Linux-2.6.32 NUMA架构之内存和调度

 

本文将以XLP832通过ICI互连形成的NUMA架构进行分析，主要包括内存管理和调度两方面，参考内核版本2.6.32.9；NUMA架构常见配置选项有：CONFIG_SMP, CONFIG_NUMA, CONFIG_NEED_MULTIPLE_NODES, CONFIG_NODES_SHIFT, CONFIG_SPARSEMEM, CONFIG_CGROUPS, CONFIG_CPUSETS, CONFIG_MIGRATION等。

本文试图从原理上介绍，尽量避免涉及代码的实现细节。

 

NUMA(Non Uniform Memory Access)即非一致内存访问架构，市面上主要有X86_64(JASPER)和MIPS64(XLP)体系。

1.1 概念

NUMA具有多个节点(Node)，每个节点可以拥有多个CPU(每个CPU可以具有多个核或线程)，节点内使用共有的内存控制器，因此节点的所有内存对于本节点的所有CPU都是等同的，而对于其它节点中的所有CPU都是不同的。节点可分为本地节点(Local Node)、邻居节点(Neighbour Node)和远端节点(Remote Node)三种类型。

本地节点：对于某个节点中的所有CPU，此节点称为本地节点；

邻居节点：与本地节点相邻的节点称为邻居节点；

远端节点：非本地节点或邻居节点的节点，称为远端节点。

邻居节点和远端节点，称作非本地节点(Off Node)。

CPU访问不同类型节点内存的速度是不相同的：本地节点>邻居节点>远端节点。访问本地节点的速度最快，访问远端节点的速度最慢，即访问速度与节点的距离有关，距离越远访问速度越慢，此距离称作Node Distance。

常用的NUMA系统中：硬件设计已保证系统中所有的Cache是一致的(Cache Coherent, ccNUMA)；不同类型节点间的Cache同步时间不一样，会导致资源竞争不公平，对于某些特殊的应用，可以考虑使用FIFO Spinlock保证公平性。

1.2 关键信息

1) 物理内存区域与Node号之间的映射关系；

2) 各Node之间的Node Distance；

3) 逻辑CPU号与Node号之间的映射关系。

 

首先需要完成1.2节中描述的3个关键信息的初始化。

2.1 CPU和Node的关系

start_kernel()->setup_arch()->prom_init():

#ifdef CONFIG_NUMA

       build_node_cpu_map();

#endif

 

build_node_cpu_map()函数工作：

a) 确定CPU与Node的相互关系，做法很简单：

#define cpu_to_node(cpu)       (cpu >> 5)

 #define cpumask_of_node    (NODE_CPU_MASK(node)) /* node0:0~31; node1: 32~63 */

 

说明：XLP832每个节点有1个物理CPU，每个物理CPU有8个核，每个核有4个超线

程，因此每个节点对应32个逻辑CPU，按节点依次展开。另外，实际物理存在的CPU

数目是通过DTB传递给内核的；numa_node_id()可以获取当前CPU所处的Node号。

 

b) 设置每个物理存在的节点的在线状态，具体是通过node_set_online()函数来设置全局变量

nodemask_t node_states[];

   这样，类似于CPU号，Node号也就具有如下功能宏：

   for_each_node(node);

for_each_online_node(node);

   详细可参考include/linux/nodemask.h

2.2 Node Distance确立

作用：建立buddy时用，可以依此来构建zonelist，以及zone relaim(zone_reclaim_mode)使

用，详见后面的4.2.2节。

2.3 内存区域与Node的关系

start_kernel()->setup_arch()->arch_mem_init->bootmem_init()->nlm_numa_bootmem_init():

nlm_get_dram_mapping();

XLP832上电后的默认memory-mapped物理地址空间分布：

其中PCIE配置空间映射地址范围为[0x1800_0000, 0x1BFF_FFFF]，由寄存器ECFG_BASE和ECFG_LIMIT指定(注：但这2个寄存器本身是处于PCIE配置空间之中的)。

 

PCIE配置空间：

PCIE配置空间与memory-mapped物理地址的映射方式：

 

