本文將以XLP832通過ICI互連形成的NUMA架構進行分析，主要包括內存管理和調度兩方面，參考內核版本2.6.32.9；NUMA架構常見配置選項有：CONFIG_SMP, CONFIG_NUMA, CONFIG_NEED_MULTIPLE_NODES, CONFIG_NODES_SHIFT, CONFIG_SPARSEMEM, CONFIG_CGROUPS, CONFIG_CPUSETS, CONFIG_MIGRATION等。
本文試圖從原理上介紹，儘量避免涉及代碼的實現細節。
NUMA(Non Uniform Memory Access)即非一致內存訪問架構，市面上主要有X86_64(JASPER)和MIPS64(XLP)體系。
1.1 概念
NUMA具有多個節點(Node)，每個節點可以擁有多個CPU(每個CPU可以具有多個核或線程)，節點內使用共有的內存控制器，因此節點的所有內存對於本節點的所有CPU都是等同的，而對於其它節點中的所有CPU都是不同的。節點可分爲本地節點(Local Node)、鄰居節點(Neighbour Node)和遠端節點(Remote Node)三種類型。
本地節點：對於某個節點中的所有CPU，此節點稱爲本地節點；
鄰居節點：與本地節點相鄰的節點稱爲鄰居節點；
遠端節點：非本地節點或鄰居節點的節點，稱爲遠端節點。
鄰居節點和遠端節點，稱作非本地節點(Off Node)。
CPU訪問不同類型節點內存的速度是不相同的：本地節點>鄰居節點>遠端節點。訪問本地節點的速度最快，訪問遠端節點的速度最慢，即訪問速度與節點的距離有關，距離越遠訪問速度越慢，此距離稱作Node Distance。
常用的NUMA系統中：硬件設計已保證系統中所有的Cache是一致的(Cache Coherent, ccNUMA)；不同類型節點間的Cache同步時間不一樣，會導致資源競爭不公平，對於某些特殊的應用，可以考慮使用FIFO Spinlock保證公平性。
1.2 關鍵信息
1) 物理內存區域與Node號之間的映射關係；
2) 各Node之間的Node Distance；
3) 邏輯CPU號與Node號之間的映射關係。
首先需要完成1.2節中描述的3個關鍵信息的初始化。
2.1 CPU和Node的關係
start_kernel()->setup_arch()->prom_init():
#ifdef CONFIG_NUMA
build_node_cpu_map();
#endif
build_node_cpu_map()函數工作：
a) 確定CPU與Node的相互關係，做法很簡單：
#define cpu_to_node(cpu) (cpu >> 5)
#define cpumask_of_node (NODE_CPU_MASK(node)) /* node0:0~31; node1: 32~63 */
說明：XLP832每個節點有1個物理CPU，每個物理CPU有8個核，每個核有4個超線
程，因此每個節點對應32個邏輯CPU，按節點依次展開。另外，實際物理存在的CPU
數目是通過DTB傳遞給內核的；numa_node_id()可以獲取當前CPU所處的Node號。
b) 設置每個物理存在的節點的在線狀態，具體是通過node_set_online()函數來設置全局變量
nodemask_t node_states[];
這樣，類似於CPU號，Node號也就具有如下功能宏：
for_each_node(node);
for_each_online_node(node);
詳細可參考include/linux/nodemask.h
2.2 Node Distance確立
作用：建立buddy時用，可以依此來構建zonelist，以及zone relaim(zone_reclaim_mode)使
用，詳見後面的4.2.2節。
2.3 內存區域與Node的關係
start_kernel()->setup_arch()->arch_mem_init->bootmem_init()->nlm_numa_bootmem_init():
nlm_get_dram_mapping();
XLP832上電後的默認memory-mapped物理地址空間分佈：
其中PCIE配置空間映射地址範圍爲[0x1800_0000, 0x1BFF_FFFF]，由寄存器ECFG_BASE和ECFG_LIMIT指定(注：但這2個寄存器本身是處於PCIE配置空間之中的)。
PCIE配置空間：
PCIE配置空間與memory-mapped物理地址的映射方式：
XLP832實現了所有設備都位於虛擬總線0上，每個節點有8個設備，按節點依次排開。
DRAM映射寄存器組：
每個節點都獨立實現有幾組不同類型的DRAM(每組有8個相同類型的)寄存器可以配置DRAM空間映射到物理地址空間中的基址和大小，以及所屬的節點信息(這些寄存器的值事先會由bootloader設好)；這組寄存器位於虛擬總線0的設備0/8/16/24(依次對應每個節點的第一個設備號)的Function0(每個設備最多可定義8個Function，每個Function有着獨立的PCIE 4KB的配置空間)的PCIE配置空間中(這個配置空間實現的是DRAM/Bridge控制器)。
本小節涉及到的3組不同類型的寄存器(注：按索引對應即DRAM_BAR,DRAM_LIMIT和 DRAM_NODE_TRANSLATION描述一個內存區域屬性)：
第一組(DRAM空間映射物理空間基址)：
