OSCL-LXR linux-6.0.1/​Documentation/​translations/​zh_CN/​mm/​hugetlbfs_reserv.rst	Source navigation Diff markup Identifier search General search
	Version: linux-6.0.1 spark-3.0.0 hadoop-3.2.0-src hadoop-3.3.0-src spark-2.4.7 linux-4.15.13 hadoop-2.7.4-src Revert   Change

 .. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst
 
 :Original: Documentation/mm/hugetlbfs_reserv.rst
 
 :翻译:
 
  司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn>
 
 :校译:
 
 ==============
 Hugetlbfs 预留
 ==============
 
 概述
 ====
 
 :ref:`hugetlbpage` 中描述的巨页通常是预先分配给应用程序使用的。如果VMA指
 示要使用巨页，这些巨页会在缺页异常时被实例化到任务的地址空间。如果在缺页异常
 时没有巨页存在，任务就会被发送一个SIGBUS，并经常不高兴地死去。在加入巨页支
 持后不久，人们决定，在mmap()时检测巨页的短缺情况会更好。这个想法是，如果
 没有足够的巨页来覆盖映射，mmap()将失败。这首先是在mmap()时在代码中做一个
 简单的检查，以确定是否有足够的空闲巨页来覆盖映射。就像内核中的大多数东西一
 样，代码随着时间的推移而不断发展。然而，基本的想法是在mmap()时 “预留”
 巨页，以确保巨页可以用于该映射中的缺页异常。下面的描述试图描述在v4.10内核
 中是如何进行巨页预留处理的。
 
 
 读者
 ====
 这个描述主要是针对正在修改hugetlbfs代码的内核开发者。
 
 
 数据结构
 ========
 
 resv_huge_pages
         这是一个全局的（per-hstate）预留的巨页的计数。预留的巨页只对预留它们的任
         务可用。因此，一般可用的巨页的数量被计算为(``free_huge_pages - resv_huge_pages``)。
 Reserve Map
         预留映射由以下结构体描述::
 
                 struct resv_map {
                         struct kref refs;
                         spinlock_t lock;
                         struct list_head regions;
                         long adds_in_progress;
                         struct list_head region_cache;
                         long region_cache_count;
                 };
 
         系统中每个巨页映射都有一个预留映射。resv_map中的regions列表描述了映射中的
         区域。一个区域被描述为::
 
                 struct file_region {
                         struct list_head link;
                         long from;
                         long to;
                 };
 
         file_region结构体的 ‘from’ 和 ‘to’ 字段是进入映射的巨页索引。根据映射的类型，在
         reserv_map 中的一个区域可能表示该范围存在预留，或预留不存在。
 Flags for MAP_PRIVATE Reservations
         这些被存储在预留的映射指针的底部。
 
         ``#define HPAGE_RESV_OWNER    (1UL << 0)``
                 表示该任务是与该映射相关的预留的所有者。
         ``#define HPAGE_RESV_UNMAPPED (1UL << 1)``
                 表示最初映射此范围（并创建储备）的任务由于COW失败而从该任务（子任务）中取消映
                 射了一个页面。
 Page Flags
         PagePrivate页面标志是用来指示在释放巨页时必须恢复巨页的预留。更多细节将在
         “释放巨页” 一节中讨论。
 
 
 预留映射位置（私有或共享）
 ==========================
 
 一个巨页映射或段要么是私有的，要么是共享的。如果是私有的，它通常只对一个地址空间
 （任务）可用。如果是共享的，它可以被映射到多个地址空间（任务）。对于这两种类型的映射，
 预留映射的位置和语义是明显不同的。位置的差异是：
 
 - 对于私有映射，预留映射挂在VMA结构体上。具体来说，就是vma->vm_private_data。这个保
   留映射是在创建映射（mmap(MAP_PRIVATE)）时创建的。
 - 对于共享映射，预留映射挂在inode上。具体来说，就是inode->i_mapping->private_data。
   由于共享映射总是由hugetlbfs文件系统中的文件支持，hugetlbfs代码确保每个节点包含一个预
   留映射。因此，预留映射在创建节点时被分配。
 
