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author | Daniel Baumann <daniel.baumann@progress-linux.org> | 2024-06-19 21:00:51 +0000 |
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diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/mm/damon/usage.rst b/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/mm/damon/usage.rst index 17b9949d9b..da2745464e 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/mm/damon/usage.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/mm/damon/usage.rst @@ -344,7 +344,7 @@ debugfs接口 :ref:`sysfs接口<sysfs_interface>`。 DAMON导出了八个文件, ``attrs``, ``target_ids``, ``init_regions``, -``schemes``, ``monitor_on``, ``kdamond_pid``, ``mk_contexts`` 和 +``schemes``, ``monitor_on_DEPRECATED``, ``kdamond_pid``, ``mk_contexts`` 和 ``rm_contexts`` under its debugfs directory, ``<debugfs>/damon/``. @@ -521,15 +521,15 @@ DAMON导出了八个文件, ``attrs``, ``target_ids``, ``init_regions``, 开关 ---- -除非你明确地启动监测,否则如上所述的文件设置不会产生效果。你可以通过写入和读取 ``monitor_on`` +除非你明确地启动监测,否则如上所述的文件设置不会产生效果。你可以通过写入和读取 ``monitor_on_DEPRECATED`` 文件来启动、停止和检查监测的当前状态。写入 ``on`` 该文件可以启动对有属性的目标的监测。写入 ``off`` 该文件则停止这些目标。如果每个目标进程被终止,DAMON也会停止。下面的示例命令开启、关 闭和检查DAMON的状态:: # cd <debugfs>/damon - # echo on > monitor_on - # echo off > monitor_on - # cat monitor_on + # echo on > monitor_on_DEPRECATED + # echo off > monitor_on_DEPRECATED + # cat monitor_on_DEPRECATED off 请注意,当监测开启时,你不能写到上述的debugfs文件。如果你在DAMON运行时写到这些文件,将会返 @@ -543,11 +543,11 @@ DAMON通过一个叫做kdamond的内核线程来进行请求监测。你可以 得该线程的 ``pid`` 。当监测被 ``关闭`` 时,读取该文件不会返回任何信息:: # cd <debugfs>/damon - # cat monitor_on + # cat monitor_on_DEPRECATED off # cat kdamond_pid none - # echo on > monitor_on + # echo on > monitor_on_DEPRECATED # cat kdamond_pid 18594 @@ -574,7 +574,7 @@ DAMON通过一个叫做kdamond的内核线程来进行请求监测。你可以 # ls foo # ls: cannot access 'foo': No such file or directory -注意, ``mk_contexts`` 、 ``rm_contexts`` 和 ``monitor_on`` 文件只在根目录下。 +注意, ``mk_contexts`` 、 ``rm_contexts`` 和 ``monitor_on_DEPRECATED`` 文件只在根目录下。 监测结果的监测点 @@ -583,9 +583,9 @@ DAMON通过一个叫做kdamond的内核线程来进行请求监测。你可以 DAMON通过一个tracepoint ``damon:damon_aggregated`` 提供监测结果. 当监测开启时,你可 以记录追踪点事件,并使用追踪点支持工具如perf显示结果。