探测VF，请在启用SR-IOV功能之前运行以下命令。更新这个 +入口不会影响已经被探测的VF。 +:: + + echo 0 > \ + /sys/bus/pci/devices/<DOMAIN:BUS:DEVICE.FUNCTION>/sriov_drivers_autoprobe + +用例 +---- + +下面的代码演示了SR-IOV API的用法 +:: + + static int dev_probe(struct pci_dev *dev, const struct pci_device_id *id) + { + pci_enable_sriov(dev, NR_VIRTFN); + + ... + + return 0; + } + + static void dev_remove(struct pci_dev *dev) + { + pci_disable_sriov(dev); + + ... + } + + static int dev_suspend(struct pci_dev *dev, pm_message_t state) + { + ... + + return 0; + } + + static int dev_resume(struct pci_dev *dev) + { + ... + + return 0; + } + + static void dev_shutdown(struct pci_dev *dev) + { + ... + } + + static int dev_sriov_configure(struct pci_dev *dev, int numvfs) + { + if (numvfs > 0) { + ... + pci_enable_sriov(dev, numvfs); + ... + return numvfs; + } + if (numvfs == 0) { + .... + pci_disable_sriov(dev); + ... + return 0; + } + } + + static struct pci_driver dev_driver = { + .name = "SR-IOV Physical Function driver", + .id_table = dev_id_table, + .probe = dev_probe, + .remove = dev_remove, + .suspend = dev_suspend, + .resume = dev_resume, + .shutdown = dev_shutdown, + .sriov_configure = dev_sriov_configure, + }; diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/PCI/pciebus-howto.rst b/Documentation/translations/zh_CN/PCI/pciebus-howto.rst new file mode 100644 index 000000000000..65c4301f12cd --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/PCI/pciebus-howto.rst @@ -0,0 +1,192 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: <isonum.txt> +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/PCI/pciebus-howto.rst + +:翻译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + +:校译: + + + +.. _cn_pciebus-howto: + +=========================== +PCI Express端口总线驱动指南 +=========================== + +:作者: Tom L Nguyen tom.l.nguyen@intel.com 11/03/2004 +:版权: |copy| 2004 Intel Corporation + +关于本指南 +========== + +本指南介绍了PCI Express端口总线驱动程序的基本知识，并提供了如何使服务驱 +动程序在PCI Express端口总线驱动程序中注册/取消注册的介绍。 + + +什么是PCI Express端口总线驱动程序 +================================= + +一个PCI Express端口是一个逻辑的PCI-PCI桥结构。有两种类型的PCI Express端 +口：根端口和交换端口。根端口从PCI Express根综合体发起一个PCI Express链接， +交换端口将PCI Express链接连接到内部逻辑PCI总线。交换机端口，其二级总线代表 +交换机的内部路由逻辑，被称为交换机的上行端口。交换机的下行端口是从交换机的内部 +路由总线桥接到代表来自PCI Express交换机的下游PCI Express链接的总线。 + +一个PCI Express端口可以提供多达四个不同的功能，在本文中被称为服务，这取决于 +其端口类型。PCI Express端口的服务包括本地热拔插支持（HP）、电源管理事件支持（PME）、 +高级错误报告支持（AER）和虚拟通道支持（VC）。这些服务可以由一个复杂的驱动程序 +处理，也可以单独分布并由相应的服务驱动程序处理。 + +为什么要使用PCI Express端口总线驱动程序？ +========================================= + +在现有的Linux内核中，Linux设备驱动模型允许一个物理设备只由一个驱动处理。 +PCI Express端口是一个具有多个不同服务的PCI-PCI桥设备。为了保持一个干净和简 +单的解决方案，每个服务都可以有自己的软件服务驱动。在这种情况下，几个服务驱动将 +竞争一个PCI-PCI桥设备。例如，如果PCI Express根端口的本机热拔插服务驱动程序 +首先被加载，它就会要求一个PCI-PCI桥根端口。因此，内核不会为该根端口加载其他服 +务驱动。换句话说，使用当前的驱动模型，不可能让多个服务驱动同时加载并运行在 +PCI-PCI桥设备上。 + +为了使多个服务驱动程序同时运行，需要有一个PCI Express端口总线驱动程序，它管 +理所有填充的PCI Express端口，并根据需要将所有提供的服务请求分配给相应的服务 +驱动程序。下面列出了使用PCI Express端口总线驱动程序的一些关键优势: + + - 允许在一个PCI-PCI桥接端口设备上同时运行多个服务驱动。 + + - 允许以独立的分阶段方式实施服务驱动程序。 + + - 允许一个服务驱动程序在多个PCI-PCI桥接端口设备上运行。 + + - 管理和分配PCI-PCI桥接端口设备的资源给要求的服务驱动程序。 + +配置PCI Express端口总线驱动程序与服务驱动程序 +============================================= + +将PCI Express端口总线驱动支持纳入内核 +------------------------------------- + +包括PCI Express端口总线驱动程序取决于内核配置中是否包含PCI Express支持。当内核 +中的PCI Express支持被启用时，内核将自动包含PCI Express端口总线驱动程序作为内核 +驱动程序。 + +启用服务驱动支持 +---------------- + +PCI设备驱动是基于Linux设备驱动模型实现的。所有的服务驱动都是PCI设备驱动。如上所述， +一旦内核加载了PCI Express端口总线驱动程序，就不可能再加载任何服务驱动程序。为了满 +足PCI Express端口总线驱动程序模型，需要对现有的服务驱动程序进行一些最小的改变，其 +对现有的服务驱动程序的功能没有影响。 + +服务驱动程序需要使用下面所示的两个API，将其服务注册到PCI Express端口总线驱动程 +序中（见第5.2.1和5.2.2节）。在调用这些API之前，服务驱动程序必须初始化头文件 +/include/linux/pcieport_if.h中的pcie_port_service_driver数据结构。如果不这 +样做，将导致身份不匹配，从而使PCI Express端口总线驱动程序无法加载服务驱动程序。 + +pcie_port_service_register +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ +:: + + int pcie_port_service_register(struct pcie_port_service_driver *new) + +这个API取代了Linux驱动模型的 pci_register_driver API。一个服务驱动应该总是在模 +块启动时调用 pcie_port_service_register。请注意，在服务驱动被加载后，诸如 +pci_enable_device(dev) 和 pci_set_master(dev) 的调用不再需要，因为这些调用由 +PCI端口总线驱动执行。 + +pcie_port_service_unregister +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ +:: + + void pcie_port_service_unregister(struct pcie_port_service_driver *new) + +pcie_port_service_unregister取代了Linux驱动模型的pci_unregister_driver。当一 +个模块退出时，它总是被服务驱动调用。 + +示例代码 +~~~~~~~~ + +下面是服务驱动代码示例，用于初始化端口服务的驱动程序数据结构。 +:: + + static struct pcie_port_service_id service_id[] = { { + .vendor = PCI_ANY_ID, + .device = PCI_ANY_ID, + .port_type = PCIE_RC_PORT, + .service_type = PCIE_PORT_SERVICE_AER, + }, { /* end: all zeroes */ } + }; + + static struct pcie_port_service_driver root_aerdrv = { + .name = (char *)device_name, + .id_table = &service_id[0], + + .probe = aerdrv_load, + .remove = aerdrv_unload, + + .suspend = aerdrv_suspend, + .resume = aerdrv_resume, + }; + +下面是一个注册/取消注册服务驱动的示例代码。 +:: + + static int __init aerdrv_service_init(void) + { + int retval = 0; + + retval = pcie_port_service_register(&root_aerdrv); + if (!retval) { + /* + * FIX ME + */ + } + return retval; + } + + static void __exit aerdrv_service_exit(void) + { + pcie_port_service_unregister(&root_aerdrv); + } + + module_init(aerdrv_service_init); + module_exit(aerdrv_service_exit); + +可能的资源冲突 +============== + +由于PCI-PCI桥接端口设备的所有服务驱动被允许同时运行，下面列出了一些可能的资源冲突和 +建议的解决方案。 + +MSI 和 MSI-X 向量资源 +--------------------- + +一旦设备上的MSI或MSI-X中断被启用，它就会一直保持这种模式，直到它们再次被禁用。由于同 +一个PCI-PCI桥接端口的服务驱动程序共享同一个物理设备，如果一个单独的服务驱动程序启用或 +禁用MSI/MSI-X模式，可能会导致不可预知的行为。 + +为了避免这种情况，所有的服务驱动程序都不允许在其设备上切换中断模式。PCI Express端口 +总线驱动程序负责确定中断模式，这对服务驱动程序来说应该是透明的。服务驱动程序只需要知道 +分配给结构体pcie_device的字段irq的向量IRQ，当PCI Express端口总线驱动程序探测每 +个服务驱动程序时，它被传入。服务驱动应该使用（struct pcie_device*）dev->irq来调用 +request_irq/free_irq。此外，中断模式被存储在struct pcie_device的interrupt_mode +字段中。 + +PCI内存/IO映射的区域 +-------------------- + +PCI Express电源管理（PME）、高级错误报告（AER）、热插拔（HP）和虚拟通道（VC）的服务 +驱动程序访问PCI Express端口的PCI配置空间。在所有情况下，访问的寄存器是相互独立的。这 +个补丁假定所有的服务驱动程序都会表现良好，不会覆盖其他服务驱动程序的配置设置。 + +PCI配置寄存器 +------------- + +每个服务驱动都在自己的功能结构体上运行PCI配置操作，除了PCI Express功能结构体，其中根控制 +寄存器和设备控制寄存器是在PME和AER之间共享。这个补丁假定所有的服务驱动都会表现良好，不会 +覆盖其他服务驱动的配置设置。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/PCI/sysfs-pci.rst b/Documentation/translations/zh_CN/PCI/sysfs-pci.rst new file mode 100644 index 000000000000..0d75c2e99d52 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/PCI/sysfs-pci.rst @@ -0,0 +1,126 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/PCI/sysfs-pci.rst + +:翻译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + +:校译: + + + +======================== +通过sysfs访问PCI设备资源 +======================== + +sysfs，通常挂载在/sys，在支持它的平台上提供对PCI资源的访问。例如，一个特定的总线可能看起 +来像这样:: + + /sys/devices/pci0000:17 + |-- 0000:17:00.0 + | |-- class + | |-- config + | |-- device + | |-- enable + | |-- irq + | |-- local_cpus + | |-- remove + | |-- resource + | |-- resource0 + | |-- resource1 + | |-- resource2 + | |-- revision + | |-- rom + | |-- subsystem_device + | |-- subsystem_vendor + | `-- vendor + `-- ... + +最上面的元素描述了PCI域和总线号码。在这种情况下，域号是0000，总线号是17（两个值都是十六进制）。 +这个总线在0号插槽中包含一个单一功能的设备。为了方便起见，我们复制了域和总线的编号。在设备目录 +下有几个文件，每个文件都有自己的功能。 + + =================== ===================================================== + 文件 功能 + =================== ===================================================== + class PCI级别 (ascii, ro) + config PCI配置空间 (binary, rw) + device PCI设备 (ascii, ro) + enable 设备是否被启用 (ascii, rw) + irq IRQ编号 (ascii, ro) + local_cpus 临近CPU掩码(cpumask, ro) + remove 从内核的列表中删除设备 (ascii, wo) + resource PCI资源主机地址 (ascii, ro) + resource0..N PCI资源N，如果存在的话 (binary, mmap, rw\ [1]_) + resource0_wc..N_wc PCI WC映射资源N，如果可预取的话 (binary, mmap) + revision PCI修订版 (ascii, ro) + rom PCI ROM资源，如果存在的话 (binary, ro) + subsystem_device PCI子系统设备 (ascii, ro) + subsystem_vendor PCI子系统供应商 (ascii, ro) + vendor PCI供应商 (ascii, ro) + =================== ===================================================== + +:: + + ro - 只读文件 + rw - 文件是可读和可写的 + wo - 只写文件 + mmap - 文件是可移动的 + ascii - 文件包含ascii文本 + binary - 文件包含二进制数据 + cpumask - 文件包含一个cpumask类型的 + +.. [1] rw 仅适用于 IORESOURCE_IO（I/O 端口）区域 + +只读文件是信息性的，对它们的写入将被忽略，但 "rom "文件除外。可写文件可以用来在设备上执 +行操作（例如，改变配置空间，分离设备）。 mmapable文件可以通过偏移量为0的文件的mmap获得， +可以用来从用户空间进行实际的设备编程。注意，有些平台不支持某些资源的mmapping，所以一定要 +检查任何尝试的mmap的返回值。其中最值得注意的是I/O端口资源，它也提供读/写访问。 + +enable "文件提供了一个计数器，表明设备已经被启用了多少次。如果'enable'文件目前返回'4'， +而一个'1'被呼入它，它将返回'5'。向它呼入一个'0'会减少计数。不过，即使它返回到0，一些初始 +化可能也不会被逆转。 + +rom "文件很特别，因为它提供了对设备ROM文件的只读访问，如果有的话。然而，它在默认情况下是 +禁用的，所以应用程序应该在尝试读取调用之前将字符串 "1 "写入该文件以启用它，并在访问之后将 +"0 "写入该文件以禁用它。请注意，设备必须被启用，才能成功返回数据。如果驱动没有被绑定到设备 +上，可以使用上面提到的 "enable "文件将其启用。 + +remove "文件是用来移除PCI设备的，通过向该文件写入一个非零的整数。这并不涉及任何形式的热插 +拔功能，例如关闭设备的电源。该设备被从内核的PCI设备列表中移除，它的sysfs目录被移除，并且该 +设备将被从任何连接到它的驱动程序中移除。移除PCI根总线是不允许的。 + +通过sysfs访问原有资源 +--------------------- + +如果底层平台支持的话，传统的I/O端口和ISA内存资源也会在sysfs中提供。它们位于PCI类的层次结构 +中，例如:: + + /sys/class/pci_bus/0000:17/ + |-- bridge -> ../../../devices/pci0000:17 + |-- cpuaffinity + |-- legacy_io + `-- legacy_mem + +legacy_io文件是一个读/写文件，可以被应用程序用来做传统的端口I/O。应用程序应该打开该文件，寻 +找所需的端口（例如0x3e8），并进行1、2或4字节的读或写。legacy_mem文件应该被mmapped，其偏移 +量与所需的内存偏移量相对应，例如0xa0000用于VGA帧缓冲器。然后，应用程序可以简单地解除引用返回 +的指针（当然是在检查了错误之后）来访问遗留内存空间。 + +支持新平台上的PCI访问 +--------------------- + +为了支持上述的PCI资源映射，Linux平台代码最好定义ARCH_GENERIC_PCI_MMAP_RESOURCE并使用该 +功能的通用实现。为了支持通过/proc/bus/pci中的文件实现mmap()的历史接口，平台也可以设置 +HAVE_PCI_MMAP。 + +另外，设置了 HAVE_PCI_MMAP 的平台可以提供他们自己的 pci_mmap_page_range() 实现，而不是定 +义 ARCH_GENERIC_PCI_MMAP_RESOURCE。 + +支持PCI资源的写组合映射的平台必须定义arch_can_pci_mmap_wc()，当写组合被允许时，在运行时应 +评估为非零。支持I/O资源映射的平台同样定义arch_can_pci_mmap_io()。 + +遗留资源由HAVE_PCI_LEGACY定义保护。