diff --git a/Documentation/ABI/testing/sysfs-bus-papr-pmem b/Documentation/ABI/testing/sysfs-bus-papr-pmem index 46cfe02058fd..34ee8c59ab25 100644 --- a/Documentation/ABI/testing/sysfs-bus-papr-pmem +++ b/Documentation/ABI/testing/sysfs-bus-papr-pmem @@ -8,7 +8,7 @@ Description: more bits set in the dimm-health-bitmap retrieved in response to H_SCM_HEALTH hcall. The details of the bit flags returned in response to this hcall is available - at 'Documentation/powerpc/papr_hcalls.rst' . Below are + at 'Documentation/arch/powerpc/papr_hcalls.rst' . Below are the flags reported in this sysfs file: * "not_armed" diff --git a/Documentation/PCI/pci-error-recovery.rst b/Documentation/PCI/pci-error-recovery.rst index 0c7552a00c8c..42e1e78353f3 100644 --- a/Documentation/PCI/pci-error-recovery.rst +++ b/Documentation/PCI/pci-error-recovery.rst @@ -364,7 +364,7 @@ Note, however, not all failures are truly "permanent". Some are caused by over-heating, some by a poorly seated card. Many PCI error events are caused by software bugs, e.g. DMAs to wild addresses or bogus split transactions due to programming -errors. See the discussion in Documentation/powerpc/eeh-pci-error-recovery.rst +errors. See the discussion in Documentation/arch/powerpc/eeh-pci-error-recovery.rst for additional detail on real-life experience of the causes of software errors. @@ -404,7 +404,7 @@ That is, the recovery API only requires that: .. note:: Implementation details for the powerpc platform are discussed in - the file Documentation/powerpc/eeh-pci-error-recovery.rst + the file Documentation/arch/powerpc/eeh-pci-error-recovery.rst As of this writing, there is a growing list of device drivers with patches implementing error recovery. Not all of these patches are in diff --git a/Documentation/admin-guide/cgroup-v2.rst b/Documentation/admin-guide/cgroup-v2.rst index e440aee4fe94..3f081459a5be 100644 --- a/Documentation/admin-guide/cgroup-v2.rst +++ b/Documentation/admin-guide/cgroup-v2.rst @@ -2030,7 +2030,7 @@ IO Priority ~~~~~~~~~~~ A single attribute controls the behavior of the I/O priority cgroup policy, -namely the blkio.prio.class attribute. The following values are accepted for +namely the io.prio.class attribute. The following values are accepted for that attribute: no-change @@ -2059,9 +2059,11 @@ The following numerical values are associated with the I/O priority policies: +----------------+---+ | no-change | 0 | +----------------+---+ -| rt-to-be | 2 | +| promote-to-rt | 1 | +----------------+---+ -| all-to-idle | 3 | +| restrict-to-be | 2 | ++----------------+---+ +| idle | 3 | +----------------+---+ The numerical value that corresponds to each I/O priority class is as follows: @@ -2081,7 +2083,7 @@ The algorithm to set the I/O priority class for a request is as follows: - If I/O priority class policy is promote-to-rt, change the request I/O priority class to IOPRIO_CLASS_RT and change the request I/O priority level to 4. -- If I/O priorityt class is not promote-to-rt, translate the I/O priority +- If I/O priority class policy is not promote-to-rt, translate the I/O priority class policy into a number, then change the request I/O priority class into the maximum of the I/O priority class policy number and the numerical I/O priority class. diff --git a/Documentation/admin-guide/dynamic-debug-howto.rst b/Documentation/admin-guide/dynamic-debug-howto.rst index 0b3d39c610d9..0c526dac8428 100644 --- a/Documentation/admin-guide/dynamic-debug-howto.rst +++ b/Documentation/admin-guide/dynamic-debug-howto.rst @@ -259,7 +259,7 @@ Debug Messages at Module Initialization Time When ``modprobe foo`` is called, modprobe scans ``/proc/cmdline`` for ``foo.params``, strips ``foo.``, and passes them to the kernel along with -params given in modprobe args or ``/etc/modprob.d/*.conf`` files, +params given in modprobe args or ``/etc/modprobe.d/*.conf`` files, in the following order: 1. parameters given via ``/etc/modprobe.d/*.conf``:: diff --git a/Documentation/admin-guide/efi-stub.rst b/Documentation/admin-guide/efi-stub.rst index b24e7c40d832..090f3a185e18 100644 --- a/Documentation/admin-guide/efi-stub.rst +++ b/Documentation/admin-guide/efi-stub.rst @@ -15,7 +15,7 @@ between architectures is in drivers/firmware/efi/libstub. For arm64, there is no compressed kernel support, so the Image itself masquerades as a PE/COFF image and the EFI stub is linked into the -kernel. The arm64 EFI stub lives in arch/arm64/kernel/efi-entry.S +kernel. The arm64 EFI stub lives in drivers/firmware/efi/libstub/arm64.c and drivers/firmware/efi/libstub/arm64-stub.c. By using the EFI boot stub it's possible to boot a Linux kernel diff --git a/Documentation/admin-guide/hw-vuln/mds.rst b/Documentation/admin-guide/hw-vuln/mds.rst index 48ca0bd85604..48c7b0b72aed 100644 --- a/Documentation/admin-guide/hw-vuln/mds.rst +++ b/Documentation/admin-guide/hw-vuln/mds.rst @@ -102,9 +102,19 @@ The possible values in this file are: * - 'Vulnerable' - The processor is vulnerable, but no mitigation enabled * - 'Vulnerable: Clear CPU buffers attempted, no microcode' - - The processor is vulnerable but microcode is not updated. + - The processor is vulnerable but microcode is not updated. The + mitigation is enabled on a best effort basis. - The mitigation is enabled on a best effort basis. See :ref:`vmwerv` + If the processor is vulnerable but the availability of the microcode + based mitigation mechanism is not advertised via CPUID, the kernel + selects a best effort mitigation mode. This mode invokes the mitigation + instructions without a guarantee that they clear the CPU buffers. + + This is done to address virtualization scenarios where the host has the + microcode update applied, but the hypervisor is not yet updated to + expose the CPUID to the guest. If the host has updated microcode the + protection takes effect; otherwise a few CPU cycles are wasted + pointlessly. * - 'Mitigation: Clear CPU buffers' - The processor is vulnerable and the CPU buffer clearing mitigation is enabled. @@ -119,24 +129,6 @@ to the above information: 'SMT Host state unknown' Kernel runs in a VM, Host SMT state unknown ======================== ============================================ -.. _vmwerv: - -Best effort mitigation mode -^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^ - - If the processor is vulnerable, but the availability of the microcode based - mitigation mechanism is not advertised via CPUID the kernel selects a best - effort mitigation mode. This mode invokes the mitigation instructions - without a guarantee that they clear the CPU buffers. - - This is done to address virtualization scenarios where the host has the - microcode update applied, but the hypervisor is not yet updated to expose - the CPUID to the guest. If the host has updated microcode the protection - takes effect otherwise a few cpu cycles are wasted pointlessly. - - The state in the mds sysfs file reflects this situation accordingly. - - Mitigation mechanism ------------------------- diff --git a/Documentation/admin-guide/hw-vuln/processor_mmio_stale_data.rst b/Documentation/admin-guide/hw-vuln/processor_mmio_stale_data.rst index c98fd11907cc..1302fd1b55e8 100644 --- a/Documentation/admin-guide/hw-vuln/processor_mmio_stale_data.rst +++ b/Documentation/admin-guide/hw-vuln/processor_mmio_stale_data.rst @@ -225,8 +225,19 @@ The possible values in this file are: * - 'Vulnerable' - The processor is vulnerable, but no mitigation enabled * - 'Vulnerable: Clear CPU buffers attempted, no microcode' - - The processor is vulnerable, but microcode is not updated. The + - The processor is vulnerable but microcode is not updated. The mitigation is enabled on a best effort basis. + + If the processor is vulnerable but the availability of the microcode + based mitigation mechanism is not advertised via CPUID, the kernel + selects a best effort mitigation mode. This mode invokes the mitigation + instructions without a guarantee that they clear the CPU buffers. + + This is done to address virtualization scenarios where the host has the + microcode update applied, but the hypervisor is not yet updated to + expose the CPUID to the guest. If the host has updated microcode the + protection takes effect; otherwise a few CPU cycles are wasted + pointlessly. * - 'Mitigation: Clear CPU buffers' - The processor is vulnerable and the CPU buffer clearing mitigation is enabled. diff --git a/Documentation/admin-guide/hw-vuln/tsx_async_abort.rst b/Documentation/admin-guide/hw-vuln/tsx_async_abort.rst index 014167ef8dd1..444f84e22a91 100644 --- a/Documentation/admin-guide/hw-vuln/tsx_async_abort.rst +++ b/Documentation/admin-guide/hw-vuln/tsx_async_abort.rst @@ -98,7 +98,19 @@ The possible values in this file are: * - 'Vulnerable' - The CPU is affected by this vulnerability and the microcode and kernel mitigation are not applied. * - 'Vulnerable: Clear CPU buffers attempted, no microcode' - - The system tries to clear the buffers but the microcode might not support the operation. + - The processor is vulnerable but microcode is not updated. The + mitigation is enabled on a best effort basis. + + If the processor is vulnerable but the availability of the microcode + based mitigation mechanism is not advertised via CPUID, the kernel + selects a best effort mitigation mode. This mode invokes the mitigation + instructions without a guarantee that they clear the CPU buffers. + + This is done to address virtualization scenarios where the host has the + microcode update applied, but the hypervisor is not yet updated to + expose the CPUID to the guest. If the host has updated microcode the + protection takes effect; otherwise a few CPU cycles are wasted + pointlessly. * - 'Mitigation: Clear CPU buffers' - The microcode has been updated to clear the buffers. TSX is still enabled. * - 'Mitigation: TSX disabled' @@ -106,25 +118,6 @@ The possible values in this file are: * - 'Not affected' - The CPU is not affected by this issue. -.. _ucode_needed: - -Best effort mitigation mode -^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^ - -If the processor is vulnerable, but the availability of the microcode-based -mitigation mechanism is not advertised via CPUID the kernel selects a best -effort mitigation mode. This mode invokes the mitigation instructions -without a guarantee that they clear the CPU buffers. - -This is done to address virtualization scenarios where the host has the -microcode update applied, but the hypervisor is not yet updated to expose the -CPUID to the guest. If the host has updated microcode the protection takes -effect; otherwise a few CPU cycles are wasted pointlessly. - -The state in the tsx_async_abort sysfs file reflects this situation -accordingly. - - Mitigation mechanism -------------------- diff --git a/Documentation/admin-guide/mm/memory-hotplug.rst b/Documentation/admin-guide/mm/memory-hotplug.rst index a5ef6ee69d01..098f14d83e99 100644 --- a/Documentation/admin-guide/mm/memory-hotplug.rst +++ b/Documentation/admin-guide/mm/memory-hotplug.rst @@ -75,7 +75,7 @@ Memory hotunplug consists of two phases: (1) Offlining memory blocks (2) Removing the memory from Linux -In the fist phase, memory is "hidden" from the page allocator again, for +In the first phase, memory is "hidden" from the page allocator again, for example, by migrating busy memory to other memory locations and removing all relevant free pages from the page allocator After this phase, the memory is no longer visible in memory statistics of the system. @@ -250,15 +250,15 @@ Observing the State of Memory Blocks The state (online/offline/going-offline) of a memory block can be observed either via:: - % cat /sys/device/system/memory/memoryXXX/state + % cat /sys/devices/system/memory/memoryXXX/state Or alternatively (1/0) via:: - % cat /sys/device/system/memory/memoryXXX/online + % cat /sys/devices/system/memory/memoryXXX/online For an online memory block, the managing zone can be observed via:: - % cat /sys/device/system/memory/memoryXXX/valid_zones + % cat /sys/devices/system/memory/memoryXXX/valid_zones Configuring Memory Hot(Un)Plug ============================== @@ -326,7 +326,7 @@ however, a memory block might span memory holes. A memory block spanning memory holes cannot be offlined. For example, assume 1 GiB memory block size. A device for a memory starting at -0x100000000 is ``/sys/device/system/memory/memory4``:: +0x100000000 is ``/sys/devices/system/memory/memory4``:: (0x100000000 / 1Gib = 4) diff --git a/Documentation/admin-guide/spkguide.txt b/Documentation/admin-guide/spkguide.txt index 74ea7f391942..0d5965138f8f 100644 --- a/Documentation/admin-guide/spkguide.txt +++ b/Documentation/admin-guide/spkguide.txt @@ -7,7 +7,7 @@ Last modified on Mon Sep 27 14:26:31 2010 Document version 1.3 Copyright (c) 2005 Gene Collins -Copyright (c) 2008 Samuel Thibault +Copyright (c) 2008, 2023 Samuel Thibault Copyright (c) 2009, 2010 the Speakup Team Permission is granted to copy, distribute and/or modify this document @@ -83,8 +83,7 @@ spkout -- Speak Out txprt -- Transport dummy -- Plain text terminal -Note: Speakup does * NOT * support usb connections! Speakup also does * -NOT * support the internal Tripletalk! +Note: Speakup does * NOT * support the internal Tripletalk! Speakup does support two other synthesizers, but because they work in conjunction with other software, they must be loaded as modules after @@ -94,6 +93,12 @@ These are as follows: decpc -- DecTalk PC (not available at boot up) soft -- One of several software synthesizers (not available at boot up) +By default speakup looks for the synthesizer on the ttyS0 serial port. This can +be changed with the device parameter of the modules, for instance for +DoubleTalk LT: + +speakup_ltlk.dev=ttyUSB0 + See the sections on loading modules and software synthesizers later in this manual for further details. It should be noted here that the speakup.synth boot parameter will have no effect if Speakup has been diff --git a/Documentation/admin-guide/sysctl/fs.rst b/Documentation/admin-guide/sysctl/fs.rst index a321b84eccaa..47499a1742bd 100644 --- a/Documentation/admin-guide/sysctl/fs.rst +++ b/Documentation/admin-guide/sysctl/fs.rst @@ -42,16 +42,16 @@ pre-allocation or re-sizing of any kernel data structures. dentry-state ------------ -This file shows the values in ``struct dentry_stat``, as defined in -``linux/include/linux/dcache.h``:: +This file shows the values in ``struct dentry_stat_t``, as defined in +``fs/dcache.c``:: struct dentry_stat_t dentry_stat { - int nr_dentry; - int nr_unused; - int age_limit; /* age in seconds */ - int want_pages; /* pages requested by system */ - int nr_negative; /* # of unused negative dentries */ - int dummy; /* Reserved for future use */ + long nr_dentry; + long nr_unused; + long age_limit; /* age in seconds */ + long want_pages; /* pages requested by system */ + long nr_negative; /* # of unused negative dentries */ + long dummy; /* Reserved for future use */ }; Dentries are dynamically allocated and deallocated. diff --git a/Documentation/admin-guide/sysctl/vm.rst b/Documentation/admin-guide/sysctl/vm.rst index 45ba1f4dc004..c59889de122b 100644 --- a/Documentation/admin-guide/sysctl/vm.rst +++ b/Documentation/admin-guide/sysctl/vm.rst @@ -742,8 +742,8 @@ overcommit_memory This value contains a flag that enables memory overcommitment. -When this flag is 0, the kernel attempts to estimate the amount -of free memory left when userspace requests more memory. +When this flag is 0, the kernel compares the userspace memory request +size against total memory plus swap and rejects obvious overcommits. When this flag is 1, the kernel pretends there is always enough memory until it actually runs out. diff --git a/Documentation/arch/index.rst b/Documentation/arch/index.rst index 194e7e797877..3f9962e45c09 100644 --- a/Documentation/arch/index.rst +++ b/Documentation/arch/index.rst @@ -18,8 +18,8 @@ implementation. nios2/index openrisc/index parisc/index - ../powerpc/index - ../riscv/index + powerpc/index + riscv/index s390/index sh/index sparc/index diff --git a/Documentation/powerpc/associativity.rst b/Documentation/arch/powerpc/associativity.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/associativity.rst rename to Documentation/arch/powerpc/associativity.rst diff --git a/Documentation/powerpc/booting.rst b/Documentation/arch/powerpc/booting.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/booting.rst rename to Documentation/arch/powerpc/booting.rst diff --git a/Documentation/powerpc/bootwrapper.rst b/Documentation/arch/powerpc/bootwrapper.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/bootwrapper.rst rename to Documentation/arch/powerpc/bootwrapper.rst diff --git a/Documentation/powerpc/cpu_families.rst b/Documentation/arch/powerpc/cpu_families.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/cpu_families.rst rename to Documentation/arch/powerpc/cpu_families.rst diff --git a/Documentation/powerpc/cpu_features.rst b/Documentation/arch/powerpc/cpu_features.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/cpu_features.rst rename to Documentation/arch/powerpc/cpu_features.rst diff --git a/Documentation/powerpc/cxl.rst b/Documentation/arch/powerpc/cxl.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/cxl.rst rename to Documentation/arch/powerpc/cxl.rst diff --git a/Documentation/powerpc/cxlflash.rst b/Documentation/arch/powerpc/cxlflash.rst similarity index 99% rename from Documentation/powerpc/cxlflash.rst rename to Documentation/arch/powerpc/cxlflash.rst index cea67931b3b9..e8f488acfa41 100644 --- a/Documentation/powerpc/cxlflash.rst +++ b/Documentation/arch/powerpc/cxlflash.rst @@ -32,7 +32,7 @@ Introduction responsible for the initialization of the adapter, setting up the special path for user space access, and performing error recovery. It communicates directly the Flash Accelerator Functional Unit (AFU) - as described in Documentation/powerpc/cxl.rst. + as described in Documentation/arch/powerpc/cxl.rst. The cxlflash driver supports two, mutually exclusive, modes of operation at the device (LUN) level: diff --git a/Documentation/powerpc/dawr-power9.rst b/Documentation/arch/powerpc/dawr-power9.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/dawr-power9.rst rename to Documentation/arch/powerpc/dawr-power9.rst diff --git a/Documentation/powerpc/dexcr.rst b/Documentation/arch/powerpc/dexcr.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/dexcr.rst rename to Documentation/arch/powerpc/dexcr.rst diff --git a/Documentation/powerpc/dscr.rst b/Documentation/arch/powerpc/dscr.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/dscr.rst rename to Documentation/arch/powerpc/dscr.rst diff --git a/Documentation/powerpc/eeh-pci-error-recovery.rst b/Documentation/arch/powerpc/eeh-pci-error-recovery.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/eeh-pci-error-recovery.rst rename to Documentation/arch/powerpc/eeh-pci-error-recovery.rst diff --git a/Documentation/powerpc/elf_hwcaps.rst b/Documentation/arch/powerpc/elf_hwcaps.rst similarity index 97% rename from Documentation/powerpc/elf_hwcaps.rst rename to Documentation/arch/powerpc/elf_hwcaps.rst index 3366e5b18e67..4c896cf077c2 100644 --- a/Documentation/powerpc/elf_hwcaps.rst +++ b/Documentation/arch/powerpc/elf_hwcaps.rst @@ -202,7 +202,7 @@ PPC_FEATURE2_VEC_CRYPTO PPC_FEATURE2_HTM_NOSC System calls fail if called in a transactional state, see - Documentation/powerpc/syscall64-abi.rst + Documentation/arch/powerpc/syscall64-abi.rst PPC_FEATURE2_ARCH_3_00 The processor supports the v3.0B / v3.0C userlevel architecture. Processors @@ -217,11 +217,11 @@ PPC_FEATURE2_DARN PPC_FEATURE2_SCV The scv 0 instruction may be used for system calls, see - Documentation/powerpc/syscall64-abi.rst. + Documentation/arch/powerpc/syscall64-abi.rst. PPC_FEATURE2_HTM_NO_SUSPEND A limited Transactional Memory facility that does not support suspend is - available, see Documentation/powerpc/transactional_memory.rst. + available, see Documentation/arch/powerpc/transactional_memory.rst. PPC_FEATURE2_ARCH_3_1 The processor supports the v3.1 userlevel architecture. Processors diff --git a/Documentation/powerpc/elfnote.rst b/Documentation/arch/powerpc/elfnote.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/elfnote.rst rename to Documentation/arch/powerpc/elfnote.rst diff --git a/Documentation/powerpc/features.rst b/Documentation/arch/powerpc/features.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/features.rst rename to Documentation/arch/powerpc/features.rst diff --git a/Documentation/powerpc/firmware-assisted-dump.rst b/Documentation/arch/powerpc/firmware-assisted-dump.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/firmware-assisted-dump.rst rename to Documentation/arch/powerpc/firmware-assisted-dump.rst diff --git a/Documentation/powerpc/hvcs.rst b/Documentation/arch/powerpc/hvcs.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/hvcs.rst rename to Documentation/arch/powerpc/hvcs.rst diff --git a/Documentation/powerpc/imc.rst b/Documentation/arch/powerpc/imc.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/imc.rst rename to Documentation/arch/powerpc/imc.rst diff --git a/Documentation/powerpc/index.rst b/Documentation/arch/powerpc/index.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/index.rst rename to Documentation/arch/powerpc/index.rst diff --git a/Documentation/powerpc/isa-versions.rst b/Documentation/arch/powerpc/isa-versions.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/isa-versions.rst rename to Documentation/arch/powerpc/isa-versions.rst diff --git a/Documentation/powerpc/kasan.txt b/Documentation/arch/powerpc/kasan.txt similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/kasan.txt rename to Documentation/arch/powerpc/kasan.txt diff --git a/Documentation/powerpc/kaslr-booke32.rst b/Documentation/arch/powerpc/kaslr-booke32.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/kaslr-booke32.rst rename to Documentation/arch/powerpc/kaslr-booke32.rst diff --git a/Documentation/powerpc/mpc52xx.rst b/Documentation/arch/powerpc/mpc52xx.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/mpc52xx.rst rename to Documentation/arch/powerpc/mpc52xx.rst diff --git a/Documentation/powerpc/papr_hcalls.rst b/Documentation/arch/powerpc/papr_hcalls.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/papr_hcalls.rst rename to Documentation/arch/powerpc/papr_hcalls.rst diff --git a/Documentation/powerpc/pci_iov_resource_on_powernv.rst b/Documentation/arch/powerpc/pci_iov_resource_on_powernv.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/pci_iov_resource_on_powernv.rst rename to Documentation/arch/powerpc/pci_iov_resource_on_powernv.rst diff --git a/Documentation/powerpc/pmu-ebb.rst b/Documentation/arch/powerpc/pmu-ebb.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/pmu-ebb.rst rename to Documentation/arch/powerpc/pmu-ebb.rst diff --git a/Documentation/powerpc/ptrace.rst b/Documentation/arch/powerpc/ptrace.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/ptrace.rst rename to Documentation/arch/powerpc/ptrace.rst diff --git a/Documentation/powerpc/qe_firmware.rst b/Documentation/arch/powerpc/qe_firmware.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/qe_firmware.rst rename to Documentation/arch/powerpc/qe_firmware.rst diff --git a/Documentation/powerpc/syscall64-abi.rst b/Documentation/arch/powerpc/syscall64-abi.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/syscall64-abi.rst rename to Documentation/arch/powerpc/syscall64-abi.rst diff --git a/Documentation/powerpc/transactional_memory.rst b/Documentation/arch/powerpc/transactional_memory.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/transactional_memory.rst rename to Documentation/arch/powerpc/transactional_memory.rst diff --git a/Documentation/powerpc/ultravisor.rst b/Documentation/arch/powerpc/ultravisor.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/ultravisor.rst rename to Documentation/arch/powerpc/ultravisor.rst diff --git a/Documentation/powerpc/vas-api.rst b/Documentation/arch/powerpc/vas-api.