比如说:: - # echo on > monitor_on + # echo on > monitor_on_DEPRECATED # perf record -e damon:damon_aggregated & # sleep 5 # kill 9 $(pidof perf) - # echo off > monitor_on + # echo off > monitor_on_DEPRECATED # perf script diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/core-api/workqueue.rst b/Documentation/translations/zh_CN/core-api/workqueue.rst index 7fac6f75d0..fe0ff5a127 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/core-api/workqueue.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/core-api/workqueue.rst @@ -7,12 +7,13 @@ 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> 周彬彬 Binbin Zhou <zhoubinbin@loongson.cn> + 陈兴友 Xingyou Chen <rockrush@rockwork.org> .. _cn_workqueue.rst: -========================= -并发管理的工作队列 (cmwq) -========================= +======== +工作队列 +======== :日期: September, 2010 :作者: Tejun Heo <tj@kernel.org> @@ -22,7 +23,7 @@ 简介 ==== -在很多情况下,需要一个异步进程的执行环境,工作队列(wq)API是这种情况下 +在很多情况下,需要一个异步的程序执行环境,工作队列(wq)API是这种情况下 最常用的机制。 当需要这样一个异步执行上下文时,一个描述将要执行的函数的工作项(work, @@ -34,8 +35,8 @@ 队列时,工作者又开始执行。 -为什么要cmwq? -============= +为什么要有并发管理工作队列? +=========================== 在最初的wq实现中,多线程(MT)wq在每个CPU上有一个工作者线程,而单线程 (ST)wq在全系统有一个工作者线程。一个MT wq需要保持与CPU数量相同的工 @@ -73,9 +74,11 @@ 向该函数的工作项,并在工作队列中排队等待该工作项。(就是挂到workqueue 队列里面去) -特定目的线程,称为工作线程(工作者),一个接一个地执行队列中的功能。 -如果没有工作项排队,工作者线程就会闲置。这些工作者线程被管理在所谓 -的工作者池中。 +工作项可以在线程或BH(软中断)上下文中执行。 + +对于由线程执行的工作队列,被称为(内核)工作者([k]worker)的特殊 +线程会依次执行其中的函数。如果没有工作项排队,工作者线程就会闲置。 +这些工作者线程被管理在所谓的工作者池中。 cmwq设计区分了面向用户的工作队列,子系统和驱动程序在上面排队工作, 以及管理工作者池和处理排队工作项的后端机制。 @@ -84,6 +87,10 @@ cmwq设计区分了面向用户的工作队列,子系统和驱动程序在上 优先级的工作项,还有一些额外的工作者池,用于服务未绑定工作队列的工 作项目——这些后备池的数量是动态的。 +BH工作队列使用相同的结构。然而,由于同一时间只可能有一个执行上下文, +不需要担心并发问题。每个CPU上的BH工作者池只包含一个用于表示BH执行 +上下文的虚拟工作者。BH工作队列可以被看作软中断的便捷接口。 + 当他们认为合适的时候,子系统和驱动程序可以通过特殊的 ``workqueue API`` 函数创建和排队工作项。他们可以通过在工作队列上 设置标志来影响工作项执行方式的某些方面,他们把工作项放在那里。这些 @@ -95,9 +102,9 @@ cmwq设计区分了面向用户的工作队列,子系统和驱动程序在上 否则一个绑定的工作队列的工作项将被排在与发起线程运行的CPU相关的普 通或高级工作工作者池的工作项列表中。 -对于任何工作者池的实施,管理并发水平(有多少执行上下文处于活动状 -态)是一个重要问题。最低水平是为了节省资源,而饱和水平是指系统被 -充分使用。 +对于任何线程池的实施,管理并发水平(有多少执行上下文处于活动状 +态)是一个重要问题。cmwq试图将并发保持在一个尽可能低且充足的 +水平。最低水平是为了节省资源,而充足是为了使系统能被充分使用。 每个与实际CPU绑定的worker-pool通过钩住调度器来实现并发管理。每当 一个活动的工作者被唤醒或睡眠时,工作者池就会得到通知,并跟踪当前可 @@ -140,6 +147,17 @@ workqueue将自动创建与属性相匹配的后备工作者池。调节并发 ``flags`` --------- +``WQ_BH`` + BH工作队列可以被看作软中断的便捷接口。它总是每个CPU一份, + 其中的各个工作项也会按在队列中的顺序,被所属CPU在软中断 + 上下文中执行。 + + BH工作队列的 ``max_active`` 值必须为0,且只能单独或和 + ``WQ_HIGHPRI`` 标志组合使用。 + + BH工作项不可以睡眠。像延迟排队、冲洗、取消等所有其他特性 + 都是支持的。 + ``WQ_UNBOUND`` 排队到非绑定wq的工作项由特殊的工作者池提供服务,这些工作者不 绑定在任何特定的CPU上。这使得wq表现得像一个简单的执行环境提 @@ -184,25 +202,21 @@ workqueue将自动创建与属性相匹配的后备工作者池。调节并发 -------------- ``@max_active`` 决定了每个CPU可以分配给wq的工作项的最大执行上 -下文数量。例如,如果 ``@max_active为16`` ,每个CPU最多可以同 -时执行16个wq的工作项。 +下文数量。例如,如果 ``@max_active`` 为16 ,每个CPU最多可以同 +时执行16个wq的工作项。它总是每CPU属性,即便对于未绑定 wq。 -目前,对于一个绑定的wq, ``@max_active`` 的最大限制是512,当指 -定为0时使用的默认值是256。对于非绑定的wq,其限制是512和 -4 * ``num_possible_cpus()`` 中的较高值。这些值被选得足够高,所 -以它们不是限制性因素,同时会在失控情况下提供保护。 +``@max_active`` 的最大限制是512,当指定为0时使用的默认值是256。 +这些值被选得足够高,所以它们不是限制性因素,同时会在失控情况下提供 +保护。 一个wq的活动工作项的数量通常由wq的用户来调节,更具体地说,是由用 户在同一时间可以排列多少个工作项来调节。除非有特定的需求来控制活动 工作项的数量,否则建议指定 为"0"。 -一些用户依赖于ST wq的严格执行顺序。 ``@max_active`` 为1和 ``WQ_UNBOUND`` -的组合用来实现这种行为。这种wq上的工作项目总是被排到未绑定的工作池 -中,并且在任何时候都只有一个工作项目处于活动状态,从而实现与ST wq相 -同的排序属性。 - -在目前的实现中,上述配置只保证了特定NUMA节点内的ST行为。相反, -``alloc_ordered_workqueue()`` 应该被用来实现全系统的ST行为。 +一些用户依赖于任意时刻最多只有一个工作项被执行,且各工作项被按队列中 +顺序处理带来的严格执行顺序。``@max_active`` 为1和 ``WQ_UNBOUND`` +的组合曾被用来实现这种行为,现在不用了。请使用 +``alloc_ordered_workqueue()`` 。 执行场景示例 @@ -285,7 +299,7 @@ And with cmwq with ``@max_active`` >= 3, :: * 除非有特殊需要,建议使用0作为@max_active。在大多数使用情 况下,并发水平通常保持在默认限制之下。 -* 一个wq作为前进进度保证(WQ_MEM_RECLAIM,冲洗(flush)和工 +* 一个wq作为前进进度保证,``WQ_MEM_RECLAIM`` ,冲洗(flush)和工 作项属性的域。不涉及内存回收的工作项,不需要作为工作项组的一 部分被刷新,也不需要任何特殊属性,可以使用系统中的一个wq。使 用专用wq和系统wq在执行特性上没有区别。 @@ -294,6 +308,337 @@ And with cmwq with ``@max_active`` >= 3, :: 益的,因为wq操作和工作项执行中的定位水平提高了。 +亲和性作用域 +============ + +一个非绑定工作队列根据其亲和性作用域来对CPU进行分组以提高缓存 +局部性。比如如果一个工作队列使用默认的“cache”亲和性作用域, +它将根据最后一级缓存的边界来分组处理器。这个工作队列上的工作项 +将被分配给一个与发起CPU共用最后级缓存的处理器上的工作者。根据 +``affinity_strict`` 的设置,工作者在启动后可能被允许移出 +所在作用域,也可能不被允许。 + +工作队列目前支持以下亲和性作用域。 + +``default`` + 使用模块参数 ``workqueue.default_affinity_scope`` 指定 + 的作用域,该参数总是会被设为以下作用域中的一个。 + +``cpu`` + CPU不被分组。一个CPU上发起的工作项会被同一CPU上的工作者执行。 + 这使非绑定工作队列表现得像是不含并发管理的每CPU工作队列。 + +``smt`` + CPU被按SMT边界分组。这通常意味着每个物理CPU核上的各逻辑CPU会 + 被分进同一组。 + +``cache`` + CPU被按缓存边界分组。采用哪个缓存边界由架构代码决定。很多情况 + 下会使用L3。这是默认的亲和性作用域。 + +``numa`` + CPU被按NUMA边界分组。 + +``system`` + 所有CPU被放在同一组。工作队列不尝试在临近发起CPU的CPU上运行 + 工作项。 + +默认的亲和性作用域可以被模块参数 ``workqueue.default_affinity_scope`` +修改,特定工作队列的亲和性作用域可以通过 ``apply_workqueue_attrs()`` +被更改。 + +如果设置了 ``WQ_SYSFS`` ,工作队列会在它的 ``/sys/devices/virtual/workqueue/WQ_NAME/`` +目录中有以下亲和性作用域相关的接口文件。 + +``affinity_scope`` + 读操作以查看当前的亲和性作用域。写操作用于更改设置。 + + 当前作用域是默认值时,当前生效的作用域也可以被从这个文件中 + 读到(小括号内),例如 ``default (cache)`` 。 + +``affinity_strict`` + 默认值0表明亲和性作用域不是严格的。当一个工作项开始执行时, + 工作队列尽量尝试使工作者处于亲和性作用域内,称为遣返。启动后, + 调度器可以自由地将工作者调度到系统中任意它认为合适的地方去。 + 这使得在保留使用其他CPU(如果必需且有可用)能力的同时, + 还能从作用域局部性上获益。 + + 如果设置为1,作用域内的所有工作者将被保证总是处于作用域内。 + 这在跨亲和性作用域会导致如功耗、负载隔离等方面的潜在影响时 + 会有用。严格的NUMA作用域也可用于和旧版内核中工作队列的行为 + 保持一致。 + + +亲和性作用域与性能 +================== + +如果非绑定工作队列的行为对绝大多数使用场景来说都是最优的, +不需要更多调节,就完美了。很不幸,在当前内核中,重度使用 +工作队列时,需要在局部性和利用率间显式地作一个明显的权衡。 + +更高的局部性带来更高效率,也就是相同数量的CPU周期内可以做 +更多工作。然而,如果发起者没能将工作项充分地分散在亲和性 +作用域间,更高的局部性也可能带来更低的整体系统利用率。以下 +dm-crypt 的性能测试清楚地阐明了这一取舍。 + +测试运行在一个12核24线程、4个L3缓存的处理器(AMD Ryzen +9 3900x)上。为保持一致性,关闭CPU超频。 ``/dev/dm-0`` +是NVME SSD(三星 990 PRO)上创建,用 ``cryptsetup`` +以默认配置打开的一个 dm-crypt 设备。 + + +场景 1: 机器上遍布着有充足的发起者和工作量 +------------------------------------------ + +使用命令::: + + $ fio --filename=/dev/dm-0 --direct=1 --rw=randrw --bs=32k --ioengine=libaio \ + --iodepth=64 --runtime=60 --numjobs=24 --time_based --group_reporting \ + --name=iops-test-job --verify=sha512 + +这里有24个发起者,每个同时发起64个IO。 ``--verify=sha512`` +使得 ``fio`` 每次生成和读回内容受发起者和 ``kcryptd`` +间的执行局部性影响。下面是基于不同 ``kcryptd`` 的亲和性 +作用域设置,各经过五次测试得到的读取带宽和CPU利用率数据。 + +.. list-table:: + :widths: 16 20 20 + :header-rows: 1 + + * - 亲和性 + - 带宽 (MiBps) + - CPU利用率(%) + + * - system + - 1159.40 ±1.34 + - 99.31 ±0.02 + + * - cache + - 1166.40 ±0.89 + - 99.34 ±0.01 + + * - cache (strict) + - 1166.00 ±0.71 + - 99.35 ±0.01 + +在系统中分布着足够多发起者的情况下,不论严格与否,“cache” +没有表现得更差。三种配置均使整个机器达到饱和,但由于提高了 +局部性,缓存相关的两种有0.6%的(带宽)提升。 + + +场景 2: 更少发起者,足以达到饱和的工作量 +---------------------------------------- + +使用命令::: + + $ fio --filename=/dev/dm-0 --direct=1 --rw=randrw --bs=32k \ + --ioengine=libaio --iodepth=64 --runtime=60 --numjobs=8 \ + --time_based --group_reporting --name=iops-test-job --verify=sha512 + +与上一个场景唯一的区别是 ``--numjobs=8``。 发起者数量 +减少为三分之一,但仍然有足以使系统达到饱和的工作总量。 + +.. list-table:: + :widths: 16 20 20 + :header-rows: 1 + + * - 亲和性 + - 带宽 (MiBps) + - CPU利用率(%) + + * - system + - 1155.40 ±0.89 + - 97.41 ±0.05 + + * - cache + - 1154.40 ±1.14 + - 96.15 ±0.09 + + * - cache (strict) + - 1112.00 ±4.64 + - 93.26 ±0.35 + +这里有超过使系统达到饱和所需的工作量。“system”和“cache” +都接近但并未使机器完全饱和。“cache”消耗更少的CPU但更高的 +效率使其得到和“system”相同的带宽。 + +八个发起者盘桓在四个L3缓存作用域间仍然允许“cache (strict)” +几乎使机器饱和,但缺少对工作的保持(不移到空闲处理器上) +开始带来3.7%的带宽损失。 + + +场景 3: 更少发起者,不充足的工作量 +---------------------------------- + +使用命令::: + + $ fio --filename=/dev/dm-0 --direct=1 --rw=randrw --bs=32k \ + --ioengine=libaio --iodepth=64 --runtime=60 --numjobs=4 \ + --time_based --group_reporting --name=iops-test-job --verify=sha512 + +再次,唯一的区别是 ``--numjobs=4``。由于发起者减少到四个, +现在没有足以使系统饱和的工作量,带宽变得依赖于完成时延。 + +.. list-table:: + :widths: 16 20 20 + :header-rows: 1 + + * - 亲和性 + - 带宽 (MiBps) + - CPU利用率(%) + + * - system + - 993.60 ±1.82 + - 75.49 ±0.06 + + * - cache + - 973.40 ±1.52 + - 74.90 ±0.07 + + * - cache (strict) + - 828.20 ±4.49 + - 66.84 ±0.29 + +现在,局部性和利用率间的权衡更清晰了。“cache”展示出相比 +“system”2%的带宽损失,而“cache (strict)”跌到20%。 + + +结论和建议 +---------- + +在以上试验中,虽然一致并且也明显,但“cache”亲和性作用域 +相比“system”的性能优势并不大。然而,这影响是依赖于作用域 +间距离的,在更复杂的处理器拓扑下可能有更明显的影响。 + +虽然这些情形下缺少工作保持是有坏处的,但比“cache (strict)” +好多了,而且最大化工作队列利用率的需求也并不常见。因此, +“cache”是非绑定池的默认亲和性作用域。 + +* 由于不存在一个适用于大多数场景的选择,对于可能需要消耗 + 大量CPU的工作队列,建议通过 ``apply_workqueue_attrs()`` + 进行(专门)配置,并考虑是否启用 ``WQ_SYSFS``。 + +* 设置了严格“cpu”亲和性作用域的非绑定工作队列,它的行为与 + ``WQ_CPU_INTENSIVE`` 每CPU工作队列一样。后者没有真正 + 优势,而前者提供了大幅度的灵活性。 + +* 亲和性作用域是从Linux v6.5起引入的。为了模拟旧版行为, + 可以使用严格的“numa”亲和性作用域。 + +* 不严格的亲和性作用域中,缺少工作保持大概缘于调度器。内核 + 为什么没能维护好大多数场景下的工作保持,把事情作对,还没有 + 理论上的解释。因此,未来调度器的改进可能会使我们不再需要 + 这些调节项。 + + +检查配置 +======== + +使用 tools/workqueue/wq_dump.py(drgn脚本) 来检查未 +绑定CPU的亲和性配置,工作者池,以及工作队列如何映射到池上: :: + + $ tools/workqueue/wq_dump.py + Affinity Scopes + =============== + wq_unbound_cpumask=0000000f + + CPU + nr_pods 4 + pod_cpus [0]=00000001 [1]=00000002 [2]=00000004 [3]=00000008 + pod_node [0]=0 [1]=0 [2]=1 [3]=1 + cpu_pod [0]=0 [1]=1 [2]=2 [3]=3 + + SMT + nr_pods 4 + pod_cpus [0]=00000001 [1]=00000002 [2]=00000004 [3]=00000008 + pod_node [0]=0 [1]=0 [2]=1 [3]=1 + cpu_pod [0]=0 [1]=1 [2]=2 [3]=3 + + CACHE (default) + nr_pods 2 + pod_cpus [0]=00000003 [1]=0000000c + pod_node [0]=0 [1]=1 + cpu_pod [0]=0 [1]=0 [2]=1 [3]=1 + + NUMA + nr_pods 2 + pod_cpus [0]=00000003 [1]=0000000c + pod_node [0]=0 [1]=1 + cpu_pod [0]=0 [1]=0 [2]=1 [3]=1 + + SYSTEM + nr_pods 1 + pod_cpus [0]=0000000f + pod_node [0]=-1 + cpu_pod [0]=0 [1]=0 [2]=0 [3]=0 + + Worker Pools + ============ + pool[00] ref= 1 nice= 0 idle/workers= 4/ 4 cpu= 0 + pool[01] ref= 1 nice=-20 idle/workers= 2/ 2 cpu= 0 + pool[02] ref= 1 nice= 0 idle/workers= 4/ 4 cpu= 1 + pool[03] ref= 1 nice=-20 idle/workers= 2/ 2 cpu= 1 + pool[04] ref= 1 nice= 0 idle/workers= 4/ 4 cpu= 2 + pool[05] ref= 1 nice=-20 idle/workers= 2/ 2 cpu= 2 + pool[06] ref= 1 nice= 0 idle/workers= 3/ 3 cpu= 3 + pool[07] ref= 1 nice=-20 idle/workers= 2/ 2 cpu= 3 + pool[08] ref=42 nice= 0 idle/workers= 6/ 6 cpus=0000000f + pool[09] ref=28 nice= 0 idle/workers= 3/ 3 cpus=00000003 + pool[10] ref=28 nice= 0 idle/workers= 17/ 17 cpus=0000000c + pool[11] ref= 1 nice=-20 idle/workers= 1/ 1 cpus=0000000f + pool[12] ref= 2 nice=-20 idle/workers= 1/ 1 cpus=00000003 + pool[13] ref= 2 nice=-20 idle/workers= 1/ 1 cpus=0000000c + + Workqueue CPU -> pool + ===================== + [ workqueue \ CPU 0 1 2 3 dfl] + events percpu 0 2 4 6 + events_highpri percpu 1 3 5 7 + events_long percpu 0 2 4 6 + events_unbound unbound 9 9 10 10 8 + events_freezable percpu 0 2 4 6 + events_power_efficient percpu 0 2 4 6 + events_freezable_power_ percpu 0 2 4 6 + rcu_gp percpu 0 2 4 6 + rcu_par_gp percpu 0 2 4 6 + slub_flushwq percpu 0 2 4 6 + netns ordered 8 8 8 8 8 + ... + +参见命令的帮助消息以获取更多信息。 + + +监视 +==== + +使用 tools/workqueue/wq_monitor.py 来监视工作队列的运行: :: + + $ tools/workqueue/wq_monitor.py events + total infl CPUtime CPUhog CMW/RPR mayday rescued + events 18545 0 6.1 0 5 - - + events_highpri 8 0 0.0 0 0 - - + events_long 3 0 0.0 0 0 - - + events_unbound 38306 0 0.1 - 7 - - + events_freezable 0 0 0.0 0 0 - - + events_power_efficient 29598 0 0.2 0 0 - - + events_freezable_power_ 10 0 0.0 0 0 - - + sock_diag_events 0 0 0.0 0 0 - - + + total infl CPUtime CPUhog CMW/RPR mayday rescued + events 18548 0 6.1 0 5 - - + events_highpri 8 0 0.0 0 0 - - + events_long 3 0 0.0 0 0 - - + events_unbound 38322 0 0.1 - 7 - - + events_freezable 0 0 0.0 0 0 - - + events_power_efficient 29603 0 0.2 0 0 - - + events_freezable_power_ 10 0 0.0 0 0 - - + sock_diag_events 0 0 0.0 0 0 - - + + ... + +参见命令的帮助消息以获取更多信息。 + + 调试 ==== @@ -330,7 +675,6 @@ And with cmwq with ``@max_active`` >= 3, :: 工作队列保证,如果在工作项排队后满足以下条件,则工作项不能重入: - 1. 工作函数没有被改变。 2. 没有人将该工作项排到另一个工作队列中。 3. 该工作项尚未被重新启动。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/dev-tools/kasan.rst b/Documentation/translations/zh_CN/dev-tools/kasan.rst index 8fdb20c966..2b1e8f7490 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/dev-tools/kasan.