XLP832实现了所有设备都位于虚拟总线0上，每个节点有8个设备，按节点依次排开。

DRAM映射寄存器组：

每个节点都独立实现有几组不同类型的DRAM(每组有8个相同类型的)寄存器可以配置DRAM空间映射到物理地址空间中的基址和大小，以及所属的节点信息(这些寄存器的值事先会由bootloader设好)；这组寄存器位于虚拟总线0的设备0/8/16/24(依次对应每个节点的第一个设备号)的Function0(每个设备最多可定义8个Function，每个Function有着独立的PCIE 4KB的配置空间)的PCIE配置空间中(这个配置空间实现的是DRAM/Bridge控制器)。

 

本小节涉及到的3组不同类型的寄存器(注：按索引对应即DRAM_BAR<n>,DRAM_LIMIT<n>和DRAM_NODE_TRANSLATION<n>描述一个内存区域属性)：

 

第一组(DRAM空间映射物理空间基址)：

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

 

第二组(DRAM空间映射物理空间长度)：

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

 

第三组(节点相关)：

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

 

根据上述的PCIE配置空间memory-mapped映射方式便可直接获取寄存器中的值，就可以建立各个节点中的所有内存区域(最多8个区域)信息。关于这些寄存器的使用可以参考“XLP® Processor Family Programming Reference Manual”的“Chapter 7 Memory and I/O Subsystem”。

 

bootmem_init()->…->init_bootmem_node()->init_bootmem_core():

 

每个节点拥有各自的bootmem管理(code&data之前可以为空闲页面)。

 

初始化流程最后会设置全局struct node_active_region early_node_map[]用于初始化Buddy系统，for_each_online_node()遍历所有在线节点调用free_area_init_node()初始化，主要初始化每个zone的大小和所涉及页面的struct page结构(flags中初始化有所属zone和node信息，由set_page_links()函数设置)等。

4.1 NUMA带来的变化

1) pglist_data

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)上节的bootmem结构的描述信息存放在NODE_DATA(node)-> bdata中；NODE_DATA(i)宏返回节点i的struct pglist_data结构，需要在架构相关的mmzone.h中实现；

b) #define MAX_ZONELISTS 2，请参考后面的“zonelist初始化”。

2) zone

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)最终调用kmalloc_node()为pageset成员在每个CPU的对应的内存节点分配内存；

b)min_unmapped_pages 对应/proc/sys/vm/min_unmapped_ratio，默认值为1；

  min_slab_pages对应/proc/sys/vm/min_slab_ratio，默认值为5；

  作用：当剩余可回收的非文件映射和SLAB页面超过这2个值时，才激活当前zone回收；

c) 增加了zone对应的节点号。

4.2 zonelist初始化

本节讲述zonelist的构建方式，实现位于start_kernel()->build_all_zonelists()中，zonelist的组织方式非常关键(这一点与以前的2.6.21内核版本不一样，2.6.32组织得更清晰)。

4.2.1 zonelist order

NUMA系统中存在多个节点，每个节点对应一个struct pglist_data结构，此结构中可以包含多个zone，如：ZONE_DMA, ZONE_NORMAL，这样就产生几种排列顺序，以2个节点2个zone为例(zone从高到低排列, ZONE_DMA0表示节点0的ZONE_DMA，其它类似)：

a) Legacy方式

       

       每个节点只排列自己的zone；

        b)Node方式

 

按节点顺序依次排列，先排列本地节点的所有zone，再排列其它节点的所有zone。

 

c) Zone方式

 

按zone类型从高到低依次排列各节点的同相类型zone。

 

可通过启动参数“numa_zonelist_order”来配置zonelist order，内核定义了3种配置：

#define ZONELIST_ORDER_DEFAULT  0 /* 智能选择Node或Zone方式 */

#define ZONELIST_ORDER_NODE     1 /* 对应Node方式 */

#define ZONELIST_ORDER_ZONE     2 /* 对应Zone方式 */

 