 
 创建预留
 ========
 当创建一个巨大的有页面支持的共享内存段（shmget(SHM_HUGETLB)）或通过mmap(MAP_HUGETLB)
 创建一个映射时，就会创建预留。这些操作会导致对函数hugetlb_reserve_pages()的调用::
 
         int hugetlb_reserve_pages(struct inode *inode,
                                   long from, long to,
                                   struct vm_area_struct *vma,
                                   vm_flags_t vm_flags)
 
 hugetlb_reserve_pages()做的第一件事是检查在调用shmget()或mmap()时是否指定了NORESERVE
 标志。如果指定了NORESERVE，那么这个函数立即返回，因为不需要预留。
 
 参数'from'和'to'是映射或基础文件的巨页索引。对于shmget()，'from'总是0，'to'对应于段/映射
 的长度。对于mmap()，offset参数可以用来指定进入底层文件的偏移量。在这种情况下，'from'和'to'
 参数已经被这个偏移量所调整。
 
 PRIVATE和SHARED映射之间的一个很大的区别是预留在预留映射中的表示方式。
 
 - 对于共享映射，预留映射中的条目表示对应页面的预留存在或曾经存在。当预留被消耗时，预留映射不被
   修改。
 - 对于私有映射，预留映射中没有条目表示相应页面存在预留。随着预留被消耗，条目被添加到预留映射中。
   因此，预留映射也可用于确定哪些预留已被消耗。
 
 对于私有映射，hugetlb_reserve_pages()创建预留映射并将其挂在VMA结构体上。此外，
 HPAGE_RESV_OWNER标志被设置，以表明该VMA拥有预留。
 
 预留映射被查阅以确定当前映射/段需要多少巨页预留。对于私有映射，这始终是一个值（to - from）。
 然而，对于共享映射来说，一些预留可能已经存在于(to - from)的范围内。关于如何实现这一点的细节，
 请参见 :ref:`预留映射的修改 <resv_map_modifications>` 一节。
 
 该映射可能与一个子池（subpool）相关联。如果是这样，将查询子池以确保有足够的空间用于映射。子池
 有可能已经预留了可用于映射的预留空间。更多细节请参见 :ref: `子池预留 <sub_pool_resv>`
 一节。
 
 在咨询了预留映射和子池之后，就知道了需要的新预留数量。hugetlb_acct_memory()函数被调用以检查
 并获取所要求的预留数量。hugetlb_acct_memory()调用到可能分配和调整剩余页数的函数。然而，在这
 些函数中，代码只是检查以确保有足够的空闲的巨页来容纳预留。如果有的话，全局预留计数resv_huge_pages
 会被调整，如下所示::
 
         if (resv_needed <= (resv_huge_pages - free_huge_pages))
                 resv_huge_pages += resv_needed;
 
 注意，在检查和调整这些计数器时，全局锁hugetlb_lock会被预留。
 
 如果有足够的空闲的巨页，并且全局计数resv_huge_pages被调整，那么与映射相关的预留映射被修改以
 反映预留。在共享映射的情况下，将存在一个file_region，包括'from'-'to'范围。对于私有映射，
 不对预留映射进行修改，因为没有条目表示存在预留。
 
 如果hugetlb_reserve_pages()成功，全局预留数和与映射相关的预留映射将根据需要被修改，以确保
 在'from'-'to'范围内存在预留。
 
 消耗预留/分配一个巨页
 ===========================
 
 当与预留相关的巨页在相应的映射中被分配和实例化时，预留就被消耗了。该分配是在函数alloc_huge_page()
 中进行的::
 
         struct page *alloc_huge_page(struct vm_area_struct *vma,
                                      unsigned long addr, int avoid_reserve)
 
 alloc_huge_page被传递给一个VMA指针和一个虚拟地址，因此它可以查阅预留映射以确定是否存在预留。
 此外，alloc_huge_page需要一个参数avoid_reserve，该参数表示即使看起来已经为指定的地址预留了
 预留，也不应该使用预留。avoid_reserve参数最常被用于写时拷贝和页面迁移的情况下，即现有页面的额
 外拷贝被分配。
 
 
 调用辅助函数vma_needs_reservation()来确定是否存在对映射(vma)中地址的预留。关于这个函数的详
 细内容，请参见 :ref:`预留映射帮助函数 <resv_map_helpers>` 一节。从
 vma_needs_reservation()返回的值通常为0或1。如果该地址存在预留，则为0，如果不存在预留，则为1。
 如果不存在预留，并且有一个与映射相关联的子池，则查询子池以确定它是否包含预留。如果子池包含预留，
 则可将其中一个用于该分配。然而，在任何情况下，avoid_reserve参数都会优先考虑为分配使用预留。在
 确定预留是否存在并可用于分配后，调用dequeue_huge_page_vma()函数。这个函数需要两个与预留有关
 的参数：
 