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/vas-api.rst rename to Documentation/arch/powerpc/vas-api.rst diff --git a/Documentation/powerpc/vcpudispatch_stats.rst b/Documentation/arch/powerpc/vcpudispatch_stats.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/vcpudispatch_stats.rst rename to Documentation/arch/powerpc/vcpudispatch_stats.rst diff --git a/Documentation/powerpc/vmemmap_dedup.rst b/Documentation/arch/powerpc/vmemmap_dedup.rst similarity index 100% rename from Documentation/powerpc/vmemmap_dedup.rst rename to Documentation/arch/powerpc/vmemmap_dedup.rst diff --git a/Documentation/riscv/acpi.rst b/Documentation/arch/riscv/acpi.rst similarity index 100% rename from Documentation/riscv/acpi.rst rename to Documentation/arch/riscv/acpi.rst diff --git a/Documentation/riscv/boot-image-header.rst b/Documentation/arch/riscv/boot-image-header.rst similarity index 100% rename from Documentation/riscv/boot-image-header.rst rename to Documentation/arch/riscv/boot-image-header.rst diff --git a/Documentation/riscv/boot.rst b/Documentation/arch/riscv/boot.rst similarity index 100% rename from Documentation/riscv/boot.rst rename to Documentation/arch/riscv/boot.rst diff --git a/Documentation/riscv/features.rst b/Documentation/arch/riscv/features.rst similarity index 100% rename from Documentation/riscv/features.rst rename to Documentation/arch/riscv/features.rst diff --git a/Documentation/riscv/hwprobe.rst b/Documentation/arch/riscv/hwprobe.rst similarity index 100% rename from Documentation/riscv/hwprobe.rst rename to Documentation/arch/riscv/hwprobe.rst diff --git a/Documentation/riscv/index.rst b/Documentation/arch/riscv/index.rst similarity index 100% rename from Documentation/riscv/index.rst rename to Documentation/arch/riscv/index.rst diff --git a/Documentation/riscv/patch-acceptance.rst b/Documentation/arch/riscv/patch-acceptance.rst similarity index 100% rename from Documentation/riscv/patch-acceptance.rst rename to Documentation/arch/riscv/patch-acceptance.rst diff --git a/Documentation/riscv/uabi.rst b/Documentation/arch/riscv/uabi.rst similarity index 100% rename from Documentation/riscv/uabi.rst rename to Documentation/arch/riscv/uabi.rst diff --git a/Documentation/riscv/vector.rst b/Documentation/arch/riscv/vector.rst similarity index 100% rename from Documentation/riscv/vector.rst rename to Documentation/arch/riscv/vector.rst diff --git a/Documentation/riscv/vm-layout.rst b/Documentation/arch/riscv/vm-layout.rst similarity index 100% rename from Documentation/riscv/vm-layout.rst rename to Documentation/arch/riscv/vm-layout.rst diff --git a/Documentation/block/blk-mq.rst b/Documentation/block/blk-mq.rst index 31f52f326971..fc06761b6ea9 100644 --- a/Documentation/block/blk-mq.rst +++ b/Documentation/block/blk-mq.rst @@ -56,7 +56,7 @@ sent to the software queue. Then, after the requests are processed by software queues, they will be placed at the hardware queue, a second stage queue where the hardware has direct access to process those requests. However, if the hardware does not have enough -resources to accept more requests, blk-mq will places requests on a temporary +resources to accept more requests, blk-mq will place requests on a temporary queue, to be sent in the future, when the hardware is able. Software staging queues diff --git a/Documentation/doc-guide/contributing.rst b/Documentation/doc-guide/contributing.rst index d4793826ad9a..662c7a840cd5 100644 --- a/Documentation/doc-guide/contributing.rst +++ b/Documentation/doc-guide/contributing.rst @@ -138,6 +138,10 @@ times, but it's highly important. If we can actually eliminate warnings from the documentation build, then we can start expecting developers to avoid adding new ones. +In addition to warnings from the regular documentation build, you can also +run ``make refcheckdocs`` to find references to nonexistent documentation +files. + Languishing kerneldoc comments ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ diff --git a/Documentation/driver-api/driver-model/devres.rst b/Documentation/driver-api/driver-model/devres.rst index 8be086b3f829..c5f99d834ec5 100644 --- a/Documentation/driver-api/driver-model/devres.rst +++ b/Documentation/driver-api/driver-model/devres.rst @@ -322,10 +322,8 @@ IOMAP devm_platform_ioremap_resource_byname() devm_platform_get_and_ioremap_resource() devm_iounmap() - pcim_iomap() - pcim_iomap_regions() : do request_region() and iomap() on multiple BARs - pcim_iomap_table() : array of mapped addresses indexed by BAR - pcim_iounmap() + + Note: For the PCI devices the specific pcim_*() functions may be used, see below. IRQ devm_free_irq() @@ -392,8 +390,16 @@ PCI devm_pci_alloc_host_bridge() : managed PCI host bridge allocation devm_pci_remap_cfgspace() : ioremap PCI configuration space devm_pci_remap_cfg_resource() : ioremap PCI configuration space resource + pcim_enable_device() : after success, all PCI ops become managed + pcim_iomap() : do iomap() on a single BAR + pcim_iomap_regions() : do request_region() and iomap() on multiple BARs + pcim_iomap_regions_request_all() : do request_region() on all and iomap() on multiple BARs + pcim_iomap_table() : array of mapped addresses indexed by BAR + pcim_iounmap() : do iounmap() on a single BAR + pcim_iounmap_regions() : do iounmap() and release_region() on multiple BARs pcim_pin_device() : keep PCI device enabled after release + pcim_set_mwi() : enable Memory-Write-Invalidate PCI transaction PHY devm_usb_get_phy() diff --git a/Documentation/driver-api/pps.rst b/Documentation/driver-api/pps.rst index 2d6b99766ee8..78dded03e5d8 100644 --- a/Documentation/driver-api/pps.rst +++ b/Documentation/driver-api/pps.rst @@ -200,11 +200,17 @@ Generators Sometimes one needs to be able not only to catch PPS signals but to produce them also. For example, running a distributed simulation, which requires -computers' clock to be synchronized very tightly. One way to do this is to -invent some complicated hardware solutions but it may be neither necessary -nor affordable. The cheap way is to load a PPS generator on one of the -computers (master) and PPS clients on others (slaves), and use very simple -cables to deliver signals using parallel ports, for example. +computers' clock to be synchronized very tightly. + + +Parallel port generator +------------------------ + +One way to do this is to invent some complicated hardware solutions but it +may be neither necessary nor affordable. The cheap way is to load a PPS +generator on one of the computers (master) and PPS clients on others +(slaves), and use very simple cables to deliver signals using parallel +ports, for example. Parallel port cable pinout:: diff --git a/Documentation/driver-api/pwm.rst b/Documentation/driver-api/pwm.rst index 3fdc95f7a1d1..bb264490a87a 100644 --- a/Documentation/driver-api/pwm.rst +++ b/Documentation/driver-api/pwm.rst @@ -111,13 +111,13 @@ channel that was exported. The following properties will then be available: duty_cycle The active time of the PWM signal (read/write). - Value is in nanoseconds and must be less than the period. + Value is in nanoseconds and must be less than or equal to the period. polarity Changes the polarity of the PWM signal (read/write). Writes to this property only work if the PWM chip supports changing - the polarity. The polarity can only be changed if the PWM is not - enabled. Value is the string "normal" or "inversed". + the polarity. + Value is the string "normal" or "inversed". enable Enable/disable the PWM signal (read/write). diff --git a/Documentation/filesystems/xfs-online-fsck-design.rst b/Documentation/filesystems/xfs-online-fsck-design.rst index 1625d1131093..a0678101a7d0 100644 --- a/Documentation/filesystems/xfs-online-fsck-design.rst +++ b/Documentation/filesystems/xfs-online-fsck-design.rst @@ -1585,7 +1585,7 @@ The transaction sequence looks like this: 2. The second transaction contains a physical update to the free space btrees of AG 3 to release the former BMBT block and a second physical update to the free space btrees of AG 7 to release the unmapped file space. - Observe that the the physical updates are resequenced in the correct order + Observe that the physical updates are resequenced in the correct order when possible. Attached to the transaction is a an extent free done (EFD) log item. The EFD contains a pointer to the EFI logged in transaction #1 so that log diff --git a/Documentation/maintainer/maintainer-entry-profile.rst b/Documentation/maintainer/maintainer-entry-profile.rst index 6b64072d4bf2..7ad4bfc2cc03 100644 --- a/Documentation/maintainer/maintainer-entry-profile.rst +++ b/Documentation/maintainer/maintainer-entry-profile.rst @@ -101,7 +101,7 @@ to do something different in the near future. ../doc-guide/maintainer-profile ../nvdimm/maintainer-entry-profile - ../riscv/patch-acceptance + ../arch/riscv/patch-acceptance ../driver-api/media/maintainer-entry-profile ../driver-api/vfio-pci-device-specific-driver-acceptance ../nvme/feature-and-quirk-policy diff --git a/Documentation/mm/overcommit-accounting.rst b/Documentation/mm/overcommit-accounting.rst index a4895d6fc1c2..e2263477f6d5 100644 --- a/Documentation/mm/overcommit-accounting.rst +++ b/Documentation/mm/overcommit-accounting.rst @@ -8,8 +8,7 @@ The Linux kernel supports the following overcommit handling modes Heuristic overcommit handling. Obvious overcommits of address space are refused. Used for a typical system. It ensures a seriously wild allocation fails while allowing overcommit to - reduce swap usage. root is allowed to allocate slightly more - memory in this mode. This is the default. + reduce swap usage. This is the default. 1 Always overcommit. Appropriate for some scientific diff --git a/Documentation/mm/page_tables.rst b/Documentation/mm/page_tables.rst index 7840c1891751..be47b192a596 100644 --- a/Documentation/mm/page_tables.rst +++ b/Documentation/mm/page_tables.rst @@ -152,3 +152,130 @@ Page table handling code that wishes to be architecture-neutral, such as the virtual memory manager, will need to be written so that it traverses all of the currently five levels. This style should also be preferred for architecture-specific code, so as to be robust to future changes. + + +MMU, TLB, and Page Faults +========================= + +The `Memory Management Unit (MMU)` is a hardware component that handles virtual +to physical address translations. It may use relatively small caches in hardware +called `Translation Lookaside Buffers (TLBs)` and `Page Walk Caches` to speed up +these translations. + +When CPU accesses a memory location, it provides a virtual address to the MMU, +which checks if there is the existing translation in the TLB or in the Page +Walk Caches (on architectures that support them). If no translation is found, +MMU uses the page walks to determine the physical address and create the map. + +The dirty bit for a page is set (i.e., turned on) when the page is written to. +Each page of memory has associated permission and dirty bits. The latter +indicate that the page has been modified since it was loaded into memory. + +If nothing prevents it, eventually the physical memory can be accessed and the +requested operation on the physical frame is performed. + +There are several reasons why the MMU can't find certain translations. It could +happen because the CPU is trying to access memory that the current task is not +permitted to, or because the data is not present into physical memory. + +When these conditions happen, the MMU triggers page faults, which are types of +exceptions that signal the CPU to pause the current execution and run a special +function to handle the mentioned exceptions. + +There are common and expected causes of page faults. These are triggered by +process management optimization techniques called "Lazy Allocation" and +"Copy-on-Write". Page faults may also happen when frames have been swapped out +to persistent storage (swap partition or file) and evicted from their physical +locations. + +These techniques improve memory efficiency, reduce latency, and minimize space +occupation. This document won't go deeper into the details of "Lazy Allocation" +and "Copy-on-Write" because these subjects are out of scope as they belong to +Process Address Management. + +Swapping differentiates itself from the other mentioned techniques because it's +undesirable since it's performed as a means to reduce memory under heavy +pressure. + +Swapping can't work for memory mapped by kernel logical addresses. These are a +subset of the kernel virtual space that directly maps a contiguous range of +physical memory. Given any logical address, its physical address is determined +with simple arithmetic on an offset. Accesses to logical addresses are fast +because they avoid the need for complex page table lookups at the expenses of +frames not being evictable and pageable out. + +If the kernel fails to make room for the data that must be present in the +physical frames, the kernel invokes the out-of-memory (OOM) killer to make room +by terminating lower priority processes until pressure reduces under a safe +threshold. + +Additionally, page faults may be also caused by code bugs or by maliciously +crafted addresses that the CPU is instructed to access. A thread of a process +could use instructions to address (non-shared) memory which does not belong to +its own address space, or could try to execute an instruction that want to write +to a read-only location. + +If the above-mentioned conditions happen in user-space, the kernel sends a +`Segmentation Fault` (SIGSEGV) signal to the current thread. That signal usually +causes the termination of the thread and of the process it belongs to. + +This document is going to simplify and show an high altitude view of how the +Linux kernel handles these page faults, creates tables and tables' entries, +check if memory is present and, if not, requests to load data from persistent +storage or from other devices, and updates the MMU and its caches. + +The first steps are architecture dependent. Most architectures jump to +`do_page_fault()`, whereas the x86 interrupt handler is defined by the +`DEFINE_IDTENTRY_RAW_ERRORCODE()` macro which calls `handle_page_fault()`. + +Whatever the routes, all architectures end up to the invocation of +`handle_mm_fault()` which, in turn, (likely) ends up calling +`__handle_mm_fault()` to carry out the actual work of allocating the page +tables. + +The unfortunate case of not being able to call `__handle_mm_fault()` means +that the virtual address is pointing to areas of physical memory which are not +permitted to be accessed (at least from the current context). This +condition resolves to the kernel sending the above-mentioned SIGSEGV signal +to the process and leads to the consequences already explained. + +`__handle_mm_fault()` carries out its work by calling several functions to +find the entry's offsets of the upper layers of the page tables and allocate +the tables that it may need. + +The functions that look for the offset have names like `*_offset()`, where the +"*" is for pgd, p4d, pud, pmd, pte; instead the functions to allocate the +corresponding tables, layer by layer, are called `*_alloc`, using the +above-mentioned convention to name them after the corresponding types of tables +in the hierarchy. + +The page table walk may end at one of the middle or upper layers (PMD, PUD). + +Linux supports larger page sizes than the usual 4KB (i.e., the so called +`huge pages`). When using these kinds of larger pages, higher level pages can +directly map them, with no need to use lower level page entries (PTE). Huge +pages contain large contiguous physical regions that usually span from 2MB to +1GB. They are respectively mapped by the PMD and PUD page entries. + +The huge pages bring with them several benefits like reduced TLB pressure, +reduced page table overhead, memory allocation efficiency, and performance +improvement for certain workloads. However, these benefits come with +trade-offs, like wasted memory and allocation challenges. + +At the very end of the walk with allocations, if it didn't return errors, +`__handle_mm_fault()` finally calls `handle_pte_fault()`, which via `do_fault()` +performs one of `do_read_fault()`, `do_cow_fault()`, `do_shared_fault()`. +"read", "cow", "shared" give hints about the reasons and the kind of fault it's +handling. + +The actual implementation of the workflow is very complex. Its design allows +Linux to handle page faults in a way that is tailored to the specific +characteristics of each architecture, while still sharing a common overall +structure. + +To conclude this high altitude view of how Linux handles page faults, let's +add that the page faults handler can be disabled and enabled respectively with +`pagefault_disable()` and `pagefault_enable()`. + +Several code path make use of the latter two functions because they need to +disable traps into the page faults handler, mostly to prevent deadlocks. diff --git a/Documentation/mm/vmemmap_dedup.rst b/Documentation/mm/vmemmap_dedup.rst index 59891f72420e..593ede6d314b 100644 --- a/Documentation/mm/vmemmap_dedup.rst +++ b/Documentation/mm/vmemmap_dedup.rst @@ -211,7 +211,7 @@ the device (altmap). The following page sizes are supported in DAX: PAGE_SIZE (4K on x86_64), PMD_SIZE (2M on x86_64) and PUD_SIZE (1G on x86_64). -For powerpc equivalent details see Documentation/powerpc/vmemmap_dedup.rst +For powerpc equivalent details see Documentation/arch/powerpc/vmemmap_dedup.rst The differences with HugeTLB are relatively minor. diff --git a/Documentation/process/backporting.rst b/Documentation/process/backporting.rst new file mode 100644 index 000000000000..e1a6ea0a1e8a --- /dev/null +++ b/Documentation/process/backporting.rst @@ -0,0 +1,604 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + +=================================== +Backporting and conflict resolution +=================================== + +:Author: Vegard Nossum + +.. contents:: + :local: + :depth: 3 + :backlinks: none + +Introduction +============ + +Some developers may never really have to deal with backporting patches, +merging branches, or resolving conflicts in their day-to-day work, so +when a merge conflict does pop up, it can be daunting. Luckily, +resolving conflicts is a skill like any other, and there are many useful +techniques you can use to make the process smoother and increase your +confidence in the result. + +This document aims to be a comprehensive, step-by-step guide to +backporting and conflict resolution. + +Applying the patch to a tree +============================ + +Sometimes the patch you are backporting already exists as a git commit, +in which case you just cherry-pick it directly using +``git cherry-pick``. However, if the patch comes from an email, as it +often does for the Linux kernel, you will need to apply it to a tree +using ``git am``. + +If you've ever used ``git am``, you probably already know that it is +quite picky about the patch applying perfectly to your source tree. In +fact, you've probably had nightmares about ``.rej`` files and trying to +edit the patch to make it apply. + +It is strongly recommended to instead find an appropriate base version +where the patch applies cleanly and *then* cherry-pick it over to your +destination tree, as this will make git output conflict markers and let +you resolve conflicts with the help of git and any other conflict +resolution tools you might prefer to use. For example, if you want to +apply a patch that just arrived on LKML to an older stable kernel, you +can apply it to the most recent mainline kernel and then cherry-pick it +to your older stable branch. + +It's generally better to use the exact same base as the one the patch +was generated from, but it doesn't really matter that much as long as it +applies cleanly and isn't too far from the original base. The only +problem with applying the patch to the "wrong" base is that it may pull +in more unrelated changes in the context of the diff when cherry-picking +it to the older branch. + +A good reason to prefer ``git cherry-pick`` over ``git am`` is that git +knows the precise history of an existing commit, so it will know when +code has moved around and changed the line numbers; this in turn makes +it less likely to apply the patch to the wrong place (which can result +in silent mistakes or messy conflicts). + +If you are using `b4`_. and you are applying the patch directly from an +email, you can use ``b4 am`` with the options ``-g``/``--guess-base`` +and ``-3``/``--prep-3way`` to do some of this automatically (see the +`b4 presentation`_ for more information). However, the rest of this +article will assume that you are doing a plain ``git cherry-pick``. + +.. _b4: https://people.kernel.org/monsieuricon/introducing-b4-and-patch-attestation +.. _b4 presentation: https://youtu.be/mF10hgVIx9o?t=2996 + +Once you have the patch in git, you can go ahead and cherry-pick it into +your source tree. Don't forget to cherry-pick with ``-x`` if you want a +written record of where the patch came from! + +Note that if you are submiting a patch for stable, the format is +slightly different; the first line after the subject line needs tobe +either:: + + commit upstream + +or:: + + [ Upstream commit ] + +Resolving conflicts +=================== + +Uh-oh; the cherry-pick failed with a vaguely threatening message:: + + CONFLICT (content): Merge conflict + +What to do now? + +In general, conflicts appear when the context of the patch (i.e., the +lines being changed and/or the lines surrounding the changes) doesn't +match what's in the tree you are trying to apply the patch *to*. + +For backports, what likely happened was that the branch you are +backporting from contains patches not in the branch you are backporting +to. However, the reverse is also possible. In any case, the result is a +conflict that needs to be resolved. + +If your attempted cherry-pick fails with a conflict, git automatically +edits the files to include so-called conflict markers showing you where +the conflict is and how the two branches have diverged. Resolving the +conflict typically means editing the end result in such a way that it +takes into account these other commits. + +Resolving the conflict can be done either by hand in a regular text +editor or using a dedicated conflict resolution tool. + +Many people prefer to use their regular text editor and edit the +conflict directly, as it may be easier to understand what you're doing +and to control the final result. There are definitely pros and cons to +each method, and sometimes there's value in using both. + +We will not cover using dedicated merge tools here beyond providing some +pointers to various tools that you could use: + +- `Emacs Ediff mode `__ +- `vimdiff/gvimdiff `__ +- `KDiff3 `__ +- `TortoiseMerge `__ +- `Meld `__ +- `P4Merge `__ +- `Beyond Compare `__ +- `IntelliJ `__ +- `VSCode `__ + +To configure git to work with these, see ``git mergetool --help`` or +the official `git-mergetool documentation`_. + +.. _git-mergetool documentation: https://git-scm.com/docs/git-mergetool + +Prerequisite patches +-------------------- + +Most conflicts happen because the branch you are backporting to is +missing some patches compared to the branch you are backporting *from*. +In the more general case (such as merging two independent branches), +development could have happened on either branch, or the branches have +simply diverged -- perhaps your older branch had some other backports +applied to it that themselves needed conflict resolutions, causing a +divergence. + +It's important to always identify the commit or commits that caused the +conflict, as otherwise you cannot be confident in the correctness of +your resolution. As an added bonus, especially if the patch is in an +area you're not that famliar with, the changelogs of these commits will +often give you the context to understand the code and potential problems +or pitfalls with your conflict resolution. + +git log +~~~~~~~ + +A good first step is to look at ``git log`` for the file that has the +conflict -- this is usually sufficient when there aren't a lot of +patches to the file, but may get confusing if the file is big and +frequently patched. You should run ``git log`` on the range of commits +between your currently checked-out branch (``HEAD``) and the parent of +the patch you are picking (````), i.e.:: + + git log HEAD..