希望支持遗留功能的平台应该定义它并提供 pci_legacy_read, +pci_legacy_write 和 pci_mmap_legacy_page_range 函数。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/accounting/delay-accounting.rst b/Documentation/translations/zh_CN/accounting/delay-accounting.rst new file mode 100644 index 000000000000..67d5606e5401 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/accounting/delay-accounting.rst @@ -0,0 +1,111 @@ +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/accounting/delay-accounting.rst + +:Translator: Yang Yang <yang.yang29@zte.com.cn> + +======== +延时计数 +======== + +任务在等待某些内核资源可用时，会造成延时。例如一个可运行的任务可能会等待 +一个空闲CPU来运行。 + +基于每任务的延时计数功能度量由以下情况造成的任务延时： + +a) 等待一个CPU（任务为可运行） +b) 完成由该任务发起的块I/O同步请求 +c) 页面交换 +d) 内存回收 + +并将这些统计信息通过taskstats接口提供给用户空间。 + +这些延时信息为适当的调整任务CPU优先级、io优先级、rss限制提供反馈。重要任务 +长期延时，表示可能需要提高其相关优先级。 + +通过使用taskstats接口，本功能还可提供一个线程组（对应传统Unix进程）所有任务 +（或线程）的总延时统计信息。此类汇总往往是需要的，由内核来完成更加高效。 + +用户空间的实体，特别是资源管理程序，可将延时统计信息汇总到任意组中。为实现 +这一点，任务的延时统计信息在其生命周期内和退出时皆可获取，从而确保可进行 +连续、完整的监控。 + +接口 +---- + +延时计数使用taskstats接口，该接口由本目录另一个单独的文档详细描述。Taskstats +向用户态返回一个通用数据结构，对应每pid或每tgid的统计信息。延时计数功能填写 +该数据结构的特定字段。见 + + include/linux/taskstats.h + +其描述了延时计数相关字段。系统通常以计数器形式返回 CPU、同步块 I/O、交换、内存 +回收等的累积延时。 + +取任务某计数器两个连续读数的差值，将得到任务在该时间间隔内等待对应资源的总延时。 + +当任务退出时，内核会将包含每任务的统计信息发送给用户空间，而无需额外的命令。 +若其为线程组最后一个退出的任务，内核还会发送每tgid的统计信息。更多详细信息见 +taskstats接口的描述。 + +tools/accounting目录中的用户空间程序getdelays.c提供了一些简单的命令，用以显示 +延时统计信息。其也是使用taskstats接口的示例。 + +用法 +---- + +使用以下配置编译内核:: + + CONFIG_TASK_DELAY_ACCT=y + CONFIG_TASKSTATS=y + +延时计数在启动时默认关闭。 +若需开启，在启动参数中增加:: + + delayacct + +本文后续的说明基于延时计数已开启。也可在系统运行时，使用sysctl的 +kernel.task_delayacct进行开关。注意，只有在启用延时计数后启动的 +任务才会有相关信息。 + +系统启动后，使用类似getdelays.c的工具获取任务或线程组（tgid）的延时信息。 + +getdelays命令的一般格式:: + + getdelays [-t tgid] [-p pid] [-c cmd...] + +获取pid为10的任务从系统启动后的延时信息:: + + # ./getdelays -p 10 + （输出信息和下例相似） + +获取所有tgid为5的任务从系统启动后的总延时信息:: + + # ./getdelays -t 5 + + + CPU count real total virtual total delay total + 7876 92005750 100000000 24001500 + IO count delay total + 0 0 + SWAP count delay total + 0 0 + RECLAIM count delay total + 0 0 + +获取指定简单命令运行时的延时信息:: + + # ./getdelays -c ls / + + bin data1 data3 data5 dev home media opt root srv sys usr + boot data2 data4 data6 etc lib mnt proc sbin subdomain tmp var + + + CPU count real total virtual total delay total + 6 4000250 4000000 0 + IO count delay total + 0 0 + SWAP count delay total + 0 0 + RECLAIM count delay total + 0 0 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/accounting/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/accounting/index.rst index 362e907b41f9..a34952e12a27 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/accounting/index.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/accounting/index.rst @@ -15,11 +15,11 @@ .. toctree:: :maxdepth: 1 + delay-accounting psi + taskstats Todolist: cgroupstats - delay-accounting - taskstats taskstats-struct diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/accounting/taskstats.rst b/Documentation/translations/zh_CN/accounting/taskstats.rst new file mode 100644 index 000000000000..307ac5ce0e4b --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/accounting/taskstats.rst @@ -0,0 +1,145 @@ +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/accounting/taskstats.rst + +:Translator: Yang Yang <yang.yang29@zte.com.cn> + +================ +每任务的统计接口 +================ + +Taskstats是一个基于netlink的接口，用于从内核向用户空间发送每任务及每进程的 +统计信息。 + +Taskstats设计目的： + +- 在任务生命周期内和退出时高效的提供统计信息 +- 统一不同计数子系统的接口 +- 支持未来计数系统的扩展 + +术语 +---- + +“pid”、“tid”、“任务”互换使用，用于描述由struct task_struct定义的标准 +Linux任务。“每pid的统计数据”等价于“每任务的统计数据”。 + +“tgid”、“进程”、“线程组”互换使用，用于描述共享mm_struct的任务集， +也就是传统的Unix进程。尽管使用了tgid这个词，即使一个任务是线程组组长， +对它的处理也没有什么不同。只要一个进程还有任何归属它的任务，它就被认为 +活着。 + +用法 +---- + +为了在任务生命周期内获得统计信息，用户空间需打开一个单播的netlink套接字 +（NETLINK_GENERIC族）然后发送指定pid或tgid的命令。响应消息中包含单个 +任务的统计信息（若指定了pid）或进程所有任务汇总的统计信息（若指定了tgid）。 + +为了在任务退出时获取统计信息，用户空间的监听者发送一个指定cpu掩码的注册命令。 +cpu掩码内的cpu上有任务退出时，每pid的统计信息将发送给注册成功的监听者。使用 +cpu掩码可以限制一个监听者收到的数据，并有助于对netlink接口进行流量控制，后文 +将进行更详细的解释。 + +如果正在退出的任务是线程组中最后一个退出的线程，额外一条包含每tgid统计信息的 +记录也将发送给用户空间。后者包含线程组中所有线程（包括过去和现在）的每pid统计 +信息总和。 + +getdelays.c是一个简单的示例，用以演示如何使用taskstats接口获取延迟统计信息。 +用户可注册cpu掩码、发送命令和处理响应、监听每tid/tgid退出数据、将收到的数据 +写入文件、通过增大接收缓冲区进行基本的流量控制。 + +接口 +---- + +内核用户接口封装在include/linux/taskstats.h。 + +为避免本文档随着接口的演进而过期，本文仅给出当前版本的概要。当本文与taskstats.h +不一致时，以taskstats.h为准。 + +struct taskstats是每pid和每tgid数据共用的计数结构体。它是版本化的，可在内核新增 +计数子系统时进行扩展。taskstats.h中定义了各字段及语义。 + +用户、内核空间的数据交换是属于NETLINK_GENERIC族的netlink消息，使用netlink属性 +接口。消息格式如下:: + + +----------+- - -+-------------+-------------------+ + | nlmsghdr | Pad | genlmsghdr | taskstats payload | + +----------+- - -+-------------+-------------------+ + +Taskstats载荷有三种类型： + +1. 命令：由用户发送给内核。获取指定pid/tgid数据的命令包含一个类型为 +TASKSTATS_CMD_ATTR_PID/TGID的属性，该属性包含u32的pid或tgid载荷。 +pid/tgid指示用户空间要统计的任务/进程。 + +注册/注销获取指定cpu集上退出数据的命令包含一个类型为 +TASKSTATS_CMD_ATTR_REGISTER/DEREGISTER_CPUMASK的属性，该属性包含cpu掩码载荷。 +cpu掩码是以ascii码表示，用逗号分隔的cpu范围。例如若需监听1,2,3,5,7,8号cpu的 +退出数据，cpu掩码表示为"1-3,5,7-8"。若用户空间在关闭监听套接字前忘了注销监听 +的cpu集，随着时间的推移，内核会清理此监听集。但是，出于提效的目的，建议明确 +执行注销。 + +2. 命令的应答：内核发出应答用户空间的命令。载荷有三类属性： + +a) TASKSTATS_TYPE_AGGR_PID/TGID： 本属性不包含载荷，用以指示其后为被统计对象 +的pig/tgid。 + +b) TASKSTATS_TYPE_PID/TGID：本属性的载荷为pig/tgid，其统计信息将被返回。 + +c) TASKSTATS_TYPE_STATS：本属性的载荷为一个struct taskstats实例。每pid和 +每tgid统计信息共用该结构体。 + +3. 内核会在任务退出时发送新消息。其载荷包含一系列以下类型的属性： + +a) TASKSTATS_TYPE_AGGR_PID：指示其后两个属性为pid+stats。 +b) TASKSTATS_TYPE_PID：包含退出任务的pid。 +c) TASKSTATS_TYPE_STATS：包含退出任务的每pid统计信息 +d) TASKSTATS_TYPE_AGGR_TGID：指示其后两个属性为tgid+stats。 +e) TASKSTATS_TYPE_TGID：包含任务所属进程的tgid +f) TASKSTATS_TYPE_STATS：包含退出任务所属进程的每tgid统计信息 + +每tgid的统计 +------------ + +除了每任务的统计信息，taskstats还提供每进程的统计信息，因为资源管理通常以进程 +粒度完成，并且仅在用户空间聚合任务统计信息效率低下且可能不准确（缺乏原子性）。 + +然而，除了每任务统计信息，在内核中维护每进程统计信息存在额外的时间和空间开销。 +为解决此问题，taskstats代码将退出任务的统计信息累积到进程范围的数据结构中。 +当进程最后一个任务退出时，累积的进程级数据也会发送到用户空间（与每任务数据一起）。 + +当用户查询每tgid数据时，内核将指定线程组中所有活动线程的统计信息相加，并添加到 +该线程组的累积总数（含之前退出的线程）。 + +扩展taskstats +------------- + +有两种方法可在未来修改内核扩展taskstats接口，以导出更多的每任务/进程统计信息： + +1. 在现有struct taskstats末尾增加字段。该结构体中的版本号确保了向后兼容性。 +用户空间将仅使用与其版本对应的结构体字段。 + +2. 定义单独的统计结构体并使用netlink属性接口返回对应的数据。由于用户空间独立 +处理每个netlink属性，所以总是可以忽略其不理解类型的属性（因为使用了旧版本接口）。 + +在1.和2.之间进行选择，属于权衡灵活性和开销的问题。若仅需增加少数字段，那么1.是 +首选方法，因为内核和用户空间无需承担处理新netlink属性的开销。但若新字段过多的 +扩展现有结构体，导致不同的用户空间计数程序不必要的接收大型结构体，而对结构体 +字段并不感兴趣，那么2.是值得的。 + +Taskstats的流量控制 +------------------- + +当退出任务数速率变大，监听者可能跟不上内核发送每tid/tgid退出数据的速率，而导致 +数据丢失。taskstats结构体变大、cpu数量上升，都会导致这种可能性增加。 + +为避免统计信息丢失，用户空间应执行以下操作中至少一项： + +- 增大监听者用于接收退出数据的netlink套接字接收缓存区。 + +- 创建更多的监听者，减少每个监听者监听的cpu数量。极端情况下可为每个cpu创建 + 一个监听者。用户还可考虑将监听者的cpu亲和性设置为监听cpu的子集，特别是当他们 + 仅监听一个cpu。 + +尽管采取了这些措施，若用户空间仍收到指示接收缓存区溢出的ENOBUFS错误消息， +则应采取其他措施处理数据丢失。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/README.rst b/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/README.rst index 980eb20521cf..d20949e8bf6f 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/README.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/README.rst @@ -133,7 +133,7 @@ Linux内核5.x版本 <http://kernel.org/> 即使只升级一个小版本，也不要跳过此步骤。每个版本中都会添加新的配置选项， 如果配置文件没有按预定设置，就会出现奇怪的问题。如果您想以最少的工作量 - 将现有配置升级到新版本，请使用 ``makeoldconfig`` ，它只会询问您新配置 + 将现有配置升级到新版本，请使用 ``make oldconfig`` ，它只会询问您新配置 选项的答案。 - 其他配置命令包括:: @@ -161,7 +161,7 @@ Linux内核5.x版本 <http://kernel.org/> "make ${PLATFORM}_defconfig" 使用arch/$arch/configs/${PLATFORM}_defconfig中 的默认选项值创建一个./.config文件。 - 用“makehelp”来获取您体系架构中所有可用平台的列表。 + 用“make help”来获取您体系架构中所有可用平台的列表。 "make allyesconfig" 通过尽可能将选项值设置为“y”，创建一个 @@ -197,9 +197,10 @@ Linux内核5.x版本 <http://kernel.org/> "make localyesconfig" 与localmodconfig类似，只是它会将所有模块选项转换 为内置（=y）。你可以同时通过LMC_KEEP保留模块。 - "make kvmconfig" 为kvm客体内核支持启用其他选项。 + "make kvm_guest.config" + 为kvm客户机内核支持启用其他选项。 - "make xenconfig" 为xen dom0客体内核支持启用其他选项。 + "make xen.config" 为xen dom0客户机内核支持启用其他选项。 "make tinyconfig" 配置尽可能小的内核。 @@ -229,7 +230,7 @@ Linux内核5.x版本 <http://kernel.org/> 请注意，您仍然可以使用此内核运行a.out用户程序。 - 执行 ``make`` 来创建压缩内核映像。如果您安装了lilo以适配内核makefile， - 那么也可以进行 ``makeinstall`` ，但是您可能需要先检查特定的lilo设置。 + 那么也可以进行 ``make install`` ，但是您可能需要先检查特定的lilo设置。 实际安装必须以root身份执行，但任何正常构建都不需要。 无须徒然使用root身份。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/cputopology.rst b/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/cputopology.rst new file mode 100644 index 000000000000..544d42f8f3fa --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/cputopology.rst @@ -0,0 +1,96 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/admin-guide/cputopology.rst + +:翻译: + + 唐艺舟 Tang Yizhou <tangyeechou@gmail.com> + +========================== +如何通过sysfs将CPU拓扑导出 +========================== + +CPU拓扑信息通过sysfs导出。显示的项（属性）和某些架构的/proc/cpuinfo输出相似。它们位于 +/sys/devices/system/cpu/cpuX/topology/。请阅读ABI文件： +Documentation/ABI/stable/sysfs-devices-system-cpu。 + +drivers/base/topology.c是体系结构中性的，它导出了这些属性。然而，die、cluster、book、 +draw这些层次结构相关的文件仅在体系结构提供了下文描述的宏的条件下被创建。 + +对于支持这个特性的体系结构，它必须在include/asm-XXX/topology.h中定义这些宏中的一部分:: + + #define topology_physical_package_id(cpu) + #define topology_die_id(cpu) + #define topology_cluster_id(cpu) + #define topology_core_id(cpu) + #define topology_book_id(cpu) + #define topology_drawer_id(cpu) + #define topology_sibling_cpumask(cpu) + #define topology_core_cpumask(cpu) + #define topology_cluster_cpumask(cpu) + #define topology_die_cpumask(cpu) + #define topology_book_cpumask(cpu) + #define topology_drawer_cpumask(cpu) + +``**_id macros`` 的类型是int。 +``**_cpumask macros`` 的类型是 ``(const) struct cpumask *`` 。后者和恰当的 +``**_siblings`` sysfs属性对应（除了topology_sibling_cpumask()，它和thread_siblings +对应）。 + +为了在所有体系结构上保持一致，include/linux/topology.h提供了上述所有宏的默认定义，以防 +它们未在include/asm-XXX/topology.h中定义: + +1) topology_physical_package_id: -1 +2) topology_die_id: -1 +3) topology_cluster_id: -1 +4) topology_core_id: 0 +5) topology_book_id: -1 +6) topology_drawer_id: -1 +7) topology_sibling_cpumask: 仅入参CPU +8) topology_core_cpumask: 仅入参CPU +9) topology_cluster_cpumask: 仅入参CPU +10) topology_die_cpumask: 仅入参CPU +11) topology_book_cpumask: 仅入参CPU +12) topology_drawer_cpumask: 仅入参CPU + +此外，CPU拓扑信息由/sys/devices/system/cpu提供，包含下述文件。输出对应的内部数据源放在 +方括号（"[]"）中。 + + =========== ================================================================== + kernel_max: 内核配置允许的最大CPU下标值。[NR_CPUS-1] + + offline: 由于热插拔移除或者超过内核允许的CPU上限（上文描述的kernel_max） + 导致未上线的CPU。[~cpu_online_mask + cpus >= NR_CPUS] + + online: 在线的CPU，可供调度使用。[cpu_online_mask] + + possible: 已被分配资源的CPU，如果它们CPU实际存在，可以上线。 + [cpu_possible_mask] + + present: 被系统识别实际存在的CPU。[cpu_present_mask] + =========== ================================================================== + +上述输出的格式和cpulist_parse()兼容[参见 <linux/cpumask.h>]。下面给些例子。 + +在本例中，系统中有64个CPU，但是CPU 32-63超过了kernel_max值，因为NR_CPUS配置项是32， +取值范围被限制为0..31。此外注意CPU2和4-31未上线，但是可以上线，因为它们同时存在于 +present和possible:: + + kernel_max: 31 + offline: 2,4-31,32-63 + online: 0-1,3 + possible: 0-31 + present: 0-31 + +在本例中，NR_CPUS配置项是128，但内核启动时设置possible_cpus=144。系统中有4个CPU， +CPU2被手动设置下线（也是唯一一个可以上线的CPU）:: + + kernel_max: 127 + offline: 2,4-127,128-143 + online: 0-1,3 + possible: 0-127 + present: 0-3 + +阅读Documentation/core-api/cpu_hotplug.rst可了解开机参数possible_cpus=NUM，同时还 +可以了解各种cpumask的信息。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/index.rst index 83db84282562..548e57f4b3f1 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/index.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/index.rst @@ -65,6 +65,7 @@ Todolist: clearing-warn-once cpu-load + cputopology lockup-watchdogs unicode sysrq @@ -84,7 +85,6 @@ Todolist: cgroup-v1/index cgroup-v2 cifs/index - cputopology dell_rbu device-mapper/index edid diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/cpu-freq/core.rst b/Documentation/translations/zh_CN/cpu-freq/core.rst index 0c6fd447ced6..b3c095306ffe 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/cpu-freq/core.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/cpu-freq/core.rst @@ -7,7 +7,9 @@ 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> -.. _cn_core.rst: +:校译: + + 唐艺舟 Tang Yizhou <tangyeechou@gmail.com> ==================================== CPUFreq核心和CPUFreq通知器的通用说明 @@ -29,10 +31,10 @@ CPUFreq核心和CPUFreq通知器的通用说明 ====================== cpufreq核心代码位于drivers/cpufreq/cpufreq.c中。这些cpufreq代码为CPUFreq架构的驱 -动程序（那些操作硬件切换频率的代码）以及 "通知器 "提供了一个标准化的接口。 -这些是设备驱动程序或需要了解策略变化的其它内核部分（如 ACPI 热量管理）或所有频率更改（除 -计时代码外），甚至需要强制确定速度限制的通知器（如 ARM 架构上的 LCD 驱动程序）。 -此外， 内核 "常数" loops_per_jiffy会根据频率变化而更新。 +动程序（那些执行硬件频率切换的代码）以及 "通知器" 提供了一个标准化的接口。 +包括设备驱动程序；需要了解策略变化（如 ACPI 热量管理），或所有频率变化（如计时代码）， +甚至需要强制限制为指定频率（如 ARM 架构上的 LCD 驱动程序）的其它内核组件。 +此外，内核 "常数" loops_per_jiffy 会根据频率变化而更新。 cpufreq策略的引用计数由 cpufreq_cpu_get 和 cpufreq_cpu_put 来完成，以确保 cpufreq 驱 动程序被正确地注册到核心中，并且驱动程序在 cpufreq_put_cpu 被调用之前不会被卸载。这也保证 @@ -41,7 +43,7 @@ cpufreq策略的引用计数由 cpufreq_cpu_get 和 cpufreq_cpu_put 来完成， 2. CPUFreq 通知器 ==================== -CPUFreq通知器符合标准的内核通知器接口。 +CPUFreq通知器遵循标准的内核通知器接口。 关于通知器的细节请参阅 linux/include/linux/notifier.h。 这里有两个不同的CPUfreq通知器 - 策略通知器和转换通知器。 @@ -69,20 +71,20 @@ CPUFreq通知器符合标准的内核通知器接口。 第三个参数是一个包含如下值的结构体cpufreq_freqs： -===== ==================== -cpu 受影响cpu的编号 +====== =============================== +policy 指向struct cpufreq_policy的指针 old 旧频率 new 新频率 flags cpufreq驱动的标志 -===== ==================== +====== =============================== 3. 含有Operating Performance Point (OPP)的CPUFreq表的生成 ================================================================== 关于OPP的细节请参阅 Documentation/power/opp.rst dev_pm_opp_init_cpufreq_table - - 这个功能提供了一个随时可用的转换程序，用来将OPP层关于可用频率的内部信息翻译成一种容易提供给 - cpufreq的格式。 + 这个函数提供了一个随时可用的转换例程，用来将OPP层关于可用频率的内部信息翻译成一种 + cpufreq易于处理的格式。 .. Warning:: diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/cpu-freq/cpu-drivers.rst b/Documentation/translations/zh_CN/cpu-freq/cpu-drivers.rst index 0fc5d1495789..87a36044f828 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/cpu-freq/cpu-drivers.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/cpu-freq/cpu-drivers.rst @@ -8,7 +8,9 @@ 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> -.. _cn_cpu-drivers.rst: +:校译: + + 唐艺舟 Tang Yizhou <tangyeechou@gmail.com> ======================================= 如何实现一个新的CPUFreq处理器驱动程序？ @@ -38,14 +40,14 @@ 1. 怎么做？ =========== -如此，你刚刚得到了一个全新的CPU/芯片组及其数据手册，并希望为这个CPU/芯片组添加cpufreq +如果，你刚刚得到了一个全新的CPU/芯片组及其数据手册，并希望为这个CPU/芯片组添加cpufreq 支持？很好，这里有一些至关重要的提示： 1.1 初始化 ---------- -首先，在__initcall_level_7 (module_init())或更靠后的函数中检查这个内核是否 +首先，在 __initcall level 7 (module_init())或更靠后的函数中检查这个内核是否 运行在正确的CPU和正确的芯片组上。如果是，则使用cpufreq_register_driver()向 CPUfreq核心层注册一个cpufreq_driver结构体。 @@ -60,11 +62,11 @@ CPUfreq核心层注册一个cpufreq_driver结构体。 .setpolicy 或 .fast_switch 或 .target 或 .target_index - 差异见 下文。 -并且可选择 +其它可选成员 - .flags - cpufreq核的提示。 + .flags - 给cpufreq核心的提示。 - .driver_data - cpufreq驱动程序的特定数据。 + .driver_data - cpufreq驱动程序的特有数据。 .get_intermediate 和 target_intermediate - 用于在改变CPU频率时切换到稳定 的频率。 @@ -73,16 +75,16 @@ CPUfreq核心层注册一个cpufreq_driver结构体。 .bios_limit - 返回HW/BIOS对CPU的最大频率限制值。 - .exit - 一个指向per-policy清理函数的指针，该函数在cpu热插拔过程的CPU_POST_DEAD + .exit - 一个指向per-policy清理函数的指针，该函数在CPU热插拔过程的CPU_POST_DEAD 阶段被调用。 .suspend - 一个指向per-policy暂停函数的指针，该函数在关中断且在该策略的调节器停止 后被调用。 - .resume - 一个指向per-policy恢复函数的指针，该函数在关中断且在调节器再一次开始前被 + .resume - 一个指向per-policy恢复函数的指针，该函数在关中断且在调节器再一次启动前被 调用。 - .attr - 一个指向NULL结尾的"struct freq_attr"列表的指针，该函数允许导出值到 + .attr - 一个指向NULL结尾的"struct freq_attr"列表的指针，该列表允许导出值到 sysfs。 .boost_enabled - 如果设置，则启用提升(boost)频率。 @@ -93,95 +95,93 @@ CPUfreq核心层注册一个cpufreq_driver结构体。 1.2 Per-CPU 初始化 ------------------ -每当一个新的CPU被注册到设备模型中，或者在cpufreq驱动注册自己之后，如果此CPU的cpufreq策 -略不存在，则会调用per-policy的初始化函数cpufreq_driver.init。请注意，.init()和.exit()程序 -只对策略调用一次，而不是对策略管理的每个CPU调用一次。它需要一个 ``struct cpufreq_policy +每当一个新的CPU被注册到设备模型中，或者当cpufreq驱动注册自身之后，如果此CPU的cpufreq策 +略不存在，则会调用per-policy的初始化函数cpufreq_driver.init。请注意，.init()和.exit()例程 +只为某个策略调用一次，而不是对该策略管理的每个CPU调用一次。它需要一个 ``struct cpufreq_policy *policy`` 作为参数。现在该怎么做呢？ 如果有必要，请在你的CPU上激活CPUfreq功能支持。 -然后，驱动程序必须填写以下数值: +然后，驱动程序必须填写以下值: +-----------------------------------+--------------------------------------+ -|policy->cpuinfo.min_freq 和 | | -|policy->cpuinfo.max_freq | 该CPU支持的最低和最高频率（kHz） | -| | | -| | | +|policy->cpuinfo.min_freq和 | 该CPU支持的最低和最高频率（kHz） | +|policy->cpuinfo.max_freq | | +| | | +-----------------------------------+--------------------------------------+ -|policy->cpuinfo.transition_latency | | -| | CPU在两个频率之间切换所需的时间，以 | -| | 纳秒为单位（如适用，否则指定 | -| | CPUFREQ_ETERNAL） | +|policy->cpuinfo.transition_latency | CPU在两个频率之间切换所需的时间，以 | +| | 纳秒为单位（如不适用，设定为 | +| | CPUFREQ_ETERNAL） | +| | | +-----------------------------------+--------------------------------------+ -|policy->cur | 该CPU当前的工作频率(如适用) | -| | | +|policy->cur | 该CPU当前的工作频率(如适用) | +| | | +-----------------------------------+--------------------------------------+ -|policy->min, | | -|policy->max, | | -|policy->policy and, if necessary, | | -|policy->governor | 必须包含该cpu的 “默认策略”。稍后 | -| | 会用这些值调用 | -| | cpufreq_driver.verify and either | -| | cpufreq_driver.setpolicy or | -| | cpufreq_driver.target/target_index | -| | | +|policy->min, | 必须包含该CPU的"默认策略"。稍后 | +|policy->max, | 会用这些值调用 | +|policy->policy and, if necessary, | cpufreq_driver.verify和下面函数 | +|policy->governor | 之一：cpufreq_driver.setpolicy或 | +| | cpufreq_driver.target/target_index | +| | | +-----------------------------------+--------------------------------------+ -|policy->cpus | 用与这个CPU一起做DVFS的(在线+离线) | -| | CPU(即与它共享时钟/电压轨)的掩码更新 | -| | 这个 | -| | | +|policy->cpus | 该policy通过DVFS框架影响的全部CPU | +| | (即与本CPU共享"时钟/电压"对)构成 | +| | 掩码(同时包含在线和离线CPU)，用掩码 | +| | 更新本字段 | +| | | +-----------------------------------+--------------------------------------+ -对于设置其中的一些值(cpuinfo.min[max]_freq, policy->min[max])，频率表助手可能会有帮 +对于设置其中的一些值(cpuinfo.min[max]_freq, policy->min[max])，频率表辅助函数可能会有帮 助。关于它们的更多信息，请参见第2节。 1.3 验证 -------- -当用户决定设置一个新的策略(由 “policy,governor,min,max组成”)时，必须对这个策略进行验证， +当用户决定设置一个新的策略(由"policy,governor,min,max组成")时，必须对这个策略进行验证， 以便纠正不兼容的值。为了验证这些值，cpufreq_verify_within_limits(``struct cpufreq_policy *policy``, ``unsigned int min_freq``, ``unsigned int max_freq``)函数可能会有帮助。 -关于频率表助手的详细内容请参见第2节。 +关于频率表辅助函数的详细内容请参见第2节。 您需要确保至少有一个有效频率（或工作范围）在 policy->min 和 policy->max 范围内。如果有必 -要，先增加policy->max，只有在没有办法的情况下，才减少policy->min。 +要，先增大policy->max，只有在没有解决方案的情况下，才减小policy->min。 1.4 target 或 target_index 或 setpolicy 或 fast_switch? ------------------------------------------------------- -大多数cpufreq驱动甚至大多数cpu频率升降算法只允许将CPU频率设置为预定义的固定值。对于这些，你 +大多数cpufreq驱动甚至大多数CPU频率升降算法只允许将CPU频率设置为预定义的固定值。对于这些，你 可以使用->target()，->target_index()或->fast_switch()回调。 -有些cpufreq功能的处理器可以自己在某些限制之间切换频率。这些应使用->setpolicy()回调。 +有些具有硬件调频能力的处理器可以自行依据某些限制来切换CPU频率。它们应使用->setpolicy()回调。 1.5. target/target_index ------------------------ -target_index调用有两个参数：``struct cpufreq_policy * policy``和``unsigned int`` -索引(于列出的频率表)。 +target_index调用有两个参数： ``struct cpufreq_policy * policy`` 和 ``unsigned int`` +索引(用于索引频率表项)。 当调用这里时，CPUfreq驱动必须设置新的频率。实际频率必须由freq_table[index].frequency决定。 -它应该总是在错误的情况下恢复到之前的频率(即policy->restore_freq)，即使我们之前切换到中间频率。 +在发生错误的情况下总是应该恢复到之前的频率(即policy->restore_freq)，即使我们已经切换到了 +中间频率。 已弃用 ---------- -目标调用有三个参数。``struct cpufreq_policy * policy``, unsigned int target_frequency, +target调用有三个参数。``struct cpufreq_policy * policy``, unsigned int target_frequency, unsigned int relation. CPUfreq驱动在调用这里时必须设置新的频率。