 - avoid_reserve，这是传递给alloc_huge_page()的同一个值/参数。
 - chg，尽管这个参数的类型是long，但只有0或1的值被传递给dequeue_huge_page_vma。如果该值为0，
   则表明存在预留（关于可能的问题，请参见 “预留和内存策略” 一节）。如果值
   为1，则表示不存在预留，如果可能的话，必须从全局空闲池中取出该页。
 
 与VMA的内存策略相关的空闲列表被搜索到一个空闲页。如果找到了一个页面，当该页面从空闲列表中移除时，
 free_huge_pages的值被递减。如果有一个与该页相关的预留，将进行以下调整::
 
         SetPagePrivate(page);   /* 表示分配这个页面消耗了一个预留，
                                  * 如果遇到错误，以至于必须释放这个页面，预留将被
                                  * 恢复。 */
         resv_huge_pages--;      /* 减少全局预留计数 */
 
 注意，如果找不到满足VMA内存策略的巨页，将尝试使用伙伴分配器分配一个。这就带来了超出预留范围
 的剩余巨页和超额分配的问题。即使分配了一个多余的页面，也会进行与上面一样的基于预留的调整:
 SetPagePrivate(page) 和 resv_huge_pages--.
 
 在获得一个新的巨页后，(page)->private被设置为与该页面相关的子池的值，如果它存在的话。当页
 面被释放时，这将被用于子池的计数。
 
 然后调用函数vma_commit_reservation()，根据预留的消耗情况调整预留映射。一般来说，这涉及
 到确保页面在区域映射的file_region结构体中被表示。对于预留存在的共享映射，预留映射中的条目
 已经存在，所以不做任何改变。然而，如果共享映射中没有预留，或者这是一个私有映射，则必须创建一
 个新的条目。
 
 注意，如果找不到满足VMA内存策略的巨页，将尝试使用伙伴分配器分配一个。这就带来了超出预留范围
 的剩余巨页和过度分配的问题。即使分配了一个多余的页面，也会进行与上面一样的基于预留的调整。
 SetPagePrivate(page)和resv_huge_pages-。
 
 在获得一个新的巨页后，(page)->private被设置为与该页面相关的子池的值，如果它存在的话。当页
 面被释放时，这将被用于子池的计数。
 
 然后调用函数vma_commit_reservation()，根据预留的消耗情况调整预留映射。一般来说，这涉及
 到确保页面在区域映射的file_region结构体中被表示。对于预留存在的共享映射，预留映射中的条目
 已经存在，所以不做任何改变。然而，如果共享映射中没有预留，或者这是一个私有映射，则必须创建
 一个新的条目。
 
 在alloc_huge_page()开始调用vma_needs_reservation()和页面分配后调用
 vma_commit_reservation()之间，预留映射有可能被改变。如果hugetlb_reserve_pages在共
 享映射中为同一页面被调用，这将是可能的。在这种情况下，预留计数和子池空闲页计数会有一个偏差。
 这种罕见的情况可以通过比较vma_needs_reservation和vma_commit_reservation的返回值来
 识别。如果检测到这种竞争，子池和全局预留计数将被调整以进行补偿。关于这些函数的更多信息，请
 参见 :ref:`预留映射帮助函数 <resv_map_helpers>` 一节。
 
 
 实例化巨页
 ==========
 
 在巨页分配之后，页面通常被添加到分配任务的页表中。在此之前，共享映射中的页面被添加到页面缓
 存中，私有映射中的页面被添加到匿名反向映射中。在这两种情况下，PagePrivate标志被清除。因此，
 当一个已经实例化的巨页被释放时，不会对全局预留计数（resv_huge_pages）进行调整。
 
 
 释放巨页
 ========
 
 巨页释放是由函数free_huge_page()执行的。这个函数是hugetlbfs复合页的析构器。因此，它只传
 递一个指向页面结构体的指针。当一个巨页被释放时，可能需要进行预留计算。如果该页与包含保
 留的子池相关联，或者该页在错误路径上被释放，必须恢复全局预留计数，就会出现这种情况。
 
 page->private字段指向与该页相关的任何子池。如果PagePrivate标志被设置，它表明全局预留计数
 应该被调整（关于如何设置这些标志的信息，请参见
 :ref: `消耗预留/分配一个巨页 <consume_resv>` ）。
 