默认配置为ZONELIST_ORDER_DEFAULT，由内核通过一个算法来判断选择Node或Zone方式，算法思想：

a) alloc_pages()分配内存是按照ZONE从高到低的顺序进行的，例如上节“Node方式”的图示中，从ZONE_NORMAL0中分配内存时，ZONE_NORMAL0中无内存时将落入较低的ZONE_DMA0中分配，这样当ZONE_DMA0比较小的时候，很容易将ZONE_DMA0中的内存耗光，这样是很不理智的，因为还有更好的分配方式即从ZONE_NORMAL1中分配；

b) 内核会检测各ZONE的页面数来选择Zone组织方式，当ZONE_DMA很小时，选择ZONELIST_ORDER_DEFAULT时，内核将倾向于选择ZONELIST_ORDER_ZONE方式，否则选择ZONELIST_ORDER_NODE方式。

 

另外，可以通过/proc/sys/vm/numa_zonelist_order动态改变zonelist order的分配方式。

4.2.2 Node Distance

上节中的例子是以2个节点为例，如果有>2个节点存在，就需要考虑不同节点间的距离来安排节点，例如以4个节点2个ZONE为例，各节点的布局(如4个XLP832物理CPU级联)值如下：

 

上图中，Node0和Node2的Node Distance为25，Node1和Node3的Node Distance为25，其它的Node Distance为15。

4.2.2.1 优先进行Zone Reclaim

另外，当Node Distance超过20的时候，内核会在某个zone分配内存不足的时候，提前激活本zone的内存回收工作，由全局变量zone_reclaim_mode控制，build_zonelists()中：

/*                * 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;

 

通过/proc/sys/vm/zone_reclaim_mode可以动态调整zone_reclaim_mode的值来控制回收模式，含义如下：

#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 影响zonelist方式

采用Node方式组织的zonelist为：

 

 即各节点按照与本节点的Node Distance距离大小来排序，以达到更优的内存分配。

4.2.3 zonelist[2]

配置NUMA后，每个节点将关联2个zonelist：

1) zonelist[0]中存放以Node方式或Zone方式组织的zonelist，包括所有节点的zone；

2) zonelist[1]中只存放本节点的zone即Legacy方式；

zonelist[1]用来实现仅从节点自身zone中的内存分配(参考__GFP_THISNODE标志)。

 

配置NUMA后对SLAB(本文不涉及SLOB或SLUB)的初始化影响不大，只是在分配一些变量采用类似Buddy系统的per_cpu_pageset(单面页缓存)在CPU本地节点进行内存分配。

5.1 NUMA带来的变化

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种类型的指针变量在SLAB初始化完毕后将改用kmalloc_node()分配的内存。具体实现请参考enable_cpucache()，此函数最终调用alloc_arraycache()和alloc_kmemlist()来分配这些变量代表的空间。

       nodelists[MAX_NUMNODES]存放的是所有节点对应的相关数据，本文称作SLAB节点。每个节点拥有各自的数据；

 

注：有些非NUMA系统比如非连续内存系统可能根据不同的内存区域定义多个节点(实际上Node Distance都是0即物理内存访问速度相同)，所以这些变量并没有采用CONFIG_NUMA宏来控制，本文暂称为NUMA带来的变化。

5.2 SLAB缓存

配置NUMA后，SLAB将有三种类型的缓存：本地缓存(当前CPU的缓存)，共享缓存(节点内的缓存)和外部缓存(节点间的缓存)。

SLAB系统分配对象时，先从本地缓存中查找，如果本地缓存为空，则将共享缓存中的缓存搬运本地缓存中，重新从本地缓存中分配；如果共享缓存为空，则从SLAB中进行分配；如果SLAB中已经无空闲对象，则分配新的SLAB后重新分配本地缓存。

SLAB系统释放对象时，先不归还给SLAB (简化分配流程，也可充分利用CPU Cache)，如果是同节点的SLAB对象先放入本地缓存中，如果本地缓存溢出(满)，则转移一部分(以batch为单位)至共享缓存中；如果是跨节点释放，则先放入外部缓存中，如果外部缓存溢出，则转移一部分至共享缓存中，以供后续分配时使用；如果共享缓存溢出，则调用free_block()函数释放溢出的缓存对象。

关于这三种类型缓存的大小以及参数设置，不在本文的讨论范围。

 