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/dev-tools/kasan.rst @@ -137,7 +137,7 @@ KASAN受到通用 ``panic_on_warn`` 命令行参数的影响。当它被启用 典型的KASAN报告如下所示:: ================================================================== - BUG: KASAN: slab-out-of-bounds in kmalloc_oob_right+0xa8/0xbc [test_kasan] + BUG: KASAN: slab-out-of-bounds in kmalloc_oob_right+0xa8/0xbc [kasan_test] Write of size 1 at addr ffff8801f44ec37b by task insmod/2760 CPU: 1 PID: 2760 Comm: insmod Not tainted 4.19.0-rc3+ #698 @@ -147,8 +147,8 @@ KASAN受到通用 ``panic_on_warn`` 命令行参数的影响。当它被启用 print_address_description+0x73/0x280 kasan_report+0x144/0x187 __asan_report_store1_noabort+0x17/0x20 - kmalloc_oob_right+0xa8/0xbc [test_kasan] - kmalloc_tests_init+0x16/0x700 [test_kasan] + kmalloc_oob_right+0xa8/0xbc [kasan_test] + kmalloc_tests_init+0x16/0x700 [kasan_test] do_one_initcall+0xa5/0x3ae do_init_module+0x1b6/0x547 load_module+0x75df/0x8070 @@ -168,8 +168,8 @@ KASAN受到通用 ``panic_on_warn`` 命令行参数的影响。当它被启用 save_stack+0x43/0xd0 kasan_kmalloc+0xa7/0xd0 kmem_cache_alloc_trace+0xe1/0x1b0 - kmalloc_oob_right+0x56/0xbc [test_kasan] - kmalloc_tests_init+0x16/0x700 [test_kasan] + kmalloc_oob_right+0x56/0xbc [kasan_test] + kmalloc_tests_init+0x16/0x700 [kasan_test] do_one_initcall+0xa5/0x3ae do_init_module+0x1b6/0x547 load_module+0x75df/0x8070 @@ -421,15 +421,15 @@ KASAN连接到vmap基础架构以懒清理未使用的影子内存。 当由于 ``kmalloc`` 失败而导致测试失败时:: - # kmalloc_large_oob_right: ASSERTION FAILED at lib/test_kasan.c:163 + # kmalloc_large_oob_right: ASSERTION FAILED at mm/kasan/kasan_test.c:245 Expected ptr is not null, but is - not ok 4 - kmalloc_large_oob_right + not ok 5 - kmalloc_large_oob_right 当由于缺少KASAN报告而导致测试失败时:: - # kmalloc_double_kzfree: EXPECTATION FAILED at lib/test_kasan.c:974 + # kmalloc_double_kzfree: EXPECTATION FAILED at mm/kasan/kasan_test.c:709 KASAN failure expected in "kfree_sensitive(ptr)", but none occurred - not ok 44 - kmalloc_double_kzfree + not ok 28 - kmalloc_double_kzfree 最后打印所有KASAN测试的累积状态。成功:: @@ -445,7 +445,7 @@ KASAN连接到vmap基础架构以懒清理未使用的影子内存。 1. 可加载模块 启用 ``CONFIG_KUNIT`` 后,KASAN-KUnit测试可以构建为可加载模块,并通过使用 - ``insmod`` 或 ``modprobe`` 加载 ``test_kasan.ko`` 来运行。 + ``insmod`` 或 ``modprobe`` 加载 ``kasan_test.ko`` 来运行。 2. 内置 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/power/opp.rst b/Documentation/translations/zh_CN/power/opp.rst index 8d6e3f6f62..7470fa2d4c 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/power/opp.