 
 该函数首先调用hugepage_subpool_put_pages()来处理该页。如果这个函数返回一个0的值（不等于
 传递的1的值），它表明预留与子池相关联，这个新释放的页面必须被用来保持子池预留的数量超过最小值。
 因此，在这种情况下，全局resv_huge_pages计数器被递增。
 
 如果页面中设置了PagePrivate标志，那么全局resv_huge_pages计数器将永远被递增。
 
 子池预留
 ========
 
 有一个结构体hstate与每个巨页尺寸相关联。hstate跟踪所有指定大小的巨页。一个子池代表一
 个hstate中的页面子集，它与一个已挂载的hugetlbfs文件系统相关
 
 当一个hugetlbfs文件系统被挂载时，可以指定min_size选项，它表示文件系统所需的最小的巨页数量。
 如果指定了这个选项，与min_size相对应的巨页的数量将被预留给文件系统使用。这个数字在结构体
 hugepage_subpool的min_hpages字段中被跟踪。在挂载时，hugetlb_acct_memory(min_hpages)
 被调用以预留指定数量的巨页。如果它们不能被预留，挂载就会失败。
 
 当从子池中获取或释放页面时，会调用hugepage_subpool_get/put_pages()函数。
 hugepage_subpool_get/put_pages被传递给巨页数量，以此来调整子池的 “已用页面” 计数
 （get为下降，put为上升）。通常情况下，如果子池中没有足够的页面，它们会返回与传递的相同的值或
 一个错误。
 
 然而，如果预留与子池相关联，可能会返回一个小于传递值的返回值。这个返回值表示必须进行的额外全局
 池调整的数量。例如，假设一个子池包含3个预留的巨页，有人要求5个。与子池相关的3个预留页可以用来
 满足部分请求。但是，必须从全局池中获得2个页面。为了向调用者转达这一信息，将返回值2。然后，调用
 者要负责从全局池中获取另外两个页面。
 
 
 COW和预留
 ==========
 
 由于共享映射都指向并使用相同的底层页面，COW最大的预留问题是私有映射。在这种情况下，两个任务可
 以指向同一个先前分配的页面。一个任务试图写到该页，所以必须分配一个新的页，以便每个任务都指向它
 自己的页。
 
 当该页最初被分配时，该页的预留被消耗了。当由于COW而试图分配一个新的页面时，有可能没有空闲的巨
 页，分配会失败。
 
 当最初创建私有映射时，通过设置所有者的预留映射指针中的HPAGE_RESV_OWNER位来标记映射的所有者。
 由于所有者创建了映射，所有者拥有与映射相关的所有预留。因此，当一个写异常发生并且没有可用的页面
 时，对预留的所有者和非所有者采取不同的行动。
 
 在发生异常的任务不是所有者的情况下，异常将失败，该任务通常会收到一个SIGBUS。
 
 如果所有者是发生异常的任务，我们希望它能够成功，因为它拥有原始的预留。为了达到这个目的，该页被
 从非所有者任务中解映射出来。这样一来，唯一的引用就是来自拥有者的任务。此外，HPAGE_RESV_UNMAPPED
 位被设置在非拥有任务的预留映射指针中。如果非拥有者任务后来在一个不存在的页面上发生异常，它可能
 会收到一个SIGBUS。但是，映射/预留的原始拥有者的行为将与预期一致。
 
 预留映射的修改
 ==============
 
 以下低级函数用于对预留映射进行修改。通常情况下，这些函数不会被直接调用。而是调用一个预留映射辅
 助函数，该函数调用这些低级函数中的一个。这些低级函数在源代码（mm/hugetlb.c）中得到了相当好的
 记录。这些函数是::
 
         long region_chg(struct resv_map *resv, long f, long t);
         long region_add(struct resv_map *resv, long f, long t);
         void region_abort(struct resv_map *resv, long f, long t);
         long region_count(struct resv_map *resv, long f, long t);
 
 在预留映射上的操作通常涉及两个操作:
 
 1) region_chg()被调用来检查预留映射，并确定在指定的范围[f, t]内有多少页目前没有被代表。
 
    调用代码执行全局检查和分配，以确定是否有足够的巨页使操作成功。
 
 2)
   a) 如果操作能够成功，regi_add()将被调用，以实际修改先前传递给regi_chg()的相同范围
      [f, t]的预留映射。
   b) 如果操作不能成功，region_abort被调用，在相同的范围[f, t]内中止操作。
 
