谢同学
写得不错
《关于蜗窝》 发表时间:2021-01-08 10:47
小丁
@linuxer:你好,想请教一个问题哈。你在这里提到“我相信你的问题还是处在信号递交到进程的时间太长了。”,针对这种情况,应该如何解决呢?有没有办法让这个过程快速完成,无阻塞呢?比如提高进程优先级?定时器优先级等?非常期待你的答复,谢谢!
《Linux时间子系统之(三):用户空间接口函数》 发表时间:2021-01-07 11:51
bsp
@cade:1,相同的work是可以提交多次的,确实有pool->worklist来管理待处理(pending)的work,从log也可以看到:
echo t >/proc/sysrq-trigger; dmesg
[ 367.575510] Showing busy workqueues and worker pools:
[ 367.575513] workqueue events: flags=0x0
[ 367.575520] pwq 4: cpus=0 node=0 flags=0x0 nice=0 active=10/256
[ 367.575530] in-flight: 9297 :mxt_work
[ 367.576205] pending: mxt_work, vmstat_shepherd, tsens_poll, tsens_poll, sdhci_msm_pm_qos_cpu_unvote_work, sdhci_msm_pm_qos_cpu_unvote_work, sdhci_msm_pm_qos_irq_unvote_work
这里有两个tsens_poll,两个sdhci_msm_pm_qos_cpu_unvote_work。
至于丢包,那可能是pending太久上层认为timeout丢掉了。
2,关于max_active,Documentation//core-api/workqueue.rst有很好的解释和例子。对于你这例子,传入默认的0最合适,系统会设为256(512/2)。
The following example execution scenarios try to illustrate how cmwq
behave under different configurations.
Work items w0, w1, w2 are queued to a bound wq q0 on the same CPU.
w0 burns CPU for 5ms then sleeps for 10ms then burns CPU for 5ms
again before finishing. w1 and w2 burn CPU for 5ms then sleep for
10ms.
Ignoring all other tasks, works and processing overhead, and assuming
simple FIFO scheduling, the following is one highly simplified version
of possible sequences of events with the original wq. ::
TIME IN MSECS EVENT
0 w0 starts and burns CPU
5 w0 sleeps
15 w0 wakes up and burns CPU
20 w0 finishes
20 w1 starts and burns CPU
25 w1 sleeps
35 w1 wakes up and finishes
35 w2 starts and burns CPU
40 w2 sleeps
50 w2 wakes up and finishes
And with cmwq with ``@max_active`` >= 3, ::
TIME IN MSECS EVENT
0 w0 starts and burns CPU
5 w0 sleeps
5 w1 starts and burns CPU
10 w1 sleeps
10 w2 starts and burns CPU
15 w2 sleeps
15 w0 wakes up and burns CPU
20 w0 finishes
20 w1 wakes up and finishes
25 w2 wakes up and finishes
If ``@max_active`` == 2, ::
......
《Concurrency Managed Workqueue之(四):workqueue如何处理work》 发表时间:2021-01-05 09:45
bsp
@linuxer:ttbr1_el1 Is the page table base register in kernel space , Use when accessing kernel space address , All processes share , No need to switch.
kernel threads之间的切换是不需要切换ttrb1_el1的
《进程切换分析(1):基本框架》 发表时间:2021-01-04 16:48
bsp
@bsp:也可以得出,在这样的例子中:用户线程A->kernel线程B->kernel线程C/D/E/F->用户线程G,只有最后一个用户线程在执行finish_task_switch时才会mmdrop(A->active_mm)并跟新mm,其它内核线程都是在沿用第一个用户线程的active_mm。由此看来,内核线程的切换loading还是比较轻的。
《进程切换分析(1):基本框架》 发表时间:2021-01-04 16:47
bsp
@walentine:"这里最后完成switch_to后面BBB部分 的还是B线程",这句话没有问题。
但是在 "用户线程A->kernel线程B->用户线程C" 这样的例子中,B会mmgrab(A->active_mm),因为B没有用户地址空间 不需要更新mm,所以B在执行finish_task_switch时并不会mmdrop(A->active_mm);
B切换到C后,如果C是内核线程处理非常简单(C->active_mm = B->active_mm,即A->active_mm),但是如果是用户线程,C在执行finish_task_switch时就会mmdrop(A->active_mm)(说明A没有其它task借用了可以自己玩耍),然后更新C的mm到ttbr0_el1.
《进程切换分析(1):基本框架》 发表时间:2021-01-04 16:30
bsp
@navadoo:arm/arm64等将内核空间和用户空间 通过不同页表基地址 隔离开来的架构,由于内核是所有task共享的,其实在切换内核线程时 是不需要要切换内核空间的页表基地址(ttbr1_el1),所以enter_lazy_tlb可以是空函数。
但如果在arm中enable了SW_TTBR0_PAN(privilege access non,禁止kernel访问用户空间,如需访问使用copy_from/to_user来先disable PAN,访问后再enable),update_saved_ttbr0其实就是将用户空间基地址ttrb0_el1设成zero page(在访问user address时都是得到0)。
static inline void
enter_lazy_tlb(struct mm_struct *mm, struct task_struct *tsk)
{
/*
* We don't actually care about the ttbr0 mapping, so point it at the
* zero page.
*/
update_saved_ttbr0(tsk, &init_mm);
}
《进程切换分析(1):基本框架》 发表时间:2021-01-04 14:09
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