本地缓存

kmem_cache-> array[] 中缓存每个CPU的SLAB cached objects；

共享缓存

kmem_list3[]->shared(如果存在shared缓存)中缓存与当前CPU同节点的所有CPU (如XLP832 NUMA系统中的Node0包含为CPU0~CPU31) 本地缓存溢出的缓存，详细实现请参考cache_flusharray()；另外，大对象SLAB不存在共享缓存。

外部缓存

kmem_list3[]->alien中存放其它节点的SLAB cached objects，当在某个节点上分配的SLAB 的object在另外一个节点上被释放的时候(即slab->nodeid与numa_node_id()当前节点不相等时)，将加入到对象所在节点的alien缓存中(如果不存在此alien缓存，此对象不会被缓存，而是直接释放给此对象所属SLAB)，否则加入本地缓存或共享缓存(本地缓存溢出且存在shared缓存时)；当alien缓存满的时候，会调用cache_free_alien()搬迁至shared缓存中(如果不存在shared缓存，直接释放给SLAB)；

slab->nodeid记录本SLAB内存块(若干个页面)所在的节点。

 

示例

例如2个节点，CPU0~31位于Node0，CPU32~CPU63位于Node1：

64个(依次对应于CPU0~CPU63)本地缓存

kmem_cache->array[0~31]:在Node0分配“array_cache结构+cached Objs指针”；

kmem_cache->array[32~63]:在Node1分配“array_cache结构+cached Objs指针”；

 

2个SLAB节点

kmem_cache->nodelists[0]:在Node0分配“kmem_list3结构”；

kmem_cache->nodelists[1]:在Node1分配“kmem_list3结构”；

 

SLAB节点0(CPU0~CPU31)共享缓存和外部缓存alien[1]

kmem_cache->nodelists[0]->shared:在Node0分配“array_cache结构+cached Objs指针”；

kmem_cache->nodelists[0]->alien:在Node0分配“节点数*sizeof(void*)”；

kmem_cache->nodelists[0]->alien[0]:置为NULL；

kmem_cache->nodelists[0]->alien[1]:在Node0分配“array_cache结构+cached Objs指针”；

SLAB节点1(CPU32~CPU63)共享缓存和外部缓存alien[0]

kmem_cache->nodelists[1]->shared:在Node1分配“array_cache结构+cached Objs指针”；

kmem_cache->nodelists[1]->alien:在Node1分配“节点数*sizeof(void*)”；

kmem_cache->nodelists[1]->alien[0]:在Node1分配“array_cache结构+cached Objs指针”；

kmem_cache->nodelists[1]->alien[1]:置为NULL；

 

另外，可以用内核启动参数“use_alien_caches”来控制是否开启alien缓存：默认值为1，当系统中的节点数目为1时，use_alien_caches初始化为0；use_alien_caches目的是用于某些多节点非连续内存(访问速度相同)的非NUMA系统。

 

由上可见，随着节点个数的增加，SLAB明显会开销越来越多的缓存，这也是SLUB涎生的一个重要原因。

5.3 __GFP_THISNODE

SLAB在某个节点创建新的SLAB时，都会置__GFP_THISNODE标记向Buddy系统提交页面申请，Buddy系统中看到此标记，选用申请节点的Legacy zonelist[1]，仅从申请节点的zone中分配内存，并且不会走内存不足流程，也不会重试或告警，这一点需要引起注意。

 

SLAB在申请页面的时候会置GFP_THISNODE标记后调用cache_grow()来增长SLAB；

GFP_THISNODE定义如下：

#ifdef CONFIG_NUMA #define GFP_THISNODE     (__GFP_THISNODE | __GFP_NOWARN | __GFP_NORETRY)

配置NUMA后负载均衡会多一层NUMA调度域，根据需要在topology.h中定义，示例：

#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]组织方式在NUMA内存分配过程中起着至关重要的作用，它决定了整个页面在不同节点间的申请顺序和流程。

7.1显式分配

       显式分配即指定节点的分配函数，此类基础分配函数主要有2个：Buddy系统的  alloc_pages_node()和SLAB系统的kmem_cache_alloc_node()，其它的函数都可以从这2个派生出来。