 注意，这是一个两步的过程， region_add()和 region_abort()在事先调用 region_chg()后保证
 成功。 region_chg()负责预先分配任何必要的数据结构以确保后续操作（特别是 region_add()）的
 成功。
 
 如上所述，region_chg()确定该范围内当前没有在映射中表示的页面的数量。region_add()返回添加
 到映射中的范围内的页数。在大多数情况下， region_add() 的返回值与 region_chg() 的返回值相
 同。然而，在共享映射的情况下，有可能在调用 region_chg() 和 region_add() 之间对预留映射进
 行更改。在这种情况下，regi_add()的返回值将与regi_chg()的返回值不符。在这种情况下，全局计数
 和子池计数很可能是不正确的，需要调整。检查这种情况并进行适当的调整是调用者的责任。
 
 函数region_del()被调用以从预留映射中移除区域。
 它通常在以下情况下被调用:
 
 - 当hugetlbfs文件系统中的一个文件被删除时，该节点将被释放，预留映射也被释放。在释放预留映射
   之前，所有单独的file_region结构体必须被释放。在这种情况下，region_del的范围是[0, LONG_MAX]。
 - 当一个hugetlbfs文件正在被截断时。在这种情况下，所有在新文件大小之后分配的页面必须被释放。
   此外，预留映射中任何超过新文件大小的file_region条目必须被删除。在这种情况下，region_del
   的范围是[new_end_of_file, LONG_MAX]。
 - 当在一个hugetlbfs文件中打洞时。在这种情况下，巨页被一次次从文件的中间移除。当这些页被移除
   时，region_del()被调用以从预留映射中移除相应的条目。在这种情况下，region_del被传递的范
   围是[page_idx, page_idx + 1]。
 
 在任何情况下，region_del()都会返回从预留映射中删除的页面数量。在非常罕见的情况下，region_del()
 会失败。这只能发生在打洞的情况下，即它必须分割一个现有的file_region条目，而不能分配一个新的
 结构体。在这种错误情况下，region_del()将返回-ENOMEM。这里的问题是，预留映射将显示对该页有
 预留。然而，子池和全局预留计数将不反映该预留。为了处理这种情况，调用函数hugetlb_fix_reserve_counts()
 来调整计数器，使其与不能被删除的预留映射条目相对应。
 
 region_count()在解除私有巨页映射时被调用。在私有映射中，预留映射中没有条目表明存在一个预留。
 因此，通过计算预留映射中的条目数，我们知道有多少预留被消耗了，有多少预留是未完成的
 （Outstanding = (end - start) - region_count（resv, start, end））。由于映射正在消
 失，子池和全局预留计数被未完成的预留数量所减去。
 
 预留映射帮助函数
 ================
 
 有几个辅助函数可以查询和修改预留映射。这些函数只对特定的巨页的预留感兴趣，所以它们只是传入一个
 地址而不是一个范围。此外，它们还传入相关的VMA。从VMA中，可以确定映射的类型（私有或共享）和预留
 映射的位置（inode或VMA）。这些函数只是调用 “预留映射的修改” 一节中描述的基础函数。然而，
 它们确实考虑到了私有和共享映射的预留映射条目的 “相反” 含义，并向调用者隐藏了这个细节::
 
         long vma_needs_reservation(struct hstate *h,
                                    struct vm_area_struct *vma,
                                    unsigned long addr)
 
 该函数为指定的页面调用 region_chg()。如果不存在预留，则返回1。如果存在预留，则返回0::
 
         long vma_commit_reservation(struct hstate *h,
                                     struct vm_area_struct *vma,
                                     unsigned long addr)
 
 这将调用 region_add()，用于指定的页面。与region_chg和region_add的情况一样，该函数应在
 先前调用的vma_needs_reservation后调用。它将为该页添加一个预留条目。如果预留被添加，它将
 返回1，如果没有则返回0。返回值应与之前调用vma_needs_reservation的返回值进行比较。如果出
 现意外的差异，说明在两次调用之间修改了预留映射::
 
         void vma_end_reservation(struct hstate *h,
                                  struct vm_area_struct *vma,
                                  unsigned long addr)
 
 这将调用指定页面的 region_abort()。与region_chg和region_abort的情况一样，该函数应在
 先前调用的vma_needs_reservation后被调用。它将中止/结束正在进行的预留添加操作::
 
         long vma_add_reservation(struct hstate *h,
                                  struct vm_area_struct *vma,
                                  unsigned long addr)
 