DRAM_BAR0: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x54
DRAM_BAR1: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x55
DRAM_BAR2: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x56
DRAM_BAR3: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x57
DRAM_BAR4: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x58
DRAM_BAR5: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x59
DRAM_BAR6: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x5A
DRAM_BAR7: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x5B
第二組(DRAM空間映射物理空間長度)：
DRAM_LIMIT0: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x5C
DRAM_LIMIT1: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x5D
DRAM_LIMIT2: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x5E
DRAM_LIMIT3: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x5F
DRAM_LIMIT4: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x60
DRAM_LIMIT5: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x61
DRAM_LIMIT6: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x62
DRAM_LIMIT7: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x63
第三組(節點相關)：
DRAM_NODE_TRANSLATION0: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x64
DRAM_NODE_TRANSLATION1: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x65
DRAM_NODE_TRANSLATION2: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x66
DRAM_NODE_TRANSLATION3: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x67
DRAM_NODE_TRANSLATION4: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x68
DRAM_NODE_TRANSLATION5: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x69
DRAM_NODE_TRANSLATION6: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x6A
DRAM_NODE_TRANSLATION7: PCIe Bus 0, Device 0/8/16/24, Function 0, Register 0x6B
根據上述的PCIE配置空間memory-mapped映射方式便可直接獲取寄存器中的值，就可以建立各個節點中的所有內存區域(最多8個區域)信息。關於這些寄存器的使用可以參考“XLP® Processor Family Programming Reference Manual”的“Chapter 7 Memory and I/O Subsystem”。
bootmem_init()->…->init_bootmem_node()->init_bootmem_core():
每個節點擁有各自的bootmem管理(code&data之前可以爲空閒頁面)。
初始化流程最後會設置全局struct node_active_region early_node_map[]用於初始化Buddy系統，for_each_online_node()遍歷所有在線節點調用free_area_init_node()初始化，主要初始化每個zone的大小和所涉及頁面的struct page結構(flags中初始化有所屬zone和node信息，由set_page_links()函數設置)等。
4.1 NUMA帶來的變化
1) pglist_data