实际的频率必须使用以下规则来确定。 -- 紧跟 "目标频率"。 +- 尽量贴近"目标频率"。 - policy->min <= new_freq <= policy->max (这必须是有效的!!!) - 如果 relation==CPUFREQ_REL_L，尝试选择一个高于或等于 target_freq 的 new_freq。("L代表 最低，但不能低于") - 如果 relation==CPUFREQ_REL_H，尝试选择一个低于或等于 target_freq 的 new_freq。("H代表 最高，但不能高于") -这里，频率表助手可能会帮助你--详见第2节。 +这里，频率表辅助函数可能会帮助你 -- 详见第2节。 1.6. fast_switch ---------------- @@ -195,42 +195,43 @@ CPUfreq驱动在调用这里时必须设置新的频率。实际的频率必须 1.7 setpolicy ------------- -setpolicy调用只需要一个``struct cpufreq_policy * policy``作为参数。需要将处理器内或芯片组内动态频 +setpolicy调用只需要一个 ``struct cpufreq_policy * policy`` 作为参数。需要将处理器内或芯片组内动态频 率切换的下限设置为policy->min，上限设置为policy->max，如果支持的话，当policy->policy为 -CPUFREQ_POLICY_PERFORMANCE时选择面向性能的设置，当CPUFREQ_POLICY_POWERSAVE时选择面向省电的设置。 +CPUFREQ_POLICY_PERFORMANCE时选择面向性能的设置，为CPUFREQ_POLICY_POWERSAVE时选择面向省电的设置。 也可以查看drivers/cpufreq/longrun.c中的参考实现。 1.8 get_intermediate 和 target_intermediate -------------------------------------------- -仅适用于 target_index() 和 CPUFREQ_ASYNC_NOTIFICATION 未设置的驱动。 +仅适用于未设置 target_index() 和 CPUFREQ_ASYNC_NOTIFICATION 的驱动。 get_intermediate应该返回一个平台想要切换到的稳定的中间频率，target_intermediate()应该将CPU设置为 -该频率，然后再跳转到'index'对应的频率。核心会负责发送通知，驱动不必在target_intermediate()或 -target_index()中处理。 +该频率，然后再跳转到'index'对应的频率。cpufreq核心会负责发送通知，驱动不必在 +target_intermediate()或target_index()中处理它们。 -在驱动程序不想因为某个目标频率切换到中间频率的情况下，它们可以从get_intermediate()中返回'0'。在这种情况 -下，核心将直接调用->target_index()。 +在驱动程序不想为某个目标频率切换到中间频率的情况下，它们可以让get_intermediate()返回'0'。 +在这种情况下，cpufreq核心将直接调用->target_index()。 -注意：->target_index()应该在失败的情况下恢复到policy->restore_freq，因为core会为此发送通知。 +注意：->target_index()应该在发生失败的情况下将频率恢复到policy->restore_freq， +因为cpufreq核心会为此发送通知。 -2. 频率表助手 -============= +2. 频率表辅助函数 +================= -由于大多数cpufreq处理器只允许被设置为几个特定的频率，因此，一个带有一些函数的 “频率表”可能会辅助处理器驱动 -程序的一些工作。这样的 "频率表" 由一个cpufreq_frequency_table条目构成的数组组成，"driver_data" 中包 -含了驱动程序的具体数值，"frequency" 中包含了相应的频率，并设置了标志。在表的最后，需要添加一个 -cpufreq_frequency_table条目，频率设置为CPUFREQ_TABLE_END。而如果想跳过表中的一个条目，则将频率设置为 -CPUFREQ_ENTRY_INVALID。这些条目不需要按照任何特定的顺序排序，但如果它们是cpufreq 核心会对它们进行快速的DVFS， +由于大多数支持cpufreq的处理器只允许被设置为几个特定的频率，因此，"频率表"和一些相关函数可能会辅助处理器驱动 +程序的一些工作。这样的"频率表"是一个由struct cpufreq_frequency_table的条目构成的数组，"driver_data"成员包 +含驱动程序的专用值，"frequency"成员包含了相应的频率，此外还有标志成员。在表的最后，需要添加一个 +cpufreq_frequency_table条目，频率设置为CPUFREQ_TABLE_END。如果想跳过表中的一个条目，则将频率设置为 +CPUFREQ_ENTRY_INVALID。这些条目不需要按照任何特定的顺序排序，如果排序了，cpufreq核心执行DVFS会更快一点， 因为搜索最佳匹配会更快。 -如果策略在其policy->freq_table字段中包含一个有效的指针，cpufreq表就会被核心自动验证。 +如果在policy->freq_table字段中包含一个有效的频率表指针，频率表就会被cpufreq核心自动验证。 cpufreq_frequency_table_verify()保证至少有一个有效的频率在policy->min和policy->max范围内，并且所有其他 -标准都被满足。这对->verify调用很有帮助。 +准则都被满足。这对->verify调用很有帮助。 -cpufreq_frequency_table_target()是对应于->target阶段的频率表助手。只要把数值传递给这个函数，这个函数就会返 +cpufreq_frequency_table_target()是对应于->target阶段的频率表辅助函数。只要把值传递给这个函数，这个函数就会返 回包含CPU要设置的频率的频率表条目。 以下宏可以作为cpufreq_frequency_table的迭代器。 @@ -238,8 +239,8 @@ cpufreq_frequency_table_target()是对应于->target阶段的频率表助手。 cpufreq_for_each_entry(pos, table) - 遍历频率表的所有条目。 cpufreq_for_each_valid_entry(pos, table) - 该函数遍历所有条目，不包括CPUFREQ_ENTRY_INVALID频率。 -使用参数 "pos"-一个``cpufreq_frequency_table * `` 作为循环变量，使用参数 "table"-作为你想迭代 -的``cpufreq_frequency_table * `` 。 +使用参数"pos" -- 一个 ``cpufreq_frequency_table *`` 作为循环指针，使用参数"table" -- 作为你想迭代 +的 ``cpufreq_frequency_table *`` 。 例如:: @@ -250,5 +251,5 @@ cpufreq_for_each_valid_entry(pos, table) - 该函数遍历所有条目，不包 pos->frequency = ... } -如果你需要在driver_freq_table中处理pos的位置，不要减去指针，因为它的代价相当高。相反，使用宏 +如果你需要在driver_freq_table中处理pos的位置，不要做指针减法，因为它的代价相当高。作为替代，使用宏 cpufreq_for_each_entry_idx() 和 cpufreq_for_each_valid_entry_idx() 。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/cpu-freq/cpufreq-stats.rst b/Documentation/translations/zh_CN/cpu-freq/cpufreq-stats.rst index f14423099d4b..e8fdba923cd5 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/cpu-freq/cpufreq-stats.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/cpu-freq/cpufreq-stats.rst @@ -8,13 +8,15 @@ 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> -.. _cn_cpufreq-stats.rst: +:校译: + + 唐艺舟 Tang Yizhou <tangyeechou@gmail.com> ========================================== sysfs CPUFreq Stats的一般说明 ========================================== -用户信息 +为使用者准备的信息 作者: Venkatesh Pallipadi <venkatesh.pallipadi@intel.com> @@ -29,17 +31,16 @@ sysfs CPUFreq Stats的一般说明 1. 简介 =============== -cpufreq-stats是一个为每个CPU提供CPU频率统计的驱动。 -这些统计数据在/sysfs中以一堆只读接口的形式提供。这个接口（在配置好后）将出现在 -/sysfs（<sysfs root>/devices/system/cpu/cpuX/cpufreq/stats/）中cpufreq下的一个单 -独的目录中，提供给每个CPU。 -各种统计数据将在此目录下形成只读文件。 +cpufreq-stats是一种为每个CPU提供CPU频率统计的驱动。 +这些统计数据以/sysfs中一系列只读接口的形式呈现。cpufreq-stats接口（若已配置）将为每个CPU生成 +/sysfs（<sysfs root>/devices/system/cpu/cpuX/cpufreq/stats/）中cpufreq目录下的stats目录。 +各项统计数据将在stats目录下形成对应的只读文件。 -此驱动是独立于任何可能运行在你所用CPU上的特定cpufreq_driver而设计的。因此，它将与所有 -cpufreq_driver一起工作。 +此驱动是以独立于任何可能运行在你所用CPU上的特定cpufreq_driver的方式设计的。因此，它将能和任何 +cpufreq_driver协同工作。 -2. 提供的统计数据(举例说明) +2. 已提供的统计数据(有例子) ===================================== cpufreq stats提供了以下统计数据（在下面详细解释）。 @@ -48,8 +49,8 @@ cpufreq stats提供了以下统计数据（在下面详细解释）。 - total_trans - trans_table -所有的统计数据将从统计驱动被载入的时间（或统计被重置的时间）开始，到某一统计数据被读取的时间为止。 -显然，统计驱动不会有任何关于统计驱动载入之前的频率转换信息。 +所有统计数据来自以下时间范围：从统计驱动被加载的时间（或统计数据被重置的时间）开始，到某一统计数据被读取的时间为止。 +显然，统计驱动不会保存它被加载之前的任何频率转换信息。 :: @@ -64,14 +65,14 @@ cpufreq stats提供了以下统计数据（在下面详细解释）。 - **reset** -只写属性，可用于重置统计计数器。这对于评估不同调节器下的系统行为非常有用，且无需重启。 +只写属性，可用于重置统计计数器。这对于评估不同调节器的系统行为非常有用，且无需重启。 - **time_in_state** -此项给出了这个CPU所支持的每个频率所花费的时间。cat输出的每一行都会有"<frequency> -<time>"对，表示这个CPU在<frequency>上花费了<time>个usertime单位的时间。这里的 -usertime单位是10mS（类似于/proc中输出的其他时间）。 +此文件给出了在本CPU支持的每个频率上分别花费的时间。cat输出的每一行都是一个"<frequency> +<time>"对，表示这个CPU在<frequency>上花费了<time>个usertime单位的时间。输出的每一行对应 +一个CPU支持的频率。这里usertime单位是10mS（类似于/proc导出的其它时间）。 :: @@ -85,7 +86,7 @@ usertime单位是10mS（类似于/proc中输出的其他时间）。 - **total_trans** -给出了这个CPU上频率转换的总次数。cat的输出将有一个单一的计数，这就是频率转换的总数。 +此文件给出了这个CPU频率转换的总次数。cat的输出是一个计数值，它就是频率转换的总次数。 :: @@ -94,10 +95,10 @@ usertime单位是10mS（类似于/proc中输出的其他时间）。 - **trans_table** -这将提供所有CPU频率转换的细粒度信息。这里的cat输出是一个二维矩阵，其中一个条目<i, j>（第 +本文件提供所有CPU频率转换的细粒度信息。这里的cat输出是一个二维矩阵，其中一个条目<i, j>（第 i行，第j列）代表从Freq_i到Freq_j的转换次数。Freq_i行和Freq_j列遵循驱动最初提供给cpufreq -核的频率表的排序顺序，因此可以排序（升序或降序）或不排序。 这里的输出也包含了每行每列的实际 -频率值，以便更好地阅读。 +核心的频率表的排列顺序，因此可以已排序（升序或降序）或未排序。这里的输出也包含了实际 +频率值，分别按行和按列显示，以便更好地阅读。 如果转换表大于PAGE_SIZE，读取时将返回一个-EFBIG错误。 @@ -115,7 +116,7 @@ i行，第j列）代表从Freq_i到Freq_j的转换次数。Freq_i行和Freq_j列 3. 配置cpufreq-stats ============================ -要在你的内核中配置cpufreq-stats:: +按以下方式在你的内核中配置cpufreq-stats:: Config Main Menu Power management options (ACPI, APM) ---> @@ -124,7 +125,7 @@ i行，第j列）代表从Freq_i到Freq_j的转换次数。Freq_i行和Freq_j列 [*] CPU frequency translation statistics -"CPU Frequency scaling" (CONFIG_CPU_FREQ) 应该被启用以配置cpufreq-stats。 +"CPU Frequency scaling" (CONFIG_CPU_FREQ) 应该被启用，以支持配置cpufreq-stats。 "CPU frequency translation statistics" (CONFIG_CPU_FREQ_STAT)提供了包括 time_in_state、total_trans和trans_table的统计数据。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/dev-tools/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/dev-tools/index.rst index 0f770b8664e9..77a8c44cdf49 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/dev-tools/index.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/dev-tools/index.rst @@ -22,13 +22,13 @@ Documentation/translations/zh_CN/dev-tools/testing-overview.rst :maxdepth: 2 testing-overview + sparse gcov kasan Todolist: - coccinelle - - sparse - kcov - ubsan - kmemleak diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/sparse.txt b/Documentation/translations/zh_CN/dev-tools/sparse.rst index 0f444b83d639..556282437aad 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/sparse.txt +++ b/Documentation/translations/zh_CN/dev-tools/sparse.rst @@ -1,34 +1,34 @@ -Chinese translated version of Documentation/dev-tools/sparse.rst +Copyright 2004 Linus Torvalds +Copyright 2004 Pavel Machek <pavel@ucw.cz> +Copyright 2006 Bob Copeland <me@bobcopeland.com> -If you have any comment or update to the content, please contact the -original document maintainer directly. However, if you have a problem -communicating in English you can also ask the Chinese maintainer for -help. Contact the Chinese maintainer if this translation is outdated -or if there is a problem with the translation. +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst -Chinese maintainer: Li Yang <leoyang.li@nxp.com> ---------------------------------------------------------------------- -Documentation/dev-tools/sparse.rst 的中文翻译 +:Original: Documentation/dev-tools/sparse.rst -如果想评论或更新本文的内容，请直接联系原文档的维护者。如果你使用英文 -交流有困难的话，也可以向中文版维护者求助。如果本翻译更新不及时或者翻 -译存在问题，请联系中文版维护者。 +:翻译: -中文版维护者： 李阳 Li Yang <leoyang.li@nxp.com> -中文版翻译者： 李阳 Li Yang <leoyang.li@nxp.com> + Li Yang <leoyang.li@nxp.com> +:校译: -以下为正文 ---------------------------------------------------------------------- + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> -Copyright 2004 Linus Torvalds -Copyright 2004 Pavel Machek <pavel@ucw.cz> -Copyright 2006 Bob Copeland <me@bobcopeland.com> +.. _cn_sparse: + +Sparse +====== + +Sparse是一个C程序的语义检查器；它可以用来发现内核代码的一些潜在问题。 关 +于sparse的概述，请参见https://lwn.net/Articles/689907/；本文档包含 +一些针对内核的sparse信息。 +关于sparse的更多信息，主要是关于它的内部结构，可以在它的官方网页上找到： +https://sparse.docs.kernel.org。 使用 sparse 工具做类型检查 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ -"__bitwise" 是一种类型属性，所以你应该这样使用它： +"__bitwise" 是一种类型属性，所以你应该这样使用它:: typedef int __bitwise pm_request_t; @@ -48,7 +48,7 @@ Copyright 2006 Bob Copeland <me@bobcopeland.com> 坦白来说，你并不需要使用枚举类型。上面那些实际都可以浓缩成一个特殊的"int __bitwise"类型。 -所以更简单的办法只要这样做： +所以更简单的办法只要这样做:: typedef int __bitwise pm_request_t; @@ -60,25 +60,42 @@ __bitwise"类型。 一个小提醒：常数整数"0"是特殊的。你可以直接把常数零当作位方式整数使用而 不用担心 sparse 会抱怨。