例如，kmalloc_node()最终调用kmem_cache_alloc_node()进行分配。

7.1.1 Buddy显式分配

alloc_pages_node(node, gfp_flags, order)分配流程：

1) 如果node小于0，node取本地节点号(node = numa_node_id())；

2) NODE_DATA(node)得到node对应的struct pglist_data结构，从而得到zonelist[2]；

3) 如果gfp_flags含有__GFP_THISNODE标志，仅在此节点分配内存，使用node节

点的Legacy zonelist[1]，否则使用其包含所有节点zone的zonelist[0] (见4.2.2.3节)；

4) 遍历确定出来的zonelist结构中包含的每一个符合要求的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为ZONE_HIGH；

5) 分配结束。

7.1.2 SLAB显式分配

kmem_cache_alloc_node(cachep, gfp_flags, node)分配流程：

1) 如果node值为-1，node取本地节点号(node = numa_node_id())；

2) 如果node < -1，则执行fall back行为，此行为与用户策略有关，有点类似隐式分配：

a) 根据用户策略(包括CPUSET和内存策略)依次选取节点，根据gfp_flags选取合适

的zonelist进行分配；

b) 如果内存不足分配失败，则跳过内存策略直接进行隐式Buddy页面分配(仍受

CPUSET的限定，关于CPUSET和内存策略后面会介绍)，最终构建成新的SLAB

并完成本次分配；转5)；

3) 如果node是正常节点号，则先在node节点上根据gfp_flags选取合适的zonelist进

行分配；

4) 如果3)中node节点内存不足分配失败，转2) a)执行fall back行为。

5) 分配结束。

 

注：fall back行为指的是某个节点上内存不足时会落到此节点的zonelist[0]中定义的其它节点zone分配。

7.1.3 设备驱动

配置CONFIG_NUMA后，设备会关联一个NUMA节点信息，struct device结构中会多一个numa_node字段记录本设备所在的节点，这个结构嵌套在各种类型的驱动中，如struct net_device结构。

struct device {     … … #ifdef CONFIG_NUMA        int          numa_node;    /* NUMA node this device is close to */ #endif     … … }

 

附__netdev_alloc_skb()的实现：

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()最终调用kmem_cache_alloc_node()和kmalloc_node()在此node上分配内存。

7.2隐式分配和内存策略

隐式分配即不指定节点的分配函数，此类基础分配函数主要有2个：Buddy系统的  alloc_pages()和SLAB系统的kmem_cache_alloc()，其它的函数都可以从这2个派生出来。

    隐式分配涉及到NUMA内存策略(Memory Policy)，内核定义了四种内存策略。

注：隐式分配还涉及到CPUSET，本文后面会介绍。

7.2.1 内存策略

内核mm/mempolicy.c中实现了NUMA内存的四种内存分配策略：MPOL_DEFAULT, MPOL_PREFERRED, MPOL_INTERLEAVE和MPOL_BIND，内存策略会从父进程继承。

MPOL_DEFAULT：使用本地节点的zonelist；

MPOL_PREFERRED：使用指定节点的zonelist；

MPOL_BIND： 设置一个节点集合，只能从这个集合中节点的zone申请内存：

1)无__GFP_THISNODE申请标记，使用本地节点的zonelist[0]；

2)置有__GFP_THISNODE申请标记，如果本地节点：

a)在集合中，使用本地节点的zonelist[1]；

b)不在集合中，使用集合中最小节点号的zonelist[1]；              

MPOL_INTERLEAVE：采用Round-Robin方式从设定的节点集合中选出某个

节点，使用此节点的zonelist；

 

内核实现的内存策略，用struct mempolicy结构来描述：

 

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; };

 

成员mode表示使用四种分配策略中的哪一种，联合体v根据不同的分配策略记录相应的分配信息。

另外，MPOL_PREFERRED策略有一种特殊的模式，当其flags置上MPOL_F_LOCAL标志后，将等同于MPOL_DEFAULT策略，内核默认使用此种策略，见全局变量default_policy。

 