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typedef struct pglist_data { struct zone node_zones[MAX_NR_ZONES]; struct zonelist node_zonelists[MAX_ZONELISTS]; int nr_zones; struct bootmem_data *bdata; unsigned long node_start_pfn; unsigned long node_present_pages; /* total number of physical pages */ unsigned long node_spanned_pages; /* total size of physical page range, including holes */ int node_id; wait_queue_head_t kswapd_wait; struct task_struct *kswapd; int kswapd_max_order; } pg_data_t; |
a)上節的bootmem結構的描述信息存放在NODE_DATA(node)-> bdata中；NODE_DATA(i)宏返回節點i的struct pglist_data結構，需要在架構相關的mmzone.h中實現；
b) #define MAX_ZONELISTS 2，請參考後面的“zonelist初始化”。
2) zone
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struct zone { #ifdef CONFIG_NUMA int node; /* * zone reclaim becomes active if more unmapped pages exist. */ unsigned long min_unmapped_pages; unsigned long min_slab_pages; struct per_cpu_pageset *pageset[NR_CPUS]; #else … … }; |
a)最終調用kmalloc_node()爲pageset成員在每個CPU的對應的內存節點分配內存；
b)min_unmapped_pages 對應/proc/sys/vm/min_unmapped_ratio，默認值爲1；
min_slab_pages對應/proc/sys/vm/min_slab_ratio，默認值爲5；
作用：當剩餘可回收的非文件映射和SLAB頁面超過這2個值時，才激活當前zone回收；
c) 增加了zone對應的節點號。
4.2 zonelist初始化
本節講述zonelist的構建方式，實現位於start_kernel()->build_all_zonelists()中，zonelist的組織方式非常關鍵(這一點與以前的2.6.21內核版本不一樣，2.6.32組織得更清晰)。
4.2.1 zonelist order
NUMA系統中存在多個節點，每個節點對應一個struct pglist_data結構，此結構中可以包含多個zone，如：ZONE_DMA, ZONE_NORMAL，這樣就產生幾種排列順序，以2個節點2個zone爲例(zone從高到低排列, ZONE_DMA0表示節點0的ZONE_DMA，其它類似)：
a) Legacy方式
每個節點只排列自己的zone；
b)Node方式
按節點順序依次排列，先排列本地節點的所有zone，再排列其它節點的所有zone。
c) Zone方式
按zone類型從高到低依次排列各節點的同相類型zone。
可通過啓動參數“numa_zonelist_order”來配置zonelist order，內核定義了3種配置：
#define ZONELIST_ORDER_DEFAULT 0 /* 智能選擇Node或Zone方式 */
#define ZONELIST_ORDER_NODE 1 /* 對應Node方式 */
#define ZONELIST_ORDER_ZONE 2 /* 對應Zone方式 */
默認配置爲ZONELIST_ORDER_DEFAULT，由內核通過一個算法來判斷選擇Node或Zone方式，算法思想：
a) alloc_pages()分配內存是按照ZONE從高到低的順序進行的，例如上節“Node方式”的圖示中，從ZONE_NORMAL0中分配內存時，ZONE_NORMAL0中無內存時將落入較低的ZONE_DMA0中分配，這樣當ZONE_DMA0比較小的時候，很容易將ZONE_DMA0中的內存耗光，這樣是很不理智的，因爲還有更好的分配方式即從ZONE_NORMAL1中分配；
b) 內核會檢測各ZONE的頁面數來選擇Zone組織方式，當ZONE_DMA很小時，選擇ZONELIST_ORDER_DEFAULT時，內核將傾向於選擇ZONELIST_ORDER_ZONE方式，否則選擇ZONELIST_ORDER_NODE方式。
另外，可以通過/proc/sys/vm/numa_zonelist_order動態改變zonelist order的分配方式。
4.2.2 Node Distance
上節中的例子是以2個節點爲例，如果有>2個節點存在，就需要考慮不同節點間的距離來安排節點，例如以4個節點2個ZONE爲例，各節點的佈局(如4個XLP832物理CPU級聯)值如下：
