landau
    @melo:基于melo 的说法,如果level0不止一个entry,那么意味着level1的entry不止一个page(此时一个page在level0~level3 中都是能保存512个entry),因为level0的entry存放的值,对应的是pgd table中的level1的table的地址。level1也同理。所以在只有4个page的场景下,那么level0-level2 有且只能各有一个page,同时里面只能有一个entry。 此时最大的地址映射范围,自然也是有level3 里面entry的个数决定。
    内存初始化(上)  发表时间:2024-02-07 15:49
    testtest
    @wangdl:就是线程1的ldrex因为线程2先strex而失效,但在线程1strex之前,其他线程如果又ldrex一次,那么线程1下来的strex是不是还是有效的?
    Linux内核同步机制之(一):原子操作  发表时间:2024-01-25 10:25
    Syed
    @憨憨也是态度:十年之后终于来到了这里,感谢还在!感谢您的坚持!作为一名嵌入式驱动新手,我也会继续努力,一定会坚持下去的!
    关于蜗窝  发表时间:2024-01-19 20:24
    lw
    @wowo:逻辑层那些协议的具体使用场景,能帮忙列一下吗?
    蓝牙协议分析(2)_协议架构  发表时间:2024-01-17 16:29
    Harry Song
    文中对 ticket 的机制进行举例和实际的汇编实现有偏差: "最开始的时候,slock被赋值为0,也就是说owner和next都是0,owner和next相等,表示unlocked。" --> 实际上应该是默认值是1,第一位来排队的,先 next+1 = 1,然后 当前owner == 当前next,拿到了锁;如果不是第一位来排队的,那就是等待 owner何时 == 自己的next值; 而不是来排队的先 next+1 把号码给后来的人。 我通过 ARM32 的arch_spin_lock 分析的,你看对不对。
    Linux内核同步机制之(四):spin lock  发表时间:2024-01-13 21:34
    slava_chen
    @slava_chen:抱歉,我又看了sched_create_group()->alloc_fair_sched_group()->init_tg_cfs_entry()的代码,发现task_group的cfs_rq和se长度的确是CPU数目
    CFS调度器(3)-组调度  发表时间:2024-01-11 16:42
    slava_chen
    我认为struct task_group里边的成员**se,他的长度和该主机中的CPU数量没有关系,成员**cfs_rq的长度和CPU数量数目相等。 **se的长度只取决于当前task_group有多少个任务实体,每一个cfs_rq队列都同时可以接受多个任务实体se,但是一个cfs_rq队列只能对应于一个CPU上的rq
    CFS调度器(3)-组调度  发表时间:2024-01-11 15:47
    灵药世家
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    留言板  发表时间:2024-01-09 05:19
    憨憨也是态度
    感谢 你的蓝牙笔记写的很好 我与梦想永远在路上
    关于蜗窝  发表时间:2024-01-08 01:13
    坚强的小孩
    @ele:以下是一些自己的看法,麻烦看看有什么不对的地方,希望大家指出来,谢谢。 1、workqueue的调度其实还是依赖与进程调度吧,虽然是软中断触发的,但是调度还是进程的调度,所以不存在有大量的线程长时间占用,而调度不到workqueue的情况,只是workqueue会等待的时间比正常的时间长一点而已; 2、大量的中断到来,导致系统频繁的处理中断程序,从而导致进程一直获取不到cpu,从而阻塞系统的正常运行(一般硬中断占用的时间不长,一般是soft irq占用资源长),不过内核,内部有检测,但发生大量的中断到来,大量触发软中断,系统会把soft irq进行线程化softirqd,这是是有进程的调度器接管系统资源,这个时候就是正常的进程调度,workqueue也还是能正常的进行调度 3,虽然上面分析workqueue肯定会得到调用,但是关于是per workqueue和unbound workqueue哪一个性能好一点,这里确实不太清楚。

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