^ -- + +Even better, if you want to restrict this output to a single function +(because that's where the conflict appears), you can use the following +syntax:: + + git log -L:'\': HEAD..^ + +.. note:: + The ``\<`` and ``\>`` around the function name ensure that the + matches are anchored on a word boundary. This is important, as this + part is actually a regex and git only follows the first match, so + if you use ``-L:thread_stack:kernel/fork.c`` it may only give you + results for the function ``try_release_thread_stack_to_cache`` even + though there are many other functions in that file containing the + string ``thread_stack`` in their names. + +Another useful option for ``git log`` is ``-G``, which allows you to +filter on certain strings appearing in the diffs of the commits you are +listing:: + + git log -G'regex' HEAD..^ -- + +This can also be a handy way to quickly find when something (e.g. a +function call or a variable) was changed, added, or removed. The search +string is a regular expression, which means you can potentially search +for more specific things like assignments to a specific struct member:: + + git log -G'\->index\>.*=' + +git blame +~~~~~~~~~ + +Another way to find prerequisite commits (albeit only the most recent +one for a given conflict) is to run ``git blame``. In this case, you +need to run it against the parent commit of the patch you are +cherry-picking and the file where the conflict appared, i.e.:: + + git blame ^ -- + +This command also accepts the ``-L`` argument (for restricting the +output to a single function), but in this case you specify the filename +at the end of the command as usual:: + + git blame -L:'\' ^ -- + +Navigate to the place where the conflict occurred. The first column of +the blame output is the commit ID of the patch that added a given line +of code. + +It might be a good idea to ``git show`` these commits and see if they +look like they might be the source of the conflict. Sometimes there will +be more than one of these commits, either because multiple commits +changed different lines of the same conflict area *or* because multiple +subsequent patches changed the same line (or lines) multiple times. In +the latter case, you may have to run ``git blame`` again and specify the +older version of the file to look at in order to dig further back in +the history of the file. + +Prerequisite vs. incidental patches +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +Having found the patch that caused the conflict, you need to determine +whether it is a prerequisite for the patch you are backporting or +whether it is just incidental and can be skipped. An incidental patch +would be one that touches the same code as the patch you are +backporting, but does not change the semantics of the code in any +material way. For example, a whitespace cleanup patch is completely +incidental -- likewise, a patch that simply renames a function or a +variable would be incidental as well. On the other hand, if the function +being changed does not even exist in your current branch then this would +not be incidental at all and you need to carefully consider whether the +patch adding the function should be cherry-picked first. + +If you find that there is a necessary prerequisite patch, then you need +to stop and cherry-pick that instead. If you've already resolved some +conflicts in a different file and don't want to do it again, you can +create a temporary copy of that file. + +To abort the current cherry-pick, go ahead and run +``git cherry-pick --abort``, then restart the cherry-picking process +with the commit ID of the prerequisite patch instead. + +Understanding conflict markers +------------------------------ + +Combined diffs +~~~~~~~~~~~~~~ + +Let's say you've decided against picking (or reverting) additional +patches and you just want to resolve the conflict. Git will have +inserted conflict markers into your file. Out of the box, this will look +something like:: + + <<<<<<< HEAD + this is what's in your current tree before cherry-picking + ======= + this is what the patch wants it to be after cherry-picking + >>>>>>> ... title + +This is what you would see if you opened the file in your editor. +However, if you were to run ``git diff`` without any arguments, the +output would look something like this:: + + $ git diff + [...] + ++<<<<<<<< HEAD + +this is what's in your current tree before cherry-picking + ++======== + + this is what the patch wants it to be after cherry-picking + ++>>>>>>>> ... title + +When you are resolving a conflict, the behavior of ``git diff`` differs +from its normal behavior. Notice the two columns of diff markers +instead of the usual one; this is a so-called "`combined diff`_", here +showing the 3-way diff (or diff-of-diffs) between + +#. the current branch (before cherry-picking) and the current working + directory, and +#. the current branch (before cherry-picking) and the file as it looks + after the original patch has been applied. + +.. _combined diff: https://git-scm.com/docs/diff-format#_combined_diff_format + + +Better diffs +~~~~~~~~~~~~ + +3-way combined diffs include all the other changes that happened to the +file between your current branch and the branch you are cherry-picking +from. While this is useful for spotting other changes that you need to +take into account, this also makes the output of ``git diff`` somewhat +intimidating and difficult to read. You may instead prefer to run +``git diff HEAD`` (or ``git diff --ours``) which shows only the diff +between the current branch before cherry-picking and the current working +directory. It looks like this:: + + $ git diff HEAD + [...] + +<<<<<<<< HEAD + this is what's in your current tree before cherry-picking + +======== + +this is what the patch wants it to be after cherry-picking + +>>>>>>>> ... title + +As you can see, this reads just like any other diff and makes it clear +which lines are in the current branch and which lines are being added +because they are part of the merge conflict or the patch being +cherry-picked. + +Merge styles and diff3 +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +The default conflict marker style shown above is known as the ``merge`` +style. There is also another style available, known as the ``diff3`` +style, which looks like this:: + + <<<<<<< HEAD + this is what is in your current tree before cherry-picking + ||||||| parent of (title) + this is what the patch expected to find there + ======= + this is what the patch wants it to be after being applied + >>>>>>> (title) + +As you can see, this has 3 parts instead of 2, and includes what git +expected to find there but didn't. It is *highly recommended* to use +this conflict style as it makes it much clearer what the patch actually +changed; i.e., it allows you to compare the before-and-after versions +of the file for the commit you are cherry-picking. This allows you to +make better decisions about how to resolve the conflict. + +To change conflict marker styles, you can use the following command:: + + git config merge.conflictStyle diff3 + +There is a third option, ``zdiff3``, introduced in `Git 2.35`_, +which has the same 3 sections as ``diff3``, but where common lines have +been trimmed off, making the conflict area smaller in some cases. + +.. _Git 2.35: https://github.blog/2022-01-24-highlights-from-git-2-35/ + +Iterating on conflict resolutions +--------------------------------- + +The first step in any conflict resolution process is to understand the +patch you are backporting. For the Linux kernel this is especially +important, since an incorrect change can lead to the whole system +crashing -- or worse, an undetected security vulnerability. + +Understanding the patch can be easy or difficult depending on the patch +itself, the changelog, and your familiarity with the code being changed. +However, a good question for every change (or every hunk of the patch) +might be: "Why is this hunk in the patch?" The answers to these +questions will inform your conflict resolution. + +Resolution process +~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +Sometimes the easiest thing to do is to just remove all but the first +part of the conflict, leaving the file essentially unchanged, and apply +the changes by hand. Perhaps the patch is changing a function call +argument from ``0`` to ``1`` while a conflicting change added an +entirely new (and insignificant) parameter to the end of the parameter +list; in that case, it's easy enough to change the argument from ``0`` +to ``1`` by hand and leave the rest of the arguments alone. This +technique of manually applying changes is mostly useful if the conflict +pulled in a lot of unrelated context that you don't really need to care +about. + +For particularly nasty conflicts with many conflict markers, you can use +``git add`` or ``git add -i`` to selectively stage your resolutions to +get them out of the way; this also lets you use ``git diff HEAD`` to +always see what remains to be resolved or ``git diff --cached`` to see +what your patch looks like so far. + +Dealing with file renames +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +One of the most annoying things that can happen while backporting a +patch is discovering that one of the files being patched has been +renamed, as that typically means git won't even put in conflict markers, +but will just throw up its hands and say (paraphrased): "Unmerged path! +You do the work..." + +There are generally a few ways to deal with this. If the patch to the +renamed file is small, like a one-line change, the easiest thing is to +just go ahead and apply the change by hand and be done with it. On the +other hand, if the change is big or complicated, you definitely don't +want to do it by hand. + +As a first pass, you can try something like this, which will lower the +rename detection threshold to 30% (by default, git uses 50%, meaning +that two files need to have at least 50% in common for it to consider +an add-delete pair to be a potential rename):: + + git cherry-pick -strategy=recursive -Xrename-threshold=30 + +Sometimes the right thing to do will be to also backport the patch that +did the rename, but that's definitely not the most common case. Instead, +what you can do is to temporarily rename the file in the branch you're +backporting to (using ``git mv`` and committing the result), restart the +attempt to cherry-pick the patch, rename the file back (``git mv`` and +committing again), and finally squash the result using ``git rebase -i`` +(see the `rebase tutorial`_) so it appears as a single commit when you +are done. + +.. _rebase tutorial: https://medium.com/@slamflipstrom/a-beginners-guide-to-squashing-commits-with-git-rebase-8185cf6e62ec + +Gotchas +------- + +Function arguments +~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +Pay attention to changing function arguments! It's easy to gloss over +details and think that two lines are the same but actually they differ +in some small detail like which variable was passed as an argument +(especially if the two variables are both a single character that look +the same, like i and j). + +Error handling +~~~~~~~~~~~~~~ + +If you cherry-pick a patch that includes a ``goto`` statement (typically +for error handling), it is absolutely imperative to double check that +the target label is still correct in the branch you are backporting to. +The same goes for added ``return``, ``break``, and ``continue`` +statements. + +Error handling is typically located at the bottom of the function, so it +may not be part of the conflict even though could have been changed by +other patches. + +A good way to ensure that you review the error paths is to always use +``git diff -W`` and ``git show -W`` (AKA ``--function-context``) when +inspecting your changes. For C code, this will show you the whole +function that's being changed in a patch. One of the things that often +go wrong during backports is that something else in the function changed +on either of the branches that you're backporting from or to. By +including the whole function in the diff you get more context and can +more easily spot problems that might otherwise go unnoticed. + +Refactored code +~~~~~~~~~~~~~~~ + +Something that happens quite often is that code gets refactored by +"factoring out" a common code sequence or pattern into a helper +function. When backporting patches to an area where such a refactoring +has taken place, you effectively need to do the reverse when +backporting: a patch to a single location may need to be applied to +multiple locations in the backported version. (One giveaway for this +scenario is that a function was renamed -- but that's not always the +case.) + +To avoid incomplete backports, it's worth trying to figure out if the +patch fixes a bug that appears in more than one place. One way to do +this would be to use ``git grep``. (This is actually a good idea to do +in general, not just for backports.) If you do find that the same kind +of fix would apply to other places, it's also worth seeing if those +places exist upstream -- if they don't, it's likely the patch may need +to be adjusted. ``git log`` is your friend to figure out what happened +to these areas as ``git blame`` won't show you code that has been +removed. + +If you do find other instances of the same pattern in the upstream tree +and you're not sure whether it's also a bug, it may be worth asking the +patch author. It's not uncommon to find new bugs during backporting! + +Verifying the result +==================== + +colordiff +--------- + +Having committed a conflict-free new patch, you can now compare your +patch to the original patch. It is highly recommended that you use a +tool such as `colordiff`_ that can show two files side by side and color +them according to the changes between them:: + + colordiff -yw -W 200 <(git diff -W ^-) <(git diff -W HEAD^-) | less -SR + +.. _colordiff: https://www.colordiff.org/ + +Here, ``-y`` means to do a side-by-side comparison; ``-w`` ignores +whitespace, and ``-W 200`` sets the width of the output (as otherwise it +will use 130 by default, which is often a bit too little). + +The ``rev^-`` syntax is a handy shorthand for ``rev^..rev``, essentially +giving you just the diff for that single commit; also see +the official `git rev-parse documentation`_. + +.. _git rev-parse documentation: https://git-scm.com/docs/git-rev-parse#_other_rev_parent_shorthand_notations + +Again, note the inclusion of ``-W`` for ``git diff``; this ensures that +you will see the full function for any function that has changed. + +One incredibly important thing that colordiff does is to highlight lines +that are different. For example, if an error-handling ``goto`` has +changed labels between the original and backported patch, colordiff will +show these side-by-side but highlighted in a different color. Thus, it +is easy to see that the two ``goto`` statements are jumping to different +labels. Likewise, lines that were not modified by either patch but +differ in the context will also be highlighted and thus stand out during +a manual inspection. + +Of course, this is just a visual inspection; the real test is building +and running the patched kernel (or program). + +Build testing +------------- + +We won't cover runtime testing here, but it can be a good idea to build +just the files touched by the patch as a quick sanity check. For the +Linux kernel you can build single files like this, assuming you have the +``.config`` and build environment set up correctly:: + + make path/to/file.o + +Note that this won't discover linker errors, so you should still do a +full build after verifying that the single file compiles. By compiling +the single file first you can avoid having to wait for a full build *in +case* there are compiler errors in any of the files you've changed. + +Runtime testing +--------------- + +Even a successful build or boot test is not necessarily enough to rule +out a missing dependency somewhere. Even though the chances are small, +there could be code changes where two independent changes to the same +file result in no conflicts, no compile-time errors, and runtime errors +only in exceptional cases. + +One concrete example of this was a pair of patches to the system call +entry code where the first patch saved/restored a register and a later +patch made use of the same register somewhere in the middle of this +sequence. Since there was no overlap between the changes, one could +cherry-pick the second patch, have no conflicts, and believe that +everything was fine, when in fact the code was now scribbling over an +unsaved register. + +Although the vast majority of errors will be caught during compilation +or by superficially exercising the code, the only way to *really* verify +a backport is to review the final patch with the same level of scrutiny +as you would (or should) give to any other patch. Having unit tests and +regression tests or other types of automatic testing can help increase +the confidence in the correctness of a backport. + +Submitting backports to stable +============================== + +As the stable maintainers try to cherry-pick mainline fixes onto their +stable kernels, they may send out emails asking for backports when when +encountering conflicts, see e.g. +. +These emails typically include the exact steps you need to cherry-pick +the patch to the correct tree and submit the patch. + +One thing to make sure is that your changelog conforms to the expected +format:: + + + + [ Upstream commit ] + + + [ ] + Signed-off-by: + +The "Upstream commit" line is sometimes slightly different depending on +the stable version. Older version used this format:: + + commit upstream. + +It is most common to indicate the kernel version the patch applies to +in the email subject line (using e.g. +``git send-email --subject-prefix='PATCH 6.1.y'``), but you can also put +it in the Signed-off-by:-area or below the ``---`` line. + +The stable maintainers expect separate submissions for each active +stable version, and each submission should also be tested separately. + +A few final words of advice +=========================== + +1) Approach the backporting process with humility. +2) Understand the patch you are backporting; this means reading both + the changelog and the code. +3) Be honest about your confidence in the result when submitting the + patch. +4) Ask relevant maintainers for explicit acks. + +Examples +======== + +The above shows roughly the idealized process of backporting a patch. +For a more concrete example, see this video tutorial where two patches +are backported from mainline to stable: +`Backporting Linux Kernel Patches`_. + +.. _Backporting Linux Kernel Patches: https://youtu.be/sBR7R1V2FeA diff --git a/Documentation/process/index.rst b/Documentation/process/index.rst index b501cd977053..a1daa309b58d 100644 --- a/Documentation/process/index.rst +++ b/Documentation/process/index.rst @@ -66,12 +66,13 @@ lack of a better place. :maxdepth: 1 applying-patches + backporting adding-syscalls magic-number volatile-considered-harmful botching-up-ioctls clang-format - ../riscv/patch-acceptance + ../arch/riscv/patch-acceptance ../core-api/unaligned-memory-access .. only:: subproject and html diff --git a/Documentation/process/submitting-patches.rst b/Documentation/process/submitting-patches.rst index efac910e2659..86d346bcb8ef 100644 --- a/Documentation/process/submitting-patches.rst +++ b/Documentation/process/submitting-patches.rst @@ -327,6 +327,8 @@ politely and address the problems they have pointed out. When sending a next version, add a ``patch changelog`` to the cover letter or to individual patches explaining difference against previous submission (see :ref:`the_canonical_patch_format`). +Notify people that commented on your patch about new versions by adding them to +the patches CC list. See Documentation/process/email-clients.rst for recommendations on email clients and mailing list etiquette. @@ -366,10 +368,10 @@ busy people and may not get to your patch right away. Once upon a time, patches used to disappear into the void without comment, but the development process works more smoothly than that now. You should -receive comments within a week or so; if that does not happen, make sure -that you have sent your patches to the right place. Wait for a minimum of -one week before resubmitting or pinging reviewers - possibly longer during -busy times like merge windows. +receive comments within a few weeks (typically 2-3); if that does not +happen, make sure that you have sent your patches to the right place. +Wait for a minimum of one week before resubmitting or pinging reviewers +- possibly longer during busy times like merge windows. It's also ok to resend the patch or the patch series after a couple of weeks with the word "RESEND" added to the subject line:: diff --git a/Documentation/security/index.rst b/Documentation/security/index.rst index 6ed8d2fa6f9e..59f8fc106cb0 100644 --- a/Documentation/security/index.rst +++ b/Documentation/security/index.rst @@ -6,6 +6,7 @@ Security Documentation :maxdepth: 1 credentials + snp-tdx-threat-model IMA-templates keys/index lsm diff --git a/Documentation/security/snp-tdx-threat-model.rst b/Documentation/security/snp-tdx-threat-model.rst new file mode 100644 index 000000000000..ec66f2ed80c9 --- /dev/null +++ b/Documentation/security/snp-tdx-threat-model.rst @@ -0,0 +1,253 @@ +====================================================== +Confidential Computing in Linux for x86 virtualization +====================================================== + +.. contents:: :local: + +By: Elena Reshetova and Carlos Bilbao + +Motivation +========== + +Kernel developers working on confidential computing for virtualized +environments in x86 operate under a set of assumptions regarding the Linux +kernel threat model that differ from the traditional view. Historically, +the Linux threat model acknowledges attackers residing in userspace, as +well as a limited set of external attackers that are able to interact with +the kernel through various networking or limited HW-specific exposed +interfaces (USB, thunderbolt). The goal of this document is to explain +additional attack vectors that arise in the confidential computing space +and discuss the proposed protection mechanisms for the Linux kernel. + +Overview and terminology +======================== + +Confidential Computing (CoCo) is a broad term covering a wide range of +security technologies that aim to protect the confidentiality and integrity +of data in use (vs. data at rest or data in transit). At its core, CoCo +solutions provide a Trusted Execution Environment (TEE), where secure data +processing can be performed and, as a result, they are typically further +classified into different subtypes depending on the SW that is intended +to be run in TEE. This document focuses on a subclass of CoCo technologies +that are targeting virtualized environments and allow running Virtual +Machines (VM) inside TEE. From now on in this document will be referring +to this subclass of CoCo as 'Confidential Computing (CoCo) for the +virtualized environments (VE)'. + +CoCo, in the virtualization context, refers to a set of HW and/or SW +technologies that allow for stronger security guarantees for the SW running +inside a CoCo VM. Namely, confidential computing allows its users to +confirm the trustworthiness of all SW pieces to include in its reduced +Trusted Computing Base (TCB) given its ability to attest the state of these +trusted components. + +While the concrete implementation details differ between technologies, all +available mechanisms aim to provide increased confidentiality and +integrity for the VM's guest memory and execution state (vCPU registers), +more tightly controlled guest interrupt injection, as well as