上圖中，Node0和Node2的Node Distance爲25，Node1和Node3的Node Distance爲25，其它的Node Distance爲15。
4.2.2.1 優先進行Zone Reclaim
另外，當Node Distance超過20的時候，內核會在某個zone分配內存不足的時候，提前激活本zone的內存回收工作，由全局變量zone_reclaim_mode控制，build_zonelists()中：
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/* * If another node is sufficiently far away then it is better * to reclaim pages in a zone before going off node. */ if (distance > RECLAIM_DISTANCE) zone_reclaim_mode = 1; |
通過/proc/sys/vm/zone_reclaim_mode可以動態調整zone_reclaim_mode的值來控制回收模式，含義如下：
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#define RECLAIM_OFF 0 #define RECLAIM_ZONE (1<<0) /* Run shrink_inactive_list on the zone */ #define RECLAIM_WRITE (1<<1) /* Writeout pages during reclaim */ #define RECLAIM_SWAP (1<<2) /* Swap pages out during reclaim */ |
4.2.2.2 影響zonelist方式
採用Node方式組織的zonelist爲：
即各節點按照與本節點的Node Distance距離大小來排序，以達到更優的內存分配。
4.2.3 zonelist[2]
配置NUMA後，每個節點將關聯2個zonelist：
1) zonelist[0]中存放以Node方式或Zone方式組織的zonelist，包括所有節點的zone；
2) zonelist[1]中只存放本節點的zone即Legacy方式；
zonelist[1]用來實現僅從節點自身zone中的內存分配(參考__GFP_THISNODE標誌)。
配置NUMA後對SLAB(本文不涉及SLOB或SLUB)的初始化影響不大，只是在分配一些變量採用類似Buddy系統的per_cpu_pageset(單面頁緩存)在CPU本地節點進行內存分配。
5.1 NUMA帶來的變化
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struct kmem_cache { struct array_cache *array[NR_CPUS]; … … struct kmem_list3 *nodelists[MAX_NUMNODES]; };
struct kmem_list3 { … … struct array_cache *shared; /* shared per node */ struct array_cache **alien; /* on other nodes */ … … };
struct slab { … … unsigned short nodeid; … … }; |
上面的4種類型的指針變量在SLAB初始化完畢後將改用kmalloc_node()分配的內存。具體實現請參考enable_cpucache()，此函數最終調用alloc_arraycache()和alloc_kmemlist()來分配這些變量代表的空間。
nodelists[MAX_NUMNODES]存放的是所有節點對應的相關數據，本文稱作SLAB節點。每個節點擁有各自的數據；
注：有些非NUMA系統比如非連續內存系統可能根據不同的內存區域定義多個節點(實際上Node Distance都是0即物理內存訪問速度相同)，所以這些變量並沒有採用CONFIG_NUMA宏來控制，本文暫稱爲NUMA帶來的變化。
5.2 SLAB緩存
配置NUMA後，SLAB將有三種類型的緩存：本地緩存(當前CPU的緩存)，共享緩存(節點內的緩存)和外部緩存(節點間的緩存)。
SLAB系統分配對象時，先從本地緩存中查找，如果本地緩存爲空，則將共享緩存中的緩存搬運本地緩存中，重新從本地緩存中分配；如果共享緩存爲空，則從SLAB中進行分配；如果SLAB中已經無空閒對象，則分配新的SLAB後重新分配本地緩存。
SLAB系統釋放對象時，先不歸還給SLAB (簡化分配流程，也可充分利用CPU Cache)，如果是同節點的SLAB對象先放入本地緩存中，如果本地緩存溢出(滿)，則轉移一部分(以batch爲單位)至共享緩存中；如果是跨節點釋放，則先放入外部緩存中，如果外部緩存溢出，則轉移一部分至共享緩存中，以供後續分配時使用；如果共享緩存溢出，則調用free_block()函數釋放溢出的緩存對象。
關於這三種類型緩存的大小以及參數設置，不在本文的討論範圍。
本地緩存
kmem_cache-> array[] 中緩存每個CPU的SLAB cached objects；
共享緩存