这是因为"bitwise"（恰如其名）是用来确保不同位方 式类型不会被弄混（小尾模式，大尾模式，cpu尾模式，或者其他），对他们来说 -常数"0"确实是特殊的。 +常数"0"确实 **是** 特殊的。 + +使用sparse进行锁检查 +-------------------- + +下面的宏对于 gcc 来说是未定义的，在 sparse 运行时定义，以使用sparse的“上下文” +跟踪功能，应用于锁定。 这些注释告诉 sparse 什么时候有锁，以及注释的函数的进入和 +退出。 + +__must_hold - 指定的锁在函数进入和退出时被持有。 + +__acquires - 指定的锁在函数退出时被持有，但在进入时不被持有。 + +__releases - 指定的锁在函数进入时被持有，但在退出时不被持有。 + +如果函数在不持有锁的情况下进入和退出，在函数内部以平衡的方式获取和释放锁，则不 +需要注释。 +上面的三个注释是针对sparse否则会报告上下文不平衡的情况。 获取 sparse 工具 ~~~~~~~~~~~~~~~~ 你可以从 Sparse 的主页获取最新的发布版本： - http://www.kernel.org/pub/linux/kernel/people/josh/sparse/ + https://www.kernel.org/pub/software/devel/sparse/dist/ 或者，你也可以使用 git 克隆最新的 sparse 开发版本： - git://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/josh/sparse.git + git://git.kernel.org/pub/scm/devel/sparse/sparse.git 一旦你下载了源码，只要以普通用户身份运行： make make install -它将会被自动安装到你的 ~/bin 目录下。 +如果是标准的用户，它将会被自动安装到你的~/bin目录下。 使用 sparse 工具 ~~~~~~~~~~~~~~~~ diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/doc-guide/sphinx.rst b/Documentation/translations/zh_CN/doc-guide/sphinx.rst index 951595c7d599..23eac67fbc30 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/doc-guide/sphinx.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/doc-guide/sphinx.rst @@ -26,7 +26,7 @@ reStructuredText文件可能包含包含来自源文件的结构化文档注释 安装Sphinx ========== -Documentation/ 下的ReST文件现在使用sphinx1.3或更高版本构建。 +Documentation/ 下的ReST文件现在使用sphinx1.7或更高版本构建。 这有一个脚本可以检查Sphinx的依赖项。更多详细信息见 :ref:`sphinx-pre-install_zh` 。 @@ -40,22 +40,19 @@ Documentation/ 下的ReST文件现在使用sphinx1.3或更高版本构建。 .. note:: - #) 低于1.5版本的Sphinx无法与Python的0.13.1或更高版本docutils一起正常工作。 - 如果您想使用这些版本，那么应该运行 ``pip install 'docutils==0.12'`` 。 - #) html输出建议使用RTD主题。根据Sphinx版本的不同，它应该用 ``pip install sphinx_rtd_theme`` 单独安装。 #) 一些ReST页面包含数学表达式。由于Sphinx的工作方式，这些表达式是使用 LaTeX 编写的。它需要安装amsfonts和amsmath宏包，以便显示。 -总之，如您要安装Sphinx 1.7.9版本，应执行:: +总之，如您要安装Sphinx 2.4.4版本，应执行:: - $ virtualenv sphinx_1.7.9 - $ . sphinx_1.7.9/bin/activate - (sphinx_1.7.9) $ pip install -r Documentation/sphinx/requirements.txt + $ virtualenv sphinx_2.4.4 + $ . sphinx_2.4.4/bin/activate + (sphinx_2.4.4) $ pip install -r Documentation/sphinx/requirements.txt -在运行 ``. sphinx_1.7.9/bin/activate`` 之后，提示符将变化，以指示您正在使用新 +在运行 ``. sphinx_2.4.4/bin/activate`` 之后，提示符将变化，以指示您正在使用新 环境。如果您打开了一个新的shell，那么在构建文档之前，您需要重新运行此命令以再 次进入虚拟环境中。 @@ -71,7 +68,7 @@ Documentation/ 下的ReST文件现在使用sphinx1.3或更高版本构建。 PDF和LaTeX构建 -------------- -目前只有Sphinx 1.4及更高版本才支持这种构建。 +目前只有Sphinx 2.4及更高版本才支持这种构建。 对于PDF和LaTeX输出，还需要 ``XeLaTeX`` 3.14159265版本。（译注：此版本号真实 存在） @@ -93,8 +90,8 @@ PDF和LaTeX构建 You should run: sudo dnf install -y texlive-luatex85 - /usr/bin/virtualenv sphinx_1.7.9 - . sphinx_1.7.9/bin/activate + /usr/bin/virtualenv sphinx_2.4.4 + . sphinx_2.4.4/bin/activate pip install -r Documentation/sphinx/requirements.txt Can't build as 1 mandatory dependency is missing at ./scripts/sphinx-pre-install line 468. diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/index.rst index a34e58733ac8..46e14ec9963d 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/index.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/index.rst @@ -23,6 +23,11 @@ 另外，随时欢迎您对内核文档进行改进；如果您想提供帮助，请加入vger.kernel.org 上的linux-doc邮件列表。 +顺便说下，中文文档也需要遵守内核编码风格，风格中中文和英文的主要不同就是中文 +的字符标点占用两个英文字符宽度， 所以，当英文要求不要超过每行100个字符时， +中文就不要超过50个字符。另外，也要注意'-'，'=' 等符号与相关标题的对齐。在将 +补丁提交到社区之前，一定要进行必要的checkpatch.pl检查和编译测试。 + 许可证文档 ---------- @@ -106,6 +111,7 @@ TODOList: virt/index infiniband/index accounting/index + scheduler/index TODOList: @@ -140,7 +146,6 @@ TODOList: * PCI/index * scsi/index * misc-devices/index -* scheduler/index * mhi/index 体系结构无关文档 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/process/management-style.rst b/Documentation/translations/zh_CN/process/management-style.rst index c6a5bb285797..8053ae474328 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/process/management-style.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/process/management-style.rst @@ -36,14 +36,14 @@ Linux内核管理风格 每个人都认为管理者做决定，而且决策很重要。决定越大越痛苦，管理者就必须越高级。 这很明显，但事实并非如此。 -游戏的名字是 **避免** 做出决定。尤其是，如果有人告诉你“选择（a）或（b）， +最重要的是 **避免** 做出决定。尤其是，如果有人告诉你“选择（a）或（b）， 我们真的需要你来做决定”，你就是陷入麻烦的管理者。你管理的人比你更了解细节， 所以如果他们来找你做技术决策，你完蛋了。你显然没有能力为他们做这个决定。 （推论：如果你管理的人不比你更了解细节，你也会被搞砸，尽管原因完全不同。 也就是说，你的工作是错的，他们应该管理你的才智） -所以游戏的名字是 **避免** 做出决定，至少是那些大而痛苦的决定。做一些小的 +所以最重要的是 **避免** 做出决定，至少是那些大而痛苦的决定。做一些小的 和非结果性的决定是很好的，并且使您看起来好像知道自己在做什么，所以内核管理者 需要做的是将那些大的和痛苦的决定变成那些没有人真正关心的小事情。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/process/submitting-patches.rst b/Documentation/translations/zh_CN/process/submitting-patches.rst index 3f1683cd4727..a9570165582a 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/process/submitting-patches.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/process/submitting-patches.rst @@ -254,29 +254,6 @@ Linus Torvalds 是决定改动能否进入 Linux 内核的最终裁决者。他 手册页补丁，或至少发送更改通知，以便一些信息进入手册页。还应将用户空间API 更改复制到 linux-api@vger.kernel.org。 -对于小的补丁，你也许会CC到搜集琐碎补丁的邮件列表(Trivial Patch Monkey) -trivial@kernel.org，那里专门收集琐碎的补丁。下面这样的补丁会被看作“琐碎的” -补丁： - - - 文档的拼写修正。 - - 修正会影响到 grep(1) 的拼写。 - - 警告信息修正(频繁的打印无用的警告是不好的。) - - 编译错误修正（代码逻辑的确是对的，只是编译有问题。） - - 运行时修正（只要真的修正了错误。） - - 移除使用了被废弃的函数/宏的代码(例如 check_region。) - - 联系方式和文档修正。 - - 用可移植的代码替换不可移植的代码（即使在体系结构相关的代码中，既然有 - - 人拷贝，只要它是琐碎的） - - 任何文件的作者/维护者对该文件的改动（例如 patch monkey 在重传模式下） - -(译注，关于“琐碎补丁”的一些说明：因为原文的这一部分写得比较简单，所以不得不 -违例写一下译注。"trivial"这个英文单词的本意是“琐碎的，不重要的。”但是在这里 -有稍微有一些变化，例如对一些明显的NULL指针的修正，属于运行时修正，会被归类 -到琐碎补丁里。虽然NULL指针的修正很重要，但是这样的修正往往很小而且很容易得到 -检验，所以也被归入琐碎补丁。琐碎补丁更精确的归类应该是 -“simple, localized & easy to verify”，也就是说简单的，局部的和易于检验的。 -trivial@kernel.org邮件列表的目的是针对这样的补丁，为提交者提供一个中心，来 -降低提交的门槛。) 6) 没有 MIME 编码，没有链接，没有压缩，没有附件，只有纯文本 ----------------------------------------------------------- diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/completion.rst b/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/completion.rst new file mode 100644 index 000000000000..bc8218514e0a --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/completion.rst @@ -0,0 +1,256 @@ +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/scheduler/completion.rst + +:翻译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + +:校译: + + 唐艺舟 Tang Yizhou <tangyeechou@gmail.com> + +======================================= +完成 - "等待完成" 屏障应用程序接口(API) +======================================= + +简介: +----- + +如果你有一个或多个线程必须等待某些内核活动达到某个点或某个特定的状态，完成可以为这 +个问题提供一个无竞争的解决方案。从语义上讲，它们有点像pthread_barrier()，并且使 +用的案例类似 + +完成是一种代码同步机制，它比任何滥用锁/信号量和忙等待循环的行为都要好。当你想用yield() +或一些古怪的msleep(1)循环来允许其它代码继续运行时，你可能想用wait_for_completion*() +调用和completion()来代替。 + +使用“完成”的好处是，它们有一个良好定义、聚焦的目标，这不仅使得我们很容易理解代码的意图， +而且它们也会生成更高效的代码，因为所有线程都可以继续执行，直到真正需要结果的时刻。而且等 +待和信号都高效的使用了低层调度器的睡眠/唤醒设施。 + +完成是建立在Linux调度器的等待队列和唤醒基础设施之上的。等待队列中的线程所等待的 +事件被简化为 ``struct completion`` 中的一个简单标志，被恰如其名地称为‘done’。 + +由于完成与调度有关，代码可以在kernel/sched/completion.c中找到。 + + +用法: +----- + +使用完成需要三个主要部分: + + - 'struct completion' 同步对象的初始化 + - 通过调用wait_for_completion()的一个变体来实现等待部分。 + - 通过调用complete()或complete_all()实现发信端。 + +也有一些辅助函数用于检查完成的状态。请注意，虽然必须先做初始化，但等待和信号部分可以 +按任何时间顺序出现。也就是说，一个线程在另一个线程检查是否需要等待它之前，已经将一个 +完成标记为 "done"，这是完全正常的。 + +要使用完成API，你需要#include <linux/completion.h>并创建一个静态或动态的 +``struct completion`` 类型的变量，它只有两个字段:: + + struct completion { + unsigned int done; + wait_queue_head_t wait; + }; + +结构体提供了->wait等待队列来放置任务进行等待（如果有的话），以及->done完成标志来表明它 +是否完成。 + +完成的命名应当与正在被同步的事件名一致。一个好的例子是:: + + wait_for_completion(&early_console_added); + + complete(&early_console_added); + +好的、直观的命名（一如既往地）有助于代码的可读性。将一个完成命名为 ``complete`` +是没有帮助的，除非其目的是超级明显的... + + +初始化完成: +----------- + +动态分配的完成对象最好被嵌入到数据结构中，以确保在函数/驱动的生命周期内存活，以防 +止与异步complete()调用发生竞争。 + +在使用wait_for_completion()的_timeout()或_killable()/_interruptible()变体 +时应特别小心，因为必须保证在所有相关活动（complete()或reinit_completion()）发生 +之前不会发生内存解除分配，即使这些等待函数由于超时或信号触发而过早返回。 + +动态分配的完成对象的初始化是通过调用init_completion()来完成的:: + + init_completion(&dynamic_object->done); + +在这个调用中，我们初始化 waitqueue 并将 ->done 设置为 0，即“not completed”或 +“not done”。 + +重新初始化函数reinit_completion()，只是将->done字段重置为0（“not done”），而 +不触及等待队列。这个函数的调用者必须确保没有任何令人讨厌的wait_for_completion() +调用在并行进行。 + +在同一个完成对象上调用init_completion()两次很可能是一个bug，因为它将队列重新初始 +化为一个空队列，已排队的任务可能会“丢失”--在这种情况下使用reinit_completion()，但 +要注意其他竞争。 + +对于静态声明和初始化，可以使用宏。 + +对于文件范围内的静态（或全局）声明，你可以使用 DECLARE_COMPLETION():: + + static DECLARE_COMPLETION(setup_done); + DECLARE_COMPLETION(setup_done); + +注意，在这种情况下，完成在启动时（或模块加载时）被初始化为“not done”，不需要调用 +init_completion()。 + +当完成被声明为一个函数中的局部变量时，那么应该总是明确地使用 +DECLARE_COMPLETION_ONSTACK()来初始化，这不仅仅是为了让lockdep正确运行，也是明确表 +名它有限的使用范围是有意为之并被仔细考虑的:: + + DECLARE_COMPLETION_ONSTACK(setup_done) + +请注意，当使用完成对象作为局部变量时，你必须敏锐地意识到函数堆栈的短暂生命期：在所有 +活动（如等待的线程）停止并且完成对象完全未被使用之前，函数不得返回到调用上下文。 + +再次强调这一点：特别是在使用一些具有更复杂结果的等待API变体时，比如超时或信号 +（_timeout(), _killable()和_interruptible()）变体，等待可能会提前完成，而对象可 +能仍在被其他线程使用 - 从wait_on_completion*()调用者函数的返回会取消分配函数栈，如 +果complete()在其它某线程中完成调用，会引起微小的数据损坏。简单的测试可能不会触发这 +些类型的竞争。 + +如果不确定的话，使用动态分配的完成对象， 最好是嵌入到其它一些生命周期长的对象中，长到 +超过使用完成对象的任何辅助线程的生命周期，或者有一个锁或其他同步机制来确保complete() +不会在一个被释放的对象中调用。 + +在堆栈上单纯地调用DECLARE_COMPLETION()会触发一个lockdep警告。 + +等待完成: +--------- + +对于一个线程来说，要等待一些并发活动的完成，它要在初始化的完成结构体上调用 +wait_for_completion():: + + void wait_for_completion(struct completion *done) + +一个典型的使用场景是:: + + CPU#1 CPU#2 + + struct completion setup_done; + + init_completion(&setup_done); + initialize_work(...,&setup_done,...); + + /* run non-dependent code */ /* do setup */ + + wait_for_completion(&setup_done); complete(setup_done); + +这并不意味着调用wait_for_completion()和complete()有任何特定的时间顺序--如果调 +用complete()发生在调用wait_for_completion()之前，那么等待方将立即继续执行，因为 +所有的依赖都得到了满足；如果没有，它将阻塞，直到complete()发出完成的信号。 + +注意，wait_for_completion()是在调用spin_lock_irq()/spin_unlock_irq()，所以 +只有当你知道中断被启用时才能安全地调用它。