some +additional mechanisms to control guest-host page mapping. More details on +the x86-specific solutions can be found in +:doc:`Intel Trust Domain Extensions (TDX) ` and +`AMD Memory Encryption `_. + +The basic CoCo guest layout includes the host, guest, the interfaces that +communicate guest and host, a platform capable of supporting CoCo VMs, and +a trusted intermediary between the guest VM and the underlying platform +that acts as a security manager. The host-side virtual machine monitor +(VMM) typically consists of a subset of traditional VMM features and +is still in charge of the guest lifecycle, i.e. create or destroy a CoCo +VM, manage its access to system resources, etc. However, since it +typically stays out of CoCo VM TCB, its access is limited to preserve the +security objectives. + +In the following diagram, the "<--->" lines represent bi-directional +communication channels or interfaces between the CoCo security manager and +the rest of the components (data flow for guest, host, hardware) :: + + +-------------------+ +-----------------------+ + | CoCo guest VM |<---->| | + +-------------------+ | | + | Interfaces | | CoCo security manager | + +-------------------+ | | + | Host VMM |<---->| | + +-------------------+ | | + | | + +--------------------+ | | + | CoCo platform |<--->| | + +--------------------+ +-----------------------+ + +The specific details of the CoCo security manager vastly diverge between +technologies. For example, in some cases, it will be implemented in HW +while in others it may be pure SW. + +Existing Linux kernel threat model +================================== + +The overall components of the current Linux kernel threat model are:: + + +-----------------------+ +-------------------+ + | |<---->| Userspace | + | | +-------------------+ + | External attack | | Interfaces | + | vectors | +-------------------+ + | |<---->| Linux Kernel | + | | +-------------------+ + +-----------------------+ +-------------------+ + | Bootloader/BIOS | + +-------------------+ + +-------------------+ + | HW platform | + +-------------------+ + +There is also communication between the bootloader and the kernel during +the boot process, but this diagram does not represent it explicitly. The +"Interfaces" box represents the various interfaces that allow +communication between kernel and userspace. This includes system calls, +kernel APIs, device drivers, etc. + +The existing Linux kernel threat model typically assumes execution on a +trusted HW platform with all of the firmware and bootloaders included on +its TCB. The primary attacker resides in the userspace, and all of the data +coming from there is generally considered untrusted, unless userspace is +privileged enough to perform trusted actions. In addition, external +attackers are typically considered, including those with access to enabled +external networks (e.g. Ethernet, Wireless, Bluetooth), exposed hardware +interfaces (e.g. USB, Thunderbolt), and the ability to modify the contents +of disks offline. + +Regarding external attack vectors, it is interesting to note that in most +cases external attackers will try to exploit vulnerabilities in userspace +first, but that it is possible for an attacker to directly target the +kernel; particularly if the host has physical access. Examples of direct +kernel attacks include the vulnerabilities CVE-2019-19524, CVE-2022-0435 +and CVE-2020-24490. + +Confidential Computing threat model and its security objectives +=============================================================== + +Confidential Computing adds a new type of attacker to the above list: a +potentially misbehaving host (which can also include some part of a +traditional VMM or all of it), which is typically placed outside of the +CoCo VM TCB due to its large SW attack surface. It is important to note +that this doesn’t imply that the host or VMM are intentionally +malicious, but that there exists a security value in having a small CoCo +VM TCB. This new type of adversary may be viewed as a more powerful type +of external attacker, as it resides locally on the same physical machine +(in contrast to a remote network attacker) and has control over the guest +kernel communication with most of the HW:: + + +------------------------+ + | CoCo guest VM | + +-----------------------+ | +-------------------+ | + | |<--->| | Userspace | | + | | | +-------------------+ | + | External attack | | | Interfaces | | + | vectors | | +-------------------+ | + | |<--->| | Linux Kernel | | + | | | +-------------------+ | + +-----------------------+ | +-------------------+ | + | | Bootloader/BIOS | | + +-----------------------+ | +-------------------+ | + | |<--->+------------------------+ + | | | Interfaces | + | | +------------------------+ + | CoCo security |<--->| Host/Host-side VMM | + | manager | +------------------------+ + | | +------------------------+ + | |<--->| CoCo platform | + +-----------------------+ +------------------------+ + +While traditionally the host has unlimited access to guest data and can +leverage this access to attack the guest, the CoCo systems mitigate such +attacks by adding security features like guest data confidentiality and +integrity protection. This threat model assumes that those features are +available and intact. + +The **Linux kernel CoCo VM security objectives** can be summarized as follows: + +1. Preserve the confidentiality and integrity of CoCo guest's private +memory and registers. + +2. Prevent privileged escalation from a host into a CoCo guest Linux kernel. +While it is true that the host (and host-side VMM) requires some level of +privilege to create, destroy, or pause the guest, part of the goal of +preventing privileged escalation is to ensure that these operations do not +provide a pathway for attackers to gain access to the guest's kernel. + +The above security objectives result in two primary **Linux kernel CoCo +VM assets**: + +1. Guest kernel execution context. +2. Guest kernel private memory. + +The host retains full control over the CoCo guest resources, and can deny +access to them at any time. Examples of resources include CPU time, memory +that the guest can consume, network bandwidth, etc. Because of this, the +host Denial of Service (DoS) attacks against CoCo guests are beyond the +scope of this threat model. + +The **Linux CoCo VM attack surface** is any interface exposed from a CoCo +guest Linux kernel towards an untrusted host that is not covered by the +CoCo technology SW/HW protection. This includes any possible +side-channels, as well as transient execution side channels. Examples of +explicit (not side-channel) interfaces include accesses to port I/O, MMIO +and DMA interfaces, access to PCI configuration space, VMM-specific +hypercalls (towards Host-side VMM), access to shared memory pages, +interrupts allowed to be injected into the guest kernel by the host, as +well as CoCo technology-specific hypercalls, if present. Additionally, the +host in a CoCo system typically controls the process of creating a CoCo +guest: it has a method to load into a guest the firmware and bootloader +images, the kernel image together with the kernel command line. All of this +data should also be considered untrusted until its integrity and +authenticity is established via attestation. + +The table below shows a threat matrix for the CoCo guest Linux kernel but +does not discuss potential mitigation strategies. The matrix refers to +CoCo-specific versions of the guest, host and platform. + +.. list-table:: CoCo Linux guest kernel threat matrix + :widths: auto + :align: center + :header-rows: 1 + + * - Threat name + - Threat description + + * - Guest malicious configuration + - A misbehaving host modifies one of the following guest's + configuration: + + 1. Guest firmware or bootloader + + 2. Guest kernel or module binaries + + 3. Guest command line parameters + + This allows the host to break the integrity of the code running + inside a CoCo guest, and violates the CoCo security objectives. + + * - CoCo guest data attacks + - A misbehaving host retains full control of the CoCo guest's data + in-transit between the guest and the host-managed physical or + virtual devices. This allows any attack against confidentiality, + integrity or freshness of such data. + + * - Malformed runtime input + - A misbehaving host injects malformed input via any communication + interface used by the guest's kernel code. If the code is not + prepared to handle this input correctly, this can result in a host + --> guest kernel privilege escalation. This includes traditional + side-channel and/or transient execution attack vectors. + + * - Malicious runtime input + - A misbehaving host injects a specific input value via any + communication interface used by the guest's kernel code. The + difference with the previous attack vector (malformed runtime input) + is that this input is not malformed, but its value is crafted to + impact the guest's kernel security. Examples of such inputs include + providing a malicious time to the guest or the entropy to the guest + random number generator. Additionally, the timing of such events can + be an attack vector on its own, if it results in a particular guest + kernel action (i.e. processing of a host-injected interrupt). + resistant to supplied host input. + diff --git a/Documentation/sphinx/cdomain.py b/Documentation/sphinx/cdomain.py index a99716bf44b5..4eb150bf509c 100644 --- a/Documentation/sphinx/cdomain.py +++ b/Documentation/sphinx/cdomain.py @@ -93,7 +93,7 @@ def markup_ctype_refs(match): # RE_expr = re.compile(r':c:(expr|texpr):`([^\`]+)`') def markup_c_expr(match): - return '\ ``' + match.group(2) + '``\ ' + return '\\ ``' + match.group(2) + '``\\ ' # # Parse Sphinx 3.x C markups, replacing them by backward-compatible ones @@ -151,7 +151,7 @@ class CObject(Base_CObject): def handle_func_like_macro(self, sig, signode): u"""Handles signatures of function-like macros. - If the objtype is 'function' and the the signature ``sig`` is a + If the objtype is 'function' and the signature ``sig`` is a function-like macro, the name of the macro is returned. Otherwise ``False`` is returned. """ diff --git a/Documentation/sphinx/kernel_abi.py b/Documentation/sphinx/kernel_abi.py index b5feb5b1d905..49797c55479c 100644 --- a/Documentation/sphinx/kernel_abi.py +++ b/Documentation/sphinx/kernel_abi.py @@ -138,7 +138,7 @@ class KernelCmd(Directive): code_block += "\n " + l lines = code_block + "\n\n" - line_regex = re.compile("^\.\. LINENO (\S+)\#([0-9]+)$") + line_regex = re.compile(r"^\.\. LINENO (\S+)\#([0-9]+)$") ln = 0 n = 0 f = fname diff --git a/Documentation/sphinx/kernel_feat.py b/Documentation/sphinx/kernel_feat.py index 27b701ed3681..b5fa2f0542a5 100644 --- a/Documentation/sphinx/kernel_feat.py +++ b/Documentation/sphinx/kernel_feat.py @@ -104,7 +104,7 @@ class KernelFeat(Directive): lines = self.runCmd(cmd, shell=True, cwd=cwd, env=shell_env) - line_regex = re.compile("^\.\. FILE (\S+)$") + line_regex = re.compile(r"^\.\. FILE (\S+)$") out_lines = "" diff --git a/Documentation/sphinx/kerneldoc.py b/Documentation/sphinx/kerneldoc.py index 9395892c7ba3..7acf09963daa 100644 --- a/Documentation/sphinx/kerneldoc.py +++ b/Documentation/sphinx/kerneldoc.py @@ -130,7 +130,7 @@ class KernelDocDirective(Directive): result = ViewList() lineoffset = 0; - line_regex = re.compile("^\.\. LINENO ([0-9]+)$") + line_regex = re.compile(r"^\.\. LINENO ([0-9]+)$") for line in lines: match = line_regex.search(line) if match: @@ -138,7 +138,7 @@ class KernelDocDirective(Directive): lineoffset = int(match.group(1)) - 1 # we must eat our comments since the upset the markup else: - doc = env.srcdir + "/" + env.docname + ":" + str(self.lineno) + doc = str(env.srcdir) + "/" + env.docname + ":" + str(self.lineno) result.append(line, doc + ": " + filename, lineoffset) lineoffset += 1 diff --git a/Documentation/sphinx/kfigure.py b/Documentation/sphinx/kfigure.py index cefdbb7e7523..13e885bbd499 100644 --- a/Documentation/sphinx/kfigure.py +++ b/Documentation/sphinx/kfigure.py @@ -309,7 +309,7 @@ def convert_image(img_node, translator, src_fname=None): if dst_fname: # the builder needs not to copy one more time, so pop it if exists. translator.builder.images.pop(img_node['uri'], None) - _name = dst_fname[len(translator.builder.outdir) + 1:] + _name = dst_fname[len(str(translator.builder.outdir)) + 1:] if isNewer(dst_fname, src_fname): kernellog.verbose(app, diff --git a/Documentation/sphinx/maintainers_include.py b/Documentation/sphinx/maintainers_include.py index 328b3631a585..dcad0fff4723 100755 --- a/Documentation/sphinx/maintainers_include.py +++ b/Documentation/sphinx/maintainers_include.py @@ -77,7 +77,7 @@ class MaintainersInclude(Include): line = line.rstrip() # Linkify all non-wildcard refs to ReST files in Documentation/. - pat = '(Documentation/([^\s\?\*]*)\.rst)' + pat = r'(Documentation/([^\s\?\*]*)\.rst)' m = re.search(pat, line) if m: # maintainers.rst is in a subdirectory, so include "../". @@ -90,11 +90,11 @@ class MaintainersInclude(Include): output = "| %s" % (line.replace("\\", "\\\\")) # Look for and record field letter to field name mappings: # R: Designated *reviewer*: FullName - m = re.search("\s(\S):\s", line) + m = re.search(r"\s(\S):\s", line) if m: field_letter = m.group(1) if field_letter and not field_letter in fields: - m = re.search("\*([^\*]+)\*", line) + m = re.search(r"\*([^\*]+)\*", line) if m: fields[field_letter] = m.group(1) elif subsystems: @@ -112,7 +112,7 @@ class MaintainersInclude(Include): field_content = "" # Collapse whitespace in subsystem name. - heading = re.sub("\s+", " ", line) + heading = re.sub(r"\s+", " ", line) output = output + "%s\n%s" % (heading, "~" * len(heading)) field_prev = "" else: diff --git a/Documentation/subsystem-apis.rst b/Documentation/subsystem-apis.rst index 90a0535a932a..930dc23998a0 100644 --- a/Documentation/subsystem-apis.rst +++ b/Documentation/subsystem-apis.rst @@ -35,6 +35,7 @@ Human interfaces sound/index gpu/index fb/index + leds/index Networking interfaces --------------------- @@ -70,7 +71,6 @@ Storage interfaces fpga/index i2c/index iio/index - leds/index pcmcia/index spi/index w1/index diff --git a/Documentation/translations/it_IT/riscv/patch-acceptance.rst b/Documentation/translations/it_IT/riscv/patch-acceptance.rst index edf67252b3fb..2d7afb1f6959 100644 --- a/Documentation/translations/it_IT/riscv/patch-acceptance.rst +++ b/Documentation/translations/it_IT/riscv/patch-acceptance.rst @@ -1,6 +1,6 @@ .. include:: ../disclaimer-ita.rst -:Original: :doc:`../../../riscv/patch-acceptance` +:Original: :doc:`../../../arch/riscv/patch-acceptance` :Translator: Federico Vaga arch/riscv linee guida alla manutenzione per gli sviluppatori diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/process/embargoed-hardware-issues.rst b/Documentation/translations/sp_SP/process/embargoed-hardware-issues.rst new file mode 100644 index 000000000000..c261b428b3f0 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/sp_SP/process/embargoed-hardware-issues.rst @@ -0,0 +1,341 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-sp.rst + +:Original: Documentation/process/embargoed-hardware-issues.rst +:Translator: Avadhut Naik + +Problemas de hardware embargados +================================ + +Alcance +------- + +Los problemas de hardware que resultan en problemas de seguridad son una +categoría diferente de errores de seguridad que los errores de software +puro que solo afectan al kernel de Linux. + +Los problemas de hardware como Meltdown, Spectre, L1TF, etc. deben +tratarse de manera diferente porque usualmente afectan a todos los +sistemas operativos (“OS”) y, por lo tanto, necesitan coordinación entre +vendedores diferentes de OS, distribuciones, vendedores de hardware y +otras partes. Para algunos de los problemas, las mitigaciones de software +pueden depender de actualizaciones de microcódigo o firmware, los cuales +necesitan una coordinación adicional. + +.. _Contacto: + +Contacto +-------- + +El equipo de seguridad de hardware del kernel de Linux es separado del +equipo regular de seguridad del kernel de Linux. + +El equipo solo maneja la coordinación de los problemas de seguridad de +hardware embargados. Los informes de errores de seguridad de software puro +en el kernel de Linux no son manejados por este equipo y el "reportero" +(quien informa del error) será guiado a contactar el equipo de seguridad +del kernel de Linux (:doc:`errores de seguridad `) en su +lugar. + +El equipo puede contactar por correo electrónico en +. Esta es una lista privada de oficiales de +seguridad que lo ayudarán a coordinar un problema de acuerdo con nuestro +proceso documentado. + +La lista esta encriptada y el correo electrónico a la lista puede ser +enviado por PGP o S/MIME encriptado y debe estar firmado con la llave de +PGP del reportero o el certificado de S/MIME. La llave de PGP y el +certificado de S/MIME de la lista están disponibles en las siguientes +URLs: + + - PGP: https://www.kernel.org/static/files/hardware-security.asc + - S/MIME: https://www.kernel.org/static/files/hardware-security.crt + +Si bien los problemas de seguridad del hardware a menudo son manejados por +el vendedor de hardware afectado, damos la bienvenida al contacto de +investigadores o individuos que hayan identificado una posible falla de +hardware. + +Oficiales de seguridad de hardware +^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^ + +El equipo actual de oficiales de seguridad de hardware: + + - Linus Torvalds (Linux Foundation Fellow) + - Greg Kroah-Hartman (Linux Foundation Fellow) + - Thomas Gleixner (Linux Foundation Fellow) + +Operación de listas de correo +^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^ + +Las listas de correo encriptadas que se utilizan en nuestro proceso están +alojados en la infraestructura de IT de la Fundación Linux. Al proporcionar +este servicio, los miembros del personal de operaciones de IT de la +Fundación Linux técnicamente tienen la capacidad de acceder a la +información embargada, pero están obligados a la confidencialidad por su +contrato de trabajo. El personal de IT de la Fundación Linux también es +responsable para operar y administrar el resto de la infraestructura de +kernel.org. + +El actual director de infraestructura de proyecto de IT de la Fundación +Linux es Konstantin Ryabitsev. + +Acuerdos de no divulgación +-------------------------- + +El equipo de seguridad de hardware del kernel de Linux no es un organismo +formal y, por lo tanto, no puede firmar cualquier acuerdo de no +divulgación. La comunidad del kernel es consciente de la naturaleza +delicada de tales problemas y ofrece un Memorando de Entendimiento en su +lugar. + +Memorando de Entendimiento +-------------------------- + +La comunidad del kernel de Linux tiene una comprensión profunda del +requisito de mantener los problemas de seguridad de hardware bajo embargo +para la coordinación entre diferentes vendedores de OS, distribuidores, +vendedores de hardware y otras partes. + +La comunidad del kernel de Linux ha manejado con éxito los problemas de +seguridad del hardware en el pasado y tiene los mecanismos necesarios para +permitir el desarrollo compatible con la comunidad bajo restricciones de +embargo. + +La comunidad del kernel de Linux tiene un equipo de seguridad de hardware +dedicado para el contacto inicial, el cual supervisa el proceso de manejo +de tales problemas bajo las reglas de embargo. + +El equipo de seguridad de hardware identifica a los desarrolladores +(expertos en dominio) que formarán el equipo de respuesta inicial para un +problema en particular. El equipo de respuesta inicial puede involucrar +más desarrolladores (expertos en dominio) para abordar el problema de la +mejor manera técnica. + +Todos los desarrolladores involucrados se comprometen a adherirse a las +reglas del embargo y a mantener confidencial la información recibida. La +violación de la promesa conducirá a la exclusión inmediata del problema +actual y la eliminación de todas las listas de correo relacionadas. +Además, el equipo de seguridad de hardware también excluirá al +delincuente de problemas futuros. El impacto de esta consecuencia es un +elemento de disuasión altamente efectivo en nuestra comunidad. En caso de +que ocurra una violación, el equipo de seguridad de hardware informará a +las partes involucradas inmediatamente. Si usted o alguien tiene +conocimiento de una posible violación, por favor, infórmelo inmediatamente +a los oficiales de seguridad de hardware. + +Proceso +^^^^^^^ + +Debido a la naturaleza distribuida globalmente del desarrollo del kernel +de Linux, las reuniones cara a cara hacen imposible abordar los +problemas de seguridad del hardware. Las conferencias telefónicas son +difíciles de coordinar debido a las zonas horarias y otros factores y +solo deben usarse cuando sea absolutamente necesario. El correo +electrónico encriptado ha demostrado ser el método de comunicación más +efectivo y seguro para estos tipos de problemas. + +Inicio de la divulgación +"""""""""""""""""""""""" + +La divulgación comienza contactado al equipo de seguridad de hardware del +kernel de Linux por correo electrónico. Este contacto inicial debe +contener una descripción del problema y una lista de cualquier hardware +afectado conocido. Si su organización fabrica o distribuye el hardware +afectado, le animamos a considerar también que otro hardware podría estar +afectado. + +El equipo de seguridad de hardware proporcionará una lista de correo +encriptada específica para el incidente que se utilizará para la discusión +inicial con el reportero, la divulgación adicional y la coordinación. + +El equipo de seguridad de hardware proporcionará a la parte reveladora una +lista de desarrolladores (expertos de dominios) a quienes se debe informar +inicialmente sobre el problema después de confirmar con los +desarrolladores que se adherirán a este Memorando de Entendimiento y al +proceso documentado. Estos desarrolladores forman el equipo de respuesta +inicial y serán responsables de manejar el problema después del contacto +inicial. El equipo de seguridad de hardware apoyará al equipo de +respuesta, pero no necesariamente involucrandose en el proceso de desarrollo +de mitigación. + +Si bien los desarrolladores individuales pueden estar cubiertos por un +acuerdo de no divulgación a través de su empleador, no pueden firmar +acuerdos individuales de no divulgación en su papel de desarrolladores +del kernel de Linux. Sin embargo, aceptarán adherirse a este proceso +documentado y al Memorando de Entendimiento. + +La parte reveladora debe proporcionar una lista de contactos para todas +las demás entidades ya que han sido, o deberían ser, informadas sobre el +problema. Esto sirve para varios propósitos: + + - La lista de entidades divulgadas permite la comunicación en toda la + industria, por ejemplo, otros vendedores de OS, vendedores de HW, etc. + + - Las entidades divulgadas pueden ser contactadas para nombrar a expertos + que deben participar en el desarrollo de la mitigación. + + - Si un experto que se requiere para manejar un problema es empleado por + una entidad cotizada o un miembro de una entidad cotizada, los equipos + de respuesta pueden solicitar la divulgación de ese experto a esa + entidad. Esto asegura que el experto también forme parte del equipo de + respuesta de la entidad. + +Divulgación +""""""""""" + +La parte reveladora proporcionará información detallada al equipo de +respuesta inicial a través de la lista de correo encriptada especifica. + +Según nuestra experiencia, la documentación técnica de estos problemas +suele ser un punto de partida suficiente y es mejor hacer aclaraciones +técnicas adicionales a través del correo electrónico. + +Desarrollo de la mitigación +""""""""""""""""""""""""""" + +El equipo de respuesta inicial configura una lista de correo encriptada o +reutiliza una existente si es apropiada. + +El uso de una lista de correo está cerca del proceso normal de desarrollo +de Linux y se ha utilizado con éxito en el