markened-frank我记得DSB的语义是等待本核的前面的操作完成，并不能等待其他核的操作完成吧
《mmap在arm64背后的那个深坑》 发表时间：2024-04-12 19:14
bsp@icy_river：bsp
2023-02-01 13:11
ticket-based-spinlock有个重大问题：
假如当CPU0获取了spinlock，而CPU1、CPU2、CPU3...在等锁，在CPU0 spin_unlock时通过sev/stlr唤醒其它所有所有CPU去check是否轮到自己；我们通过ticket可以知道lock->next是哪个CPU，其实只需要唤醒对应CPU上的task即可。
于是qspinlock应运而生：
1：当CPU0获取了spinlockA，而CPU1-->CPU2-->CPU3依次在等锁（lock->next是CPU1上的task）时，只需让CPU1自旋在spinlockA上（即qspinlock中的pending）、CPU2/CPU3自旋在percpu上的另外一把锁B（即qspinlock中的mcs锁），percpu的锁可以减少cache-boucing（具体怎么减 自行脑补）；
2：当CPU0释放了spinlockA（armv8的stlr可以只唤醒对应地址上的waiter即CPU1，这点比armv7的sev好用），只会唤醒自旋在spinlockA上的CPU1，其它CPU则暂时不会被唤醒；
3：同理CPU1获取了spinlockA，需要把把lock->next标记为CPU2，并让CPU2从自旋在percpu的spinlockB转换到spinlockA；即qspinlock中对应的mcs队列；
4：同理CPU1释放了spinlockA，stlr（load-acquire/store-release）只会唤醒CPU2,；CPU2获取了spinlockA，把lock->next标记为CPU3，并让CPU3从自旋在percpu的spinlockB转换到spinlockA；即qspinlock中对应的mcs队列；
依次往下，这便是qspinlock的中心思想吧。至于怎么设计和实现，我觉得有不同的方法。
《Linux内核同步机制之（四）：spin lock》 发表时间：2024-04-12 17:38
bsp@icy_river：嗯，我其实就在说qspinlock 替代ticket-based-spinlock的原因。
通过qspinlock，只需要唤醒lock->next所在的cpu，其它cpu继续自旋。
《Linux内核同步机制之（四）：spin lock》 发表时间：2024-04-12 17:36
bsp@icy_river：嗯，我其实就在说qspinlock 替代ticket-based-spinlock的原因。
通过qspinlock，只需要唤醒lock->next所在的cpu，其它cpu继续自旋。
《Linux内核同步机制之（四）：spin lock》 发表时间：2024-04-12 17:36
aly@see：cfs保证一个调度周期结束后所有进程的虚拟时间是一样的。
调度周期内，不同进程会累积自己的虚拟时间，因此会有虚拟时间上的差别。
《CFS调度器（1）-基本原理》 发表时间：2024-04-11 14:49
huozi@HW.Yang：页表自身存放在哪里，原文中也有一些提示，如下：
内核起始刚开始的汇编代码基本上是PIC的，首先需要定位到页表的位置，然后在页表中填入kernel image mapping和identity mapping的页表项。页表的起始位置比较好定（bss段之后），但是具体的size还是需要思考一下的。
《内存初始化（上）》 发表时间：2024-03-28 15:59
huozi@landau：我想原文应该也是想表达这样一个意思，举一个映射范围最大为2M的例子，只是他这个例子，我们读者可能都默认level0-level2对应的三个page均填满，那样映射范围肯定不止2M，原文level0-level2 均是只有一个entry才有原文的结论。
《内存初始化（上）》 发表时间：2024-03-28 14:39
huozi@啊啊啊：你这个前提就是entry0、entry1、entry2均是1，entry3为512才是这个，但为什么level 0、level 1、level 2、level 3均有1page保存，为什么entry0、entry1、entry2均是1，entry3为512呢？
《内存初始化（上）》 发表时间：2024-03-28 14:27
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