从IRQs-off的原子上下文中调用它将导致难以检 +测的错误的中断启用。 + +默认行为是不带超时的等待，并将任务标记为“UNINTERRUPTIBLE”状态。wait_for_completion() +及其变体只有在进程上下文中才是安全的（因为它们可以休眠），但在原子上下文、中断上下文、IRQ +被禁用或抢占被禁用的情况下是不安全的--关于在原子/中断上下文中处理完成的问题，还请看下面的 +try_wait_for_completion()。 + +由于wait_for_completion()的所有变体都可能（很明显）阻塞很长时间，这取决于它们所等 +待的活动的性质，所以在大多数情况下，你可能不想在持有mutex锁的情况下调用它。 + + +wait_for_completion*()可用的变体: +--------------------------------- + +下面的变体都会返回状态，在大多数(/所有)情况下都应该检查这个状态--在故意不检查状态的情 +况下，你可能要做一个说明(例如，见arch/arm/kernel/smp.c:__cpu_up())。 + +一个常见的问题是不准确的返回类型赋值，所以要注意将返回值赋值给适当类型的变量。 + +检查返回值的具体含义也可能被发现是相当不准确的，例如，像这样的构造:: + + if (!wait_for_completion_interruptible_timeout(...)) + +...会在成功完成和中断的情况下执行相同的代码路径--这可能不是你想要的结果:: + + int wait_for_completion_interruptible(struct completion *done) + +这个函数在任务等待时标记为TASK_INTERRUPTIBLE。如果在等待期间收到信号，它将返回 +-ERESTARTSYS；否则为0:: + + unsigned long wait_for_completion_timeout(struct completion *done, unsigned long timeout) + +该任务被标记为TASK_UNINTERRUPTIBLE，并将最多超时等待“timeout”个jiffies。如果超时发生，则 +返回0，否则返回剩余的时间（但至少是1）。 + +超时最好用msecs_to_jiffies()或usecs_to_jiffies()计算，以使代码在很大程度上不受 +HZ的影响。 + +如果返回的超时值被故意忽略，那么注释应该解释原因 +（例如，见drivers/mfd/wm8350-core.c wm8350_read_auxadc():: + + long wait_for_completion_interruptible_timeout(struct completion *done, unsigned long timeout) + +这个函数传递一个以jiffies为单位的超时，并将任务标记为TASK_INTERRUPTIBLE。如果收到 +信号，则返回-ERESTARTSYS；否则，如果完成超时，则返回0；如果完成了，则返回剩余的时间 +（jiffies）。 + +更多的变体包括_killable，它使用TASK_KILLABLE作为指定的任务状态，如果它被中断，将返 +回-ERESTARTSYS，如果完成了，则返回0。它也有一个_timeout变体:: + + long wait_for_completion_killable(struct completion *done) + long wait_for_completion_killable_timeout(struct completion *done, unsigned long timeout) + +wait_for_completion_io()的_io变体的行为与非_io变体相同，只是将等待时间计为“IO等待”， +这对任务在调度/IO统计中的计算方式有影响:: + + void wait_for_completion_io(struct completion *done) + unsigned long wait_for_completion_io_timeout(struct completion *done, unsigned long timeout) + + +对完成发信号: +------------- + +一个线程想要发出信号通知继续的条件已经达到，就会调用complete()，向其中一个等待者发出信 +号表明它可以继续:: + + void complete(struct completion *done) + +... or calls complete_all() to signal all current and future waiters:: + + void complete_all(struct completion *done) + +即使在线程开始等待之前就发出了完成的信号，信号传递也会继续进行。这是通过等待者 +“consuming”（递减）“struct completion” 的完成字段来实现的。等待的线程唤醒的顺序 +与它们被排队的顺序相同（FIFO顺序）。 + +如果多次调用complete()，那么这将允许该数量的等待者继续进行--每次调用complete()将 +简单地增加已完成的字段。但多次调用complete_all()是一个错误。complete()和 +complete_all()都可以在IRQ/atomic上下文中安全调用。 + +在任何时候，只能有一个线程在一个特定的 “struct completion”上调用 complete() 或 +complete_all() - 通过等待队列自旋锁进行序列化。任何对 complete() 或 +complete_all() 的并发调用都可能是一个设计错误。 + +从IRQ上下文中发出完成信号 是可行的，因为它将正确地用 +spin_lock_irqsave()/spin_unlock_irqrestore()执行锁操作 + + +try_wait_for_completion()/completion_done(): +-------------------------------------------- + +try_wait_for_completion()函数不会将线程放在等待队列中，而是在需要排队（阻塞）线 +程时返回false，否则会消耗一个已发布的完成并返回true:: + + bool try_wait_for_completion(struct completion *done) + +最后，为了在不以任何方式改变完成的情况下检查完成的状态，可以调用completion_done()， +如果没有发布的完成尚未被等待者消耗，则返回false（意味着存在等待者），否则返回true:: + + bool completion_done(struct completion *done) + +try_wait_for_completion()和completion_done()都可以在IRQ或原子上下文中安全调用。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/index.rst new file mode 100644 index 000000000000..f8f8f35d53c7 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/index.rst @@ -0,0 +1,44 @@ +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/scheduler/index.rst + +:翻译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + +:校译: + + + +=============== +Linux调度器 +=============== + +.. toctree:: + :maxdepth: 1 + + completion + sched-arch + sched-bwc + sched-design-CFS + sched-domains + sched-capacity + + +TODOList: + + sched-bwc + sched-deadline + sched-energy + sched-nice-design + sched-rt-group + sched-stats + + text_files + +.. only:: subproject and html + + Indices + ======= + + * :ref:`genindex` diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-arch.rst b/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-arch.rst new file mode 100644 index 000000000000..754a15c6b60f --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-arch.rst @@ -0,0 +1,76 @@ +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/scheduler/sched-arch.rst + +:翻译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + +:校译: + + + +=============================== +架构特定代码的CPU调度器实现提示 +=============================== + + Nick Piggin, 2005 + +上下文切换 +========== +1. 运行队列锁 +默认情况下，switch_to arch函数在调用时锁定了运行队列。这通常不是一个问题，除非 +switch_to可能需要获取运行队列锁。这通常是由于上下文切换中的唤醒操作造成的。见 +arch/ia64/include/asm/switch_to.h的例子。 + +为了要求调度器在运行队列解锁的情况下调用switch_to，你必须在头文件 +中`#define __ARCH_WANT_UNLOCKED_CTXSW`(通常是定义switch_to的那个文件）。 + +在CONFIG_SMP的情况下，解锁的上下文切换对核心调度器的实现只带来了非常小的性能损 +失。 + +CPU空转 +======= +你的cpu_idle程序需要遵守以下规则： + +1. 现在抢占应该在空闲的例程上禁用。应该只在调用schedule()时启用，然后再禁用。 + +2. need_resched/TIF_NEED_RESCHED 只会被设置，并且在运行任务调用 schedule() + 之前永远不会被清除。空闲线程只需要查询need_resched，并且永远不会设置或清除它。 + +3. 当cpu_idle发现（need_resched() == 'true'），它应该调用schedule()。否则 + 它不应该调用schedule()。 + +4. 在检查need_resched时，唯一需要禁用中断的情况是，我们要让处理器休眠到下一个中 + 断（这并不对need_resched提供任何保护，它可以防止丢失一个中断）: + + 4a. 这种睡眠类型的常见问题似乎是:: + + local_irq_disable(); + if (!need_resched()) { + local_irq_enable(); + *** resched interrupt arrives here *** + __asm__("sleep until next interrupt"); + } + +5. 当need_resched变为高电平时，TIF_POLLING_NRFLAG可以由不需要中断来唤醒它们 + 的空闲程序设置。换句话说，它们必须定期轮询need_resched，尽管做一些后台工作或 + 进入低CPU优先级可能是合理的。 + + - 5a. 如果TIF_POLLING_NRFLAG被设置，而我们确实决定进入一个中断睡眠，那 + 么需要清除它，然后发出一个内存屏障（接着测试need_resched，禁用中断，如3中解释）。 + +arch/x86/kernel/process.c有轮询和睡眠空闲函数的例子。 + + +可能出现的arch/问题 +=================== + +我发现的可能的arch问题（并试图解决或没有解决）。: + +ia64 - safe_halt的调用与中断相比，是否很荒谬？ (它睡眠了吗) (参考 #4a) + +sh64 - 睡眠与中断相比，是否很荒谬？ (参考 #4a) + +sparc - 在这一点上，IRQ是开着的（？），把local_irq_save改为_disable。 + - 待办事项: 需要第二个CPU来禁用抢占 (参考 #1) diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-bwc.rst b/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-bwc.rst new file mode 100644 index 000000000000..90e931f4ceed --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-bwc.rst @@ -0,0 +1,204 @@ +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/scheduler/sched-bwc.rst + +:翻译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + +:校译: + + + +============ +CFS 带宽控制 +============ + +.. note:: + 本文只讨论了SCHED_NORMAL的CPU带宽控制。 + SCHED_RT的情况在Documentation/scheduler/sched-rt-group.rst中有涉及。 + +CFS带宽控制是一个CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED扩展，它允许指定一个组或层次的最大CPU带宽。 + +一个组允许的带宽是用配额和周期指定的。在每个给定的”周期“（微秒）内，一个任务组被分配多 +达“配额”微秒的CPU时间。当cgroup中的线程可运行时，该配额以时间片段的方式被分配到每个cpu +运行队列中。一旦所有的配额被分配，任何额外的配额请求将导致这些线程被限流。被限流的线程将不 +能再次运行，直到下一个时期的配额得到补充。 + +一个组的未分配配额是全局跟踪的，在每个周期边界被刷新为cfs_quota单元。当线程消耗这个带宽时， +它以需求为基础被转移到cpu-local“筒仓”，在每次更新中转移的数量是可调整的，被描述为“片“（时 +间片）。 + +突发特性 +-------- +现在这个功能借来的时间是用于防范我们对未来的低估，代价是对其他系统用户的干扰增加。所有这些都 +有很好的限制。 + +传统的（UP-EDF）带宽控制是这样的: + + (U = \Sum u_i) <= 1 + +这既保证了每个最后期限的实现，也保证了系统的稳定。毕竟，如果U>1，那么每一秒钟的壁钟时间，我 +们就必须运行超过一秒钟的程序时间，显然会错过我们的最后期限，但下一个最后期限会更远，永远没有 +时间赶上，无边无界的失败。 + +突发特性观察到工作负载并不总是执行全部配额；这使得人们可以将u_i描述为一个统计分布。 + +例如，让u_i = {x,e}_i，其中x是p(95)和x+e p(100)（传统的WCET）。这实际上允许u更小，提 +高了效率（我们可以在系统中打包更多的任务），但代价是当所有的概率都一致时，会错过最后期限。然 +而，它确实保持了稳定性，因为只要我们的x高于平均水平，每一次超限都必须与低估相匹配。 + +也就是说，假设我们有两个任务，都指定了一个p(95)值，那么我们有一个p(95)*p(95)=90.25%的机 +会，两个任务都在他们的配额内，一切都很好。同时，我们有一个p(5)p(5)=0.25%的机会，两个任务同 +时超过他们的配额（保证最后期限失败）。在这两者之间有一个阈值，其中一个超过了，而另一个没有不足， +无法补偿；这取决于具体的CDFs。 + +同时，我们可以说，最坏的情况下的截止日期失败，将是Sum e_i；也就是说，有一个有界的迟延（在假 +设x+e确实是WCET的情况下）。 + +使用突发时的干扰是由错过最后期限的可能性和平均WCET来评价的。测试结果表明，当有许多cgroup或 +CPU未被充分利用时，干扰是有限的。更多的细节显示在： +https://lore.kernel.org/lkml/5371BD36-55AE-4F71-B9D7-B86DC32E3D2B@linux.alibaba.com/ + +管理 +---- +配额、周期和突发是在cpu子系统内通过cgroupfs管理的。 + +.. note:: + 本节描述的cgroupfs文件只适用于cgroup v1.对于cgroup v2，请参阅Control Group v2。 + :ref:`Documentation/admin-guide/cgroup-v2.rst <cgroup-v2-cpu>`. + +- cpu.cfs_quota_us：在一个时期内补充的运行时间（微秒）。 +- cpu.cfs_period_us：一个周期的长度（微秒）。 +- cpu.stat: 输出节流统计数据[下面进一步解释] +- cpu.cfs_burst_us：最大累积运行时间（微秒）。 + +默认值是:: + + cpu.cfs_period_us=100ms + cpu.cfs_quota_us=-1 + cpu.cfs_burst_us=0 + +cpu.cfs_quota_us的值为-1表示该组没有任何带宽限制，这样的组被描述为无限制的带宽组。这代表 +了CFS的传统工作保护行为。 + +写入不小于cpu.cfs_burst_us的任何（有效的）正值将配发指定的带宽限制。该配额或周期允许的最 +小配额是1ms。周期长度也有一个1s的上限。当带宽限制以分层方式使用时，存在额外的限制，这些在下 +面有更详细的解释。 + +向cpu.cfs_quota_us写入任何负值都会移除带宽限制，并使组再次回到无限制的状态。 + +cpu.cfs_burst_us的值为0表示该组不能积累任何未使用的带宽。它使得CFS的传统带宽控制行为没有 +改变。将不大于 cpu.cfs_quota_us 的任何(有效的)正值写入 cpu.cfs_burst_us 将配发未使用 +带宽累积的上限。 + +如果一个组处于受限状态，对该组带宽规格的任何更新都将导致其成为无限流状态。 + +系统范围设置 +------------ +为了提高效率，运行时间在全局池和CPU本地“筒仓”之间以批处理方式转移。这大大减少了大型系统的全 +局核算压力。每次需要进行这种更新时，传输的数量被描述为 "片"。 + +这是可以通过procfs调整的:: + + /proc/sys/kernel/sched_cfs_bandwidth_slice_us (default=5ms) + +较大的时间片段值将减少传输开销，而较小的值则允许更精细的消费。 + +统计 +---- +一个组的带宽统计数据通过cpu.stat的5个字段导出。 + +cpu.stat: + +- nr_periods：已经过去的执行间隔的数量。 +- nr_throttled: 该组已被节流/限制的次数。 +- throttled_time: 该组的实体被限流的总时间长度（纳秒）。 +- nr_bursts：突发发生的周期数。 +- burst_time: 任何CPU在各个时期使用超过配额的累计壁钟时间（纳秒）。 + +这个接口是只读的。 + +分层考虑 +-------- +该接口强制要求单个实体的带宽总是可以达到的，即：max(c_i) <= C。然而，在总体情况下，是明确 +允许过度订阅的，以便在一个层次结构中实现工作保护语义: + + 例如，Sum (c_i)可能超过C + +[ 其中C是父方的带宽，c_i是其子方的带宽。 ] + +.. note:: + 译文中的父亲/孩子指的是cgroup parent, cgroup children。 + +有两种方式可以使一个组变得限流: + + a. 它在一段时期内完全消耗自己的配额 + b. 父方的配额在其期间内全部用完 + +在上述b)情况下，即使孩子可能有剩余的运行时间，它也不会被允许，直到父亲的运行时间被刷新。 + +CFS带宽配额的注意事项 +--------------------- +一旦一个片断被分配给一个cpu，它就不会过期。然而，如果该cpu上的所有线程都无法运行，那么除了 +1ms以外的所有时间片都可以返回到全局池中。这是在编译时由min_cfs_rq_runtime变量配置的。这 +是一个性能调整，有助于防止对全局锁的额外争夺。 + +cpu-local分片不会过期的事实导致了一些有趣的罕见案例，应该被理解。 + +对于cgroup cpu限制的应用程序来说，这是一个相对有意义的问题，因为他们自然会消耗他们的全部配 +额，以及每个cpu-本地片在每个时期的全部。因此，预计nr_periods大致等于nr_throttled，并且 +cpuacct.用量的增加大致等于cfs_quota_us在每个周期的增加。 + +对于高线程、非cpu绑定的应用程序，这种非过期的细微差别允许应用程序短暂地突破他们的配额限制， +即任务组正在运行的每个cpu上未使用的片断量（通常每个cpu最多1ms或由min_cfs_rq_runtime定 +义）。这种轻微的突发只适用于配额已经分配给cpu，然后没有完全使用或在以前的时期返回。这个突发 +量不会在核心之间转移。因此，这种机制仍然严格限制任务组的配额平均使用量，尽管是在比单一时期更 +长的时间窗口。这也限制了突发能力，每个cpu不超过1ms。这为在高核数机器上有小配额限制的高线程 +应用提供了更好的更可预测的用户体验。它还消除了在使用低于配额的cpu时对这些应用进行节流的倾向。 +另一种说法是，通过允许一个片断的未使用部分在不同时期保持有效，我们减少了在不需要整个片断的cpu +时间的cpu-local 筒仓上浪费配额的可能性。 + +绑定cpu和非绑定cpu的交互式应用之间的互动也应该被考虑，特别是当单核使用率达到100%时。如果你 +给了这些应用程序一半的cpu-core，并且它们都被安排在同一个CPU上，理论上非cpu绑定的应用程序有 +可能在某些时期使用多达1ms的额外配额，从而阻止cpu绑定的应用程序完全使用其配额，这也是同样的数 +量。在这些情况下，将由CFS算法（见CFS调度器）来决定选择哪个应用程序来运行，因为它们都是可运行 +的，并且有剩余的配额。这个运行时间的差异将在接下来的交互式应用程序空闲期间得到弥补。 + +例子 +---- +1. 限制一个组的运行时间为1个CPU的价值:: + + 如果周期是250ms，配额也是250ms，那么该组将每250ms获得价值1个CPU的运行时间。 + + # echo 250000 > cpu.cfs_quota_us /* quota = 250ms */ + # echo 250000 > cpu.cfs_period_us /* period = 250ms */ + +2. 在多CPU机器上，将一个组的运行时间限制为2个CPU的价值 + + 在500ms周期和1000ms配额的情况下，该组每500ms可以获得2个CPU的运行时间:: + + # echo 1000000 > cpu.cfs_quota_us /* quota = 1000ms */ + # echo 500000 > cpu.cfs_period_us /* period = 500ms */ + + 这里较大的周期允许增加突发能力。 + +3. 将一个组限制在1个CPU的20%。 + + 在50ms周期内，10ms配额将相当于1个CPU的20%。:: + + # echo 10000 > cpu.cfs_quota_us /* quota = 10ms */ + # echo 50000 > cpu.cfs_period_us /* period = 50ms */ + + 通过在这里使用一个小的周期，我们以牺牲突发容量为代价来确保稳定的延迟响应。 + +4. 将一个组限制在1个CPU的40%，并允许累积到1个CPU的20%，如果已经累积了的话。 + + 在50ms周期内，20ms配额将相当于1个CPU的40%。而10毫秒的突发将相当于1个 + CPU的20%:: + + # echo 20000 > cpu.cfs_quota_us /* quota = 20ms */ + # echo 50000 > cpu.cfs_period_us /* period = 50ms */ + # echo 10000 > cpu.cfs_burst_us /* burst = 10ms */ + + 较大的缓冲区设置（不大于配额）允许更大的突发容量。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-capacity.rst b/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-capacity.rst new file mode 100644 index 000000000000..3a52053c29dc --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-capacity.rst @@ -0,0 +1,390 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/scheduler/sched-capacity.rst + +:翻译: + + 唐艺舟 Tang Yizhou <tangyeechou@gmail.com> + +:校译: + + 时奎亮 Alex Shi <alexs@kernel.org> + +============= +算力感知调度 +============= + +1. CPU算力 +========== + +1.1 简介 +-------- + +一般来说，同构的SMP平台由完全相同的CPU构成。异构的平台则由性能特征不同的CPU构成，在这样的 +平台中，CPU不能被认为是相同的。 + +我们引入CPU算力（capacity）的概念来测量每个CPU能达到的性能，它的值相对系统中性能最强的CPU +做过归一化处理。异构系统也被称为非对称CPU算力系统，因为它们由不同算力的CPU组成。 + +最大可达性能（换言之，最大CPU算力）的差异有两个主要来源: + +- 不是所有CPU的微架构都相同。 +- 在动态电压频率升降（Dynamic Voltage and Frequency Scaling，DVFS）框架中，不是所有的CPU都 + 能达到一样高的操作性能值（Operating Performance Points，OPP。译注，也就是“频率-电压”对）。 + +Arm大小核（big.LITTLE）系统是同时具有两种差异的一个例子。相较小核，大核面向性能（拥有更多的 +流水线层级，更大的缓存，更智能的分支预测器等），通常可以达到更高的操作性能值。 + +CPU性能通常由每秒百万指令（Millions of Instructions Per Second，MIPS）表示，也可表示为 +per Hz能执行的指令数，故:: + + capacity(cpu) = work_per_hz(cpu) * max_freq(cpu) + +1.2 调度器术语 +-------------- + +调度器使用了两种不同的算力值。CPU的 ``capacity_orig`` 是它的最大可达算力，即最大可达性能等级。 +CPU的 ``capacity`` 是 ``capacity_orig`` 扣除了一些性能损失（比如处理中断的耗时）的值。 + +注意CPU的 ``capacity`` 仅仅被设计用于CFS调度类，而 ``capacity_orig`` 是不感知调度类的。为 +简洁起见，本文档的剩余部分将不加区分的使用术语 ``capacity`` 和 ``capacity_orig`` 。 + +1.3 平台示例 +------------ + +1.3.1 操作性能值相同 +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +考虑一个假想的双核非对称CPU算力系统，其中 + +- work_per_hz(CPU0) = W +- work_per_hz(CPU1) = W/2 +- 所有CPU以相同的固定频率运行 + +根据上文对算力的定义: + +- capacity(CPU0) = C +- capacity(CPU1) = C/2 + +若这是Arm大小核系统，那么CPU0是大核，而CPU1是小核。 + +考虑一种周期性产生固定工作量的工作负载，你将会得到类似下图的执行轨迹:: + + CPU0 work ^ + | ____ ____ ____ + | | | | | | | + +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time + + CPU1 work ^ + | _________ _________ ____ + | | | | | | + +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time + +CPU0在系统中具有最高算力（C），它使用T个单位时间完成固定工作量W。另一方面，CPU1只有CPU0一半 +算力，因此在T个单位时间内仅完成工作量W/2。 + +1.3.2 最大操作性能值不同 +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +具有不同算力值的CPU，通常来说最大操作性能值也不同。考虑上一小节提到的CPU（也就是说， +work_per_hz()相同）: + +- max_freq(CPU0) = F +- max_freq(CPU1) = 2/3 * F + +这将推出： + +- capacity(CPU0) = C +- capacity(CPU1) = C/3 + +执行1.3.1节描述的工作负载，每个CPU按最大频率运行，结果为:: + + CPU0 work ^ + | ____ ____ ____ + | | | | | | | + +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time + + workload on CPU1 + CPU1 work ^ + | ______________ ______________ ____ + | | | | | | + +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time + +1.4 关于计算方式的注意事项 +-------------------------- + +需要注意的是，使用单一值来表示CPU性能的差异是有些争议的。两个不同的微架构的相对性能差异应该 +描述为：X%整数运算差异，Y%浮点数运算差异，Z%分支跳转差异，等等。尽管如此，使用简单计算方式 +的结果目前还是令人满意的。 + +2. 任务使用率 +============= + +2.1 简介 +-------- + +算力感知调度要求描述任务需求，描述方式要和CPU算力相关。每个调度类可以用不同的方式描述它。 +任务使用率是CFS独有的描述方式，不过在这里介绍它有助于引入更多一般性的概念。 + +任务使用率是一种用百分比来描述任务吞吐率需求的方式。一个简单的近似是任务的占空比，也就是说:: + + task_util(p) = duty_cycle(p) + +在频率固定的SMP系统中，100%的利用率意味着任务是忙等待循环。反之，10%的利用率暗示这是一个 +小周期任务，它在睡眠上花费的时间比执行更多。 + +2.2 频率不变性 +-------------- + +一个需要考虑的议题是，工作负载的占空比受CPU正在运行的操作性能值直接影响。考虑以给定的频率F +执行周期性工作负载:: + + CPU work ^ + | ____ ____ ____ + | | | | | | | + +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time + +可以算出 duty_cycle(p) == 25%。 + +现在，考虑以给定频率F/2执行 *同一个* 工作负载:: + + CPU work ^ + | _________ _________ ____ + | | | | | | + +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time + +可以算出 duty_cycle(p) == 50%，尽管两次执行中，任务的行为完全一致（也就是说，执行的工作量 +相同）。 + +任务利用率信号可按下面公式处理成频率不变的（译注：这里的术语用到了信号与系统的概念）:: + + task_util_freq_inv(p) = duty_cycle(p) * (curr_frequency(cpu) / max_frequency(cpu)) + +对上面两个例子运用该公式，可以算出频率不变的任务利用率均为25%。 + +2.3 CPU不变性 +------------- + +CPU算力与任务利用率具有类型的效应，在算力不同的CPU上执行完全相同的工作负载，将算出不同的 +占空比。 + +考虑1.3.2节提到的系统，也就是说:: + +- capacity(CPU0) = C +- capacity(CPU1) = C/3 + +每个CPU按最大频率执行指定周期性工作负载，结果为:: + + CPU0 work ^ + | ____ ____ ____ + | | | | | | | + +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time + + CPU1 work ^ + | ______________ ______________ ____ + | | | | | | + +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time + +也就是说， + +- duty_cycle(p) == 25%，如果任务p在CPU0上按最大频率运行。 +- duty_cycle(p) == 75%，如果任务p在CPU1上按最大频率运行。 + +任务利用率信号可按下面公式处理成CPU算力不变的:: + + task_util_cpu_inv(p) = duty_cycle(p) * (capacity(cpu) / max_capacity) + +其中 ``max_capacity`` 是系统中最高的CPU算力。对上面的例子运用该公式，可以算出CPU算力不变 +的任务利用率均为25%。 + +2.4 任务利用率不变量 +-------------------- + +频率和CPU算力不变性都需要被应用到任务利用率的计算中，以便求出真正的不变信号。 +任务利用率的伪计算公式是同时具备CPU和频率不变性的，也就是说，对于指定任务p:: + + curr_frequency(cpu) capacity(cpu) + task_util_inv(p) = duty_cycle(p) * ------------------- * ------------- + max_frequency(cpu) max_capacity + +也就是说，任务利用率不变量假定任务在系统中最高算力CPU上以最高频率运行，以此描述任务的行为。 + +在接下来的章节中提到的任何任务利用率，均是不变量的形式。 + +2.5 利用率估算 +-------------- + +由于预测未来的水晶球不存在，当任务第一次变成可运行时，任务的行为和任务利用率均不能被准确预测。 +CFS调度类基于实体负载跟踪机制（Per-Entity Load Tracking, PELT）维护了少量CPU和任务信号， +其中之一可以算出平均利用率（与瞬时相反）。 + +这意味着，尽管运用“真实的”任务利用率（凭借水晶球）写出算力感知调度的准则，但是它的实现将只能 +用任务利用率的估算值。 + +3. 算力感知调度的需求 +===================== + +3.1 CPU算力 +----------- + +当前，Linux无法凭自身算出CPU算力，因此必须要有把这个信息传递给Linux的方式。每个架构必须为此 +定义arch_scale_cpu_capacity()函数。 + +arm和arm64架构直接把这个信息映射到arch_topology驱动的CPU scaling数据中（译注：参考 +arch_topology.h的percpu变量cpu_scale），它是从capacity-dmips-mhz CPU binding中衍生计算 +出来的。参见Documentation/devicetree/bindings/arm/cpu-capacity.txt。 + +3.2 频率不变性 +-------------- + +如2.2节所述，算力感知调度需要频率不变的任务利用率。每个架构必须为此定义 +arch_scale_freq_capacity(cpu)函数。 + +实现该函数要求计算出每个CPU当前以什么频率在运行。实现它的一种方式是利用硬件计数器（x86的 +APERF/MPERF，arm64的AMU），它能按CPU当前频率动态可扩展地升降递增计数器的速率。另一种方式是 +在cpufreq频率变化时直接使用钩子函数，内核此时感知到将要被切换的频率（也被arm/arm64实现了）。 + +4. 调度器拓扑结构 +================= + +在构建调度域时，调度器将会发现系统是否表现为非对称CPU算力。如果是，那么： + +- sched_asym_cpucapacity静态键（static key）将使能。 +- SD_ASYM_CPUCAPACITY_FULL标志位将在尽量最低调度域层级中被设置，同时要满足条件：调度域恰好 + 完整包含某个CPU算力值的全部CPU。 +- SD_ASYM_CPUCAPACITY标志将在所有包含非对称CPU的调度域中被设置。 + +sched_asym_cpucapacity静态键的设计意图是，保护为非对称CPU算力系统所准备的代码。不过要注意的 +是，这个键是系统范围可见的。想象下面使用了cpuset的步骤:: + + capacity C/2 C + ________ ________ + / \ / \ + CPUs 0 1 2 3 4 5 6 7 + \__/ \______________/ + cpusets cs0 cs1 + +可以通过下面的方式创建： + +.. code-block:: sh + + mkdir /sys/fs/cgroup/cpuset/cs0 + echo 0-1 > /sys/fs/cgroup/cpuset/cs0/cpuset.cpus + echo 0 > /sys/fs/cgroup/cpuset/cs0/cpuset.mems + + mkdir /sys/fs/cgroup/cpuset/cs1 + echo 2-7 > /sys/fs/cgroup/cpuset/cs1/cpuset.cpus + echo 0 > /sys/fs/cgroup/cpuset/cs1/cpuset.mems + + echo 0 > /sys/fs/cgroup/cpuset/cpuset.sched_load_balance + +由于“这是”非对称CPU算力系统，sched_asym_cpucapacity静态键将使能。然而，CPU 0--1对应的 +调度域层级，算力值仅有一个，该层级中SD_ASYM_CPUCAPACITY未被设置，它描述的是一个SMP区域，也 +应该被以此处理。 + +因此，“典型的”保护非对称CPU算力代码路径的代码模式是： + +- 检查sched_asym_cpucapacity静态键 +- 如果它被使能，接着检查调度域层级中SD_ASYM_CPUCAPACITY标志位是否出现 + +5. 算力感知调度的实现 +===================== + +5.1 CFS +------- + +5.1.1 算力适应性（fitness） +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +CFS最主要的算力调度准则是:: + + task_util(p) < capacity(task_cpu(p)) + +它通常被称为算力适应性准则。也就是说，CFS必须保证任务“适合”在某个CPU上运行。如果准则被违反， +任务将要更长地消耗该CPU，任务是CPU受限的（CPU-bound）。 + +此外，uclamp允许用户空间指定任务的最小和最大利用率，要么以sched_setattr()的方式，要么以 +cgroup接口的方式（参阅Documentation/admin-guide/cgroup-v2.rst）。如其名字所暗示，uclamp +可以被用在前一条准则中限制task_util()。 + +5.1.2 被唤醒任务的CPU选择 +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +CFS任务唤醒的CPU选择，遵循上面描述的算力适应性准则。在此之上，uclamp被用来限制任务利用率， +这令用户空间对CFS任务的CPU选择有更多的控制。也就是说，CFS被唤醒任务的CPU选择，搜索满足以下 +条件的CPU:: + + clamp(task_util(p), task_uclamp_min(p), task_uclamp_max(p)) < capacity(cpu) + +通过使用uclamp，举例来说，用户空间可以允许忙等待循环（100%使用率）在任意CPU上运行，只要给 +它设置低的uclamp.max值。相反，uclamp能强制一个小的周期性任务（比如，10%利用率）在最高性能 +的CPU上运行，只要给它设置高的uclamp.min值。 + +.. note:: + + CFS的被唤醒的任务的CPU选择，可被能耗感知调度（Energy Aware Scheduling，EAS）覆盖，在 + Documentation/scheduler/sched-energy.rst中描述。 + +5.1.3 负载均衡 +~~~~~~~~~~~~~~ + +被唤醒任务的CPU选择的一个病理性的例子是，任务几乎不睡眠，那么也几乎不发生唤醒。