kmem_list3[]->shared(如果存在shared緩存)中緩存與當前CPU同節點的所有CPU (如XLP832 NUMA系統中的Node0包含爲CPU0~CPU31) 本地緩存溢出的緩存，詳細實現請參考cache_flusharray()；另外，大對象SLAB不存在共享緩存。
外部緩存
kmem_list3[]->alien中存放其它節點的SLAB cached objects，當在某個節點上分配的SLAB 的object在另外一個節點上被釋放的時候(即slab->nodeid與numa_node_id()當前節點不相等時)，將加入到對象所在節點的alien緩存中(如果不存在此alien緩存，此對象不會被緩存，而是直接釋放給此對象所屬SLAB)，否則加入本地緩存或共享緩存(本地緩存溢出且存在shared緩存時)；當alien緩存滿的時候，會調用cache_free_alien()搬遷至shared緩存中(如果不存在shared緩存，直接釋放給SLAB)；
slab->nodeid記錄本SLAB內存塊(若干個頁面)所在的節點。
示例
例如2個節點，CPU0~31位於Node0，CPU32~CPU63位於Node1：
64個(依次對應於CPU0~CPU63)本地緩存
kmem_cache->array[0~31]:在Node0分配“array_cache結構+cached Objs指針”；
kmem_cache->array[32~63]:在Node1分配“array_cache結構+cached Objs指針”；
2個SLAB節點
kmem_cache->nodelists[0]:在Node0分配“kmem_list3結構”；
kmem_cache->nodelists[1]:在Node1分配“kmem_list3結構”；
SLAB節點0(CPU0~CPU31)共享緩存和外部緩存alien[1]
kmem_cache->nodelists[0]->shared:在Node0分配“array_cache結構+cached Objs指針”；
kmem_cache->nodelists[0]->alien:在Node0分配“節點數*sizeof(void*)”；
kmem_cache->nodelists[0]->alien[0]:置爲NULL；
kmem_cache->nodelists[0]->alien[1]:在Node0分配“array_cache結構+cached Objs指針”；
SLAB節點1(CPU32~CPU63)共享緩存和外部緩存alien[0]
kmem_cache->nodelists[1]->shared:在Node1分配“array_cache結構+cached Objs指針”；
kmem_cache->nodelists[1]->alien:在Node1分配“節點數*sizeof(void*)”；
kmem_cache->nodelists[1]->alien[0]:在Node1分配“array_cache結構+cached Objs指針”；
kmem_cache->nodelists[1]->alien[1]:置爲NULL；
另外，可以用內核啓動參數“use_alien_caches”來控制是否開啓alien緩存：默認值爲1，當系統中的節點數目爲1時，use_alien_caches初始化爲0；use_alien_caches目的是用於某些多節點非連續內存(訪問速度相同)的非NUMA系統。
由上可見，隨着節點個數的增加，SLAB明顯會開銷越來越多的緩存，這也是SLUB涎生的一個重要原因。
5.3 __GFP_THISNODE
SLAB在某個節點創建新的SLAB時，都會置__GFP_THISNODE標記向Buddy系統提交頁面申請，Buddy系統中看到此標記，選用申請節點的Legacy zonelist[1]，僅從申請節點的zone中分配內存，並且不會走內存不足流程，也不會重試或告警，這一點需要引起注意。
SLAB在申請頁面的時候會置GFP_THISNODE標記後調用cache_grow()來增長SLAB；
GFP_THISNODE定義如下：
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#ifdef CONFIG_NUMA #define GFP_THISNODE (__GFP_THISNODE | __GFP_NOWARN | __GFP_NORETRY) |
配置NUMA後負載均衡會多一層NUMA調度域，根據需要在topology.h中定義，示例：
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#define SD_NODE_INIT (struct sched_domain) { \ .parent = NULL, \ .child = NULL, \ .groups = NULL, \ .min_interval = 8, \ .max_interval = 32, \ .busy_factor = 32, \ .imbalance_pct = 125, \ .cache_nice_tries = 1, \ .flags = SD_LOAD_BALANCE | \ SD_BALANCE_EXEC, \ .last_balance = jiffies, \ .balance_interval = 1, \ .nr_balance_failed = 0, \ } |