desarrollo de mitigación para +varios problemas de seguridad de hardware en el pasado. + +La lista de correo funciona en la misma manera que el desarrollo normal de +Linux. Los parches se publican, discuten y revisan y, si se acuerda, se +aplican a un repositorio git no público al que solo pueden acceder los +desarrolladores participantes a través de una conexión segura. El +repositorio contiene la rama principal de desarrollo en comparación con +el kernel principal y las ramas backport para versiones estables del +kernel según sea necesario. + +El equipo de respuesta inicial identificará a más expertos de la +comunidad de desarrolladores del kernel de Linux según sea necesario. La +incorporación de expertos puede ocurrir en cualquier momento del proceso +de desarrollo y debe manejarse de manera oportuna. + +Si un experto es empleado por o es miembro de una entidad en la lista de +divulgación proporcionada por la parte reveladora, entonces se solicitará +la participación de la entidad pertinente. + +Si no es así, entonces se informará a la parte reveladora sobre la +participación de los expertos. Los expertos están cubiertos por el +Memorando de Entendimiento y se solicita a la parte reveladora que +reconozca la participación. En caso de que la parte reveladora tenga una +razón convincente para objetar, entonces esta objeción debe plantearse +dentro de los cinco días laborables y resolverse con el equipo de +incidente inmediatamente. Si la parte reveladora no reacciona dentro de +los cinco días laborables, esto se toma como un reconocimiento silencioso. + +Después del reconocimiento o la resolución de una objeción, el experto es +revelado por el equipo de incidente y se incorpora al proceso de +desarrollo. + +Lanzamiento coordinado +"""""""""""""""""""""" + +Las partes involucradas negociarán la fecha y la hora en la que termina el +embargo. En ese momento, las mitigaciones preparadas se integran en los +árboles de kernel relevantes y se publican. + +Si bien entendemos que los problemas de seguridad del hardware requieren +un tiempo de embargo coordinado, el tiempo de embargo debe limitarse al +tiempo mínimo que se requiere para que todas las partes involucradas +desarrollen, prueben y preparen las mitigaciones. Extender el tiempo de +embargo artificialmente para cumplir con las fechas de discusión de la +conferencia u otras razones no técnicas está creando más trabajo y carga +para los desarrolladores y los equipos de respuesta involucrados, ya que +los parches necesitan mantenerse actualizados para seguir el desarrollo en +curso del kernel upstream, lo cual podría crear cambios conflictivos. + +Asignación de CVE +""""""""""""""""" + +Ni el equipo de seguridad de hardware ni el equipo de respuesta inicial +asignan CVEs, ni se requieren para el proceso de desarrollo. Si los CVEs +son proporcionados por la parte reveladora, pueden usarse con fines de +documentación. + +Embajadores del proceso +----------------------- + +Para obtener asistencia con este proceso, hemos establecido embajadores +en varias organizaciones, que pueden responder preguntas o proporcionar +orientación sobre el proceso de reporte y el manejo posterior. Los +embajadores no están involucrados en la divulgación de un problema en +particular, a menos que lo solicite un equipo de respuesta o una parte +revelada involucrada. La lista de embajadores actuales: + + ============= ======================================================== + AMD Tom Lendacky + Ampere Darren Hart + ARM Catalin Marinas + IBM Power Anton Blanchard + IBM Z Christian Borntraeger + Intel Tony Luck + Qualcomm Trilok Soni + Samsung Javier González + + Microsoft James Morris + Xen Andrew Cooper + + Canonical John Johansen + Debian Ben Hutchings + Oracle Konrad Rzeszutek Wilk + Red Hat Josh Poimboeuf + SUSE Jiri Kosina + + Google Kees Cook + + LLVM Nick Desaulniers + ============= ======================================================== + +Si quiere que su organización se añada a la lista de embajadores, por +favor póngase en contacto con el equipo de seguridad de hardware. El +embajador nominado tiene que entender y apoyar nuestro proceso +completamente y está idealmente bien conectado en la comunidad del kernel +de Linux. + +Listas de correo encriptadas +---------------------------- + +Usamos listas de correo encriptadas para la comunicación. El principio de +funcionamiento de estas listas es que el correo electrónico enviado a la +lista se encripta con la llave PGP de la lista o con el certificado S/MIME +de la lista. El software de lista de correo descifra el correo electrónico +y lo vuelve a encriptar individualmente para cada suscriptor con la llave +PGP del suscriptor o el certificado S/MIME. Los detalles sobre el software +de la lista de correo y la configuración que se usa para asegurar la +seguridad de las listas y la protección de los datos se pueden encontrar +aquí: https://korg.wiki.kernel.org/userdoc/remail. + +Llaves de lista +^^^^^^^^^^^^^^^ + +Para el contacto inicial, consulte :ref:`Contacto`. Para las listas de +correo especificas de incidentes, la llave y el certificado S/MIME se +envían a los suscriptores por correo electrónico desde la lista +especifica. + +Suscripción a listas específicas de incidentes +^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^ + +La suscripción es manejada por los equipos de respuesta. Las partes +reveladas que quieren participar en la comunicación envían una lista de +suscriptores potenciales al equipo de respuesta para que el equipo de +respuesta pueda validar las solicitudes de suscripción. + +Cada suscriptor necesita enviar una solicitud de suscripción al equipo de +respuesta por correo electrónico. El correo electrónico debe estar firmado +con la llave PGP del suscriptor o el certificado S/MIME. Si se usa una +llave PGP, debe estar disponible desde un servidor de llave publica y esta +idealmente conectada a la red de confianza PGP del kernel de Linux. Véase +también: https://www.kernel.org/signature.html. + +El equipo de respuesta verifica que la solicitud del suscriptor sea válida +y añade al suscriptor a la lista. Después de la suscripción, el suscriptor +recibirá un correo electrónico de la lista que está firmado con la llave +PGP de la lista o el certificado S/MIME de la lista. El cliente de correo +electrónico del suscriptor puede extraer la llave PGP o el certificado +S/MIME de la firma, de modo que el suscriptor pueda enviar correo +electrónico encriptado a la lista. diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/process/index.rst b/Documentation/translations/sp_SP/process/index.rst index 09bfece0f52f..d6f3ccfb160e 100644 --- a/Documentation/translations/sp_SP/process/index.rst +++ b/Documentation/translations/sp_SP/process/index.rst @@ -22,3 +22,5 @@ adding-syscalls researcher-guidelines contribution-maturity-model + security-bugs + embargoed-hardware-issues diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/process/security-bugs.rst b/Documentation/translations/sp_SP/process/security-bugs.rst new file mode 100644 index 000000000000..d07c7e579b52 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/sp_SP/process/security-bugs.rst @@ -0,0 +1,103 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-sp.rst + +:Original: Documentation/process/security-bugs.rst +:Translator: Avadhut Naik + +Errores de seguridad +==================== + +Los desarrolladores del kernel de Linux se toman la seguridad muy en +serio. Como tal, nos gustaría saber cuándo se encuentra un error de +seguridad para que pueda ser corregido y divulgado lo más rápido posible. +Por favor, informe sobre los errores de seguridad al equipo de seguridad +del kernel de Linux. + +Contacto +-------- + +El equipo de seguridad del kernel de Linux puede ser contactado por correo +electrónico en . Esta es una lista privada de +oficiales de seguridad que ayudarán a verificar el informe del error y +desarrollarán y publicarán una corrección. Si ya tiene una corrección, por +favor, inclúyala con su informe, ya que eso puede acelerar considerablemente +el proceso. Es posible que el equipo de seguridad traiga ayuda adicional +de mantenedores del área para comprender y corregir la vulnerabilidad de +seguridad. + +Como ocurre con cualquier error, cuanta más información se proporcione, +más fácil será diagnosticarlo y corregirlo. Por favor, revise el +procedimiento descrito en 'Documentation/admin-guide/reporting-issues.rst' +si no tiene claro que información es útil. Cualquier código de explotación +es muy útil y no será divulgado sin el consentimiento del "reportero" (el +que envia el error) a menos que ya se haya hecho público. + +Por favor, envíe correos electrónicos en texto plano sin archivos +adjuntos cuando sea posible. Es mucho más difícil tener una discusión +citada en contexto sobre un tema complejo si todos los detalles están +ocultos en archivos adjuntos. Piense en ello como un +:doc:`envío de parche regular ` (incluso si no tiene +un parche todavía) describa el problema y el impacto, enumere los pasos +de reproducción, y sígalo con una solución propuesta, todo en texto plano. + + +Divulgación e información embargada +----------------------------------- + +La lista de seguridad no es un canal de divulgación. Para eso, ver +Coordinación debajo. Una vez que se ha desarrollado una solución robusta, +comienza el proceso de lanzamiento. Las soluciones para errores conocidos +públicamente se lanzan inmediatamente. + +Aunque nuestra preferencia es lanzar soluciones para errores no divulgados +públicamente tan pronto como estén disponibles, esto puede postponerse a +petición del reportero o una parte afectada por hasta 7 días calendario +desde el inicio del proceso de lanzamiento, con una extensión excepcional +a 14 días de calendario si se acuerda que la criticalidad del error requiere +más tiempo. La única razón válida para aplazar la publicación de una +solución es para acomodar la logística de QA y los despliegues a gran +escala que requieren coordinación de lanzamiento. + +Si bien la información embargada puede compartirse con personas de +confianza para desarrollar una solución, dicha información no se publicará +junto con la solución o en cualquier otro canal de divulgación sin el +permiso del reportero. Esto incluye, pero no se limita al informe original +del error y las discusiones de seguimiento (si las hay), exploits, +información sobre CVE o la identidad del reportero. + +En otras palabras, nuestro único interés es solucionar los errores. Toda +otra información presentada a la lista de seguridad y cualquier discusión +de seguimiento del informe se tratan confidencialmente incluso después de +que se haya levantado el embargo, en perpetuidad. + +Coordinación con otros grupos +----------------------------- + +El equipo de seguridad del kernel recomienda encarecidamente que los +reporteros de posibles problemas de seguridad NUNCA contacten la lista +de correo “linux-distros” hasta DESPUES de discutirlo con el equipo de +seguridad del kernel. No Cc: ambas listas a la vez. Puede ponerse en +contacto con la lista de correo linux-distros después de que se haya +acordado una solución y comprenda completamente los requisitos que al +hacerlo le impondrá a usted y la comunidad del kernel. + +Las diferentes listas tienen diferentes objetivos y las reglas de +linux-distros no contribuyen en realidad a solucionar ningún problema de +seguridad potencial. + +Asignación de CVE +----------------- + +El equipo de seguridad no asigna CVEs, ni los requerimos para informes o +correcciones, ya que esto puede complicar innecesariamente el proceso y +puede retrasar el manejo de errores. Si un reportero desea que se le +asigne un identificador CVE, debe buscar uno por sí mismo, por ejemplo, +poniéndose en contacto directamente con MITRE. Sin embargo, en ningún +caso se retrasará la inclusión de un parche para esperar a que llegue un +identificador CVE. + +Acuerdos de no divulgación +-------------------------- + +El equipo de seguridad del kernel de Linux no es un organismo formal y, +por lo tanto, no puede firmar cualquier acuerdo de no divulgación. diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/arch/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/arch/index.rst index 945b078168b0..71186d9df7c9 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/arch/index.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/arch/index.rst @@ -10,7 +10,7 @@ mips/index arm64/index - ../riscv/index + ../arch/riscv/index openrisc/index parisc/index loongarch/index diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/riscv/boot-image-header.rst b/Documentation/translations/zh_CN/arch/riscv/boot-image-header.rst similarity index 96% rename from Documentation/translations/zh_CN/riscv/boot-image-header.rst rename to Documentation/translations/zh_CN/arch/riscv/boot-image-header.rst index 0234c28a7114..779b5172fe24 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/riscv/boot-image-header.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/arch/riscv/boot-image-header.rst @@ -1,6 +1,6 @@ -.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst +.. include:: ../../disclaimer-zh_CN.rst -:Original: Documentation/riscv/boot-image-header.rst +:Original: Documentation/arch/riscv/boot-image-header.rst :翻译: diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/riscv/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/arch/riscv/index.rst similarity index 79% rename from Documentation/translations/zh_CN/riscv/index.rst rename to Documentation/translations/zh_CN/arch/riscv/index.rst index 131e405aa857..3b041c116169 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/riscv/index.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/arch/riscv/index.rst @@ -1,8 +1,8 @@ .. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 -.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst +.. include:: ../../disclaimer-zh_CN.rst -:Original: Documentation/riscv/index.rst +:Original: Documentation/arch/riscv/index.rst :翻译: diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/riscv/patch-acceptance.rst b/Documentation/translations/zh_CN/arch/riscv/patch-acceptance.rst similarity index 93% rename from Documentation/translations/zh_CN/riscv/patch-acceptance.rst rename to Documentation/translations/zh_CN/arch/riscv/patch-acceptance.rst index d180d24717bf..c8eb230ca8ee 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/riscv/patch-acceptance.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/arch/riscv/patch-acceptance.rst @@ -1,8 +1,8 @@ .. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 -.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst +.. include:: ../../disclaimer-zh_CN.rst -:Original: Documentation/riscv/patch-acceptance.rst +:Original: Documentation/arch/riscv/patch-acceptance.rst :翻译: diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/riscv/vm-layout.rst b/Documentation/translations/zh_CN/arch/riscv/vm-layout.rst similarity index 98% rename from Documentation/translations/zh_CN/riscv/vm-layout.rst rename to Documentation/translations/zh_CN/arch/riscv/vm-layout.rst index 91884e2dfff8..4b9f4dcf6c19 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/riscv/vm-layout.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/arch/riscv/vm-layout.rst @@ -1,7 +1,7 @@ .. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 -.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst +.. include:: ../../disclaimer-zh_CN.rst -:Original: Documentation/riscv/vm-layout.rst +:Original: Documentation/arch/riscv/vm-layout.rst :翻译: diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/index.rst index 299704c0818d..6ccec9657cc6 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/index.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/index.rst @@ -52,12 +52,9 @@ core-api/index driver-api/index + subsystem-apis 内核中的锁 -TODOList: - -* subsystem-apis - 开发工具和流程 -------------- diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/maintainer/maintainer-entry-profile.rst b/Documentation/translations/zh_CN/maintainer/maintainer-entry-profile.rst index a1ee99c4786e..0f5acfb1012e 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/maintainer/maintainer-entry-profile.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/maintainer/maintainer-entry-profile.rst @@ -89,4 +89,4 @@ ../doc-guide/maintainer-profile ../../../nvdimm/maintainer-entry-profile - ../../../riscv/patch-acceptance + ../../../arch/riscv/patch-acceptance diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/subsystem-apis.rst b/Documentation/translations/zh_CN/subsystem-apis.rst new file mode 100644 index 000000000000..47780bb0772f --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/subsystem-apis.rst @@ -0,0 +1,110 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + +.. include:: ./disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/subsystem-apis.rst + +:翻译: + + 唐艺舟 Tang Yizhou + +============== +内核子系统文档 +============== + +这些书籍从内核开发者的角度，详细介绍了特定内核子系统 +的如何工作。这里的大部分信息直接取自内核源代码，并 +根据需要添加了补充材料（或者至少是我们设法添加的 - 可 +能 *不是* 所有的材料都有需要）。 + +核心子系统 +---------- + +.. toctree:: + :maxdepth: 1 + + core-api/index + driver-api/index + mm/index + power/index + scheduler/index + locking/index + +TODOList: + +* timers/index + +人机接口 +-------- + +.. toctree:: + :maxdepth: 1 + + sound/index + +TODOList: + +* input/index +* hid/index +* gpu/index +* fb/index + +网络接口 +-------- + +.. toctree:: + :maxdepth: 1 + + infiniband/index + +TODOList: + +* networking/index +* netlabel/index +* isdn/index +* mhi/index + +存储接口 +-------- + +.. toctree:: + :maxdepth: 1 + + filesystems/index + +TODOList: + +* block/index +* cdrom/index +* scsi/index +* target/index + +**Fixme**: 这里还需要更多的分类组织工作。 + +.. toctree:: + :maxdepth: 1 + + accounting/index + cpu-freq/index + iio/index + virt/index + PCI/index + peci/index + +TODOList: + +* fpga/index +* i2c/index +* leds/index +* pcmcia/index +* spi/index +* w1/index +* watchdog/index +* hwmon/index +* accel/index +* security/index +* crypto/index +* bpf/index +* usb/index +* misc-devices/index +* wmi/index diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/README.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/README.rst index 7fc56e1e3348..4cb581f5994a 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/README.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/README.rst @@ -9,16 +9,16 @@ 吳想成 Wu XiangCheng 胡皓文 Hu Haowen -Linux內核5.x版本 +Linux內核6.x版本 ========================================= -以下是Linux版本5的發行註記。仔細閱讀它們， +以下是Linux版本6的發行註記。仔細閱讀它們， 它們會告訴你這些都是什麼，解釋如何安裝內核，以及遇到問題時該如何做。 什麼是Linux？ --------------- - Linux是Unix作業系統的克隆版本，由Linus Torvalds在一個鬆散的網絡黑客 + Linux是Unix操作系統的克隆版本，由Linus Torvalds在一個鬆散的網絡黑客 （Hacker，無貶義）團隊的幫助下從頭開始編寫。它旨在實現兼容POSIX和 單一UNIX規範。 @@ -28,7 +28,7 @@ Linux內核5.x版本 Linux在GNU通用公共許可證，版本2（GNU GPLv2）下分發，詳見隨附的COPYING文件。 -它能在什麼樣的硬體上運行？ +它能在什麼樣的硬件上運行？ ----------------------------- 雖然Linux最初是爲32位的x86 PC機（386或更高版本）開發的，但今天它也能運行在 @@ -40,16 +40,16 @@ Linux內核5.x版本 單元（PMMU）和一個移植的GNU C編譯器（gcc；GNU Compiler Collection，GCC的一 部分）。Linux也被移植到許多沒有PMMU的體系架構中，儘管功能顯然受到了一定的 限制。 - Linux也被移植到了其自己上。現在可以將內核作爲用戶空間應用程式運行——這被 + Linux也被移植到了其自己上。現在可以將內核作爲用戶空間應用程序運行——這被 稱爲用戶模式Linux（UML）。 文檔 ----- -網際網路上和書籍上都有大量的電子文檔，既有Linux專屬文檔，也有與一般UNIX問題相關 +因特網上和書籍上都有大量的電子文檔，既有Linux專屬文檔，也有與一般UNIX問題相關 的文檔。我建議在任何Linux FTP站點上查找LDP（Linux文檔項目）書籍的文檔子目錄。 本自述文件並不是關於系統的文檔：有更好的可用資源。 - - 網際網路上和書籍上都有大量的（電子）文檔，既有Linux專屬文檔，也有與普通 + - 因特網上和書籍上都有大量的（電子）文檔，既有Linux專屬文檔，也有與普通 UNIX問題相關的文檔。我建議在任何有LDP（Linux文檔項目）書籍的Linux FTP 站點上查找文檔子目錄。本自述文件並不是關於系統的文檔：有更好的可用資源。 @@ -58,33 +58,33 @@ Linux內核5.x版本 :ref:`Documentation/process/changes.rst ` 文件，它包含了升級內核 可能會導致的問題的相關信息。 -安裝內核原始碼 +安裝內核源代碼 --------------- - - 如果您要安裝完整的原始碼，請把內核tar檔案包放在您有權限的目錄中（例如您 + - 如果您要安裝完整的源代碼，請把內核tar檔案包放在您有權限的目錄中（例如您 的主目錄）並將其解包:: - xz -cd linux-5.x.tar.xz | tar xvf - + xz -cd linux-6.x.tar.xz | tar xvf - - 將「X」替換成最新內核的版本號。 + 將“X”替換成最新內核的版本號。 - 【不要】使用 /usr/src/linux 目錄！這裡有一組庫頭文件使用的內核頭文件 + 【不要】使用 /usr/src/linux 目錄！這裏有一組庫頭文件使用的內核頭文件 （通常是不完整的）。它們應該與庫匹配，而不是被內核的變化搞得一團糟。 - - 您還可以通過打補丁在5.x版本之間升級。補丁以xz格式分發。要通過打補丁進行 - 安裝，請獲取所有較新的補丁文件，進入內核原始碼（linux-5.x）的目錄並 + - 您還可以通過打補丁在6.x版本之間升級。補丁以xz格式分發。要通過打補丁進行 + 安裝，請獲取所有較新的補丁文件，進入內核源代碼（linux-6.x）的目錄並 執行:: - xz -cd ../patch-5.x.xz | patch -p1 + xz -cd ../patch-6.x.xz | patch -p1 - 請【按順序】替換所有大於當前原始碼樹版本的「x」，這樣就可以了。您可能想要 + 請【按順序】替換所有大於當前源代碼樹版本的“x”，這樣就可以了。您可能想要 刪除備份文件（文件名類似xxx~ 或 xxx.orig)，並確保沒有失敗的補丁（文件名 類似xxx# 或 xxx.rej）。如果有，不是你就是我犯了錯誤。 - 與5.x內核的補丁不同，5.x.y內核（也稱爲穩定版內核）的補丁不是增量的，而是 - 直接應用於基本的5.x內核。例如，如果您的基本內核是5.0，並且希望應用5.0.3 - 補丁，則不應先應用5.0.1和5.0.2的補丁。類似地，如果您運行的是5.0.2內核， - 並且希望跳轉到5.0.3，那麼在應用5.0.3補丁之前，必須首先撤銷5.0.2補丁 + 與6.x內核的補丁不同，6.x.y內核（也稱爲穩定版內核）的補丁不是增量的，而是 + 直接應用於基本的6.x內核。例如，如果您的基本內核是6.0，並且希望應用6.0.3 + 補丁，則不應先應用6.0.1和6.0.2的補丁。類似地，如果您運行的是6.0.2內核， + 並且希望跳轉到6.0.3，那麼在應用6.0.3補丁之前，必須首先撤銷6.0.2補丁 （即patch -R）。更多關於這方面的內容，請閱讀 :ref:`Documentation/process/applying-patches.rst ` 。 @@ -93,7 +93,7 @@ Linux內核5.x版本 linux/scripts/patch-kernel linux - 上面命令中的第一個參數是內核原始碼的位置。補丁是在當前目錄應用的，但是 + 上面命令中的第一個參數是內核源代碼的位置。補丁是在當前目錄應用的，但是 可以將另一個目錄指定爲第二個參數。 - 確保沒有過時的 .o 文件和依賴項:: @@ -101,30 +101,30 @@ Linux內核5.x版本 cd linux make mrproper - 現在您應該已經正確安裝了原始碼。 + 現在您應該已經正確安裝了源代碼。 -軟體要求 +軟件要求 --------- - 編譯和運行5.x內核需要各種軟體包的最新版本。請參考 + 編譯和運行6.x內核需要各種軟件包的最新版本。請參考 :ref:`Documentation/process/changes.rst ` - 來了解最低版本要求以及如何升級軟體包。請注意，使用過舊版本的這些包可能會 + 來了解最低版本要求以及如何升級軟件包。請注意，使用過舊版本的這些包可能會 導致很難追蹤的間接錯誤，因此不要以爲在生成或操作過程中出現明顯問題時可以 只更新包。 爲內核建立目錄 --------------- - 編譯內核時，默認情況下所有輸出文件都將與內核原始碼放在一起。使用 + 編譯內核時，默認情況下所有輸出文件都將與內核源代碼放在一起。使用 ``make O=output/dir`` 選項可以爲輸出文件（包括 .config）指定備用位置。 例如:: - kernel source code: /usr/src/linux-5.x + kernel source code: /usr/src/linux-6.x build directory: /home/name/build/kernel 要配置和構建內核，請使用:: - cd /usr/src/linux-5.x + cd /usr/src/linux-6.x make O=/home/name/build/kernel menuconfig make O=/home/name/build/kernel sudo make O=/home/name/build/kernel modules_install install @@ -136,7 +136,7 @@ Linux內核5.x版本 即使只升級一個小版本，也不要跳過此步驟。每個版本中都會添加新的配置選項， 如果配置文件沒有按預定設置，就會出現奇怪的問題。如果您想以最少的工作量 - 將現有配置升級到新版本，請使用 ``makeoldconfig`` ，它只會詢問您新配置 + 將現有配置升級到新版本，請使用 ``make oldconfig`` ，它只會詢問您新配置 選項的答案。 - 其他配置命令包括:: @@ -164,17 +164,17 @@ Linux內核5.x版本 "make ${PLATFORM}_defconfig" 使用arch/$arch/configs/${PLATFORM}_defconfig中 的默認選項值創建一個./.config文件。 - 用「makehelp」來獲取您體系架構中所有可用平台的列表。 + 用“make help”來獲取您體系架構中所有可用平臺的列表。 "make allyesconfig" - 通過儘可能將選項值設置爲「y」，創建一個 + 通過儘可能將選項值設置爲“y”，創建一個 ./.config文件。 "make allmodconfig" - 通過儘可能將選項值設置爲「m」，創建一個 + 通過儘可能將選項值設置爲“m”，創建一個 ./.config文件。 - "make allnoconfig" 通過儘可能將選項值設置爲「n」，創建一個 + "make allnoconfig" 通過儘可能將選項值設置爲“n”，創建一個 ./.config文件。 "make randconfig" 通過隨機設置選項值來創建./.config文件。 @@ -182,7 +182,7 @@ Linux內核5.x版本 "make localmodconfig" 基於當前配置和加載的模塊（lsmod）創建配置。禁用 已加載的模塊不需要的任何模塊選項。 - 要爲另一台計算機創建localmodconfig，請將該計算機 + 要爲另一臺計算機創建localmodconfig，請將該計算機 的lsmod存儲到一個文件中，並將其作爲lsmod參數傳入。 此外，通過在參數LMC_KEEP中指定模塊的路徑，可以將 @@ -200,9 +200,10 @@ Linux內核5.x版本 "make localyesconfig" 與localmodconfig類似，只是它會將所有模塊選項轉換 爲內置（=y）。你可以同時通過LMC_KEEP保留模塊。 - "make kvmconfig" 爲kvm客體內核支持啓用其他選項。 + "make kvm_guest.config" + 爲kvm客戶機內核支持啓用其他選項。 - "make xenconfig" 爲xen dom0客體內核支持啓用其他選項。 + "make xen.config" 爲xen dom0客戶機內核支持啓用其他選項。 "make tinyconfig" 配置儘可能小的內核。 @@ -218,10 +219,10 @@ Linux內核5.x版本 這種情況下，數學仿真永遠不會被使用。內核會稍微大一點，但不管 是否有數學協處理器，都可以在不同的機器上工作。 - - 「kernel hacking」配置細節通常會導致更大或更慢的內核（或兩者 + - “kernel hacking”配置細節通常會導致更大或更慢的內核（或兩者 兼而有之），甚至可以通過配置一些例程來主動嘗試破壞壞代碼以發現 內核問題，從而降低內核的穩定性（kmalloc()）。因此，您可能應該 - 用於研究「開發」、「實驗」或「調試」特性相關問題。 + 用於研究“開發”、“實驗”或“調試”特性相關問題。 編譯內核 --------- @@ -229,10 +230,8 @@ Linux內核5.x版本 - 確保您至少有gcc 5.1可用。 有關更多信息，請參閱 :ref:`Documentation/process/changes.rst ` 。 - 請注意，您仍然可以使用此內核運行a.out用戶程序。 - - 執行 ``make`` 來創建壓縮內核映像。如果您安裝了lilo以適配內核makefile， - 那麼也可以進行 ``makeinstall`` ，但是您可能需要先檢查特定的lilo設置。 + 那麼也可以進行 ``make install`` ，但是您可能需要先檢查特定的lilo設置。 實際安裝必須以root身份執行，但任何正常構建都不需要。 無須徒然使用root身份。 @@ -242,8 +241,8 @@ Linux內核5.x版本 - 詳細的內核編譯/生成輸出： 通常，內核構建系統在相當安靜的模式下運行（但不是完全安靜）。但是有時您或 - 其他內核開發人員需要看到編譯、連結或其他命令的執行過程。爲此，可使用 - 「verbose（詳細）」構建模式。 + 其他內核開發人員需要看到編譯、鏈接或其他命令的執行過程。爲此，可使用 + “verbose（詳細）”構建模式。 向 ``make`` 命令傳遞 ``V=1`` 來實現，例如:: make V=1 all @@ -255,15 +254,15 @@ Linux內核5.x版本 與工作內核版本號相同的新內核，請在進行 ``make modules_install`` 安裝 之前備份modules目錄。 - 或者，在編譯之前，使用內核配置選項「LOCALVERSION」向常規內核版本附加 - 一個唯一的後綴。LOCALVERSION可以在「General Setup」菜單中設置。 + 或者，在編譯之前，使用內核配置選項“LOCALVERSION”向常規內核版本附加 + 一個唯一的後綴。LOCALVERSION可以在“General Setup”菜單中設置。 - 爲了引導新內核，您需要將內核映像（例如編譯後的 .../linux/arch/x86/boot/bzImage）複製到常規可引導內核的位置。 - 不再支持在沒有LILO等啓動裝載程序幫助的情況下直接從軟盤引導內核。 - 如果從硬碟引導Linux，很可能使用LILO，它使用/etc/lilo.conf文件中 + 如果從硬盤引導Linux，很可能使用LILO，它使用/etc/lilo.conf文件中 指定的內核映像文件。內核映像文件通常是/vmlinuz、/boot/vmlinuz、 /bzImage或/boot/bzImage。使用新內核前，請保存舊映像的副本，並複製 新映像覆蓋舊映像。然後您【必須重新運行LILO】來更新加載映射！否則， @@ -284,68 +283,13 @@ Linux內核5.x版本 若遇到問題 ----------- - - 如果您發現了一些可能由於內核缺陷所導致的問題，請檢查MAINTAINERS（維護者） - 文件看看是否有人與令您遇到麻煩的內核部分相關。如果無人在此列出，那麼第二 - 個最好的方案就是把它們發給我（torvalds@linux-foundation.org），也可能發送 - 到任何其他相關的郵件列表或新聞組。 +如果您發現了一些可能由於內核缺陷所導致的問題，請參閱： +Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/reporting-issues.rst 。 - - 在所有的缺陷報告中，【請】告訴我們您在說什麼內核，如何復現問題，以及您的 - 設置是什麼的（使用您的常識）。如果問題是新的，請告訴我；如果問題是舊的， - 請嘗試告訴我您什麼時候首次注意到它。 +想要理解內核錯誤報告，請參閱： +Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/bug-hunting.rst 。 - - 如果缺陷導致如下消息:: - - unable to handle kernel paging request at address C0000010 - Oops: 0002 - EIP: 0010:XXXXXXXX - eax: xxxxxxxx ebx: xxxxxxxx ecx: xxxxxxxx edx: xxxxxxxx - esi: xxxxxxxx edi: xxxxxxxx ebp: xxxxxxxx - ds: xxxx es: xxxx fs: xxxx gs: xxxx - Pid: xx, process nr: xx - xx xx xx xx xx xx xx xx xx xx - - 或者類似的內核調試信息顯示在屏幕上或在系統日誌里，請【如實】複製它。 - 可能對你來說轉儲（dump）看起來不可理解，但它確實包含可能有助於調試問題的 - 信息。轉儲上方的文本也很重要：它說明了內核轉儲代碼的原因（在上面的示例中， - 是由於內核指針錯誤）。更多關於如何理解轉儲的信息，請參見 - Documentation/admin-guide/bug-hunting.rst。 - - - 如果使用 CONFIG_KALLSYMS 編譯內核，則可以按原樣發送轉儲，否則必須使用 - ``ksymoops`` 程序來理解轉儲（但通常首選使用CONFIG_KALLSYMS編譯）。 - 此實用程序可從 - https://www.kernel.org/pub/linux/utils/kernel/ksymoops/ 下載。 - 或者，您可以手動執行轉儲查找： - - - 在調試像上面這樣的轉儲時，如果您可以查找EIP值的含義，這將非常有幫助。 - 十六進位值本身對我或其他任何人都沒有太大幫助：它會取決於特定的內核設置。 - 您應該做的是從EIP行獲取十六進位值（忽略 ``0010:`` ），然後在內核名字列表 - 中查找它，以查看哪個內核函數包含有問題的地址。 - - 要找到內核函數名，您需要找到與顯示症狀的內核相關聯的系統二進位文件。就是 - 文件「linux/vmlinux」。要提取名字列表並將其與內核崩潰中的EIP進行匹配， - 請執行:: - - nm vmlinux | sort | less - - 這將爲您提供一個按升序排序的內核地址列表，從中很容易找到包含有問題的地址 - 的函數。請注意，內核調試消息提供的地址不一定與函數地址完全匹配（事實上， - 這是不可能的），因此您不能只「grep」列表：不過列表將爲您提供每個內核函數 - 的起點，因此通過查找起始地址低於你正在搜索的地址，但後一個函數的高於的 - 函數，你會找到您想要的。實際上，在您的問題報告中加入一些「上下文」可能是 - 一個好主意，給出相關的上下幾行。 - - 如果您由於某些原因無法完成上述操作（如您使用預編譯的內核映像或類似的映像）， - 請儘可能多地告訴我您的相關設置信息，這會有所幫助。有關詳細信息請閱讀 - 『Documentation/admin-guide/reporting-issues.rst』。 - - - 或者，您可以在正在運行的內核上使用gdb（只讀的；即不能更改值或設置斷點）。 - 爲此，請首先使用-g編譯內核；適當地編輯arch/x86/Makefile，然後執行 ``make - clean`` 。您還需要啓用CONFIG_PROC_FS（通過 ``make config`` ）。 - - 使用新內核重新啓動後，執行 ``gdb vmlinux /proc/kcore`` 。現在可以使用所有 - 普通的gdb命令。查找系統崩潰點的命令是 ``l *0xXXXXXXXX`` （將xxx替換爲EIP - 值）。 - - 用gdb無法調試一個當前未運行的內核是由於gdb（錯誤地）忽略了編譯內核的起始 - 偏移量。 +更多用GDB調試內核的信息，請參閱： +Documentation/translations/zh_CN/dev-tools/gdb-kernel-debugging.rst +和 Documentation/dev-tools/kgdb.rst 。 diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/bootconfig.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/bootconfig.rst new file mode 100644 index 000000000000..abac5aa60f67 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/bootconfig.rst @@ -0,0 +1,294 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + +.. include:: ../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/admin-guide/bootconfig.rst + +:譯者: 吳想成 Wu XiangCheng + +======== +引導配置 +======== + +:作者: Masami Hiramatsu + +概述 +==== + +引導配置擴展了現有的內核命令行，以一種更有效率的方式在引導內核時進一步支持 +鍵值數據。這允許管理員傳遞一份結構化關鍵字的配置文件。 + +配置文件語法 +============ + +引導配置文件的語法採用非常簡單的鍵值結構。每個關鍵字由點連接的單詞組成，鍵 +和值由 ``=`` 連接。值以分號（ ``;`` ）或換行符（ ``\n`` ）結尾。數組值中每 +個元素由逗號（ ``,`` ）分隔。:: + + KEY[.WORD[...]] = VALUE[, VALUE2[...]][;] + +與內核命令行語法不同，逗號和 ``=`` 周圍允許有空格。 + +關鍵字只允許包含字母、數字、連字符（ ``-`` ）和下劃線（ ``_`` ）。值可包含 +可打印字符和空格，但分號（ ``;`` ）、換行符（ ``\n`` ）、逗號（ ``,`` ）、 +井號（ ``#`` ）和右大括號（ ``}`` ）等分隔符除外。 + +如果你需要在值中使用這些分隔符，可以用雙引號（ ``"VALUE"`` ）或單引號 +（ ``'VALUE'`` ）括起來。注意，引號無法轉義。 + +鍵的值可以爲空或不存在。這些鍵用於檢查該鍵是否存在（類似布爾值）。 + +鍵值語法 +-------- + +引導配置文件語法允許用戶通過大括號合併鍵名部分相同的關鍵字。例如:: + + foo.bar.baz = value1 + foo.bar.qux.quux = value2 + +也可以寫成:: + + foo.bar { + baz = value1 + qux.quux = value2 + } + +或者更緊湊一些，寫成:: + + foo.bar { baz = value1; qux.quux = value2 } + +在這兩種樣式中，引導解析時相同的關鍵字都會自動合併。因此可以追加類似的樹或 +鍵值。 + +相同關鍵字的值 +-------------- + +禁止兩個或多個值或數組共享同一個關鍵字。例如:: + + foo = bar, baz + foo = qux # !錯誤! 我們不可以重定義相同的關鍵字 + +如果你想要更新值，必須顯式使用覆蓋操作符 ``:=`` 。例如:: + + foo = bar, baz + foo := qux + +這樣 ``foo`` 關鍵字的值就變成了 ``qux`` 。這對於通過添加（部分）自定義引導 +配置來覆蓋默認值非常有用，免於解析默認引導配置。 + +如果你想對現有關鍵字追加值作爲數組成員，可以使用 ``+=`` 操作符。例如:: + + foo = bar, baz + foo += qux + +這樣， ``foo`` 關鍵字就同時擁有了 ``bar`` ， ``baz`` 和 ``qux`` 。 + +此外，父關鍵字下可同時存在值和子關鍵字。 +例如，下列配置是可行的。:: + + foo = value1 + foo.bar = value2 + foo := value3 # 這會更新foo的值。 + +注意，裸值不能直接放進結構化關鍵字中，必須在大括號外定義它。例如:: + + foo { + bar = value1 + bar { + baz = value2 + qux = value3 + } + } + +同時，關鍵字下值節點的順序是固定的。如果值和子關鍵字同時存在，值永遠是該關 +鍵字的第一個子節點。因此如果用戶先指定子關鍵字，如:: + + foo.bar = value1 + foo = value2 + +則在程序（和/proc/bootconfig）中，它會按如下顯示:: + + foo = value2 + foo.bar = value1 + +註釋 +---- + +配置語法接受shell腳本風格的註釋。註釋以井號（ ``#`` ）開始，到換行符 +（ ``\n`` ）結束。 + +:: + + # comment line + foo = value # value is set to foo. + bar = 1, # 1st element + 2, # 2nd element + 3 # 3rd element + +會被解析爲:: + + foo = value + bar = 1, 2, 3 + +注意你不能把註釋放在值和分隔符（ ``,`` 或 ``;`` ）之間。如下配置語法是錯誤的:: + + key = 1 # comment + ,2 + + +/proc/bootconfig +================ + +/proc/bootconfig是引導配置的用戶空間接口。與/proc/cmdline不同，此文件內容以 +鍵值列表樣式顯示。 +每個鍵值對一行，樣式如下:: + + KEY[.WORDS...] = "[VALUE]"[,"VALUE2"...] + + +用引導配置引導內核 +================== + +用引導配置引導內核有兩種方法：將引導配置附加到initrd鏡像或直接嵌入內核中。 + +*initrd: initial RAM disk，初始內存磁盤* + +將引導配置附加到initrd +---------------------- + +由於默認情況下引導配置文件是用initrd加載的，因此它將被添加到initrd（initramfs） +鏡像文件的末尾，其中包含填充、大小、校驗值和12字節幻數，如下所示:: + + [initrd][bootconfig][padding][size(le32)][checksum(le32)][#BOOTCONFIG\n] + +大小和校驗值爲小端序存放的32位無符號值。 + +當引導配置被加到initrd鏡像時，整個文件大小會對齊到4字節。空字符（ ``\0`` ） +會填補對齊空隙。因此 ``size`` 就是引導配置文件的長度+填充的字節。 + +Linux內核在內存中解碼initrd鏡像的最後部分以獲取引導配置數據。由於這種“揹負式” +的方法，只要引導加載器傳遞了正確的initrd文件大小，就無需更改或更新引導加載器 +和內核鏡像本身。如果引導加載器意外傳遞了更長的大小，內核將無法找到引導配置數 +據。 + +Linux內核在tools/bootconfig下提供了 ``bootconfig`` 命令來完成此操作，管理員 +可以用它從initrd鏡像中刪除或追加配置文件。你可以用以下命令來構建它:: + + # make -C tools/bootconfig + +要向initrd鏡像添加你的引導配置文件，請按如下命令操作（舊數據會自動移除）:: + + # tools/bootconfig/bootconfig -a your-config /boot/initrd.img-X.Y.Z + +要從鏡像中移除配置，可以使用-d選項:: + + # tools/bootconfig/bootconfig -d /boot/initrd.img-X.Y.Z + +然後在內核命令行上添加 ``bootconfig`` 告訴內核去initrd文件末尾尋找內核配置。 + +將引導配置嵌入內核 +------------------ + +如果你不能使用initrd，也可以通過Kconfig選項將引導配置文件嵌入內核中。在此情 +況下，你需要用以下選項重新編譯內核:: + + CONFIG_BOOT_CONFIG_EMBED=y + CONFIG_BOOT_CONFIG_EMBED_FILE="/引導配置/文件/的/路徑" + +``CONFIG_BOOT_CONFIG_EMBED_FILE`` 需要從源碼樹或對象樹開始的引導配置文件的 +絕對/相對路徑。內核會將其嵌入作爲默認引導配置。 + +與將引導配置附加到initrd一樣，你也需要在內核命令行上添加 ``bootconfig`` 告訴 +內核去啓用內嵌的引導配置。 + +注意，即使你已經設置了此選項，仍可用附加到initrd的其他引導配置覆蓋內嵌的引導 +配置。 + +通過引導配置傳遞內核參數 +======================== + +除了內核命令行，引導配置也可以用於傳遞內核參數。所有 ``kernel`` 關鍵字下的鍵 +值對都將直接傳遞給內核命令行。此外， ``init`` 下的鍵值對將通過命令行傳遞給 +init進程。參數按以下順序與用戶給定的內核命令行字符串相連，因此命令行參數可以 +覆蓋引導配置參數（這取決於子系統如何處理參數，但通常前面的參數將被後面的參數 +覆蓋）:: + + [bootconfig params][cmdline params] -- [bootconfig init params][cmdline init params] + +如果引導配置文件給出的kernel/init參數是:: + + kernel { + root = 01234567-89ab-cdef-0123-456789abcd + } + init { + splash + } + +這將被複制到內核命令行字符串中，如下所示:: + + root="01234567-89ab-cdef-0123-456789abcd" -- splash + +如果用戶給出的其他命令行是:: + + ro bootconfig -- quiet + +則最後的內核命令行如下:: + + root="01234567-89ab-cdef-0123-456789abcd" ro bootconfig -- splash quiet + + +配置文件的限制 +============== + +當前最大的配置大小是32KB，關鍵字總數（不是鍵值條目）必須少於1024個節點。 +注意：這不是條目數而是節點數，條目必須消耗超過2個節點（一個關鍵字和一個值）。 +所以從理論上講最多512個鍵值對。如果關鍵字平均包含3個單詞，則可有256個鍵值對。 +在大多數情況下，配置項的數量將少於100個條目，小於8KB，因此這應該足夠了。如果 +節點數超過1024，解析器將返回錯誤，即使文件大小小於32KB。（請注意，此最大尺寸 +不包括填充的空字符。） +無論如何，因爲 ``bootconfig`` 命令在附加啓動配置到initrd映像時會驗證它，用戶 +可以在引導之前注意到它。 + + +引導配置API +=========== + +用戶可以查詢或遍歷鍵值對，也可以查找（前綴）根關鍵字節點，並在查找該節點下的 +鍵值。 + +如果您有一個關鍵字字符串，則可以直接使用 xbc_find_value() 查詢該鍵的值。如果 +你想知道引導配置裏有哪些關鍵字，可以使用 xbc_for_each_key_value() 迭代鍵值對。 +請注意，您需要使用 xbc_array_for_each_value() 訪問數組的值，例如:: + + vnode = NULL; + xbc_find_value("key.word", &vnode); + if (vnode && xbc_node_is_array(vnode)) + xbc_array_for_each_value(vnode, value) { + printk("%s ", value); + } + +如果您想查找具有前綴字符串的鍵，可以使用 xbc_find_node() 通過前綴字符串查找 +節點，然後用 xbc_node_for_each_key_value() 迭代前綴節點下的鍵。 + +但最典型的用法是獲取前綴下的命名值或前綴下的命名數組，例如:: + + root = xbc_find_node("key.prefix"); + value = xbc_node_find_value(root, "option", &vnode); + ... + xbc_node_for_each_array_value(root, "array-option", value, anode) { + ... + } + +這將訪問值“key.prefix.option”的值和“key.prefix.array-option”的數組。 + +鎖是不需要的，因爲在初始化之後配置只讀。如果需要修改，必須複製所有數據和關鍵字。 + + +函數與結構體 +============ + +相關定義的kernel-doc參見： + + - include/linux/bootconfig.h + - lib/bootconfig.c + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/bug-bisect.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/bug-bisect.rst index b448dbf5ac87..3f10a9f8f223 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/bug-bisect.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/bug-bisect.rst @@ -17,14 +17,14 @@ 引言 ===== -始終嘗試由來自kernel.org的原始碼構建的最新內核。如果您沒有信心這樣做，請將 +始終嘗試由來自kernel.org的源代碼構建的最新內核。如果您沒有信心這樣做，請將 錯誤報告給您的發行版供應商，而不是內核開發人員。 找到缺陷（bug）並不總是那麼容易，不過仍然得去找。如果你找不到它，不要放棄。 -儘可能多的向相關維護人員報告您發現的信息。請參閱MAINTAINERS文件以了解您所 +儘可能多的向相關維護人員報告您發現的信息。請參閱MAINTAINERS文件以瞭解您所 關注的子系統的維護人員。 -在提交錯誤報告之前，請閱讀「Documentation/admin-guide/reporting-issues.rst」。 +在提交錯誤報告之前，請閱讀“Documentation/admin-guide/reporting-issues.rst”。 設備未出現（Devices not appearing） ==================================== @@ -38,7 +38,7 @@ 操作步驟： -- 從git原始碼構建內核 +- 從git源代碼構建內核 - 以此開始二分 [#f1]_:: $ git bisect start @@ -76,7 +76,7 @@ 如需進一步參考，請閱讀： - ``git-bisect`` 的手冊頁 -- `Fighting regressions with git bisect（用git bisect解決回歸） +- `Fighting regressions with git bisect（用git bisect解決迴歸） `_ - `Fully automated bisecting with "git bisect run"（使用git bisect run 來全自動二分） `_ diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/bug-hunting.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/bug-hunting.rst index 9a3de3bff5e7..631fd2650929 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/bug-hunting.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/bug-hunting.rst @@ -48,8 +48,8 @@ [] ? sysenter_past_esp+0x40/0x6a ---[ end trace 6ebc60ef3981792f ]--- -這樣的堆棧跟蹤提供了足夠的信息來識別內核原始碼中發生錯誤的那一行。根據問題的 -嚴重性，它還可能包含 **「Oops」** 一詞，比如:: +這樣的堆棧跟蹤提供了足夠的信息來識別內核源代碼中發生錯誤的那一行。根據問題的 +嚴重性，它還可能包含 **“Oops”** 一詞，比如:: BUG: unable to handle kernel NULL pointer dereference at (null) IP: [] iret_exc+0x7d0/0xa59 @@ -58,17 +58,17 @@ ... 儘管有 **Oops** 或其他類型的堆棧跟蹤，但通常需要找到出問題的行來識別和處理缺 -陷。在本章中，我們將參考「Oops」來了解需要分析的各種堆棧跟蹤。 +陷。在本章中，我們將參考“Oops”來了解需要分析的各種堆棧跟蹤。 如果內核是用 ``CONFIG_DEBUG_INFO`` 編譯的，那麼可以使用文件： `scripts/decode_stacktrace.sh` 。 -連結的模塊 +鏈接的模塊 ----------- -受到汙染或正在加載/卸載的模塊用「（…）」標記，汙染標誌在 -`Documentation/admin-guide/tainted-kernels.rst` 文件中進行了描述，「正在被加 -載」用「+」標註，「正在被卸載」用「-」標註。 +受到污染或正在加載/卸載的模塊用“（…）”標記，污染標誌在 +`Documentation/admin-guide/tainted-kernels.rst` 文件中進行了描述，“正在被加 +載”用“+”標註，“正在被卸載”用“-”標註。 Oops消息在哪？ @@ -81,19 +81,19 @@ syslog文件，通常是 ``/var/log/messages`` （取決於 ``/etc/syslog.conf`` 有時 ``klogd`` 會掛掉，這種情況下您可以運行 ``dmesg > file`` 從內核緩衝區 讀取數據並保存它。或者您可以 ``cat /proc/kmsg > file`` ，但是您必須適時 -中斷以停止傳輸，因爲 ``kmsg`` 是一個「永無止境的文件」。 +中斷以停止傳輸，因爲 ``kmsg`` 是一個“永無止境的文件”。 -如果機器嚴重崩潰，無法輸入命令或磁碟不可用，那還有三個選項： +如果機器嚴重崩潰，無法輸入命令或磁盤不可用，那還有三個選項： (1) 手動複製屏幕上的文本，並在機器重新啓動後輸入。很難受，但這是突然崩潰下 - 唯一的選擇。或者你可以用數位相機拍下屏幕——雖然不那麼好，但總比什麼都沒 - 有好。如果消息滾動超出控制台頂部，使用更高解析度（例如 ``vga=791`` ） - 引導啓動將允許您閱讀更多文本。（警告：這需要 ``vesafb`` ，因此對「早期」 + 唯一的選擇。或者你可以用數碼相機拍下屏幕——雖然不那麼好，但總比什麼都沒 + 有好。如果消息滾動超出控制檯頂部，使用更高分辨率（例如 ``vga=791`` ） + 引導啓動將允許您閱讀更多文本。（警告：這需要 ``vesafb`` ，因此對“早期” 的Oppses沒有幫助） (2) 從串口終端啓動（參見 :ref:`Documentation/admin-guide/serial-console.rst ` ）， - 在另一台機器上運行數據機然後用你喜歡的通信程序捕獲輸出。 + 在另一臺機器上運行調制解調器然後用你喜歡的通信程序捕獲輸出。 Minicom運行良好。 (3) 使用Kdump（參閱 Documentation/admin-guide/kdump/kdump.rst ），使用 @@ -103,7 +103,7 @@ syslog文件，通常是 ``/var/log/messages`` （取決於 ``/etc/syslog.conf`` 找到缺陷位置 ------------- -如果你能指出缺陷在內核原始碼中的位置，則報告缺陷的效果會非常好。這有兩種方法。 +如果你能指出缺陷在內核源代碼中的位置，則報告缺陷的效果會非常好。這有兩種方法。 通常來說使用 ``gdb`` 會比較容易，不過內核需要用調試信息來預編譯。 gdb @@ -187,7 +187,7 @@ GNU 調試器（GNU debugger， ``gdb`` ）是從 ``vmlinux`` 文件中找出OOP objdump ^^^^^^^^ -要調試內核，請使用objdump並從崩潰輸出中查找十六進位偏移，以找到有效的代碼/匯 +要調試內核，請使用objdump並從崩潰輸出中查找十六進制偏移，以找到有效的代碼/匯 編行。如果沒有調試符號，您將看到所示例程的彙編程序代碼，但是如果內核有調試 符號，C代碼也將可見（調試符號可以在內核配置菜單的hacking項中啓用）。例如:: @@ -197,7 +197,7 @@ objdump 您需要處於內核樹的頂層以便此獲得您的C文件。 -如果您無法訪問原始碼，仍然可以使用以下方法調試一些崩潰轉儲（如Dave Miller的 +如果您無法訪問源代碼，仍然可以使用以下方法調試一些崩潰轉儲（如Dave Miller的 示例崩潰轉儲輸出所示）:: EIP is at +0x14/0x4c0 @@ -234,9 +234,9 @@ objdump 報告缺陷 --------- -一旦你通過定位缺陷找到了其發生的地方，你可以嘗試自己修復它或者向上游報告它。 +一旦你通過定位缺陷找到了其發生的地方，你可以嘗試自己修復它或者向上遊報告它。 -爲了向上游報告，您應該找出用於開發受影響代碼的郵件列表。這可以使用 ``get_maintainer.pl`` 。 +爲了向上遊報告，您應該找出用於開發受影響代碼的郵件列表。這可以使用 ``get_maintainer.pl`` 。 例如，您在gspca的sonixj.c文件中發現一個缺陷，則可以通過以下方法找到它的維護者:: @@ -251,7 +251,7 @@ objdump 請注意它將指出： -- 最後接觸原始碼的開發人員（如果這是在git樹中完成的）。在上面的例子中是Tejun +- 最後接觸源代碼的開發人員（如果這是在git樹中完成的）。在上面的例子中是Tejun 和Bhaktipriya（在這個特定的案例中，沒有人真正參與這個文件的開發）； - 驅動維護人員（Hans Verkuil）； - 子系統維護人員（Mauro Carvalho Chehab）； diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/clearing-warn-once.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/clearing-warn-once.rst index bd0c08aab8ea..6961006b4a2d 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/clearing-warn-once.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/clearing-warn-once.rst @@ -7,10 +7,10 @@ 清除 WARN_ONCE -------------- -WARN_ONCE / WARN_ON_ONCE / printk_once 僅僅列印一次消息. +WARN_ONCE / WARN_ON_ONCE / printk_once 僅僅打印一次消息. echo 1 > /sys/kernel/debug/clear_warn_once -可以清除這種狀態並且再次允許列印一次告警信息，這對於運行測試集後重現問題 +可以清除這種狀態並且再次允許打印一次告警信息，這對於運行測試集後重現問題 很有用。 diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/cpu-load.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/cpu-load.rst index 9e04aeac1a5c..cc046f3b7ffa 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/cpu-load.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/cpu-load.rst @@ -20,13 +20,13 @@ Linux通過``/proc/stat``和``/proc/uptime``導出各種信息，用戶空間工 ... -這裡系統認爲在默認採樣周期內有10.01%的時間工作在用戶空間，2.92%的時 +這裏系統認爲在默認採樣週期內有10.01%的時間工作在用戶空間，2.92%的時 間用在系統空間，總體上有81.63%的時間是空閒的。 大多數情況下``/proc/stat``的信息幾乎真實反映了系統信息，然而，由於內 核採集這些數據的方式/時間的特點，有時這些信息根本不可靠。 -那麼這些信息是如何被搜集的呢？每當時間中斷觸發時，內核查看此刻運行的 +那麼這些信息是如何被蒐集的呢？每當時間中斷觸發時，內核查看此刻運行的 進程類型，並增加與此類型/狀態進程對應的計數器的值。這種方法的問題是 在兩次時間中斷之間系統（進程）能夠在多種狀態之間切換多次，而計數器只 增加最後一種狀態下的計數。 @@ -34,7 +34,7 @@ Linux通過``/proc/stat``和``/proc/uptime``導出各種信息，用戶空間工 舉例 --- -假設系統有一個進程以如下方式周期性地占用cpu:: +假設系統有一個進程以如下方式週期性地佔用cpu:: 兩個時鐘中斷之間的時間線 |-----------------------| @@ -46,7 +46,7 @@ Linux通過``/proc/stat``和``/proc/uptime``導出各種信息，用戶空間工 在上面的情況下，根據``/proc/stat``的信息（由於當系統處於空閒狀態時， 時間中斷經常會發生）系統的負載將會是0 -大家能夠想像內核的這種行爲會發生在許多情況下，這將導致``/proc/stat`` +大家能夠想象內核的這種行爲會發生在許多情況下，這將導致``/proc/stat`` 中存在相當古怪的信息:: /* gcc -o hog smallhog.c */ diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/cputopology.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/cputopology.rst new file mode 100644 index 000000000000..5c46d1b3b065 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/cputopology.rst @@ -0,0 +1,97 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/admin-guide/cputopology.rst + +:翻譯: + + 唐藝舟 Tang Yizhou + +========================== +如何通過sysfs將CPU拓撲導出 +========================== + +CPU拓撲信息通過sysfs導出。顯示的項（屬性）和某些架構的/proc/cpuinfo輸出相似。它們位於 +/sys/devices/system/cpu/cpuX/topology/。請閱讀ABI文件： +Documentation/ABI/stable/sysfs-devices-system-cpu。 + +drivers/base/topology.c是體系結構中性的，它導出了這些屬性。然而，die、cluster、book、 +draw這些層次結構相關的文件僅在體系結構提供了下文描述的宏的條件下被創建。 + +對於支持這個特性的體系結構，它必須在include/asm-XXX/topology.h中定義這些宏中的一部分:: + + #define topology_physical_package_id(cpu) + #define topology_die_id(cpu) + #define topology_cluster_id(cpu) + #define topology_core_id(cpu) + #define topology_book_id(cpu) + #define topology_drawer_id(cpu) + #define topology_sibling_cpumask(cpu) + #define topology_core_cpumask(cpu) + #define topology_cluster_cpumask(cpu) + #define topology_die_cpumask(cpu) + #define topology_book_cpumask(cpu) + #define topology_drawer_cpumask(cpu) + +``**_id macros`` 的類型是int。 +``**_cpumask macros`` 的類型是 ``(const) struct cpumask *`` 。後者和恰當的 +``**_siblings`` sysfs屬性對應（除了topology_sibling_cpumask()，它和thread_siblings +對應）。 + +爲了在所有體系結構上保持一致，include/linux/topology.h提供了上述所有宏的默認定義，以防 +它們未在include/asm-XXX/topology.h中定義: + +1) topology_physical_package_id: -1 +2) topology_die_id: -1 +3) topology_cluster_id: -1 +4) topology_core_id: 0 +5) topology_book_id: -1 +6) topology_drawer_id: -1 +7) topology_sibling_cpumask: 僅入參CPU +8) topology_core_cpumask: 僅入參CPU +9) topology_cluster_cpumask: 僅入參CPU +10) topology_die_cpumask: 僅入參CPU +11) topology_book_cpumask: 僅入參CPU +12) topology_drawer_cpumask: 僅入參CPU + +此外，CPU拓撲信息由/sys/devices/system/cpu提供，包含下述文件。輸出對應的內部數據源放在 +方括號（"[]"）中。 + + =========== ================================================================== + kernel_max: 內核配置允許的最大CPU下標值。[NR_CPUS-1] + + offline: 由於熱插拔移除或者超過內核允許的CPU上限（上文描述的kernel_max） + 導致未上線的CPU。[~cpu_online_mask + cpus >= NR_CPUS] + + online: 在線的CPU，可供調度使用。[cpu_online_mask] + + possible: 已被分配資源的CPU，如果它們CPU實際存在，可以上線。 + [cpu_possible_mask] + + present: 被系統識別實際存在的CPU。[cpu_present_mask] + =========== ================================================================== + +上述輸出的格式和cpulist_parse()兼容[參見 ]。下面給些例子。 + +在本例中，系統中有64個CPU，但是CPU 32-63超過了kernel_max值，因爲NR_CPUS配置項是32， +取值範圍被限制爲0..31。此外注意CPU2和4-31未上線，但是可以上線，因爲它們同時存在於 +present和possible:: + + kernel_max: 31 + offline: 2,4-31,32-63 + online: 0-1,3 + possible: 0-31 + present: 0-31 + +在本例中，NR_CPUS配置項是128，但內核啓動時設置possible_cpus=144。系統中有4個CPU， +CPU2被手動設置下線（也是唯一一個可以上線的CPU）:: + + kernel_max: 127 + offline: 2,4-127,128-143 + online: 0-1,3 + possible: 0-127 + present: 0-3 + +閱讀Documentation/core-api/cpu_hotplug.rst可瞭解開機參數possible_cpus=NUM，同時還 +可以瞭解各種cpumask的信息。 + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/index.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/index.rst index 2804d619201d..aba8939351e0 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/index.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/index.rst @@ -3,13 +3,14 @@ .. include:: ../disclaimer-zh_TW.rst :Original: :doc:`../../../admin-guide/index` -:Translator: 胡皓文 Hu Haowen +:Translator: Alex Shi + 胡皓文 Hu Haowen Linux 內核用戶和管理員指南 ========================== 下面是一組隨時間添加到內核中的面向用戶的文檔的集合。到目前爲止，還沒有一個 -整體的順序或組織 - 這些材料不是一個單一的，連貫的文件！幸運的話，情況會隨著 +整體的順序或組織 - 這些材料不是一個單一的，連貫的文件！幸運的話，情況會隨着 時間的推移而迅速改善。 這個初始部分包含總體信息，包括描述內核的README， 關於內核參數的文檔等。 @@ -21,15 +22,15 @@ Linux 內核用戶和管理員指南 Todolist: - kernel-parameters - devices - sysctl/index +* kernel-parameters +* devices +* sysctl/index 本節介紹CPU漏洞及其緩解措施。 Todolist: - hw-vuln/index +* hw-vuln/index 下面的一組文檔，針對的是試圖跟蹤問題和bug的用戶。 @@ -37,6 +38,7 @@ Todolist: :maxdepth: 1 reporting-issues + reporting-regressions security-bugs bug-hunting bug-bisect @@ -45,18 +47,17 @@ Todolist: Todolist: - reporting-bugs - ramoops - dynamic-debug-howto - kdump/index - perf/index +* ramoops +* dynamic-debug-howto +* kdump/index +* perf/index -這是應用程式開發人員感興趣的章節的開始。可以在這裡找到涵蓋內核ABI各個 +這是應用程序開發人員感興趣的章節的開始。可以在這裏找到涵蓋內核ABI各個 方面的文檔。 Todolist: - sysfs-rules +* sysfs-rules 本手冊的其餘部分包括各種指南，介紹如何根據您的喜好配置內核的特定行爲。 @@ -64,67 +65,67 @@ Todolist: .. toctree:: :maxdepth: 1 + bootconfig clearing-warn-once cpu-load + cputopology + lockup-watchdogs unicode + sysrq + mm/index Todolist: - acpi/index - aoe/index - auxdisplay/index - bcache - binderfs - binfmt-misc - blockdev/index - bootconfig - braille-console - btmrvl - cgroup-v1/index - cgroup-v2 - cifs/index - cputopology - dell_rbu - device-mapper/index - edid - efi-stub - ext4 - nfs/index - gpio/index - highuid - hw_random - initrd - iostats - java - jfs - kernel-per-CPU-kthreads - laptops/index - lcd-panel-cgram - ldm - lockup-watchdogs - LSM/index - md - media/index - mm/index - module-signing - mono - namespaces/index - numastat - parport - perf-security - pm/index - pnp - rapidio - ras - rtc - serial-console - svga - sysrq - thunderbolt - ufs - vga-softcursor - video-output - xfs +* acpi/index +* aoe/index +* auxdisplay/index +* bcache +* binderfs +* binfmt-misc +* blockdev/index +* braille-console +* btmrvl +* cgroup-v1/index +* cgroup-v2 +* cifs/index +* dell_rbu +* device-mapper/index +* edid +* efi-stub +* ext4 +* nfs/index +* gpio/index +* highuid +* hw_random +* initrd +* iostats +* java +* jfs +* kernel-per-CPU-kthreads +* laptops/index +* lcd-panel-cgram +* ldm +* LSM/index +* md +* media/index +* module-signing +* mono +* namespaces/index +* numastat +* parport +* perf-security +* pm/index +* pnp +* rapidio +* ras +* rtc +* serial-console +* svga +* thunderbolt +* ufs +* vga-softcursor +* video-output +* xfs .. only:: subproject and html diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/init.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/init.rst index db3fdf611080..be6e34f5f7fa 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/init.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/init.rst @@ -9,8 +9,8 @@ 吳想成 Wu XiangCheng 胡皓文 Hu Haowen -解釋「No working init found.」啓動掛起消息 -========================================== +解釋“No working init found.”啓動掛起消息 +========================================= :作者: @@ -18,41 +18,41 @@ Cristian Souza -本文檔提供了加載初始化二進位（init binary）失敗的一些高層級原因（大致按執行 +本文檔提供了加載初始化二進制（init binary）失敗的一些高層級原因（大致按執行 順序列出）。 -1) **無法掛載根文件系統Unable to mount root FS** ：請設置「debug」內核參數（在 +1) **無法掛載根文件系統Unable to mount root FS** ：請設置“debug”內核參數（在 引導加載程序bootloader配置文件或CONFIG_CMDLINE）以獲取更詳細的內核消息。 -2) **初始化二進位不存在於根文件系統上init binary doesn't exist on rootfs** ： +2) **初始化二進制不存在於根文件系統上init binary doesn't exist on rootfs** ： 確保您的根文件系統類型正確（並且 ``root=`` 內核參數指向正確的分區）；擁有 - 所需的驅動程序，例如SCSI或USB等存儲硬體；文件系統（ext3、jffs2等）是內建的 + 所需的驅動程序，例如SCSI或USB等存儲硬件；文件系統（ext3、jffs2等）是內建的 （或者作爲模塊由initrd預加載）。 -3) **控制台設備損壞Broken console device** ： ``console= setup`` 中可能存在 - 衝突 --> 初始控制台不可用（initial console unavailable）。例如，由於串行 - IRQ問題（如缺少基於中斷的配置）導致的某些串行控制台不可靠。嘗試使用不同的 +3) **控制檯設備損壞Broken console device** ： ``console= setup`` 中可能存在 + 衝突 --> 初始控制檯不可用（initial console unavailable）。例如，由於串行 + IRQ問題（如缺少基於中斷的配置）導致的某些串行控制檯不可靠。嘗試使用不同的 ``console= device`` 或像 ``netconsole=`` 。 -4) **二進位存在但依賴項不可用Binary exists but dependencies not available** ： - 例如初始化二進位的必需庫依賴項，像 ``/lib/ld-linux.so.2`` 丟失或損壞。使用 +4) **二進制存在但依賴項不可用Binary exists but dependencies not available** ： + 例如初始化二進制的必需庫依賴項，像 ``/lib/ld-linux.so.2`` 丟失或損壞。使用 ``readelf -d |grep NEEDED`` 找出需要哪些庫。 -5) **無法加載二進位Binary cannot be loaded** ：請確保二進位的體系結構與您的 - 硬體匹配。例如i386不匹配x86_64，或者嘗試在ARM硬體上加載x86。如果您嘗試在 - 此處加載非二進位文件（shell腳本？），您應該確保腳本在其工作頭（shebang +5) **無法加載二進制Binary cannot be loaded** ：請確保二進制的體系結構與您的 + 硬件匹配。例如i386不匹配x86_64，或者嘗試在ARM硬件上加載x86。如果您嘗試在 + 此處加載非二進制文件（shell腳本？），您應該確保腳本在其工作頭（shebang header）行 ``#!/...`` 中指定能正常工作的解釋器（包括其庫依賴項）。在處理 - 腳本之前，最好先測試一個簡單的非腳本二進位文件，比如 ``/bin/sh`` ，並確認 + 腳本之前，最好先測試一個簡單的非腳本二進制文件，比如 ``/bin/sh`` ，並確認 它能成功執行。要了解更多信息，請將代碼添加到 ``init/main.c`` 以顯示 kernel_execve()的返回值。 -當您發現新的失敗原因時，請擴展本解釋（畢竟加載初始化二進位是一個 **關鍵** 且 +當您發現新的失敗原因時，請擴展本解釋（畢竟加載初始化二進制是一個 **關鍵** 且 艱難的過渡步驟，需要儘可能無痛地進行），然後向LKML提交一個補丁。 待辦事項： - 通過一個可以存儲 ``kernel_execve()`` 結果值的結構體數組實現各種 - ``run_init_process()`` 調用，並在失敗時通過疊代 **所有** 結果來記錄一切 + ``run_init_process()`` 調用，並在失敗時通過迭代 **所有** 結果來記錄一切 （非常重要的可用性修復）。 -- 試著使實現本身在一般情況下更有幫助，例如在受影響的地方提供額外的錯誤消息。 +- 試着使實現本身在一般情況下更有幫助，例如在受影響的地方提供額外的錯誤消息。 diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/lockup-watchdogs.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/lockup-watchdogs.rst new file mode 100644 index 000000000000..f65b0c96e8e3 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/lockup-watchdogs.rst @@ -0,0 +1,67 @@ +.. include:: ../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/admin-guide/lockup-watchdogs.rst +:Translator: Hailong Liu + +.. _tw_lockup-watchdogs: + + +================================================= +Softlockup與hardlockup檢測機制(又名:nmi_watchdog) +================================================= + +Linux中內核實現了一種用以檢測系統發生softlockup和hardlockup的看門狗機制。 + +Softlockup是一種會引發系統在內核態中一直循環超過20秒（詳見下面“實現”小節）導致 +其他任務沒有機會得到運行的BUG。一旦檢測到'softlockup'發生，默認情況下系統會打 +印當前堆棧跟蹤信息並進入鎖定狀態。也可配置使其在檢測到'softlockup'後進入panic +狀態；通過sysctl命令設置“kernel.softlockup_panic”、使用內核啓動參數 +“softlockup_panic”（詳見Documentation/admin-guide/kernel-parameters.rst）以及使 +能內核編譯選項“BOOTPARAM_SOFTLOCKUP_PANIC”都可實現這種配置。 + +而'hardlockup'是一種會引發系統在內核態一直循環超過10秒鐘（詳見"實現"小節）導致其 +他中斷沒有機會運行的缺陷。與'softlockup'情況類似，除了使用sysctl命令設置 +'hardlockup_panic'、使能內核選項“BOOTPARAM_HARDLOCKUP_PANIC”以及使用內核參數 +"nmi_watchdog"(詳見:”Documentation/admin-guide/kernel-parameters.rst“)外，一旦檢 +測到'hardlockup'默認情況下系統打印當前堆棧跟蹤信息，然後進入鎖定狀態。 + +這個panic選項也可以與panic_timeout結合使用（這個panic_timeout是通過稍具迷惑性的 +sysctl命令"kernel.panic"來設置），使系統在panic指定時間後自動重啓。 + +實現 +==== + +Softlockup和hardlockup分別建立在hrtimer(高精度定時器)和perf兩個子系統上而實現。 +這也就意味着理論上任何架構只要實現了這兩個子系統就支持這兩種檢測機制。 + +Hrtimer用於週期性產生中斷並喚醒watchdog線程；NMI perf事件則以”watchdog_thresh“ +(編譯時默認初始化爲10秒，也可通過”watchdog_thresh“這個sysctl接口來進行配置修改) +爲間隔週期產生以檢測 hardlockups。如果一個CPU在這個時間段內沒有檢測到hrtimer中 +斷髮生，'hardlockup 檢測器'(即NMI perf事件處理函數)將會視系統配置而選擇產生內核 +警告或者直接panic。 + +而watchdog線程本質上是一個高優先級內核線程，每調度一次就對時間戳進行一次更新。 +如果時間戳在2*watchdog_thresh(這個是softlockup的觸發門限)這段時間都未更新,那麼 +"softlocup 檢測器"(內部hrtimer定時器回調函數)會將相關的調試信息打印到系統日誌中， +然後如果系統配置了進入panic流程則進入panic，否則內核繼續執行。 + +Hrtimer定時器的週期是2*watchdog_thresh/5，也就是說在hardlockup被觸發前hrtimer有 +2~3次機會產生時鐘中斷。 + +如上所述,內核相當於爲系統管理員提供了一個可調節hrtimer定時器和perf事件週期長度 +的調節旋鈕。如何通過這個旋鈕爲特定使用場景配置一個合理的週期值要對lockups檢測的 +響應速度和lockups檢測開銷這二者之間進行權衡。 + +默認情況下所有在線cpu上都會運行一個watchdog線程。不過在內核配置了”NO_HZ_FULL“的 +情況下watchdog線程默認只會運行在管家(housekeeping)cpu上，而”nohz_full“啓動參數指 +定的cpu上則不會有watchdog線程運行。試想，如果我們允許watchdog線程在”nohz_full“指 +定的cpu上運行，這些cpu上必須得運行時鐘定時器來激發watchdog線程調度；這樣一來就會 +使”nohz_full“保護用戶程序免受內核干擾的功能失效。當然，副作用就是”nohz_full“指定 +的cpu即使在內核產生了lockup問題我們也無法檢測到。不過，至少我們可以允許watchdog +線程在管家(non-tickless)核上繼續運行以便我們能繼續正常的監測這些cpus上的lockups +事件。 + +不論哪種情況都可以通過sysctl命令kernel.watchdog_cpumask來對沒有運行watchdog線程 +的cpu集合進行調節。對於nohz_full而言,如果nohz_full cpu上有異常掛住的情況，通過 +這種方式打開這些cpu上的watchdog進行調試可能會有所作用。 + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/index.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/index.rst new file mode 100644 index 000000000000..a472eb3c708b --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/index.rst @@ -0,0 +1,30 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/admin-guide/mm/damon/index.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +:校譯: + +============ +監測數據訪問 +============ + +:doc:`DAMON ` 允許輕量級的數據訪問監測。使用DAMON， +用戶可以分析他們系統的內存訪問模式，並優化它們。 + +.. toctree:: + :maxdepth: 2 + + start + usage + reclaim + lru_sort + + + + + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/lru_sort.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/lru_sort.rst new file mode 100644 index 000000000000..1ffc4b6b1d12 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/lru_sort.rst @@ -0,0 +1,264 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/admin-guide/mm/damon/lru_sort.rst + +:翻譯: + + 臧雷剛 Leigang Zang + +:校譯: + +================== +基於DAMON的LRU排序 +================== + +基於DAMON的LRU排序是一個靜態的內核模塊，旨在用於以主動的、輕量級的數據訪問模型 +爲基礎的頁面優先級處理的LRU鏈表上，以使得LRU上的數據訪問模型更爲可信。 + +哪裏需要主動的LRU排序 +===================== + +在一個大型系統中，以頁爲粒度的訪問檢測會有比較顯著的開銷，LRU通常不會主動去排序， +而是對部分特殊事件進行部分的、響應式的排序，例如：特殊的用戶請求，系統調用或者 +內存壓力。這導致，在有些場景下，LRU不能夠完美的作爲一個可信的數據訪問模型，比如 +在內存壓力下對目標內存進行回收。 + +因爲DAMON能夠儘可能準確的識別數據訪問模型，同時只引起用戶指定範圍的開銷，主動的 +執行DAMON_LRU_SORT讓LRU變得更爲可信是有益的，而且這隻需要較少和可控的開銷。 + +這是如何工作的 +============== + +DAMON_LRU_SORT使用DAMON尋找熱頁（範圍內的頁面訪問頻率高於用戶指定的閾值）和冷頁 +（範圍內的頁面在超過用戶指定的時間無訪問），並提高熱頁和降低冷頁在LRU中的優先級。 +爲了避免在排序過程佔用更多的CPU計算資源，可以設置一個CPU佔用時間的約束值。在約 +束下，分別提升或者降低更多的熱頁和冷頁。系統管理員也可以配置三個內存水位以控制 +在何種條件下自動激活或者停止這種機制。 + +冷熱閾值和CPU約束的默認值是比較保守的。這意味着，在默認參數下，模塊可以廣泛且無 +負作用的使用在常見環境中，同時在只消耗一小部分CPU時間的情況下，給有內存壓力的系 +統提供一定水平的冷熱識別。 + +接口：模塊參數 +============== + +使用此特性，你首先需要確認你的系統中運行的內核在編譯時啓用了 +``CONFIG_DAMON_LRU_SORT=y``. + +爲了讓系統管理員打開或者關閉並且調節指定的系統，DAMON_LRU_SORT設計了模塊參數。 +這意味着，你可以添加 ``damon_lru_sort.=`` 到內核的啓動命令行 +參數，或者在 ``/sys/modules/damon_lru_sort/parameters/`` 寫入正確的 +值。 + +下邊是每個參數的描述 + +enabled +------- + +打開或者關閉DAMON_LRU_SORT. + +你可以通過設置這個參數爲 ``Y`` 來打開DAMON_LRU_SORT。設置爲 ``N`` 關閉 +DAMON_LRU_SORT。注意，在基於水位的激活的情況下，DAMON_LRU_SORT有可能不會真正去 +監測或者做LRU排序。對這種情況，參考下方關於水位的描述。 + +commit_inputs +------------- + +讓DAMON_LRU_SORT再次讀取輸入參數，除了 ``enabled`` 。 + +在DAMON_LRU_SORT運行時，新的輸入參數默認不會被應用。一旦這個參數被設置爲 ``Y`` +，DAMON_LRU_SORT會再次讀取除了 ``enabled`` 之外的參數。讀取完成後，這個參數會被 +設置爲 ``N`` 。如果在讀取時發現有無效參數，DAMON_LRU_SORT會被關閉。 + +hot_thres_access_freq +--------------------- + +熱點內存區域的訪問頻率閾值，千分比。 + +如果一個內存區域的訪問頻率大於等於這個值，DAMON_LRU_SORT把這個區域看作熱區，並 +在LRU上把這個區域標記爲已訪問，因些在內存壓力下這部分內存不會被回收。默認爲50%。 + +cold_min_age +------------ + +用於識別冷內存區域的時間閾值，單位是微秒。 + +如果一個內存區域在這個時間內未被訪問過，DAMON_LRU_SORT把這個區域看作冷區，並在 +LRU上把這個區域標記爲未訪問，因此在內存壓力下這些內存會首先被回收。默認值爲120 +秒。 + +quota_ms +-------- + +嘗試LRU鏈表排序的時間限制，單位是毫秒。 + +DAMON_LRU_SORT在一個時間窗口內（quota_reset_interval_ms）內最多嘗試這麼長時間來 +對LRU進行排序。這個可以用來作爲CPU計算資源的約束。如果值爲0，則表示無限制。 + +默認10毫秒。 + +quota_reset_interval_ms +----------------------- + +配額計時重置週期，毫秒。 + +配額計時重置週期。即，在quota_reset_interval_ms毫秒內，DAMON_LRU_SORT對LRU進行 +排序不會超過quota_ms或者quota_sz。 + +默認1秒。 + +wmarks_interval +--------------- + +水位的檢查週期，單位是微秒。 + +當DAMON_LRU_SORT使能但是由於水位而不活躍時檢查水位前最小的等待時間。默認值5秒。 + +wmarks_high +----------- + +空閒內存高水位，千分比。 + +如果空閒內存水位高於這個值，DAMON_LRU_SORT停止工作，不做任何事，除了週期性的檢 +查水位。默認200(20%)。 + +wmarks_mid +---------- + +空閒內存中間水位，千分比。 + +如果空閒內存水位在這個值與低水位之間，DAMON_LRU_SORT開始工作，開始檢測並對LRU鏈 +表進行排序。默認150(15%)。 + +wmarks_low +---------- + +空閒內存低水位，千分比。 + +如果空閒內存小於這個值，DAMON_LRU_SORT不再工作，不做任何事，除了週期性的檢查水 +線。默認50(5%)。 + +sample_interval +--------------- + +監測的採樣週期，微秒。 + +DAMON對冷內存監測的採樣週期。更多細節請參考DAMON文檔 (:doc:`usage`) 。默認5 +毫秒。 + +aggr_interval +------------- + +監測的收集週期，微秒。 + +DAMON對冷內存進行收集的時間週期。更多細節請參考DAMON文檔 (:doc:`usage`) 。默認 +100毫秒。 + +min_nr_regions +-------------- + +最小監測區域數量。 + +對冷內存區域監測的最小數量。這個值可以作爲監測質量的下限。不過，這個值設置的過 +大會增加開銷。更多細節請參考DAMON文檔 (:doc:`usage`) 。默認值爲10。 + +max_nr_regions +-------------- + +最大監測區域數量。 + +對冷內存區域監測的最大數量。這個值可以作爲監測質量的上限。然而，這個值設置的過 +低會導致監測結果變差。更多細節請參考DAMON文檔 (:doc:`usage`) 。默認值爲1000。 + +monitor_region_start +-------------------- + +目標內存區域的起始物理地址。 + +DAMON_LRU_SORT要處理的目標內存區域的起始物理地址。默認，使用系統最大內存。 + +monitor_region_end +------------------ + +目標內存區域的結束物理地址。 + +DAMON_LRU_SORT要處理的目標內存區域的結束物理地址。默認，使用系統最大內存。 + +kdamond_pid +----------- + +DAMON線程的PID。 + +如果DAMON_LRU_SORT是使能的，這個表示任務線程的PID。其它情況爲-1。 + +nr_lru_sort_tried_hot_regions +----------------------------- + +被嘗試進行LRU排序的熱內存區域的數量。 + +bytes_lru_sort_tried_hot_regions +-------------------------------- + +被嘗試進行LRU排序的熱內存區域的大小（字節）。 + +nr_lru_sorted_hot_regions +------------------------- + +成功進行LRU排序的熱內存區域的數量。 + +bytes_lru_sorted_hot_regions +---------------------------- + +成功進行LRU排序的熱內存區域的大小（字節）。 + +nr_hot_quota_exceeds +-------------------- + +熱區域時間約束超過限制的次數。 + +nr_lru_sort_tried_cold_regions +------------------------------ + +被嘗試進行LRU排序的冷內存區域的數量。 + +bytes_lru_sort_tried_cold_regions +--------------------------------- + +被嘗試進行LRU排序的冷內存區域的大小（字節）。 + +nr_lru_sorted_cold_regions +-------------------------- + +成功進行LRU排序的冷內存區域的數量。 + +bytes_lru_sorted_cold_regions +----------------------------- + +成功進行LRU排序的冷內存區域的大小（字節）。 + +nr_cold_quota_exceeds +--------------------- + +冷區域時間約束超過限制的次數。 + +Example +======= + +如下是一個運行時的命令示例，使DAMON_LRU_SORT查找訪問頻率超過50%的區域並對其進行 +LRU的優先級的提升，同時降低那些超過120秒無人訪問的內存區域的優先級。優先級的處 +理被限制在最多1%的CPU以避免DAMON_LRU_SORT消費過多CPU時間。在系統空閒內存超過50% +時DAMON_LRU_SORT停止工作，並在低於40%時重新開始工作。如果DAMON_RECLAIM沒有取得 +進展且空閒內存低於20%，再次讓DAMON_LRU_SORT停止工作，以此回退到以LRU鏈表爲基礎 +以頁面爲單位的內存回收上。 :: + + # cd /sys/modules/damon_lru_sort/parameters + # echo 500 > hot_thres_access_freq + # echo 120000000 > cold_min_age + # echo 10 > quota_ms + # echo 1000 > quota_reset_interval_ms + # echo 500 > wmarks_high + # echo 400 > wmarks_mid + # echo 200 > wmarks_low + # echo Y > enabled + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/reclaim.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/reclaim.rst new file mode 100644 index 000000000000..efed29c40e44 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/reclaim.rst @@ -0,0 +1,229 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/admin-guide/mm/damon/reclaim.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +:校譯: + +=============== +基於DAMON的回收 +=============== + +基於DAMON的回收（DAMON_RECLAIM）是一個靜態的內核模塊，旨在用於輕度內存壓力下的主動和輕 +量級的回收。它的目的不是取代基於LRU列表的頁面回收，而是有選擇地用於不同程度的內存壓力和要 +求。 + +哪些地方需要主動回收？ +====================== + +在一般的內存超量使用（over-committed systems，虛擬化相關術語）的系統上，主動回收冷頁 +有助於節省內存和減少延遲高峯，這些延遲是由直接回收進程或kswapd的CPU消耗引起的，同時只產 +生最小的性能下降 [1]_ [2]_ 。 + +基於空閒頁報告 [3]_ 的內存過度承諾的虛擬化系統就是很好的例子。在這樣的系統中，客戶機 +向主機報告他們的空閒內存，而主機則將報告的內存重新分配給其他客戶。因此，系統的內存得到了充 +分的利用。然而，客戶可能不那麼節省內存，主要是因爲一些內核子系統和用戶空間應用程序被設計爲 +使用盡可能多的內存。然後，客戶機可能只向主機報告少量的內存是空閒的，導致系統的內存利用率下降。 +在客戶中運行主動回收可以緩解這個問題。 + +它是如何工作的？ +================ + +DAMON_RECLAIM找到在特定時間內沒有被訪問的內存區域並分頁。爲了避免它在分頁操作中消耗過多 +的CPU，可以配置一個速度限制。在這個速度限制下，它首先分頁出那些沒有被訪問過的內存區域。系 +統管理員還可以配置在什麼情況下這個方案應該自動激活和停用三個內存壓力水位。 + +接口: 模塊參數 +============== + +要使用這個功能，你首先要確保你的系統運行在一個以 ``CONFIG_DAMON_RECLAIM=y`` 構建的內 +核上。 + +爲了讓系統管理員啓用或禁用它，併爲給定的系統進行調整，DAMON_RECLAIM利用了模塊參數。也就 +是說，你可以把 ``damon_reclaim.=`` 放在內核啓動命令行上，或者把 +適當的值寫入 ``/sys/module/damon_reclaim/parameters/`` 文件。 + +下面是每個參數的描述。 + +enabled +------- + +啓用或禁用DAMON_RECLAIM。 + +你可以通過把這個參數的值設置爲 ``Y`` 來啓用DAMON_RCLAIM，把它設置爲 ``N`` 可以禁用 +DAMON_RECLAIM。注意，由於基於水位的激活條件，DAMON_RECLAIM不能進行真正的監測和回收。 +這一點請參考下面關於水位參數的描述。 + +min_age +------- + +識別冷內存區域的時間閾值，單位是微秒。 + +如果一個內存區域在這個時間或更長的時間內沒有被訪問，DAMON_RECLAIM會將該區域識別爲冷的， +並回收它。 + +默認爲120秒。 + +quota_ms +-------- + +回收的時間限制，以毫秒爲單位。 + +DAMON_RECLAIM 試圖在一個時間窗口（quota_reset_interval_ms）內只使用到這個時間，以 +嘗試回收冷頁。這可以用來限制DAMON_RECLAIM的CPU消耗。如果該值爲零，則該限制被禁用。 + +默認爲10ms。 + +quota_sz +-------- + +回收的內存大小限制，單位爲字節。 + +DAMON_RECLAIM 收取在一個時間窗口（quota_reset_interval_ms）內試圖回收的內存量，並 +使其不超過這個限制。這可以用來限制CPU和IO的消耗。如果該值爲零，則限制被禁用。 + +默認情況下是128 MiB。 + +quota_reset_interval_ms +----------------------- + +時間/大小配額收取重置間隔，單位爲毫秒。 + +時間（quota_ms）和大小（quota_sz）的配額的目標重置間隔。也就是說，DAMON_RECLAIM在 +嘗試回收‘不’超過quota_ms毫秒或quota_sz字節的內存。 + +默認爲1秒。 + +wmarks_interval +--------------- + +當DAMON_RECLAIM被啓用但由於其水位規則而不活躍時，在檢查水位之前的最小等待時間。 + +wmarks_high +----------- + +高水位的可用內存率（每千字節）。 + +如果系統的可用內存（以每千字節爲單位）高於這個數值，DAMON_RECLAIM就會變得不活躍，所以 +它什麼也不做，只是定期檢查水位。 + +wmarks_mid +---------- + +中間水位的可用內存率（每千字節）。 + +如果系統的空閒內存（以每千字節爲單位）在這個和低水位線之間，DAMON_RECLAIM就會被激活， +因此開始監測和回收。 + +wmarks_low +---------- + +低水位的可用內存率（每千字節）。 + +如果系統的空閒內存（以每千字節爲單位）低於這個數值，DAMON_RECLAIM就會變得不活躍，所以 +它除了定期檢查水位外什麼都不做。在這種情況下，系統會退回到基於LRU列表的頁面粒度回收邏輯。 + +sample_interval +--------------- + +監測的採樣間隔，單位是微秒。 + +DAMON用於監測冷內存的採樣間隔。更多細節請參考DAMON文檔 (:doc:`usage`) 。 + +aggr_interval +------------- + +監測的聚集間隔，單位是微秒。 + +DAMON對冷內存監測的聚集間隔。更多細節請參考DAMON文檔 (:doc:`usage`)。 + +min_nr_regions +-------------- + +監測區域的最小數量。 + +DAMON用於冷內存監測的最小監測區域數。這可以用來設置監測質量的下限。但是，設 +置的太高可能會導致監測開銷的增加。更多細節請參考DAMON文檔 (:doc:`usage`) 。 + +max_nr_regions +-------------- + +監測區域的最大數量。 + +DAMON用於冷內存監測的最大監測區域數。這可以用來設置監測開銷的上限值。但是， +設置得太低可能會導致監測質量不好。更多細節請參考DAMON文檔 (:doc:`usage`) 。 + +monitor_region_start +-------------------- + +目標內存區域的物理地址起點。 + +DAMON_RECLAIM將對其進行工作的內存區域的起始物理地址。也就是說，DAMON_RECLAIM +將在這個區域中找到冷的內存區域並進行回收。默認情況下，該區域使用最大系統內存區。 + +monitor_region_end +------------------ + +目標內存區域的結束物理地址。 + +DAMON_RECLAIM將對其進行工作的內存區域的末端物理地址。也就是說，DAMON_RECLAIM將 +在這個區域內找到冷的內存區域並進行回收。默認情況下，該區域使用最大系統內存區。 + +kdamond_pid +----------- + +DAMON線程的PID。 + +如果DAMON_RECLAIM被啓用，這將成爲工作線程的PID。否則，爲-1。 + +nr_reclaim_tried_regions +------------------------ + +試圖通過DAMON_RECLAIM回收的內存區域的數量。 + +bytes_reclaim_tried_regions +--------------------------- + +試圖通過DAMON_RECLAIM回收的內存區域的總字節數。 + +nr_reclaimed_regions +-------------------- + +通過DAMON_RECLAIM成功回收的內存區域的數量。 + +bytes_reclaimed_regions +----------------------- + +通過DAMON_RECLAIM成功回收的內存區域的總字節數。 + +nr_quota_exceeds +---------------- + +超過時間/空間配額限制的次數。 + +例子 +==== + +下面的運行示例命令使DAMON_RECLAIM找到30秒或更長時間沒有訪問的內存區域並“回收”？ +爲了避免DAMON_RECLAIM在分頁操作中消耗過多的CPU時間，回收被限制在每秒1GiB以內。 +它還要求DAMON_RECLAIM在系統的可用內存率超過50%時不做任何事情，但如果它低於40%時 +就開始真正的工作。如果DAMON_RECLAIM沒有取得進展，因此空閒內存率低於20%，它會要求 +DAMON_RECLAIM再次什麼都不做，這樣我們就可以退回到基於LRU列表的頁面粒度回收了:: + + # cd /sys/module/damon_reclaim/parameters + # echo 30000000 > min_age + # echo $((1 * 1024 * 1024 * 1024)) > quota_sz + # echo 1000 > quota_reset_interval_ms + # echo 500 > wmarks_high + # echo 400 > wmarks_mid + # echo 200 > wmarks_low + # echo Y > enabled + +.. [1] https://research.google/pubs/pub48551/ +.. [2] https://lwn.net/Articles/787611/ +.. [3] https://www.kernel.org/doc/html/latest/mm/free_page_reporting.html + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/start.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/start.rst new file mode 100644 index 000000000000..1822956be0e0 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/start.rst @@ -0,0 +1,125 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/admin-guide/mm/damon/start.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +:校譯: + +======== +入門指南 +======== + +本文通過演示DAMON的默認用戶空間工具，簡要地介紹瞭如何使用DAMON。請注意，爲了簡潔 +起見，本文檔只描述了它的部分功能。更多細節請參考該工具的使用文檔。 +`doc `_ . + + +前提條件 +======== + +內核 +---- + +首先，你要確保你當前系統中跑的內核構建時選定了這個功能選項 ``CONFIG_DAMON_*=y``. + + +用戶空間工具 +------------ + +在演示中，我們將使用DAMON的默認用戶空間工具，稱爲DAMON Operator（DAMO）。它可以在 +https://github.com/awslabs/damo找到。下面的例子假設DAMO在你的$PATH上。當然，但 +這並不是強制性的。 + +因爲DAMO使用了DAMON的sysfs接口（詳情請參考:doc:`usage`），你應該確保 +:doc:`sysfs ` 被掛載。 + +記錄數據訪問模式 +================ + +下面的命令記錄了一個程序的內存訪問模式，並將監測結果保存到文件中。 :: + + $ git clone https://github.com/sjp38/masim + $ cd masim; make; ./masim ./configs/zigzag.cfg & + $ sudo damo record -o damon.data $(pidof masim) + +命令的前兩行下載了一個人工內存訪問生成器程序並在後臺運行。生成器將重複地逐一訪問兩個 +100 MiB大小的內存區域。你可以用你的真實工作負載來代替它。最後一行要求 ``damo`` 將 +訪問模式記錄在 ``damon.data`` 文件中。 + + +將記錄的模式可視化 +================== + +你可以在heatmap中直觀地看到這種模式，顯示哪個內存區域（X軸）何時被訪問（Y軸）以及訪 +問的頻率（數字）。:: + + $ sudo damo report heats --heatmap stdout + 22222222222222222222222222222222222222211111111111111111111111111111111111111100 + 44444444444444444444444444444444444444434444444444444444444444444444444444443200 + 44444444444444444444444444444444444444433444444444444444444444444444444444444200 + 33333333333333333333333333333333333333344555555555555555555555555555555555555200 + 33333333333333333333333333333333333344444444444444444444444444444444444444444200 + 22222222222222222222222222222222222223355555555555555555555555555555555555555200 + 00000000000000000000000000000000000000288888888888888888888888888888888888888400 + 00000000000000000000000000000000000000288888888888888888888888888888888888888400 + 33333333333333333333333333333333333333355555555555555555555555555555555555555200 + 88888888888888888888888888888888888888600000000000000000000000000000000000000000 + 88888888888888888888888888888888888888600000000000000000000000000000000000000000 + 33333333333333333333333333333333333333444444444444444444444444444444444444443200 + 00000000000000000000000000000000000000288888888888888888888888888888888888888400 + [...] + # access_frequency: 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 + # x-axis: space (139728247021568-139728453431248: 196.848 MiB) + # y-axis: time (15256597248362-15326899978162: 1 m 10.303 s) + # resolution: 80x40 (2.461 MiB and 1.758 s for each character) + +你也可以直觀地看到工作集的大小分佈，按大小排序。:: + + $ sudo damo report wss --range 0 101 10 + # + # target_id 18446632103789443072 + # avr: 107.708 MiB + 0 0 B | | + 10 95.328 MiB |**************************** | + 20 95.332 MiB |**************************** | + 30 95.340 MiB |**************************** | + 40 95.387 MiB |**************************** | + 50 95.387 MiB |**************************** | + 60 95.398 MiB |**************************** | + 70 95.398 MiB |**************************** | + 80 95.504 MiB |**************************** | + 90 190.703 MiB |********************************************************* | + 100 196.875 MiB |***********************************************************| + +在上述命令中使用 ``--sortby`` 選項，可以顯示工作集的大小是如何按時間順序變化的。:: + + $ sudo damo report wss --range 0 101 10 --sortby time + # + # target_id 18446632103789443072 + # avr: 107.708 MiB + 0 3.051 MiB | | + 10 190.703 MiB |***********************************************************| + 20 95.336 MiB |***************************** | + 30 95.328 MiB |***************************** | + 40 95.387 MiB |***************************** | + 50 95.332 MiB |***************************** | + 60 95.320 MiB |***************************** | + 70 95.398 MiB |***************************** | + 80 95.398 MiB |***************************** | + 90 95.340 MiB |***************************** | + 100 95.398 MiB |***************************** | + + +數據訪問模式感知的內存管理 +========================== + +以下三個命令使每一個大小>=4K的內存區域在你的工作負載中沒有被訪問>=60秒，就會被換掉。 :: + + $ echo "#min-size max-size min-acc max-acc min-age max-age action" > test_scheme + $ echo "4K max 0 0 60s max pageout" >> test_scheme + $ damo schemes -c test_scheme + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/usage.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/usage.rst new file mode 100644 index 000000000000..6dee719a32ea --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/damon/usage.rst @@ -0,0 +1,592 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/admin-guide/mm/damon/usage.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +:校譯: + +======== +詳細用法 +======== + +DAMON 爲不同的用戶提供了下面這些接口。 + +- *DAMON用戶空間工具。* + `這 `_ 爲有這特權的人， 如系統管理員，希望有一個剛好 + 可以工作的人性化界面。 + 使用它，用戶可以以人性化的方式使用DAMON的主要功能。不過，它可能不會爲特殊情況進行高度調整。 + 它同時支持虛擬和物理地址空間的監測。更多細節，請參考它的 `使用文檔 + `_。 +- *sysfs接口。* + :ref:`這 ` 是爲那些希望更高級的使用DAMON的特權用戶空間程序員準備的。 + 使用它，用戶可以通過讀取和寫入特殊的sysfs文件來使用DAMON的主要功能。因此，你可以編寫和使 + 用你個性化的DAMON sysfs包裝程序，代替你讀/寫sysfs文件。 `DAMON用戶空間工具 + `_ 就是這種程序的一個例子 它同時支持虛擬和物理地址 + 空間的監測。注意，這個界面只提供簡單的監測結果 :ref:`統計 `。對於詳細的監測 + 結果，DAMON提供了一個:ref:`跟蹤點 `。 +- *debugfs interface.* + :ref:`這 ` 幾乎與:ref:`sysfs interface ` 接 + 口相同。這將在下一個LTS內核發佈後被移除，所以用戶應該轉移到 + :ref:`sysfs interface `。 +- *內核空間編程接口。* + :doc:`這 ` 這是爲內核空間程序員準備的。使用它，用戶可以通過爲你編寫內 + 核空間的DAMON應用程序，最靈活有效地利用DAMON的每一個功能。你甚至可以爲各種地址空間擴展DAMON。 + 詳細情況請參考接口 :doc:`文件 `。 + +sysfs接口 +========= +DAMON的sysfs接口是在定義 ``CONFIG_DAMON_SYSFS`` 時建立的。它在其sysfs目錄下創建多 +個目錄和文件， ``/kernel/mm/damon/`` 。你可以通過對該目錄下的文件進行寫入和 +讀取來控制DAMON。 + +對於一個簡短的例子，用戶可以監測一個給定工作負載的虛擬地址空間，如下所示:: + + # cd /sys/kernel/mm/damon/admin/ + # echo 1 > kdamonds/nr_kdamonds && echo 1 > kdamonds/0/contexts/nr_contexts + # echo vaddr > kdamonds/0/contexts/0/operations + # echo 1 > kdamonds/0/contexts/0/targets/nr_targets + # echo $(pidof ) > kdamonds/0/contexts/0/targets/0/pid_target + # echo on > kdamonds/0/state + +文件層次結構 +------------ + +DAMON sysfs接口的文件層次結構如下圖所示。在下圖中，父子關係用縮進表示，每個目錄有 +``/`` 後綴，每個目錄中的文件用逗號（","）分開。 :: + + /sys/kernel/mm/damon/admin + │ kdamonds/nr_kdamonds + │ │ 0/state,pid + │ │ │ contexts/nr_contexts + │ │ │ │ 0/operations + │ │ │ │ │ monitoring_attrs/ + │ │ │ │ │ │ intervals/sample_us,aggr_us,update_us + │ │ │ │ │ │ nr_regions/min,max + │ │ │ │ │ targets/nr_targets + │ │ │ │ │ │ 0/pid_target + │ │ │ │ │ │ │ regions/nr_regions + │ │ │ │ │ │ │ │ 0/start,end + │ │ │ │ │ │ │ │ ... + │ │ │ │ │ │ ... + │ │ │ │ │ schemes/nr_schemes + │ │ │ │ │ │ 0/action + │ │ │ │ │ │ │ access_pattern/ + │ │ │ │ │ │ │ │ sz/min,max + │ │ │ │ │ │ │ │ nr_accesses/min,max + │ │ │ │ │ │ │ │ age/min,max + │ │ │ │ │ │ │ quotas/ms,bytes,reset_interval_ms + │ │ │ │ │ │ │ │ weights/sz_permil,nr_accesses_permil,age_permil + │ │ │ │ │ │ │ watermarks/metric,interval_us,high,mid,low + │ │ │ │ │ │ │ stats/nr_tried,sz_tried,nr_applied,sz_applied,qt_exceeds + │ │ │ │ │ │ │ tried_regions/ + │ │ │ │ │ │ │ │ 0/start,end,nr_accesses,age + │ │ │ │ │ │ │ │ ... + │ │ │ │ │ │ ... + │ │ │ │ ... + │ │ ... + +根 +-- + +DAMON sysfs接口的根是 ``/kernel/mm/damon/`` ，它有一個名爲 ``admin`` 的 +目錄。該目錄包含特權用戶空間程序控制DAMON的文件。擁有根權限的用戶空間工具或deamons可以 +使用這個目錄。 + +kdamonds/ +--------- + +與監測相關的信息包括請求規格和結果被稱爲DAMON上下文。DAMON用一個叫做kdamond的內核線程 +執行每個上下文，多個kdamonds可以並行運行。 + +在 ``admin`` 目錄下，有一個目錄，即``kdamonds``，它有控制kdamonds的文件存在。在開始 +時，這個目錄只有一個文件，``nr_kdamonds``。向該文件寫入一個數字（``N``），就會創建名爲 +``0`` 到 ``N-1`` 的子目錄數量。每個目錄代表每個kdamond。 + +kdamonds// +------------- + +在每個kdamond目錄中，存在兩個文件（``state`` 和 ``pid`` ）和一個目錄( ``contexts`` )。 + +讀取 ``state`` 時，如果kdamond當前正在運行，則返回 ``on`` ，如果沒有運行則返回 ``off`` 。 +寫入 ``on`` 或 ``off`` 使kdamond處於狀態。向 ``state`` 文件寫 ``update_schemes_stats`` ， +更新kdamond的每個基於DAMON的操作方案的統計文件的內容。關於統計信息的細節，請參考 +:ref:`stats section `. 將 ``update_schemes_tried_regions`` 寫到 +``state`` 文件，爲kdamond的每個基於DAMON的操作方案，更新基於DAMON的操作方案動作的嘗試區域目錄。 +將`clear_schemes_tried_regions`寫入`state`文件，清除kdamond的每個基於DAMON的操作方案的動作 +嘗試區域目錄。 關於基於DAMON的操作方案動作嘗試區域目錄的細節，請參考:ref:tried_regions 部分 +`。 + +如果狀態爲 ``on``，讀取 ``pid`` 顯示kdamond線程的pid。 + +``contexts`` 目錄包含控制這個kdamond要執行的監測上下文的文件。 + +kdamonds//contexts/ +---------------------- + +在開始時，這個目錄只有一個文件，即 ``nr_contexts`` 。向該文件寫入一個數字( ``N`` )，就會創 +建名爲``0`` 到 ``N-1`` 的子目錄數量。每個目錄代表每個監測背景。目前，每個kdamond只支持 +一個上下文，所以只有 ``0`` 或 ``1`` 可以被寫入文件。 + +contexts// +------------- + +在每個上下文目錄中，存在一個文件(``operations``)和三個目錄(``monitoring_attrs``, +``targets``, 和 ``schemes``)。 + +DAMON支持多種類型的監測操作，包括對虛擬地址空間和物理地址空間的監測。你可以通過向文件 +中寫入以下關鍵詞之一，並從文件中讀取，來設置和獲取DAMON將爲上下文使用何種類型的監測操作。 + + - vaddr: 監測特定進程的虛擬地址空間 + - paddr: 監視系統的物理地址空間 + +contexts//monitoring_attrs/ +------------------------------ + +用於指定監測屬性的文件，包括所需的監測質量和效率，都在 ``monitoring_attrs`` 目錄中。 +具體來說，這個目錄下有兩個目錄，即 ``intervals`` 和 ``nr_regions`` 。 + +在 ``intervals`` 目錄下，存在DAMON的採樣間隔(``sample_us``)、聚集間隔(``aggr_us``) +和更新間隔(``update_us``)三個文件。你可以通過寫入和讀出這些文件來設置和獲取微秒級的值。 + +在 ``nr_regions`` 目錄下，有兩個文件分別用於DAMON監測區域的下限和上限（``min`` 和 ``max`` ）， +這兩個文件控制着監測的開銷。你可以通過向這些文件的寫入和讀出來設置和獲取這些值。 + +關於間隔和監測區域範圍的更多細節，請參考設計文件 (:doc:`/mm/damon/design`)。 + +contexts//targets/ +--------------------- + +在開始時，這個目錄只有一個文件 ``nr_targets`` 。向該文件寫入一個數字(``N``)，就可以創建 +名爲 ``0`` 到 ``N-1`` 的子目錄的數量。每個目錄代表每個監測目標。 + +targets// +------------ + +在每個目標目錄中，存在一個文件(``pid_target``)和一個目錄(``regions``)。 + +如果你把 ``vaddr`` 寫到 ``contexts//operations`` 中，每個目標應該是一個進程。你 +可以通過將進程的pid寫到 ``pid_target`` 文件中來指定DAMON的進程。 + +targets//regions +------------------- + +當使用 ``vaddr`` 監測操作集時（ ``vaddr`` 被寫入 ``contexts//operations`` 文 +件），DAMON自動設置和更新監測目標區域，這樣就可以覆蓋目標進程的整個內存映射。然而，用戶可 +能希望將初始監測區域設置爲特定的地址範圍。 + +相反，當使用 ``paddr`` 監測操作集時，DAMON不會自動設置和更新監測目標區域（ ``paddr`` +被寫入 ``contexts//operations`` 中）。因此，在這種情況下，用戶應該自己設置監測目標 +區域。 + +在這種情況下，用戶可以按照自己的意願明確設置初始監測目標區域，將適當的值寫入該目錄下的文件。 + +開始時，這個目錄只有一個文件， ``nr_regions`` 。向該文件寫入一個數字(``N``)，就可以創 +建名爲 ``0`` 到 ``N-1`` 的子目錄。每個目錄代表每個初始監測目標區域。 + +regions// +------------ + +在每個區域目錄中，你會發現兩個文件（ ``start`` 和 ``end`` ）。你可以通過向文件寫入 +和從文件中讀出，分別設置和獲得初始監測目標區域的起始和結束地址。 + +每個區域不應該與其他區域重疊。 目錄“N”的“結束”應等於或小於目錄“N+1”的“開始”。 + +contexts//schemes/ +--------------------- + +對於一版的基於DAMON的數據訪問感知的內存管理優化，用戶通常希望系統對特定訪問模式的內存區 +域應用內存管理操作。DAMON從用戶那裏接收這種形式化的操作方案，並將這些方案應用於目標內存 +區域。用戶可以通過讀取和寫入這個目錄下的文件來獲得和設置這些方案。 + +在開始時，這個目錄只有一個文件，``nr_schemes``。向該文件寫入一個數字(``N``)，就可以 +創建名爲``0``到``N-1``的子目錄的數量。每個目錄代表每個基於DAMON的操作方案。 + +schemes// +------------ + +在每個方案目錄中，存在五個目錄(``access_pattern``、``quotas``、``watermarks``、 +``stats`` 和 ``tried_regions``)和一個文件(``action``)。 + +``action`` 文件用於設置和獲取你想應用於具有特定訪問模式的內存區域的動作。可以寫入文件 +和從文件中讀取的關鍵詞及其含義如下。 + + - ``willneed``: 對有 ``MADV_WILLNEED`` 的區域調用 ``madvise()`` 。 + - ``cold``: 對具有 ``MADV_COLD`` 的區域調用 ``madvise()`` 。 + - ``pageout``: 爲具有 ``MADV_PAGEOUT`` 的區域調用 ``madvise()`` 。 + - ``hugepage``: 爲帶有 ``MADV_HUGEPAGE`` 的區域調用 ``madvise()`` 。 + - ``nohugepage``: 爲帶有 ``MADV_NOHUGEPAGE`` 的區域調用 ``madvise()``。 + - ``lru_prio``: 在其LRU列表上對區域進行優先排序。 + - ``lru_deprio``: 對區域的LRU列表進行降低優先處理。 + - ``stat``: 什麼都不做，只計算統計數據 + +schemes//access_pattern/ +--------------------------- + +每個基於DAMON的操作方案的目標訪問模式由三個範圍構成，包括以字節爲單位的區域大小、每個 +聚合區間的監測訪問次數和區域年齡的聚合區間數。 + +在 ``access_pattern`` 目錄下，存在三個目錄（ ``sz``, ``nr_accesses``, 和 ``age`` ）， +每個目錄有兩個文件（``min`` 和 ``max`` ）。你可以通過向 ``sz``, ``nr_accesses``, 和 +``age`` 目錄下的 ``min`` 和 ``max`` 文件分別寫入和讀取來設置和獲取給定方案的訪問模式。 + +schemes//quotas/ +------------------- + +每個 ``動作`` 的最佳 ``目標訪問模式`` 取決於工作負載，所以不容易找到。更糟糕的是，將某些動作 +的方案設置得過於激進會造成嚴重的開銷。爲了避免這種開銷，用戶可以爲每個方案限制時間和大小配額。 +具體來說，用戶可以要求DAMON儘量只使用特定的時間（``時間配額``）來應用動作，並且在給定的時間間 +隔（``重置間隔``）內，只對具有目標訪問模式的內存區域應用動作，而不使用特定數量（``大小配額``）。 + +當預計超過配額限制時，DAMON會根據 ``目標訪問模式`` 的大小、訪問頻率和年齡，對找到的內存區域 +進行優先排序。爲了進行個性化的優先排序，用戶可以爲這三個屬性設置權重。 + +在 ``quotas`` 目錄下，存在三個文件（``ms``, ``bytes``, ``reset_interval_ms``）和一個 +目錄(``weights``)，其中有三個文件(``sz_permil``, ``nr_accesses_permil``, 和 +``age_permil``)。 + +你可以設置以毫秒爲單位的 ``時間配額`` ，以字節爲單位的 ``大小配額`` ，以及以毫秒爲單位的 ``重 +置間隔`` ，分別向這三個文件寫入數值。你還可以通過向 ``weights`` 目錄下的三個文件寫入數值來設 +置大小、訪問頻率和年齡的優先權，單位爲千分之一。 + +schemes//watermarks/ +----------------------- + +爲了便於根據系統狀態激活和停用每個方案，DAMON提供了一個稱爲水位的功能。該功能接收五個值，稱爲 +``度量`` 、``間隔`` 、``高`` 、``中`` 、``低`` 。``度量值`` 是指可以測量的系統度量值，如 +自由內存比率。如果系統的度量值 ``高`` 於memoent的高值或 ``低`` 於低值，則該方案被停用。如果 +該值低於 ``中`` ，則該方案被激活。 + +在水位目錄下，存在五個文件(``metric``, ``interval_us``,``high``, ``mid``, and ``low``) +用於設置每個值。你可以通過向這些文件的寫入來分別設置和獲取這五個值。 + +可以寫入 ``metric`` 文件的關鍵詞和含義如下。 + + - none: 忽略水位 + - free_mem_rate: 系統的自由內存率（千分比）。 + +``interval`` 應以微秒爲單位寫入。 + +schemes//stats/ +------------------ + +DAMON統計每個方案被嘗試應用的區域的總數量和字節數，每個方案被成功應用的區域的兩個數字，以及 +超過配額限制的總數量。