内存策略涉及的分配函数有2个：alloc_pages_current()和alloc_page_vma()，可以分别为不同任务以及任务的不同VMA设置内存策略。

7.2.2 Buddy隐式分配

以默认的NUMA内存策略为例讲解，alloc_pages(gfp_flags, order)分配流程：

1) 得到本地节点对应的struct pglist_data结构，从而得到zonelist[2]；

2) 如果gfp_flags含有__GFP_THISNODE标志，仅在此节点分配内存即使用本地节

点的Legacy zonelist[1]，否则使用zonelist[0] (见4.2.2.3节)；

3) 遍历确定出来的zonelist结构中包含的每一个符合要求的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为ZONE_HIGH；

4) 分配结束。

7.2.3 SLAB隐式分配

以默认的NUMA内存策略为例讲解，kmem_cache_alloc(cachep, gfp_flags)分配流程：

1) 调用____cache_alloc()函数在本地节点local_node分配，此函数无fall back行为；

2) 如果1)中本地节点内存不足分配失败，调用____cache_alloc_node(cachep, gfp_flags,

local_node)再次尝试在本地节点分配，如果还失败此函数会进行fall back行为；

3) 分配结束。

7.3小结

上文提到的所有的内存分配函数都允许fall back行为，但有2种情况例外：

1) __GFP_THISNODE分配标记限制了只能从某一个节点上分配内存；

2) MPOL_BIND策略，限制了只能从一个节点集合中的节点上分配内存；

   (gfp_zone(gfp_flags) < policy_zone的情况，MPOL_BIND不限制节点)。

 

注：还有一种情况，CPUSET限制的内存策略，后面会介绍。

 

CPUSET基于CGROUP的框架构建的子系统，有如下特点：

1) 限定一组任务所允许使用的内存Node和CPU资源；

2) CPUSET在内核各子系统中添加的检测代码很少，对内核没有性能影响；

3) CPUSET的限定优先级高于内存策略(针对于Node)和绑定(针对于CPU)；

4) 没有额外实现系统调用接口，只能通过/proc文件系统和用户交互。

 

本节只讲述CPUSET的使用方法和说明。

8.1创建CPUSET

因为CPUSET只能使用/proc文件系统访问，所以第一步就要先mount cpuset文件系统，配置CONFIG_CGROUPS和CONFIG_CPUSETS后/proc/filesystems中将有这个文件系统。

CPUSET是分层次的，可以在cpuset文件系统根目录是最顶层的CPUSET，可以在其下创建CPUSET子项，创建方式很简单即创建一个新的目录。

 

mount命令：mount nodev –t cpuset /your_dir或mount nodev –t cgroup –o cpuset /your_dir

Mount成功后，进入mount目录，这个就是最顶层的CPUSET了(top_cpuset)，下面附一个演示例子：

8.2 CPUSET文件

    介绍几个重要的CPUSET文件：

1) tasks，实际上是CGROUPS文件，为此CPUSET包含的线程pid集合；

   echo 100 > tasks

2) cgroup.procs是CGROUPS文件，为此CPUSET包含的线程组tgid集合；

   echo 100 > cgroup.procs

3) cpus是CPUSET文件，表示此CPUSET允许的CPU；

  echo 0-8 > cpus

4) mems是CPUSET文件，表示此CPUSET允许的内存节点；

  echo 0-1 > mems  (对应于struct task_struct中的mems_allowed字段)

5) sched_load_balance，为CPUSET文件，设置cpus集合的CPU是否参与负载均衡；

  echo 0 > sched_load_balance (禁止负载均衡)；默认值为1表示开启负载均衡；

6) sched_relax_domain_level，为CPUSET文件，数值代表某个调度域级别，大于此级

别的调度域层次将禁用闲时均衡和唤醒均衡，而其余级别的调度域都开启；

也可以通过启动参数“relax_domain_level”设置，其值含义：

-1 : 无效果，此为默认值

   0 - 设置此值会禁用所有调度域的闲时均衡和唤醒均衡

   1 - 超线程域

   2 - 核域

   3 - 物理域

   4 - NUMA域

   5 - ALLNODES模式的NUMA域

 