 这是一个特殊的包装函数，有助于在错误路径上清理预留。它只从repare_reserve_on_error()函数
 中调用。该函数与vma_needs_reservation一起使用，试图将一个预留添加到预留映射中。它考虑到
 了私有和共享映射的不同预留映射语义。因此，region_add被调用用于共享映射（因为映射中的条目表
 示预留），而region_del被调用用于私有映射（因为映射中没有条目表示预留）。关于在错误路径上需
 要做什么的更多信息，请参见  “错误路径中的预留清理”  。
 
 
 错误路径中的预留清理
 ====================
 
 正如在:ref:`预留映射帮助函数<resv_map_helpers>` 一节中提到的，预留的修改分两步进行。首
 先，在分配页面之前调用vma_needs_reservation。如果分配成功，则调用vma_commit_reservation。
 如果不是，则调用vma_end_reservation。全局和子池的预留计数根据操作的成功或失败进行调整，
 一切都很好。
 
 此外，在一个巨页被实例化后，PagePrivate标志被清空，这样，当页面最终被释放时，计数是
 正确的。
 
 然而，有几种情况是，在一个巨页被分配后，但在它被实例化之前，就遇到了错误。在这种情况下，
 页面分配已经消耗了预留，并进行了适当的子池、预留映射和全局计数调整。如果页面在这个时候被释放
 （在实例化和清除PagePrivate之前），那么free_huge_page将增加全局预留计数。然而，预留映射
 显示报留被消耗了。这种不一致的状态将导致预留的巨页的 “泄漏” 。全局预留计数将比它原本的要高，
 并阻止分配一个预先分配的页面。
 
 函数 restore_reserve_on_error() 试图处理这种情况。它有相当完善的文档。这个函数的目的
 是将预留映射恢复到页面分配前的状态。通过这种方式，预留映射的状态将与页面释放后的全局预留计
 数相对应。
 
 函数restore_reserve_on_error本身在试图恢复预留映射条目时可能会遇到错误。在这种情况下，
 它将简单地清除该页的PagePrivate标志。这样一来，当页面被释放时，全局预留计数将不会被递增。
 然而，预留映射将继续看起来像预留被消耗了一样。一个页面仍然可以被分配到该地址，但它不会像最
 初设想的那样使用一个预留页。
 
 有一些代码（最明显的是userfaultfd）不能调用restore_reserve_on_error。在这种情况下，
 它简单地修改了PagePrivate，以便在释放巨页时不会泄露预留。
 
 
 预留和内存策略
 ==============
 当git第一次被用来管理Linux代码时，每个节点的巨页列表就存在于hstate结构中。预留的概念是
 在一段时间后加入的。当预留被添加时，没有尝试将内存策略考虑在内。虽然cpusets与内存策略不
 完全相同，但hugetlb_acct_memory中的这个注释总结了预留和cpusets/内存策略之间的相互作
 用::
 
 
         /*
          * 当cpuset被配置时，它打破了严格的hugetlb页面预留，因为计数是在一个全局变量上完
          * 成的。在有cpuset的情况下，这样的预留完全是垃圾，因为预留没有根据当前cpuset的
          * 页面可用性来检查。在任务所在的cpuset中缺乏空闲的htlb页面时，应用程序仍然有可能
          * 被内核OOM'ed。试图用cpuset来执行严格的计数几乎是不可能的（或者说太难看了），因
          * 为cpuset太不稳定了，任务或内存节点可以在cpuset之间动态移动。与cpuset共享
          * hugetlb映射的语义变化是不可取的。然而，为了预留一些语义，我们退回到检查当前空闲
          * 页的可用性，作为一种最好的尝试，希望能将cpuset改变语义的影响降到最低。
          */
 
 添加巨页预留是为了防止在缺页异常时出现意外的页面分配失败（OOM）。然而，如果一个应用
 程序使用cpusets或内存策略，就不能保证在所需的节点上有巨页可用。即使有足够数量的全局
 预留，也是如此。
 
 Hugetlbfs回归测试
 =================
 
 最完整的hugetlb测试集在libhugetlbfs仓库。如果你修改了任何hugetlb相关的代码，请使用
 libhugetlbfs测试套件来检查回归情况。此外，如果你添加了任何新的hugetlb功能，请在
 libhugetlbfs中添加适当的测试。
 
 --
 Mike Kravetz，2017年4月7日

This page was automatically generated by the 2.1.0 LXR engine. The LXR team