考虑:: + + w == wakeup event + + capacity(CPU0) = C + capacity(CPU1) = C / 3 + + workload on CPU0 + CPU work ^ + | _________ _________ ____ + | | | | | | + +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time + w w w + + workload on CPU1 + CPU work ^ + | ____________________________________________ + | | + +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> + w + +该工作负载应该在CPU0上运行，不过如果任务满足以下条件之一： + +- 一开始发生不合适的调度（不准确的初始利用率估计） +- 一开始调度正确，但突然需要更多的处理器功率 + +则任务可能变为CPU受限的，也就是说 ``task_util(p) > capacity(task_cpu(p))`` ；CPU算力 +调度准则被违反，将不会有任何唤醒事件来修复这个错误的CPU选择。 + +这种场景下的任务被称为“不合适的”（misfit）任务，处理这个场景的机制同样也以此命名。Misfit +任务迁移借助CFS负载均衡器，更明确的说，是主动负载均衡的部分（用来迁移正在运行的任务）。 +当发生负载均衡时，如果一个misfit任务可以被迁移到一个相较当前运行的CPU具有更高算力的CPU上， +那么misfit任务的主动负载均衡将被触发。 + +5.2 实时调度 +------------ + +5.2.1 被唤醒任务的CPU选择 +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +实时任务唤醒时的CPU选择，搜索满足以下条件的CPU:: + + task_uclamp_min(p) <= capacity(task_cpu(cpu)) + +同时仍然允许接着使用常规的优先级限制。如果没有CPU能满足这个算力准则，那么将使用基于严格 +优先级的调度，CPU算力将被忽略。 + +5.3 最后期限调度 +---------------- + +5.3.1 被唤醒任务的CPU选择 +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +最后期限任务唤醒时的CPU选择，搜索满足以下条件的CPU:: + + task_bandwidth(p) < capacity(task_cpu(p)) + +同时仍然允许接着使用常规的带宽和截止期限限制。如果没有CPU能满足这个算力准则，那么任务依然 +在当前CPU队列中。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-design-CFS.rst b/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-design-CFS.rst new file mode 100644 index 000000000000..26b0f36f793d --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-design-CFS.rst @@ -0,0 +1,205 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/scheduler/sched-design-CFS.rst + +:翻译: + + 唐艺舟 Tang Yizhou <tangyeechou@gmail.com> + +=============== +完全公平调度器 +=============== + + +1. 概述 +======= + +CFS表示“完全公平调度器”，它是为桌面新设计的进程调度器，由Ingo Molnar实现并合入Linux +2.6.23。它替代了之前原始调度器中SCHED_OTHER策略的交互式代码。 + +CFS 80%的设计可以总结为一句话：CFS在真实硬件上建模了一个“理想的，精确的多任务CPU”。 + +“理想的多任务CPU”是一种（不存在的 :-)）具有100%物理算力的CPU，它能让每个任务精确地以 +相同的速度并行运行，速度均为1/nr_running。举例来说，如果有两个任务正在运行，那么每个 +任务获得50%物理算力。 --- 也就是说，真正的并行。 + +在真实的硬件上，一次只能运行一个任务，所以我们需要介绍“虚拟运行时间”的概念。任务的虚拟 +运行时间表明，它的下一个时间片将在上文描述的理想多任务CPU上开始执行。在实践中，任务的 +虚拟运行时间由它的真实运行时间相较正在运行的任务总数归一化计算得到。 + + + +2. 一些实现细节 +=============== + +在CFS中，虚拟运行时间由每个任务的p->se.vruntime（单位为纳秒）的值表达和跟踪。因此， +精确地计时和测量一个任务应得的“预期的CPU时间”是可能的。 + + 一些细节：在“理想的”硬件上，所有的任务在任何时刻都应该具有一样的p->se.vruntime值， + --- 也就是说，任务应当同时执行，没有任务会在“理想的”CPU分时中变得“不平衡”。 + +CFS的任务选择逻辑基于p->se.vruntime的值，因此非常简单：总是试图选择p->se.vruntime值 +最小的任务运行（也就是说，至今执行时间最少的任务）。CFS总是尽可能尝试按“理想多任务硬件” +那样将CPU时间在可运行任务中均分。 + +CFS剩下的其它设计，一般脱离了这个简单的概念，附加的设计包括nice级别，多处理，以及各种 +用来识别已睡眠任务的算法变体。 + + + +3. 红黑树 +========= + +CFS的设计非常激进：它不使用运行队列的旧数据结构，而是使用按时间排序的红黑树，构建出 +任务未来执行的“时间线”。因此没有任何“数组切换”的旧包袱（之前的原始调度器和RSDL/SD都 +被它影响）。 + +CFS同样维护了rq->cfs.min_vruntime值，它是单调递增的，跟踪运行队列中的所有任务的最小 +虚拟运行时间值。系统做的全部工作是：使用min_vruntime跟踪，然后用它的值将新激活的调度 +实体尽可能地放在红黑树的左侧。 + +运行队列中正在运行的任务的总数由rq->cfs.load计数，它是运行队列中的任务的权值之和。 + +CFS维护了一个按时间排序的红黑树，所有可运行任务以p->se.vruntime为键值排序。CFS从这颗 +树上选择“最左侧”的任务并运行。系统继续运行，被执行过的任务越来越被放到树的右侧 --- 缓慢， +但很明确每个任务都有成为“最左侧任务”的机会，因此任务将确定性地获得一定量CPU时间。 + +总结一下，CFS工作方式像这样：它运行一个任务一会儿，当任务发生调度（或者调度器时钟滴答 +tick产生），就会考虑任务的CPU使用率：任务刚刚花在物理CPU上的（少量）时间被加到 +p->se.vruntime。一旦p->se.vruntime变得足够大，其它的任务将成为按时间排序的红黑树的 +“最左侧任务”（相较最左侧的任务，还要加上一个很小的“粒度”量，使得我们不会对任务过度调度， +导致缓存颠簸），然后新的最左侧任务将被选中，当前任务被抢占。 + + + + +4. CFS的一些特征 +================ + +CFS使用纳秒粒度的计时，不依赖于任何jiffies或HZ的细节。因此CFS并不像之前的调度器那样 +有“时间片”的概念，也没有任何启发式的设计。唯一可调的参数（你需要打开CONFIG_SCHED_DEBUG）是： + + /proc/sys/kernel/sched_min_granularity_ns + +它可以用来将调度器从“桌面”模式（也就是低时延）调节为“服务器”（也就是高批处理）模式。 +它的默认设置是适合桌面的工作负载。SCHED_BATCH也被CFS调度器模块处理。 + +CFS的设计不易受到当前存在的任何针对stock调度器的“攻击”的影响，包括fiftyp.c，thud.c， +chew.c，ring-test.c，massive_intr.c，它们都能很好地运行，不会影响交互性，将产生 +符合预期的行为。 + +CFS调度器处理nice级别和SCHED_BATCH的能力比之前的原始调度器更强：两种类型的工作负载 +都被更激进地隔离了。 + +SMP负载均衡被重做/清理过：遍历运行队列的假设已经从负载均衡的代码中移除，使用调度模块 +的迭代器。结果是，负载均衡代码变得简单不少。 + + + +5. 调度策略 +=========== + +CFS实现了三种调度策略： + + - SCHED_NORMAL：（传统被称为SCHED_OTHER）：该调度策略用于普通任务。 + + - SCHED_BATCH：抢占不像普通任务那样频繁，因此允许任务运行更长时间，更好地利用缓存， + 不过要以交互性为代价。它很适合批处理工作。 + + - SCHED_IDLE：它比nice 19更弱，不过它不是真正的idle定时器调度器，因为要避免给机器 + 带来死锁的优先级反转问题。 + +SCHED_FIFO/_RR被实现在sched/rt.c中，它们由POSIX具体说明。 + +util-linux-ng 2.13.1.1中的chrt命令可以设置以上所有策略，除了SCHED_IDLE。 + + + +6. 调度类 +========= + +新的CFS调度器被设计成支持“调度类”，一种调度模块的可扩展层次结构。这些模块封装了调度策略 +细节，由调度器核心代码处理，且无需对它们做太多假设。 + +sched/fair.c 实现了上文描述的CFS调度器。 + +sched/rt.c 实现了SCHED_FIFO和SCHED_RR语义，且比之前的原始调度器更简洁。它使用了100个 +运行队列（总共100个实时优先级，替代了之前调度器的140个），且不需要过期数组（expired +array）。 + +调度类由sched_class结构体实现，它包括一些函数钩子，当感兴趣的事件发生时，钩子被调用。 + +这是（部分）钩子的列表： + + - enqueue_task(...) + + 当任务进入可运行状态时，被调用。它将调度实体（任务）放到红黑树中，增加nr_running变量 + 的值。 + + - dequeue_task(...) + + 当任务不再可运行时，这个函数被调用，对应的调度实体被移出红黑树。它减少nr_running变量 + 的值。 + + - yield_task(...) + + 这个函数的行为基本上是出队，紧接着入队，除非compat_yield sysctl被开启。在那种情况下， + 它将调度实体放在红黑树的最右端。 + + - check_preempt_curr(...) + + 这个函数检查进入可运行状态的任务能否抢占当前正在运行的任务。 + + - pick_next_task(...) + + 这个函数选择接下来最适合运行的任务。 + + - set_curr_task(...) + + 这个函数在任务改变调度类或改变任务组时被调用。 + + - task_tick(...) + + 这个函数最常被时间滴答函数调用，它可能导致进程切换。这驱动了运行时抢占。 + + + + +7. CFS的组调度扩展 +================== + +通常，调度器操作粒度为任务，努力为每个任务提供公平的CPU时间。有时可能希望将任务编组， +并为每个组提供公平的CPU时间。举例来说，可能首先希望为系统中的每个用户提供公平的CPU +时间，接下来才是某个用户的每个任务。 + +CONFIG_CGROUP_SCHED 力求实现它。它将任务编组，并为这些组公平地分配CPU时间。 + +CONFIG_RT_GROUP_SCHED 允许将实时（也就是说，SCHED_FIFO和SCHED_RR）任务编组。 + +CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED 允许将CFS（也就是说，SCHED_NORMAL和SCHED_BATCH）任务编组。 + + 这些编译选项要求CONFIG_CGROUPS被定义，然后管理员能使用cgroup伪文件系统任意创建任务组。 + 关于该文件系统的更多信息，参见Documentation/admin-guide/cgroup-v1/cgroups.rst + +当CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED被定义后，通过伪文件系统，每个组被创建一个“cpu.shares”文件。 +参见下面的例子来创建任务组，并通过“cgroup”伪文件系统修改它们的CPU份额:: + + # mount -t tmpfs cgroup_root /sys/fs/cgroup + # mkdir /sys/fs/cgroup/cpu + # mount -t cgroup -ocpu none /sys/fs/cgroup/cpu + # cd /sys/fs/cgroup/cpu + + # mkdir multimedia # 创建 "multimedia" 任务组 + # mkdir browser # 创建 "browser" 任务组 + + # #配置multimedia组，令其获得browser组两倍CPU带宽 + + # echo 2048 > multimedia/cpu.shares + # echo 1024 > browser/cpu.shares + + # firefox & # 启动firefox并把它移到 "browser" 组 + # echo <firefox_pid> > browser/tasks + + # #启动gmplayer（或者你最喜欢的电影播放器） + # echo <movie_player_pid> > multimedia/tasks diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-domains.rst b/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-domains.rst new file mode 100644 index 000000000000..e814d4c01141 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/sched-domains.rst @@ -0,0 +1,72 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/scheduler/sched-domains.rst + +:翻译: + + 唐艺舟 Tang Yizhou <tangyeechou@gmail.com> + +:校译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + +====== +调度域 +====== + +每个CPU有一个“基”调度域（struct sched_domain）。调度域层次结构从基调度域构建而来，可 +通过->parent指针自下而上遍历。->parent必须以NULL结尾，调度域结构体必须是per-CPU的， +因为它们无锁更新。 + +每个调度域管辖数个CPU（存储在->span字段中）。一个调度域的span必须是它的子调度域span的 +超集（如有需求出现，这个限制可以放宽）。CPU i的基调度域必须至少管辖CPU i。每个CPU的 +顶层调度域通常将会管辖系统中的全部CPU，尽管严格来说这不是必须的，假如是这样，会导致某些 +CPU出现永远不会被指定任务运行的情况，直到允许的CPU掩码被显式设定。调度域的span字段意味 +着“在这些CPU中做进程负载均衡”。 + +每个调度域必须具有一个或多个CPU调度组（struct sched_group），它们以单向循环链表的形式 +组织，存储在->groups指针中。这些组的CPU掩码的并集必须和调度域span字段一致。->groups +指针指向的这些组包含的CPU，必须被调度域管辖。组包含的是只读数据，被创建之后，可能被多个 +CPU共享。任意两个组的CPU掩码的交集不一定为空，如果是这种情况，对应调度域的SD_OVERLAP +标志位被设置，它管辖的调度组可能不能在多个CPU中共享。 + +调度域中的负载均衡发生在调度组中。也就是说，每个组被视为一个实体。组的负载被定义为它 +管辖的每个CPU的负载之和。仅当组的负载不均衡后，任务才在组之间发生迁移。 + +在kernel/sched/core.c中，trigger_load_balance()在每个CPU上通过scheduler_tick() +周期执行。在当前运行队列下一个定期调度再平衡事件到达后，它引发一个软中断。负载均衡真正 +的工作由run_rebalance_domains()->rebalance_domains()完成，在软中断上下文中执行 +（SCHED_SOFTIRQ）。 + +后一个函数有两个入参：当前CPU的运行队列、它在scheduler_tick()调用时是否空闲。函数会从 +当前CPU所在的基调度域开始迭代执行，并沿着parent指针链向上进入更高层级的调度域。在迭代 +过程中，函数会检查当前调度域是否已经耗尽了再平衡的时间间隔，如果是，它在该调度域运行 +load_balance()。接下来它检查父调度域（如果存在），再后来父调度域的父调度域，以此类推。 + +起初，load_balance()查找当前调度域中最繁忙的调度组。如果成功，在该调度组管辖的全部CPU +的运行队列中找出最繁忙的运行队列。如能找到，对当前的CPU运行队列和新找到的最繁忙运行 +队列均加锁，并把任务从最繁忙队列中迁移到当前CPU上。被迁移的任务数量等于在先前迭代执行 +中计算出的该调度域的调度组的不均衡值。 + +实现调度域 +========== + +基调度域会管辖CPU层次结构中的第一层。对于超线程（SMT）而言，基调度域将会管辖同一个物理 +CPU的全部虚拟CPU，每个虚拟CPU对应一个调度组。 + +在SMP中，基调度域的父调度域将会管辖同一个结点中的全部物理CPU，每个调度组对应一个物理CPU。 +接下来，如果是非统一内存访问（NUMA）系统，SMP调度域的父调度域将管辖整个机器，一个结点的 +CPU掩码对应一个调度组。亦或，你可以使用多级NUMA；举例来说Opteron处理器，可能仅用一个 +调度域来覆盖它的一个NUMA层级。 + +实现者需要阅读include/linux/sched/sd_flags.h的注释：读SD_*来了解具体情况以及调度域的 +SD标志位调节了哪些东西。 + +体系结构可以把指定的拓扑层级的通用调度域构建器和默认的SD标志位覆盖掉，方法是创建一个 +sched_domain_topology_level数组，并以该数组作为入参调用set_sched_topology()。 + +调度域调试基础设施可以通过CONFIG_SCHED_DEBUG开启，并在开机启动命令行中增加 +“sched_verbose”。如果你忘记调整开机启动命令行了，也可以打开 +/sys/kernel/debug/sched/verbose开关。这将开启调度域错误检查的解析，它应该能捕获（上文 +描述过的）绝大多数错误，同时以可视化格式打印调度域的结构。 diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/process/submitting-patches.rst b/Documentation/translations/zh_TW/process/submitting-patches.rst index 37eccf9e2746..c4fd48f5bd8b 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/process/submitting-patches.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/process/submitting-patches.rst @@ -257,30 +257,6 @@ Linus Torvalds 是決定改動能否進入 Linux 內核的最終裁決者。他 手冊頁補丁，或至少發送更改通知，以便一些信息進入手冊頁。還應將用戶空間API 更改複製到 linux-api@vger.kernel.org。 -對於小的補丁，你也許會CC到搜集瑣碎補丁的郵件列表(Trivial Patch Monkey) -trivial@kernel.org，那裡專門收集瑣碎的補丁。下面這樣的補丁會被看作「瑣碎的」 -補丁： - - - 文檔的拼寫修正。 - - 修正會影響到 grep(1) 的拼寫。 - - 警告信息修正(頻繁的列印無用的警告是不好的。) - - 編譯錯誤修正（代碼邏輯的確是對的，只是編譯有問題。） - - 運行時修正（只要真的修正了錯誤。） - - 移除使用了被廢棄的函數/宏的代碼(例如 check_region。) - - 聯繫方式和文檔修正。 - - 用可移植的代碼替換不可移植的代碼（即使在體系結構相關的代碼中，既然有 - - 人拷貝，只要它是瑣碎的） - - 任何文件的作者/維護者對該文件的改動（例如 patch monkey 在重傳模式下） - -(譯註，關於「瑣碎補丁」的一些說明：因爲原文的這一部分寫得比較簡單，所以不得不 -違例寫一下譯註。"trivial"這個英文單詞的本意是「瑣碎的，不重要的。」但是在這裡 -有稍微有一些變化，例如對一些明顯的NULL指針的修正，屬於運行時修正，會被歸類 -到瑣碎補丁里。雖然NULL指針的修正很重要，但是這樣的修正往往很小而且很容易得到 -檢驗，所以也被歸入瑣碎補丁。瑣碎補丁更精確的歸類應該是 -「simple, localized & easy to verify」，也就是說簡單的，局部的和易於檢驗的。 -trivial@kernel.org郵件列表的目的是針對這樣的補丁，爲提交者提供一個中心，來 -降低提交的門檻。) - 6) 沒有 MIME 編碼，沒有連結，沒有壓縮，沒有附件，只有純文本 ----------------------------------------------------------- |