summaryrefslogtreecommitdiff
path: root/Documentation/translations/zh_CN/mm/numa.rst
blob: 61fad89272fa5221986401e7b504517007e64ded (plain)
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
17
18
19
20
21
22
23
24
25
26
27
28
29
30
31
32
33
34
35
36
37
38
39
40
41
42
43
44
45
46
47
48
49
50
51
52
53
54
55
56
57
58
59
60
61
62
63
64
65
66
67
68
69
70
71
72
73
74
75
76
77
78
79
80
81
82
83
84
85
86
87
88
89
90
91
92
93
94
95
96
97
98
99
100
101
:Original: Documentation/mm/numa.rst

:翻译:

 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn>

:校译:


始于1999年11月,作者: <kanoj@sgi.com>

==========================
何为非统一内存访问(NUMA)?
==========================

这个问题可以从几个视角来回答:硬件观点和Linux软件视角。

从硬件角度看,NUMA系统是一个由多个组件或装配组成的计算机平台,每个组件可能包含0个或更多的CPU、
本地内存和/或IO总线。为了简洁起见,并将这些物理组件/装配的硬件视角与软件抽象区分开来,我们在
本文中称这些组件/装配为“单元”。

每个“单元”都可以看作是系统的一个SMP[对称多处理器]子集——尽管独立的SMP系统所需的一些组件可能
不会在任何给定的单元上填充。NUMA系统的单元通过某种系统互连连接在一起——例如,交叉开关或点对点
链接是NUMA系统互连的常见类型。这两种类型的互连都可以聚合起来,以创建NUMA平台,其中的单元与其
他单元有多个距离。

对于Linux,感兴趣的NUMA平台主要是所谓的缓存相干NUMA--简称ccNUMA系统系统。在ccNUMA系统中,
所有的内存都是可见的,并且可以从连接到任何单元的任何CPU中访问,缓存一致性是由处理器缓存和/或
系统互连在硬件中处理。

内存访问时间和有效的内存带宽取决于包含CPU的单元或进行内存访问的IO总线距离包含目标内存的单元
有多远。例如,连接到同一单元的CPU对内存的访问将比访问其他远程单元的内存经历更快的访问时间和
更高的带宽。 NUMA平台可以在任何给定单元上访问多种远程距离的(其他)单元。

平台供应商建立NUMA系统并不只是为了让软件开发人员的生活变得有趣。相反,这种架构是提供可扩展
内存带宽的一种手段。然而,为了实现可扩展的内存带宽,系统和应用软件必须安排大部分的内存引用
[cache misses]到“本地”内存——同一单元的内存,如果有的话——或者到最近的有内存的单元。

这就自然而然有了Linux软件对NUMA系统的视角:

Linux将系统的硬件资源划分为多个软件抽象,称为“节点”。Linux将节点映射到硬件平台的物理单元
上,对一些架构的细节进行了抽象。与物理单元一样,软件节点可能包含0或更多的CPU、内存和/或IO
总线。同样,对“较近”节点的内存访问——映射到较近单元的节点——通常会比对较远单元的访问经历更快
的访问时间和更高的有效带宽。

对于一些架构,如x86,Linux将“隐藏”任何代表没有内存连接的物理单元的节点,并将连接到该单元
的任何CPU重新分配到代表有内存的单元的节点上。因此,在这些架构上,我们不能假设Linux将所有
的CPU与一个给定的节点相关联,会看到相同的本地内存访问时间和带宽。

此外,对于某些架构,同样以x86为例,Linux支持对额外节点的仿真。对于NUMA仿真,Linux会将现
有的节点或者非NUMA平台的系统内存分割成多个节点。每个模拟的节点将管理底层单元物理内存的一部
分。NUMA仿真对于在非NUMA平台上测试NUMA内核和应用功能是非常有用的,当与cpusets一起使用时,
可以作为一种内存资源管理机制。[见 Documentation/admin-guide/cgroup-v1/cpusets.rst]