Zonelist[2]組織方式在NUMA內存分配過程中起着至關重要的作用，它決定了整個頁面在不同節點間的申請順序和流程。
7.1顯式分配
顯式分配即指定節點的分配函數，此類基礎分配函數主要有2個：Buddy系統的 alloc_pages_node()和SLAB系統的kmem_cache_alloc_node()，其它的函數都可以從這2個派生出來。
例如，kmalloc_node()最終調用kmem_cache_alloc_node()進行分配。
7.1.1 Buddy顯式分配
alloc_pages_node(node, gfp_flags, order)分配流程：
1) 如果node小於0，node取本地節點號(node = numa_node_id())；
2) NODE_DATA(node)得到node對應的struct pglist_data結構，從而得到zonelist[2]；
3) 如果gfp_flags含有__GFP_THISNODE標誌，僅在此節點分配內存，使用node節
點的Legacy zonelist[1]，否則使用其包含所有節點zone的zonelist[0] (見4.2.2.3節)；
4) 遍歷確定出來的zonelist結構中包含的每一個符合要求的zone，gfp_flags指定了本
次分配中的最高的zone，如__GFP_HIGHMEM表示最高的zone爲ZONE_HIGH；
5) 分配結束。
7.1.2 SLAB顯式分配
kmem_cache_alloc_node(cachep, gfp_flags, node)分配流程：
1) 如果node值爲-1，node取本地節點號(node = numa_node_id())；
2) 如果node < -1，則執行fall back行爲，此行爲與用戶策略有關，有點類似隱式分配：
a) 根據用戶策略(包括CPUSET和內存策略)依次選取節點，根據gfp_flags選取合適
的zonelist進行分配；
b) 如果內存不足分配失敗，則跳過內存策略直接進行隱式Buddy頁面分配(仍受
CPUSET的限定，關於CPUSET和內存策略後面會介紹)，最終構建成新的SLAB
並完成本次分配；轉5)；
3) 如果node是正常節點號，則先在node節點上根據gfp_flags選取合適的zonelist進
行分配；
4) 如果3)中node節點內存不足分配失敗，轉2) a)執行fall back行爲。
5) 分配結束。
注：fall back行爲指的是某個節點上內存不足時會落到此節點的zonelist[0]中定義的其它節點zone分配。
7.1.3 設備驅動
配置CONFIG_NUMA後，設備會關聯一個NUMA節點信息，struct device結構中會多一個numa_node字段記錄本設備所在的節點，這個結構嵌套在各種類型的驅動中，如struct net_device結構。
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struct device { … … #ifdef CONFIG_NUMA int numa_node; /* NUMA node this device is close to */ #endif … … } |
附__netdev_alloc_skb()的實現：
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struct sk_buff *__netdev_alloc_skb(struct net_device *dev, unsigned int length, gfp_t gfp_mask) { int node = dev->dev.parent ? dev_to_node(dev->dev.parent) : -1; struct sk_buff *skb;
skb = __alloc_skb(length + NET_SKB_PAD, gfp_mask, 0, node); if (likely(skb)) { skb_reserve(skb, NET_SKB_PAD); skb->dev = dev; } return skb; } |
__alloc_skb()最終調用kmem_cache_alloc_node()和kmalloc_node()在此node上分配內存。
7.2隱式分配和內存策略
隱式分配即不指定節點的分配函數，此類基礎分配函數主要有2個：Buddy系統的 alloc_pages()和SLAB系統的kmem_cache_alloc()，其它的函數都可以從這2個派生出來。
隱式分配涉及到NUMA內存策略(Memory Policy)，內核定義了四種內存策略。
注：隱式分配還涉及到CPUSET，本文後面會介紹。
7.2.1 內存策略
內核mm/mempolicy.c中實現了NUMA內存的四種內存分配策略：MPOL_DEFAULT, MPOL_PREFERRED, MPOL_INTERLEAVE和MPOL_BIND，內存策略會從父進程繼承。
MPOL_DEFAULT：使用本地節點的zonelist；
MPOL_PREFERRED：使用指定節點的zonelist；
MPOL_BIND： 設置一個節點集合，只能從這個集合中節點的zone申請內存：
1)無__GFP_THISNODE申請標記，使用本地節點的zonelist[0]；
2)置有__GFP_THISNODE申請標記，如果本地節點：