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/power/opp.rst @@ -274,7 +274,7 @@ dev_pm_opp_get_opp_count { /* 做一些事情 */ num_available = dev_pm_opp_get_opp_count(dev); - speeds = kzalloc(sizeof(u32) * num_available, GFP_KERNEL); + speeds = kcalloc(num_available, sizeof(u32), GFP_KERNEL); /* 按升序填充表 */ freq = 0; while (!IS_ERR(opp = dev_pm_opp_find_freq_ceil(dev, &freq))) { diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/process/coding-style.rst b/Documentation/translations/zh_CN/process/coding-style.rst index fa28ef0a7f..3bc2810b15 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/process/coding-style.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/process/coding-style.rst @@ -523,9 +523,9 @@ Linux 里这是提倡的做法,因为这样可以很简单的给读者提供 .. code-block:: c - err_free_bar: + err_free_bar: kfree(foo->bar); - err_free_foo: + err_free_foo: kfree(foo); return ret; diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/process/embargoed-hardware-issues.rst b/Documentation/translations/zh_CN/process/embargoed-hardware-issues.rst index cf5f1fca3d..c90ecb5578 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/process/embargoed-hardware-issues.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/process/embargoed-hardware-issues.rst @@ -177,7 +177,7 @@ CVE分配 AMD Tom Lendacky <thomas.lendacky@amd.com> IBM Intel Tony Luck <tony.luck@intel.com> - Qualcomm Trilok Soni <tsoni@codeaurora.org> + Qualcomm Trilok Soni <quic_tsoni@quicinc.com> Microsoft Sasha Levin <sashal@kernel.org> VMware diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/accelerators/ocxl.rst b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/accelerators/ocxl.rst index 845b932bf9..aefad87e90 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/accelerators/ocxl.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/accelerators/ocxl.rst @@ -53,7 +53,7 @@ OpenCAPI定义了一个在物理链路层上实现的数据链路层(TL)和 Processor:处理器 Memory:内存 - Accelerated Function Unit:加速函数单元 + Accelerated Function Unit:加速功能单元 @@ -97,7 +97,7 @@ OpenCAPI拥有AFU向主机进程发送中断的可能性。它通过定义在传 ======== 驱动为每个在物理设备上发现的AFU创建一个字符设备。一个物理设备可能拥有多个 -函数,一个函数可以拥有多个AFU。不过编写这篇文档之时,只对导出一个AFU的设备 +功能,一个功能可以拥有多个AFU。不过编写这篇文档之时,只对导出一个AFU的设备 测试过。 字符设备可以在 /dev/ocxl/ 中被找到,其命名为: |