对于每个有内存的节点,Linux构建了一个独立的内存管理子系统,有自己的空闲页列表、使用中页列表、
使用统计和锁来调解访问。此外,Linux为每个内存区[DMA、DMA32、NORMAL、HIGH_MEMORY、MOVABLE
中的一个或多个]构建了一个有序的“区列表”。zonelist指定了当一个选定的区/节点不能满足分配请求
时要访问的区/节点。当一个区没有可用的内存来满足请求时,这种情况被称为“overflow 溢出”或
“fallback 回退”。

由于一些节点包含多个包含不同类型内存的区,Linux必须决定是否对区列表进行排序,使分配回退到不同
节点上的相同区类型,或同一节点上的不同区类型。这是一个重要的考虑因素,因为有些区,如DMA或DMA32,
代表了相对稀缺的资源。Linux选择了一个默认的Node ordered zonelist。这意味着在使用按NUMA距
离排序的远程节点之前,它会尝试回退到同一节点的其他分区。

默认情况下,Linux会尝试从执行请求的CPU被分配到的节点中满足内存分配请求。具体来说,Linux将试
图从请求来源的节点的适当分区列表中的第一个节点进行分配。这被称为“本地分配”。如果“本地”节点不能
满足请求,内核将检查所选分区列表中其他节点的区域,寻找列表中第一个能满足请求的区域。

本地分配将倾向于保持对分配的内存的后续访问 “本地”的底层物理资源和系统互连——只要内核代表其分配
一些内存的任务后来不从该内存迁移。Linux调度器知道平台的NUMA拓扑结构——体现在“调度域”数据结构
中[见 Documentation/scheduler/sched-domains.rst]——并且调度器试图尽量减少任务迁移到遥
远的调度域中。然而,调度器并没有直接考虑到任务的NUMA足迹。因此,在充分不平衡的情况下,任务可
以在节点之间迁移,远离其初始节点和内核数据结构。

系统管理员和应用程序设计者可以使用各种CPU亲和命令行接口,如taskset(1)和numactl(1),以及程
序接口,如sched_setaffinity(2),来限制任务的迁移,以改善NUMA定位。此外,人们可以使用
Linux NUMA内存策略修改内核的默认本地分配行为。 [见
Documentation/admin-guide/mm/numa_memory_policy.rst].

系统管理员可以使用控制组和CPUsets限制非特权用户在调度或NUMA命令和功能中可以指定的CPU和节点
的内存。 [见 Documentation/admin-guide/cgroup-v1/cpusets.rst]

在不隐藏无内存节点的架构上,Linux会在分区列表中只包括有内存的区域[节点]。这意味着对于一个无
内存的节点,“本地内存节点”——CPU节点的分区列表中的第一个区域的节点——将不是节点本身。相反,它
将是内核在建立分区列表时选择的离它最近的有内存的节点。所以,默认情况下,本地分配将由内核提供
最近的可用内存来完成。这是同一机制的结果,该机制允许这种分配在一个包含内存的节点溢出时回退到
其他附近的节点。

一些内核分配不希望或不能容忍这种分配回退行为。相反,他们想确保他们从指定的节点获得内存,或者
得到通知说该节点没有空闲内存。例如,当一个子系统分配每个CPU的内存资源时,通常是这种情况。

一个典型的分配模式是使用内核的numa_node_id()或CPU_to_node()函数获得“当前CPU”所在节点的
节点ID,然后只从返回的节点ID请求内存。当这样的分配失败时,请求的子系统可以恢复到它自己的回退
路径。板块内核内存分配器就是这样的一个例子。或者,子系统可以选择在分配失败时禁用或不启用自己。
内核分析子系统就是这样的一个例子。

如果架构支持——不隐藏无内存节点,那么连接到无内存节点的CPU将总是产生回退路径的开销,或者一些
子系统如果试图完全从无内存的节点分配内存,将无法初始化。为了透明地支持这种架构,内核子系统可
以使用numa_mem_id()或cpu_to_mem()函数来定位调用或指定CPU的“本地内存节点”。同样,这是同
一个节点,默认的本地页分配将从这个节点开始尝试。