a)在集合中，使用本地節點的zonelist[1]；
b)不在集合中，使用集合中最小節點號的zonelist[1]；
MPOL_INTERLEAVE：採用Round-Robin方式從設定的節點集合中選出某個
節點，使用此節點的zonelist；
內核實現的內存策略，用struct mempolicy結構來描述：
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struct mempolicy { atomic_t refcnt; unsigned short mode; /* See MPOL_* above */ unsigned short flags; /* See set_mempolicy() MPOL_F_* above */ union { short preferred_node; /* preferred */ nodemask_t nodes; /* interleave/bind */ /* undefined for default */ } v; union { nodemask_t cpuset_mems_allowed; /* relative to these nodes */ nodemask_t user_nodemask; /* nodemask passed by user */ } w; }; |
成員mode表示使用四種分配策略中的哪一種，聯合體v根據不同的分配策略記錄相應的分配信息。
另外，MPOL_PREFERRED策略有一種特殊的模式，當其flags置上MPOL_F_LOCAL標誌後，將等同於MPOL_DEFAULT策略，內核默認使用此種策略，見全局變量default_policy。
內存策略涉及的分配函數有2個：alloc_pages_current()和alloc_page_vma()，可以分別爲不同任務以及任務的不同VMA設置內存策略。
7.2.2 Buddy隱式分配
以默認的NUMA內存策略爲例講解，alloc_pages(gfp_flags, order)分配流程：
1) 得到本地節點對應的struct pglist_data結構，從而得到zonelist[2]；
2) 如果gfp_flags含有__GFP_THISNODE標誌，僅在此節點分配內存即使用本地節
點的Legacy zonelist[1]，否則使用zonelist[0] (見4.2.2.3節)；
3) 遍歷確定出來的zonelist結構中包含的每一個符合要求的zone，gfp_flags指定了本
次分配中的最高的zone，如__GFP_HIGHMEM表示最高的zone爲ZONE_HIGH；
4) 分配結束。
7.2.3 SLAB隱式分配
以默認的NUMA內存策略爲例講解，kmem_cache_alloc(cachep, gfp_flags)分配流程：
1) 調用____cache_alloc()函數在本地節點local_node分配，此函數無fall back行爲；
2) 如果1)中本地節點內存不足分配失敗，調用____cache_alloc_node(cachep, gfp_flags,
local_node)再次嘗試在本地節點分配，如果還失敗此函數會進行fall back行爲；
3) 分配結束。
7.3小結
上文提到的所有的內存分配函數都允許fall back行爲，但有2種情況例外：
1) __GFP_THISNODE分配標記限制了只能從某一個節點上分配內存；
2) MPOL_BIND策略，限制了只能從一個節點集合中的節點上分配內存；
(gfp_zone(gfp_flags) < policy_zone的情況，MPOL_BIND不限制節點)。
注：還有一種情況，CPUSET限制的內存策略，後面會介紹。
CPUSET基於CGROUP的框架構建的子系統，有如下特點：
1) 限定一組任務所允許使用的內存Node和CPU資源；
2) CPUSET在內核各子系統中添加的檢測代碼很少，對內核沒有性能影響；
3) CPUSET的限定優先級高於內存策略(針對於Node)和綁定(針對於CPU)；
4) 沒有額外實現系統調用接口，只能通過/proc文件系統和用戶交互。
本節只講述CPUSET的使用方法和說明。
8.1創建CPUSET
因爲CPUSET只能使用/proc文件系統訪問，所以第一步就要先mount cpuset文件系統，配置CONFIG_CGROUPS和CONFIG_CPUSETS後/proc/filesystems中將有這個文件系統。
CPUSET是分層次的，可以在cpuset文件系統根目錄是最頂層的CPUSET，可以在其下創建CPUSET子項，創建方式很簡單即創建一個新的目錄。
mount命令：mount nodev –t cpuset /your_dir或mount nodev –t cgroup –o cpuset /your_dir
Mount成功後，進入mount目錄，這個就是最頂層的CPUSET了(top_cpuset)，下面附一個演示例子：
8.2 CPUSET文件
介紹幾個重要的CPUSET文件：
1) tasks，實際上是CGROUPS文件，爲此CPUSET包含的線程pid集合；
echo 100 > tasks
2) cgroup.procs是CGROUPS文件，爲此CPUSET包含的線程組tgid集合；
echo 100 > cgroup.procs