7) mem_exclusive和mem_hardwall，为CPUSET文件，表示内存硬墙标记；默认为0，

表示软墙；有关CPUSET的内存硬墙(HardWall)和内存软墙(SoftWall)，下文会介绍；

8) memory_spread_page和memory_spread_slab，为CPUSET文件，设定CPUSET中的

任务PageCache和SLAB(创建时置有SLAB_MEM_SPREAD)以Round-Robin方式使

用内存节点(类似于MPOL_INTERLEAVE)；默认为0，表示未开启；struct task_struct

结构中增加成员cpuset_mem_spread_rotor记录下次使用的节点号；

9) memory_migrate，为CPUSET文件，表明开启此CPUSET的内存迁移，默认为0；

      当一个任务从一个CPUSET1(mems值为0)迁移至另一个CPUSET2(mems值为1)的

时候，此任务在节点0上分配的页面内容将迁移至节点1上分配新的页面(将数据同

步到新页面)，这样就避免了此任务的非本地节点的内存访问。

上图为单Node，8个CPU的系统。

1) 顶层CPUSET包含了系统中的所有CPU以及Node，而且是只读的，不能更改；

2) 顶层CPUSET包含了系统中的所有任务，可以更改；

3) child为新创建的子CPUSET，子CPUSET的资源不能超过父CPUSET的资源；

4) 新创建的CPUSET的mems和cpus都是空的，使用前必须先初始化；

5) 添加任务：设置tasks和cgroup.procs文件；

6) 删除任务：将任务重新添加至其它CPUSET(如顶层)就可以从本CPUSET删除任务。

8.3 利用CPUSET限定CPU和Node

    设置步骤：

1) 在某个父CPUSET中创建子CPUSET；

2) 在子CPUSET目录下，输入指定的Node号至mems文件；

3) 在子CPUSET目录下，输入指定的Node号至mems文件；

4) 在子CPUSET目录下，设定任务至tasks或group.procs文件；

5) 还可以设置memory_migrate为1，激活内存页面的迁移功能。

 

这样限定后，此CPUSET中所有的任务都将使用限定的CPU和Node，但毕竟系统中的任务并不能完全孤立，比如还是可能会全局共享Page Cache，动态库等资源，因此内核在某些情况下还是可以允许打破这个限制，如果不允许内核打破这个限制，需要设定CPUSET的内存硬墙标志即mem_exclusive或mem_hardwall置1即可；CPUSET默认是软墙。

 

硬软墙用于Buddy系统的页面分配，优先级高于内存策略，请参考内核函数：

cpuset_zone_allowed_hardwall()和cpuset_zone_allowed_softwall()

 

另外，当内核分不到内存将导致Oops的时候，CPUSET所有规则将被打破，毕竟一个系统的正常运行才是最重要的：

1) __GFP_THISNODE标记分配内存的时候(通常是SLAB系统)；

2) 中断中分配内存的时候；

3) 任务置有TIF_MEMDIE标记即被内核OOM杀死的任务。

8.4 利用CPUSET动态改变调度域结构

利用sched_load_balance文件可以禁用掉某些CPU的负载均衡，同时重新构建调度域，此功能类似启动参数“isolcpus”的功能。

 

8个CPU的系统中，系统中存在一个物理域，现需要禁掉CPU4~CPU7的负载均衡，配置步骤为：

1) “mkdir child”在顶层CPUSET中创建子CPUSET，记为child；

2) “echo 0-3 > child/cpus ”(新建CPUSET的sched_load_balance默认是是打开的)；

3) “echo 0 > sched_load_balance”关闭顶层CPUSET的负载均衡。

 

操作过程见下图：

由图可见，CPU4~CPU7的调度域已经不存在了，具体效果是将CPU4~CPU7从负载均衡中隔离出来。

 

1) /sys/devices/system/node/中记录有系统中的所有内存节点信息；

2)任务额外关联一个/proc/<tid>/numa_smaps文件信息；

3) tmpfs可以指定在某个Node上创建；

4) libnuma库和其numactl小工具可以方便操作NUMA内存；

5) … …

 

1. www.kernel.org

2. ULK3

3. XLP® Processor Family Programming Reference Manual

摘自：http://blog.chinaunix.net/uid-7295895-id-3076420.html 

本文转自 zhenjing 博客园博客，原文链接：http://www.cnblogs.com/zhenjing/archive/2012/03/21/linux_numa.html   ，如需转载请自行联系原作者