3) cpus是CPUSET文件，表示此CPUSET允許的CPU；
echo 0-8 > cpus
4) mems是CPUSET文件，表示此CPUSET允許的內存節點；
echo 0-1 > mems (對應於struct task_struct中的mems_allowed字段)
5) sched_load_balance，爲CPUSET文件，設置cpus集合的CPU是否參與負載均衡；
echo 0 > sched_load_balance (禁止負載均衡)；默認值爲1表示開啓負載均衡；
6) sched_relax_domain_level，爲CPUSET文件，數值代表某個調度域級別，大於此級
別的調度域層次將禁用閒時均衡和喚醒均衡，而其餘級別的調度域都開啓；
也可以通過啓動參數“relax_domain_level”設置，其值含義：
-1 : 無效果，此爲默認值
0 - 設置此值會禁用所有調度域的閒時均衡和喚醒均衡
1 - 超線程域
2 - 核域
3 - 物理域
4 - NUMA域
5 - ALLNODES模式的NUMA域
7) mem_exclusive和mem_hardwall，爲CPUSET文件，表示內存硬牆標記；默認爲0，
表示軟牆；有關CPUSET的內存硬牆(HardWall)和內存軟牆(SoftWall)，下文會介紹；
8) memory_spread_page和memory_spread_slab，爲CPUSET文件，設定CPUSET中的
任務PageCache和SLAB(創建時置有SLAB_MEM_SPREAD)以Round-Robin方式使
用內存節點(類似於MPOL_INTERLEAVE)；默認爲0，表示未開啓；struct task_struct
結構中增加成員cpuset_mem_spread_rotor記錄下次使用的節點號；
9) memory_migrate，爲CPUSET文件，表明開啓此CPUSET的內存遷移，默認爲0；
當一個任務從一個CPUSET1(mems值爲0)遷移至另一個CPUSET2(mems值爲1)的
時候，此任務在節點0上分配的頁面內容將遷移至節點1上分配新的頁面(將數據同
步到新頁面)，這樣就避免了此任務的非本地節點的內存訪問。
上圖爲單Node，8個CPU的系統。
1) 頂層CPUSET包含了系統中的所有CPU以及Node，而且是隻讀的，不能更改；
2) 頂層CPUSET包含了系統中的所有任務，可以更改；
3) child爲新創建的子CPUSET，子CPUSET的資源不能超過父CPUSET的資源；
4) 新創建的CPUSET的mems和cpus都是空的，使用前必須先初始化；
5) 添加任務：設置tasks和cgroup.procs文件；
6) 刪除任務：將任務重新添加至其它CPUSET(如頂層)就可以從本CPUSET刪除任務。
8.3 利用CPUSET限定CPU和Node
設置步驟：
1) 在某個父CPUSET中創建子CPUSET；
2) 在子CPUSET目錄下，輸入指定的Node號至mems文件；
3) 在子CPUSET目錄下，輸入指定的Node號至mems文件；
4) 在子CPUSET目錄下，設定任務至tasks或group.procs文件；
5) 還可以設置memory_migrate爲1，激活內存頁面的遷移功能。
這樣限定後，此CPUSET中所有的任務都將使用限定的CPU和Node，但畢竟系統中的任務並不能完全孤立，比如還是可能會全局共享Page Cache，動態庫等資源，因此內核在某些情況下還是可以允許打破這個限制，如果不允許內核打破這個限制，需要設定CPUSET的內存硬牆標誌即mem_exclusive或mem_hardwall置1即可；CPUSET默認是軟牆。
硬軟牆用於Buddy系統的頁面分配，優先級高於內存策略，請參考內核函數：
cpuset_zone_allowed_hardwall()和cpuset_zone_allowed_softwall()
另外，當內核分不到內存將導致Oops的時候，CPUSET所有規則將被打破，畢竟一個系統的正常運行纔是最重要的：
1) __GFP_THISNODE標記分配內存的時候(通常是SLAB系統)；
2) 中斷中分配內存的時候；
3) 任務置有TIF_MEMDIE標記即被內核OOM殺死的任務。
8.4 利用CPUSET動態改變調度域結構
利用sched_load_balance文件可以禁用掉某些CPU的負載均衡，同時重新構建調度域，此功能類似啓動參數“isolcpus”的功能。
8個CPU的系統中，系統中存在一個物理域，現需要禁掉CPU4~CPU7的負載均衡，配置步驟爲：
1) “mkdir child”在頂層CPUSET中創建子CPUSET，記爲child；
2) “echo 0-3 > child/cpus ”(新建CPUSET的sched_load_balance默認是是打開的)；
3) “echo 0 > sched_load_balance”關閉頂層CPUSET的負載均衡。
操作過程見下圖：
由圖可見，CPU4~CPU7的調度域已經不存在了，具體效果是將CPU4~CPU7從負載均衡中隔離出來。
1) /sys/devices/system/node/中記錄有系統中的所有內存節點信息；
2)任務額外關聯一個/proc//numa_smaps文件信息；
3) tmpfs可以指定在某個Node上創建；
4) libnuma庫和其numactl小工具可以方便操作NUMA內存；
5) … …