這些統計數據可用於在線分析或調整方案。 + +可以通過讀取 ``stats`` 目錄下的文件(``nr_tried``, ``sz_tried``, ``nr_applied``, +``sz_applied``, 和 ``qt_exceeds``)）分別檢索這些統計數據。這些文件不是實時更新的，所以 +你應該要求DAMON sysfs接口通過在相關的 ``kdamonds//state`` 文件中寫入一個特殊的關鍵字 +``update_schemes_stats`` 來更新統計信息的文件內容。 + +schemes//tried_regions/ +-------------------------- + +當一個特殊的關鍵字 ``update_schemes_tried_regions`` 被寫入相關的 ``kdamonds//state`` +文件時，DAMON會在這個目錄下創建從 ``0`` 開始命名的整數目錄。每個目錄包含的文件暴露了關於每個 +內存區域的詳細信息，在下一個 :ref:`聚集區間 `，相應的方案的 ``動作`` +已經嘗試在這個目錄下應用。這些信息包括地址範圍、``nr_accesses`` 以及區域的 ``年齡`` 。 + +當另一個特殊的關鍵字 ``clear_schemes_tried_regions`` 被寫入相關的 ``kdamonds//state`` +文件時，這些目錄將被刪除。 + +tried_regions// +------------------ + +在每個區域目錄中，你會發現四個文件(``start``, ``end``, ``nr_accesses``, and ``age``)。 +讀取這些文件將顯示相應的基於DAMON的操作方案 ``動作`` 試圖應用的區域的開始和結束地址、``nr_accesses`` +和 ``年齡`` 。 + +用例 +~~~~ + +下面的命令應用了一個方案：”如果一個大小爲[4KiB, 8KiB]的內存區域在[10, 20]的聚合時間間隔內 +顯示出每一個聚合時間間隔[0, 5]的訪問量，請分頁該區域。對於分頁，每秒最多隻能使用10ms，而且每 +秒分頁不能超過1GiB。在這一限制下，首先分頁出具有較長年齡的內存區域。另外，每5秒鐘檢查一次系統 +的可用內存率，當可用內存率低於50%時開始監測和分頁，但如果可用內存率大於60%，或低於30%，則停 +止監測。“ :: + + # cd /kernel/mm/damon/admin + # # populate directories + # echo 1 > kdamonds/nr_kdamonds; echo 1 > kdamonds/0/contexts/nr_contexts; + # echo 1 > kdamonds/0/contexts/0/schemes/nr_schemes + # cd kdamonds/0/contexts/0/schemes/0 + # # set the basic access pattern and the action + # echo 4096 > access_pattern/sz/min + # echo 8192 > access_pattern/sz/max + # echo 0 > access_pattern/nr_accesses/min + # echo 5 > access_pattern/nr_accesses/max + # echo 10 > access_pattern/age/min + # echo 20 > access_pattern/age/max + # echo pageout > action + # # set quotas + # echo 10 > quotas/ms + # echo $((1024*1024*1024)) > quotas/bytes + # echo 1000 > quotas/reset_interval_ms + # # set watermark + # echo free_mem_rate > watermarks/metric + # echo 5000000 > watermarks/interval_us + # echo 600 > watermarks/high + # echo 500 > watermarks/mid + # echo 300 > watermarks/low + +請注意，我們強烈建議使用用戶空間的工具，如 `damo `_ ， +而不是像上面那樣手動讀寫文件。以上只是一個例子。 + +debugfs接口 +=========== + +.. note:: + + DAMON debugfs接口將在下一個LTS內核發佈後被移除，所以用戶應該轉移到 + :ref:`sysfs接口`。 + +DAMON導出了八個文件, ``attrs``, ``target_ids``, ``init_regions``, +``schemes``, ``monitor_on``, ``kdamond_pid``, ``mk_contexts`` 和 +``rm_contexts`` under its debugfs directory, ``/damon/``. + + +屬性 +---- + +用戶可以通過讀取和寫入 ``attrs`` 文件獲得和設置 ``採樣間隔`` 、 ``聚集間隔`` 、 ``更新間隔`` +以及監測目標區域的最小/最大數量。要詳細瞭解監測屬性，請參考 `:doc:/mm/damon/design` 。例如， +下面的命令將這些值設置爲5ms、100ms、1000ms、10和1000，然後再次檢查:: + + # cd /damon + # echo 5000 100000 1000000 10 1000 > attrs + # cat attrs + 5000 100000 1000000 10 1000 + + +目標ID +------ + +一些類型的地址空間支持多個監測目標。例如，虛擬內存地址空間的監測可以有多個進程作爲監測目標。用戶 +可以通過寫入目標的相關id值來設置目標，並通過讀取 ``target_ids`` 文件來獲得當前目標的id。在監 +測虛擬地址空間的情況下，這些值應該是監測目標進程的pid。例如，下面的命令將pid爲42和4242的進程設 +爲監測目標，並再次檢查:: + + # cd /damon + # echo 42 4242 > target_ids + # cat target_ids + 42 4242 + +用戶還可以通過在文件中寫入一個特殊的關鍵字 "paddr\n" 來監測系統的物理內存地址空間。因爲物理地 +址空間監測不支持多個目標，讀取文件會顯示一個假值，即 ``42`` ，如下圖所示:: + + # cd /damon + # echo paddr > target_ids + # cat target_ids + 42 + +請注意，設置目標ID並不啓動監測。 + + +初始監測目標區域 +---------------- + +在虛擬地址空間監測的情況下，DAMON自動設置和更新監測的目標區域，這樣就可以覆蓋目標進程的整個 +內存映射。然而，用戶可能希望將監測區域限制在特定的地址範圍內，如堆、棧或特定的文件映射區域。 +或者，一些用戶可以知道他們工作負載的初始訪問模式，因此希望爲“自適應區域調整”設置最佳初始區域。 + +相比之下，DAMON在物理內存監測的情況下不會自動設置和更新監測目標區域。因此，用戶應該自己設置 +監測目標區域。 + +在這種情況下，用戶可以通過在 ``init_regions`` 文件中寫入適當的值，明確地設置他們想要的初 +始監測目標區域。輸入應該是一個由三個整數組成的隊列，用空格隔開，代表一個區域的形式如下:: + + + +目標idx應該是 ``target_ids`` 文件中目標的索引，從 ``0`` 開始，區域應該按照地址順序傳遞。 +例如，下面的命令將設置幾個地址範圍， ``1-100`` 和 ``100-200`` 作爲pid 42的初始監測目標 +區域，這是 ``target_ids`` 中的第一個（索引 ``0`` ），另外幾個地址範圍， ``20-40`` 和 +``50-100`` 作爲pid 4242的地址，這是 ``target_ids`` 中的第二個（索引 ``1`` ）:: + + # cd /damon + # cat target_ids + 42 4242 + # echo "0 1 100 \ + 0 100 200 \ + 1 20 40 \ + 1 50 100" > init_regions + +請注意，這只是設置了初始的監測目標區域。在虛擬內存監測的情況下，DAMON會在一個 ``更新間隔`` +後自動更新區域的邊界。因此，在這種情況下，如果用戶不希望更新的話，應該把 ``更新間隔`` 設 +置得足夠大。 + + +方案 +---- + +對於通常的基於DAMON的數據訪問感知的內存管理優化，用戶只是希望系統對特定訪問模式的內存區域應用內 +存管理操作。DAMON從用戶那裏接收這種形式化的操作方案，並將這些方案應用到目標進程中。 + +用戶可以通過讀取和寫入 ``scheme`` debugfs文件來獲得和設置這些方案。讀取該文件還可以顯示每個 +方案的統計數據。在文件中，每一個方案都應該在每一行中以下列形式表示出來:: + + + +你可以通過簡單地在文件中寫入一個空字符串來禁用方案。 + +目標訪問模式 +~~~~~~~~~~~~ + +``<目標訪問模式>`` 是由三個範圍構成的，形式如下:: + + min-size max-size min-acc max-acc min-age max-age + +具體來說，區域大小的字節數（ `min-size` 和 `max-size` ），訪問頻率的每聚合區間的監測訪問次 +數（ `min-acc` 和 `max-acc` ），區域年齡的聚合區間數（ `min-age` 和 `max-age` ）都被指定。 +請注意，這些範圍是封閉區間。 + +動作 +~~~~ + +```` 是一個預定義的內存管理動作的整數，DAMON將應用於具有目標訪問模式的區域。支持 +的數字和它們的含義如下:: + + - 0: Call ``madvise()`` for the region with ``MADV_WILLNEED`` + - 1: Call ``madvise()`` for the region with ``MADV_COLD`` + - 2: Call ``madvise()`` for the region with ``MADV_PAGEOUT`` + - 3: Call ``madvise()`` for the region with ``MADV_HUGEPAGE`` + - 4: Call ``madvise()`` for the region with ``MADV_NOHUGEPAGE`` + - 5: Do nothing but count the statistics + +配額 +~~~~ + +每個 ``動作`` 的最佳 ``目標訪問模式`` 取決於工作負載，所以不容易找到。更糟糕的是，將某個 +動作的方案設置得過於激進會導致嚴重的開銷。爲了避免這種開銷，用戶可以通過下面表格中的 ```` +來限制方案的時間和大小配額:: + + + +這使得DAMON在 ```` 毫秒內，儘量只用 ```` 毫秒的時間對 ``目標訪 +問模式`` 的內存區域應用動作，並在 ```` 內只對最多字節的內存區域應 +用動作。將 ```` 和 ```` 都設置爲零，可以禁用配額限制。 + +當預計超過配額限制時，DAMON會根據 ``目標訪問模式`` 的大小、訪問頻率和年齡，對發現的內存 +區域進行優先排序。爲了實現個性化的優先級，用戶可以在 ``<優先級權重>`` 中設置這三個屬性的 +權重，具體形式如下:: + + + +水位 +~~~~ + +有些方案需要根據系統特定指標的當前值來運行，如自由內存比率。對於這種情況，用戶可以爲該條 +件指定水位。:: + + + +```` 是一個預定義的整數，用於要檢查的度量。支持的數字和它們的含義如下。 + + - 0: 忽視水位 + - 1: 系統空閒內存率 (千分比) + +每隔 ``<檢查間隔>`` 微秒檢查一次公制的值。 + +如果該值高於 ``<高標>`` 或低於 ``<低標>`` ，該方案被停用。如果該值低於 ``<中標>`` ， +該方案將被激活。 + +統計數據 +~~~~~~~~ + +它還統計每個方案被嘗試應用的區域的總數量和字節數，每個方案被成功應用的區域的兩個數量，以 +及超過配額限制的總數量。這些統計數據可用於在線分析或調整方案。 + +統計數據可以通過讀取方案文件來顯示。讀取該文件將顯示你在每一行中輸入的每個 ``方案`` ， +統計的五個數字將被加在每一行的末尾。 + +例子 +~~~~ + +下面的命令應用了一個方案：”如果一個大小爲[4KiB, 8KiB]的內存區域在[10, 20]的聚合時間 +間隔內顯示出每一個聚合時間間隔[0, 5]的訪問量，請分頁出該區域。對於分頁，每秒最多隻能使 +用10ms，而且每秒分頁不能超過1GiB。在這一限制下，首先分頁出具有較長年齡的內存區域。另外， +每5秒鐘檢查一次系統的可用內存率，當可用內存率低於50%時開始監測和分頁，但如果可用內存率 +大於60%，或低於30%，則停止監測“:: + + # cd /damon + # scheme="4096 8192 0 5 10 20 2" # target access pattern and action + # scheme+=" 10 $((1024*1024*1024)) 1000" # quotas + # scheme+=" 0 0 100" # prioritization weights + # scheme+=" 1 5000000 600 500 300" # watermarks + # echo "$scheme" > schemes + + +開關 +---- + +除非你明確地啓動監測，否則如上所述的文件設置不會產生效果。你可以通過寫入和讀取 ``monitor_on`` +文件來啓動、停止和檢查監測的當前狀態。寫入 ``on`` 該文件可以啓動對有屬性的目標的監測。寫入 +``off`` 該文件則停止這些目標。如果每個目標進程被終止，DAMON也會停止。下面的示例命令開啓、關 +閉和檢查DAMON的狀態:: + + # cd /damon + # echo on > monitor_on + # echo off > monitor_on + # cat monitor_on + off + +請注意，當監測開啓時，你不能寫到上述的debugfs文件。如果你在DAMON運行時寫到這些文件，將會返 +回一個錯誤代碼，如 ``-EBUSY`` 。 + + +監測線程PID +----------- + +DAMON通過一個叫做kdamond的內核線程來進行請求監測。你可以通過讀取 ``kdamond_pid`` 文件獲 +得該線程的 ``pid`` 。當監測被 ``關閉`` 時，讀取該文件不會返回任何信息:: + + # cd /damon + # cat monitor_on + off + # cat kdamond_pid + none + # echo on > monitor_on + # cat kdamond_pid + 18594 + + +使用多個監測線程 +---------------- + +每個監測上下文都會創建一個 ``kdamond`` 線程。你可以使用 ``mk_contexts`` 和 ``rm_contexts`` +文件爲多個 ``kdamond`` 需要的用例創建和刪除監測上下文。 + +將新上下文的名稱寫入 ``mk_contexts`` 文件，在 ``DAMON debugfs`` 目錄上創建一個該名稱的目錄。 +該目錄將有該上下文的 ``DAMON debugfs`` 文件:: + + # cd /damon + # ls foo + # ls: cannot access 'foo': No such file or directory + # echo foo > mk_contexts + # ls foo + # attrs init_regions kdamond_pid schemes target_ids + +如果不再需要上下文，你可以通過把上下文的名字放到 ``rm_contexts`` 文件中來刪除它和相應的目錄:: + + # echo foo > rm_contexts + # ls foo + # ls: cannot access 'foo': No such file or directory + +注意， ``mk_contexts`` 、 ``rm_contexts`` 和 ``monitor_on`` 文件只在根目錄下。 + + +監測結果的監測點 +================ + +DAMON通過一個tracepoint ``damon:damon_aggregated`` 提供監測結果. 當監測開啓時，你可 +以記錄追蹤點事件，並使用追蹤點支持工具如perf顯示結果。比如說:: + + # echo on > monitor_on + # perf record -e damon:damon_aggregated & + # sleep 5 + # kill 9 $(pidof perf) + # echo off > monitor_on + # perf script + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/index.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/index.rst new file mode 100644 index 000000000000..0b04d925b68c --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/index.rst @@ -0,0 +1,50 @@ +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/admin-guide/mm/index.rst + +:翻譯: + + 徐鑫 xu xin + + +======== +內存管理 +======== + +Linux內存管理子系統，顧名思義，是負責系統中的內存管理。它包括了虛擬內存與請求 +分頁的實現，內核內部結構和用戶空間程序的內存分配、將文件映射到進程地址空間以 +及許多其他很酷的事情。 + +Linux內存管理是一個具有許多可配置設置的複雜系統, 且這些設置中的大多數都可以通 +過 ``/proc`` 文件系統獲得，並且可以使用 ``sysctl`` 進行查詢和調整。這些API接 +口被描述在Documentation/admin-guide/sysctl/vm.rst文件和 `man 5 proc`_ 中。 + +.. _man 5 proc: http://man7.org/linux/man-pages/man5/proc.5.html + +Linux內存管理有它自己的術語，如果你還不熟悉它，請考慮閱讀下面參考： +Documentation/admin-guide/mm/concepts.rst. + +在此目錄下，我們詳細描述瞭如何與Linux內存管理中的各種機制交互。 + +.. toctree:: + :maxdepth: 1 + + damon/index + ksm + +Todolist: +* concepts +* cma_debugfs +* hugetlbpage +* idle_page_tracking +* memory-hotplug +* nommu-mmap +* numa_memory_policy +* numaperf +* pagemap +* soft-dirty +* swap_numa +* transhuge +* userfaultfd +* zswap + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/ksm.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/ksm.rst new file mode 100644 index 000000000000..1b4944b3cf61 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/mm/ksm.rst @@ -0,0 +1,199 @@ +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/admin-guide/mm/ksm.rst + +:翻譯: + + 徐鑫 xu xin + + +============ +內核同頁合併 +============ + + +概述 +==== + +KSM是一種能節省內存的數據去重功能，由CONFIG_KSM=y啓用，並在2.6.32版本時被添 +加到Linux內核。詳見 ``mm/ksm.c`` 的實現，以及http://lwn.net/Articles/306704 +和https://lwn.net/Articles/330589 + +KSM最初目的是爲了與KVM（即著名的內核共享內存）一起使用而開發的，通過共享虛擬機 +之間的公共數據，將更多虛擬機放入物理內存。但它對於任何會生成多個相同數據實例的 +應用程序都是很有用的。 + +KSM的守護進程ksmd會定期掃描那些已註冊的用戶內存區域，查找內容相同的頁面，這些 +頁面可以被單個寫保護頁面替換（如果進程以後想要更新其內容，將自動複製）。使用： +引用:`sysfs intraface ` 接口來配置KSM守護程序在單個過程中所掃描的頁 +數以及兩個過程之間的間隔時間。 + +KSM只合並匿名（私有）頁面，從不合並頁緩存（文件）頁面。KSM的合併頁面最初只能被 +鎖定在內核內存中，但現在可以就像其他用戶頁面一樣被換出（但當它們被交換回來時共 +享會被破壞: ksmd必須重新發現它們的身份並再次合併）。 + +以madvise控制KSM +================ + +KSM僅在特定的地址空間區域時運行，即應用程序通過使用如下所示的madvise(2)系統調 +用來請求某塊地址成爲可能的合併候選者的地址空間:: + + int madvise(addr, length, MADV_MERGEABLE) + +應用程序當然也可以通過調用:: + + int madvise(addr, length, MADV_UNMERGEABLE) + +來取消該請求，並恢復爲非共享頁面：此時KSM將去除合併在該範圍內的任何合併頁。注意： +這個去除合併的調用可能突然需要的內存量超過實際可用的內存量-那麼可能會出現EAGAIN +失敗，但更可能會喚醒OOM killer。 + +如果KSM未被配置到正在運行的內核中，則madvise MADV_MERGEABLE 和 MADV_UNMERGEABLE +的調用只會以EINVAL 失敗。如果正在運行的內核是用CONFIG_KSM=y方式構建的，那麼這些 +調用通常會成功：即使KSM守護程序當前沒有運行，MADV_MERGEABLE 仍然會在KSM守護程序 +啓動時註冊範圍，即使該範圍不能包含KSM實際可以合併的任何頁面，即使MADV_UNMERGEABLE +應用於從未標記爲MADV_MERGEABLE的範圍。 + +如果一塊內存區域必須被拆分爲至少一個新的MADV_MERGEABLE區域或MADV_UNMERGEABLE區域， +當該進程將超過 ``vm.max_map_count`` 的設定，則madvise可能返回ENOMEM。（請參閱文檔 +Documentation/admin-guide/sysctl/vm.rst）。 + +與其他madvise調用一樣，它們在用戶地址空間的映射區域上使用：如果指定的範圍包含未 +映射的間隙（儘管在中間的映射區域工作），它們將報告ENOMEM，如果沒有足夠的內存用於 +內部結構，則可能會因EAGAIN而失敗。 + +KSM守護進程sysfs接口 +==================== + +KSM守護進程可以由``/sys/kernel/mm/ksm/`` 中的sysfs文件控制，所有人都可以讀取，但 +只能由root用戶寫入。各接口解釋如下： + + +pages_to_scan + ksmd進程進入睡眠前要掃描的頁數。 + 例如， ``echo 100 > /sys/kernel/mm/ksm/pages_to_scan`` + + 默認值：100（該值被選擇用於演示目的） + +sleep_millisecs + ksmd在下次掃描前應休眠多少毫秒 + 例如， ``echo 20 > /sys/kernel/mm/ksm/sleep_millisecs`` + + 默認值：20（該值被選擇用於演示目的） + +merge_across_nodes + 指定是否可以合併來自不同NUMA節點的頁面。當設置爲0時，ksm僅合併在物理上位 + 於同一NUMA節點的內存區域中的頁面。這降低了訪問共享頁面的延遲。在有明顯的 + NUMA距離上，具有更多節點的系統可能受益於設置該值爲0時的更低延遲。而對於 + 需要對內存使用量最小化的較小系統來說，設置該值爲1（默認設置）則可能會受 + 益於更大共享頁面。在決定使用哪種設置之前，您可能希望比較系統在每種設置下 + 的性能。 ``merge_across_nodes`` 僅當系統中沒有ksm共享頁面時，才能被更改設 + 置：首先將接口`run` 設置爲2從而對頁進行去合併，然後在修改 + ``merge_across_nodes`` 後再將‘run’又設置爲1，以根據新設置來重新合併。 + + 默認值：1（如早期的發佈版本一樣合併跨站點） + +run + * 設置爲0可停止ksmd運行，但保留合併頁面， + * 設置爲1可運行ksmd，例如， ``echo 1 > /sys/kernel/mm/ksm/run`` ， + * 設置爲2可停止ksmd運行，並且對所有目前已合併的頁進行去合併，但保留可合併 + 區域以供下次運行。 + + 默認值：0（必須設置爲1才能激活KSM，除非禁用了CONFIG_SYSFS） + +use_zero_pages + 指定是否應當特殊處理空頁（即那些僅含zero的已分配頁）。當該值設置爲1時， + 空頁與內核零頁合併，而不是像通常情況下那樣空頁自身彼此合併。這可以根據 + 工作負載的不同，在具有着色零頁的架構上可以提高性能。啓用此設置時應小心， + 因爲它可能會降低某些工作負載的KSM性能，比如，當待合併的候選頁面的校驗和 + 與空頁面的校驗和恰好匹配的時候。此設置可隨時更改，僅對那些更改後再合併 + 的頁面有效。 + + 默認值：0（如同早期版本的KSM正常表現） + +max_page_sharing + 單個KSM頁面允許的最大共享站點數。這將強制執行重複數據消除限制，以避免涉 + 及遍歷共享KSM頁面的虛擬映射的虛擬內存操作的高延遲。最小值爲2，因爲新創 + 建的KSM頁面將至少有兩個共享者。該值越高，KSM合併內存的速度越快，去重 + 因子也越高，但是對於任何給定的KSM頁面，虛擬映射的最壞情況遍歷的速度也會 + 越慢。減慢了這種遍歷速度就意味着在交換、壓縮、NUMA平衡和頁面遷移期間， + 某些虛擬內存操作將有更高的延遲，從而降低這些虛擬內存操作調用者的響應能力。 + 其他任務如果不涉及執行虛擬映射遍歷的VM操作，其任務調度延遲不受此參數的影 + 響，因爲這些遍歷本身是調度友好的。 + +stable_node_chains_prune_millisecs + 指定KSM檢查特定頁面的元數據的頻率（即那些達到過時信息數據去重限制標準的 + 頁面）單位是毫秒。較小的毫秒值將以更低的延遲來釋放KSM元數據，但它們將使 + ksmd在掃描期間使用更多CPU。如果還沒有一個KSM頁面達到 ``max_page_sharing`` + 標準，那就沒有什麼用。 + +KSM與MADV_MERGEABLE的工作有效性體現於 ``/sys/kernel/mm/ksm/`` 路徑下的接口： + +pages_shared + 表示多少共享頁正在被使用 +pages_sharing + 表示還有多少站點正在共享這些共享頁，即節省了多少 +pages_unshared + 表示有多少頁是唯一的，但被反覆檢查以進行合併 +pages_volatile + 表示有多少頁因變化太快而無法放在tree中 +full_scans + 表示所有可合併區域已掃描多少次 +stable_node_chains + 達到 ``max_page_sharing`` 限制的KSM頁數 +stable_node_dups + 重複的KSM頁數 + +比值 ``pages_sharing/pages_shared`` 的最大值受限制於 ``max_page_sharing`` +的設定。要想增加該比值，則相應地要增加 ``max_page_sharing`` 的值。 + +監測KSM的收益 +============= + +KSM可以通過合併相同的頁面來節省內存，但也會消耗額外的內存，因爲它需要生成一些rmap_items +來保存每個掃描頁面的簡要rmap信息。其中有些頁面可能會被合併，但有些頁面在被檢查幾次 +後可能無法被合併，這些都是無益的內存消耗。 + +1) 如何確定KSM在全系統範圍內是節省內存還是消耗內存？這裏有一個簡單的近似計算方法供參考:: + + general_profit =~ pages_sharing * sizeof(page) - (all_rmap_items) * + sizeof(rmap_item); + + 其中all_rmap_items可以通過對 ``pages_sharing`` 、 ``pages_shared`` 、 ``pages_unshared`` + 和 ``pages_volatile`` 的求和而輕鬆獲得。 + +2) 單一進程中KSM的收益也可以通過以下近似的計算得到:: + + process_profit =~ ksm_merging_pages * sizeof(page) - + ksm_rmap_items * sizeof(rmap_item). + + 其中ksm_merging_pages顯示在 ``/proc//`` 目錄下，而ksm_rmap_items + 顯示在 ``/proc//ksm_stat`` 。 + +從應用的角度來看， ``ksm_rmap_items`` 和 ``ksm_merging_pages`` 的高比例意 +味着不好的madvise-applied策略，所以開發者或管理員必須重新考慮如何改變madvis策 +略。舉個例子供參考，一個頁面的大小通常是4K，而rmap_item的大小在32位CPU架構上分 +別是32B，在64位CPU架構上是64B。所以如果 ``ksm_rmap_items/ksm_merging_pages`` +的比例在64位CPU上超過64，或者在32位CPU上超過128，那麼應用程序的madvise策略應 +該被放棄，因爲ksm收益大約爲零或負值。 + +監控KSM事件 +=========== + +在/proc/vmstat中有一些計數器，可以用來監控KSM事件。KSM可能有助於節省內存，這是 +一種權衡，因爲它可能會在KSM COW或複製中的交換上遭受延遲。這些事件可以幫助用戶評估 +是否或如何使用KSM。例如，如果cow_ksm增加得太快，用戶可以減少madvise(, , MADV_MERGEABLE) +的範圍。 + +cow_ksm + 在每次KSM頁面觸發寫時拷貝（COW）時都會被遞增，當用戶試圖寫入KSM頁面時， + 我們必須做一個拷貝。 + +ksm_swpin_copy + 在換入時，每次KSM頁被複制時都會被遞增。請注意，KSM頁在換入時可能會被複 + 制，因爲do_swap_page()不能做所有的鎖，而需要重組一個跨anon_vma的KSM頁。 + +-- +Izik Eidus, +Hugh Dickins, 2009年11月17日。 + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/reporting-issues.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/reporting-issues.rst index ea51342879c0..fe5a5a07d51a 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/reporting-issues.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/reporting-issues.rst @@ -1,13 +1,6 @@ .. SPDX-License-Identifier: (GPL-2.0+ OR CC-BY-4.0) -.. - If you want to distribute this text under CC-BY-4.0 only, please use 'The - Linux kernel developers' for author attribution and link this as source: - https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/torvalds/linux.git/plain/Documentation/admin-guide/reporting-issues.rst -.. - Note: Only the content of this RST file as found in the Linux kernel sources - is available under CC-BY-4.0, as versions of this text that were processed - (for example by the kernel's build system) might contain content taken from - files which use a more restrictive license. +.. See the bottom of this file for additional redistribution information. + .. include:: ../disclaimer-zh_TW.rst @@ -26,14 +19,16 @@ 簡明指南（亦即 太長不看） ========================== -您面臨的是否爲同系列穩定版或長期支持內核的普通內核的回歸？是否仍然受支持？ +您面臨的是否爲同系列穩定版或長期支持內核的普通內核的迴歸？是否仍然受支持？ 請搜索 `LKML內核郵件列表 `_ 和 `Linux穩定版郵件列表 `_ 存檔中匹配的報告並 加入討論。如果找不到匹配的報告，請安裝該系列的最新版本。如果它仍然出現問題， -報告給穩定版郵件列表（stable@vger.kernel.org）。 +請報告給穩定版郵件列表（stable@vger.kernel.org）並抄送回歸郵件列表 +（regressions@lists.linux.dev）；理想情況下，還可以抄送維護者和相關子系統的 +郵件列表。 在所有其他情況下，請儘可能猜測是哪個內核部分導致了問題。查看MAINTAINERS文件， -了解開發人員希望如何得知問題，大多數情況下，報告問題都是通過電子郵件和抄送 +瞭解開發人員希望如何得知問題，大多數情況下，報告問題都是通過電子郵件和抄送 相關郵件列表進行的。檢查報告目的地的存檔中是否已有匹配的報告；也請搜索 `LKML `_ 和網絡。如果找不到可加入的討論，請 安裝 `最新的主線內核 `_ 。如果仍存在問題，請發送報告。 @@ -45,21 +40,22 @@ **通用提醒** ：當安裝和測試上述內核時，請確保它是普通的（即：沒有補丁，也沒 有使用附加模塊）。還要確保它是在一個正常的環境中構建和運行，並且在問題發生 -之前沒有被汙染（tainted）。 +之前沒有被污染（tainted）。 -在編寫報告時，要涵蓋與問題相關的所有信息，如使用的內核和發行版。在碰見回歸時， -嘗試給出引入它的更改的提交ID，二分可以找到它。如果您同時面臨Linux內核的多個 -問題，請分別報告每個問題。 +當你同時面臨Linux內核的多個問題時，請分別報告。在編寫報告時，要涵蓋與問題 +相關的所有信息，如使用的內核和發行版。如果碰見迴歸，請把報告抄送回歸郵件列表 +（regressions@lists.linux.dev）。也請試試用二分法找出源頭；如果成功找到，請 +在報告中寫上它的提交ID並抄送sign-off-by鏈中的所有人。 一旦報告發出，請回答任何出現的問題，並儘可能地提供幫助。這包括通過不時重新 -測試新版本並發送狀態更新來推動進展。 +測試新版本併發送狀態更新來推動進展。 如何向內核維護人員報告問題的逐步指南 ===================================== -上面的簡明指南概述了如何向Linux內核開發人員報告問題。對於已經熟悉向自由和開 -源軟體（FLOSS）項目報告問題的人來說，這可能是他們所需要的全部內容。對於其他 +上面的簡明指南概述瞭如何向Linux內核開發人員報告問題。對於已經熟悉向自由和開 +源軟件（FLOSS）項目報告問題的人來說，這可能是他們所需要的全部內容。對於其他 人，本部分更爲詳細，並一步一步地描述。爲了便於閱讀，它仍然儘量簡潔，並省略 了許多細節；這些在逐步指南後的參考章節中進行了描述，該章節更詳細地解釋了每 個步驟。 @@ -68,16 +64,16 @@ 儘早意識到看起來像Linux內核毛病的問題可能實際上是由其他原因引起的。這些步驟 可以確保你最終不會覺得在這一過程中投入的時間是浪費： - * 您是否面臨硬體或軟體供應商提供的Linux內核的問題？那麼基本上您最好停止閱讀 + * 您是否面臨硬件或軟件供應商提供的Linux內核的問題？那麼基本上您最好停止閱讀 本文檔，轉而向您的供應商報告問題，除非您願意自己安裝最新的Linux版本。尋找 和解決問題往往需要後者。 - * 使用您喜愛的網絡搜尋引擎對現有報告進行粗略搜索；此外，請檢查 + * 使用您喜愛的網絡搜索引擎對現有報告進行粗略搜索；此外，請檢查 `Linux內核郵件列表（LKML） `_ 的存檔。如果 找到匹配的報告，請加入討論而不是發送新報告。 - * 看看你正在處理的問題是否爲回歸問題、安全問題或非常嚴重的問題：這些都是需 - 要在接下來的一些步驟中特別處理的「高優先級問題」。 + * 看看你正在處理的問題是否爲迴歸問題、安全問題或非常嚴重的問題：這些都是需 + 要在接下來的一些步驟中特別處理的“高優先級問題”。 * 確保不是內核環境導致了您面臨的問題。 @@ -86,15 +82,15 @@ * 確保您的系統不會通過動態構建額外的內核模塊來增強其內核，像DKMS這樣的解決 方案可能在您不知情的情況下就在本地進行了這樣的工作。 - * 當問題發生時，檢查您的內核是否被「汙染」，因爲使內核設置這個標誌的事件可能 + * 當問題發生時，檢查您的內核是否被“污染”，因爲使內核設置這個標誌的事件可能 會導致您面臨的問題。 * 粗略地寫下如何重現這個問題。如果您同時處理多個問題，請爲每個問題單獨寫注 釋，並確保它們在新啓動的系統上獨立出現。這是必要的，因爲每個問題都需要分 別報告給內核開發人員，除非它們嚴重糾纏在一起。 - * 如果您正面臨穩定版或長期支持版本線的回歸（例如從5.10.4更新到5.10.5時出現 - 故障），請查看後文「報告穩定版和長期支持內核線的回歸」小節。 + * 如果您正面臨穩定版或長期支持版本線的迴歸（例如從5.10.4更新到5.10.5時出現 + 故障），請查看後文“報告穩定版和長期支持內核線的迴歸”小節。 * 定位可能引起問題的驅動程序或內核子系統。找出其開發人員期望的報告的方式和 位置。注意：大多數情況下不會是 bugzilla.kernel.org，因爲問題通常需要通 @@ -105,61 +101,62 @@ 在完成這些準備之後，你將進入主要部分： - * 除非您已經在運行最新的「主線」Linux內核，否則最好在報告流程前安裝它。在某些 - 情況下，使用最新的「穩定版」Linux進行測試和報告也是可以接受的替代方案；在 + * 除非您已經在運行最新的“主線”Linux內核，否則最好在報告流程前安裝它。在某些 + 情況下，使用最新的“穩定版”Linux進行測試和報告也是可以接受的替代方案；在 合併窗口期間，這實際上可能是最好的方法，但在開發階段最好還是暫停幾天。無論 - 你選擇什麼版本，最好使用「普通」構建。忽略這些建議會大大增加您的報告被拒絕 + 你選擇什麼版本，最好使用“普通”構建。忽略這些建議會大大增加您的報告被拒絕 或忽略的風險。 - * 確保您剛剛安裝的內核在運行時不會「汙染」自己。 + * 確保您剛剛安裝的內核在運行時不會“污染”自己。 * 在您剛剛安裝的內核中復現這個問題。如果它沒有出現，請查看下方只發生在 穩定版和長期支持內核的問題的說明。 - * 優化你的筆記：試著找到並寫出最直接的復現問題的方法。確保最終結果包含所有 + * 優化你的筆記：試着找到並寫出最直接的復現問題的方法。確保最終結果包含所有 重要的細節，同時讓第一次聽說的人容易閱讀和理解。如果您在此過程中學到了一 些東西，請考慮再次搜索關於該問題的現有報告。 - * 如果失敗涉及「panic」、「Oops」、「warning」或「BUG」，請考慮解碼內核日誌以查找觸 + * 如果失敗涉及“panic”、“Oops”、“warning”或“BUG”，請考慮解碼內核日誌以查找觸 發錯誤的代碼行。 - * 如果您的問題是回歸問題，請儘可能縮小引入問題時的範圍。 + * 如果您的問題是迴歸問題，請儘可能縮小引入問題時的範圍。 * 通過詳細描述問題來開始編寫報告。記得包括以下條目：您爲復現而安裝的最新內 核版本、使用的Linux發行版以及關於如何復現該問題的說明。如果可能，將內核 - 構建配置（.config）和 ``dmesg`` 的輸出放在網上的某個地方，並連結到它。包 + 構建配置（.config）和 ``dmesg`` 的輸出放在網上的某個地方，並鏈接到它。包 含或上傳所有其他可能相關的信息，如Oops的輸出/截圖或來自 ``lspci`` 的輸出 。一旦你寫完了這個主要部分，請在上方插入一個正常長度的段落快速概述問題和 影響。再在此之上添加一個簡單描述問題的句子，以得到人們的閱讀。現在給出一 個更短的描述性標題或主題。然後就可以像MAINTAINERS文件告訴你的那樣發送或 - 提交報告了，除非你在處理一個「高優先級問題」：它們需要按照下面「高優先級問 - 題的特殊處理」所述特別關照。 + 提交報告了，除非你在處理一個“高優先級問題”：它們需要按照下面“高優先級問 + 題的特殊處理”所述特別關照。 * 等待別人的反應，繼續推進事情，直到你能夠接受這樣或那樣的結果。因此，請公 開和及時地回應任何詢問。測試提出的修復。積極地測試：至少重新測試每個新主 線版本的首個候選版本（RC），並報告你的結果。如果出現拖延，就友好地提醒一 - 下。如果你沒有得到任何幫助或者未能滿意，請試著自己幫助自己。 + 下。如果你沒有得到任何幫助或者未能滿意，請試着自己幫助自己。 -報告穩定版和長期支持內核線的回歸 +報告穩定版和長期支持內核線的迴歸 ---------------------------------- -如果您發現了穩定版或長期支持內核版本線中的回歸問題並按上述流程跳到這裡，那麼 +如果您發現了穩定版或長期支持內核版本線中的迴歸問題並按上述流程跳到這裏，那麼 請閱讀本小節。即例如您在從5.10.4更新到5.10.5時出現了問題（從5.9.15到5.10.5則 -不是）。開發人員希望儘快修復此類回歸，因此有一個簡化流程來報告它們： +不是）。開發人員希望儘快修復此類迴歸，因此有一個簡化流程來報告它們： * 檢查內核開發人員是否仍然維護你關心的Linux內核版本線：去 `kernel.org 的首頁 - `_ ，確保此特定版本線的最新版沒有「[EOL]」標記。 + `_ ，確保此特定版本線的最新版沒有“[EOL]”標記。 * 檢查 `Linux穩定版郵件列表 `_ 中的現有報告。 - * 從特定的版本線安裝最新版本作爲純淨內核。確保這個內核沒有被汙染，並且仍然 - 存在問題，因爲問題可能已經在那裡被修復了。如果您第一次發現供應商內核的問題， + * 從特定的版本線安裝最新版本作爲純淨內核。確保這個內核沒有被污染，並且仍然 + 存在問題，因爲問題可能已經在那裏被修復了。如果您第一次發現供應商內核的問題， 請檢查已知最新版本的普通構建是否可以正常運行。 - * 向Linux穩定版郵件列表發送一個簡短的問題報告(stable@vger.kernel.org)。大致 - 描述問題，並解釋如何復現。講清楚首個出現問題的版本和最後一個工作正常的版本。 - 然後等待進一步的指示。 + * 向Linux穩定版郵件列表發送一個簡短的問題報告（stable@vger.kernel.org）並抄送 + Linux迴歸郵件列表（regressions@lists.linux.dev）；如果你懷疑是由某子系統 + 引起的，請抄送其維護人員和子系統郵件列表。大致描述問題，並解釋如何復現。 + 講清楚首個出現問題的版本和最後一個工作正常的版本。然後等待進一步的指示。 下面的參考章節部分詳細解釋了這些步驟中的每一步。 @@ -167,14 +164,14 @@ 報告只發生在較舊內核版本線的問題 ---------------------------------- -若您嘗試了上述的最新主線內核，但未能在那裡復現問題，那麼本小節適用於您；以下 +若您嘗試了上述的最新主線內核，但未能在那裏復現問題，那麼本小節適用於您；以下 流程有助於使問題在仍然支持的穩定版或長期支持版本線，或者定期基於最新穩定版或 長期支持內核的供應商內核中得到修復。如果是這種情況，請執行以下步驟： * 請做好準備，接下來的幾個步驟可能無法在舊版本中解決問題：修復可能太大或太 - 冒險，無法移植到那裡。 + 冒險，無法移植到那裏。 - * 執行前節「報告穩定版和長期支持內核線的回歸」中的前三個步驟。 + * 執行前節“報告穩定版和長期支持內核線的迴歸”中的前三個步驟。 * 在Linux內核版本控制系統中搜索修復主線問題的更改，因爲它的提交消息可能會 告訴你修復是否已經計劃好了支持。如果你沒有找到，搜索適當的郵件列表，尋找 @@ -219,14 +216,14 @@ 確保您使用的是上游Linux內核 ---------------------------- - *您是否面臨硬體或軟體供應商提供的Linux內核的問題？那麼基本上您最好停止閱 + *您是否面臨硬件或軟件供應商提供的Linux內核的問題？那麼基本上您最好停止閱 讀本文檔，轉而向您的供應商報告問題，除非您願意自己安裝最新的Linux版本。 尋找和解決問題往往需要後者。* -與大多數程式設計師一樣，Linux內核開發人員不喜歡花時間處理他們維護的原始碼中根本 -不會發生的問題的報告。這只會浪費每個人的時間，尤其是你的時間。不幸的是，當 +與大多數程序員一樣，Linux內核開發人員不喜歡花時間處理他們維護的源代碼中根本 +不會發生的問題的報告。這隻會浪費每個人的時間，尤其是你的時間。不幸的是，當 涉及到內核時，這樣的情況很容易發生，並且常常導致雙方氣餒。這是因爲幾乎所有預 -裝在設備（台式機、筆記本電腦、智慧型手機、路由器等）上的Linux內核，以及大多數 +裝在設備（臺式機、筆記本電腦、智能手機、路由器等）上的Linux內核，以及大多數 由Linux發行商提供的內核，都與由kernel.org發行的官方Linux內核相距甚遠：從Linux 開發的角度來看，這些供應商提供的內核通常是古老的或者經過了大量修改，通常兩點 兼具。 @@ -235,19 +232,19 @@ 可能已經由Linux內核開發人員在數月或數年前修復；此外，供應商的修改和增強可能 會導致您面臨的問題，即使它們看起來很小或者完全不相關。這就是爲什麼您應該向 供應商報告這些內核的問題。它的開發者應該查看報告，如果它是一個上游問題，直接 -於上游修復或將報告轉發到那裡。在實踐中，這有時行不通。因此，您可能需要考慮 +於上游修復或將報告轉發到那裏。在實踐中，這有時行不通。因此，您可能需要考慮 通過自己安裝最新的Linux內核內核來繞過供應商。如果如果您選擇此方法，那麼本指 南後面的步驟將解釋如何在排除了其他可能導致您的問題的原因後執行此操作。 -注意前段使用的詞語是「大多數」，因爲有時候開發人員實際上願意處理供應商內核出現 +注意前段使用的詞語是“大多數”，因爲有時候開發人員實際上願意處理供應商內核出現 的問題報告。他們是否這麼做很大程度上取決於開發人員和相關問題。如果發行版只 根據最近的Linux版本對內核進行了較小修改，那麼機會就比較大；例如對於Debian GNU/Linux Sid或Fedora Rawhide所提供的主線內核。一些開發人員還將接受基於最新 穩定內核的發行版內核問題報告，只要它改動不大；例如Arch Linux、常規Fedora版本 和openSUSE Turboweed。但是請記住，您最好使用主線Linux，並避免在此流程中使用 -穩定版內核，如「安裝一個新的內核進行測試」一節中所詳述。 +穩定版內核，如“安裝一個新的內核進行測試”一節中所詳述。 -當然，您可以忽略所有這些建議，並向上游Linux開發人員報告舊的或經過大量修改的 +當然，您可以忽略所有這些建議，並向上遊Linux開發人員報告舊的或經過大量修改的 供應商內核的問題。但是注意，這樣的報告經常被拒絕或忽視，所以自行小心考慮一下。 不過這還是比根本不報告問題要好：有時候這樣的報告會直接或間接地幫助解決之後的 問題。 @@ -256,64 +253,61 @@ GNU/Linux Sid或Fedora Rawhide所提供的主線內核。一些開發人員還 搜索現有報告（第一部分） ------------------------- - *使用您喜愛的網絡搜尋引擎對現有報告進行粗略搜索；此外，請檢查Linux內核 + *使用您喜愛的網絡搜索引擎對現有報告進行粗略搜索；此外，請檢查Linux內核 郵件列表（LKML）的存檔。如果找到匹配的報告，請加入討論而不是發送新報告。* 報告一個別人已經提出的問題，對每個人來說都是浪費時間，尤其是作爲報告人的你。 所以徹底檢查是否有人已經報告了這個問題，這對你自己是有利的。在流程中的這一步， -可以只執行一個粗略的搜索：一旦您知道您的問題需要報告到哪裡，稍後的步驟將告訴 +可以只執行一個粗略的搜索：一旦您知道您的問題需要報告到哪裏，稍後的步驟將告訴 您如何詳細搜索。儘管如此，不要倉促完成這一步，它可以節省您的時間和減少麻煩。 -只需先用你最喜歡的搜尋引擎在網際網路上搜索。然後再搜索Linux內核郵件列表（LKML） +只需先用你最喜歡的搜索引擎在互聯網上搜索。然後再搜索Linux內核郵件列表（LKML） 存檔。 -如果搜索結果實在太多，可以考慮讓你的搜尋引擎將搜索時間範圍限制在過去的一個 -月或一年。而且無論你在哪裡搜索，一定要用恰當的搜索關鍵詞；也要變化幾次關鍵 -詞。同時，試著從別人的角度看問題：這將幫助你想出其他的關鍵詞。另外，一定不 +如果搜索結果實在太多，可以考慮讓你的搜索引擎將搜索時間範圍限制在過去的一個 +月或一年。而且無論你在哪裏搜索，一定要用恰當的搜索關鍵詞；也要變化幾次關鍵 +詞。同時，試着從別人的角度看問題：這將幫助你想出其他的關鍵詞。另外，一定不 要同時使用過多的關鍵詞。記住搜索時要同時嘗試包含和不包含內核驅動程序的名稱 -或受影響的硬體組件的名稱等信息。但其確切的品牌名稱（比如說「華碩紅魔 Radeon -RX 5700 XT Gaming OC」）往往幫助不大，因爲它太具體了。相反，嘗試搜索術語，如 -型號（Radeon 5700 或 Radeon 5000）和核心代號（「Navi」或「Navi10」），以及包含 -和不包含其製造商（「AMD」）。 +或受影響的硬件組件的名稱等信息。但其確切的品牌名稱（比如說“華碩紅魔 Radeon +RX 5700 XT Gaming OC”）往往幫助不大，因爲它太具體了。相反，嘗試搜索術語，如 +型號（Radeon 5700 或 Radeon 5000）和核心代號（“Navi”或“Navi10”），以及包含 +和不包含其製造商（“AMD”）。 如果你發現了關於你的問題的現有報告，請加入討論，因爲你可能會提供有價值的額 外信息。這一點很重要，即使是在修復程序已經準備好或處於最後階段，因爲開發人 -員可能會尋找能夠提供額外信息或測試建議修復程序的人。跳到「發布報告後的責任」 -一節，了解有關如何正確參與的細節。 +員可能會尋找能夠提供額外信息或測試建議修復程序的人。跳到“發佈報告後的責任” +一節，瞭解有關如何正確參與的細節。 注意，搜索 `bugzilla.kernel.org `_ 網站可能 也是一個好主意，因爲這可能會提供有價值的見解或找到匹配的報告。如果您發現後者， -請記住：大多數子系統都希望在不同的位置報告，如下面「你需要將問題報告到何處」 +請記住：大多數子系統都希望在不同的位置報告，如下面“你需要將問題報告到何處” 一節中所述。因此本應處理這個問題的開發人員甚至可能不知道bugzilla的工單。所以 請檢查工單中的問題是否已經按照本文檔所述得到報告，如果沒有，請考慮這樣做。 高優先級的問題？ ----------------- - *看看你正在處理的問題是否是回歸問題、安全問題或非常嚴重的問題：這些都是 - 需要在接下來的一些步驟中特別處理的「高優先級問題」。* + *看看你正在處理的問題是否是迴歸問題、安全問題或非常嚴重的問題：這些都是 + 需要在接下來的一些步驟中特別處理的“高優先級問題”。* Linus Torvalds和主要的Linux內核開發人員希望看到一些問題儘快得到解決，因此在 -報告過程中有一些「高優先級問題」的處理略有不同。有三種情況符合條件:回歸、安全 +報告過程中有一些“高優先級問題”的處理略有不同。有三種情況符合條件:迴歸、安全 問題和非常嚴重的問題。 -如果在舊版本的Linux內核中工作的東西不能在新版本的Linux內核中工作，或者某種 -程度上在新版本的Linux內核中工作得更差，那麼你就需要處理「回歸」。因此，當一個 -在Linux 5.7中表現良好的WiFi驅動程序在5.8中表現不佳或根本不能工作時，這是一 -種回歸。如果應用程式在新的內核中出現不穩定的現象，這也是一種回歸，這可能是 -由於內核和用戶空間之間的接口（如procfs和sysfs）發生不兼容的更改造成的。顯著 -的性能降低或功耗增加也可以稱爲回歸。但是請記住:新內核需要使用與舊內核相似的 -配置來構建（參見下面如何實現這一點）。這是因爲內核開發人員在實現新特性時有 -時無法避免不兼容性；但是爲了避免回歸，這些特性必須在構建配置期間顯式地啓用。 +如果某個應用程序或實際用例在原先的Linux內核上運行良好，但在使用類似配置編譯的 +較新版本上效果更差、或者根本不能用，那麼你就需要處理迴歸問題。 +Documentation/admin-guide/reporting-regressions.rst 對此進行了更詳細的解釋。 +它還提供了很多你可能想知道的關於迴歸的其他信息；例如，它解釋瞭如何將您的問題 +添加到迴歸跟蹤列表中，以確保它不會被忽略。 什麼是安全問題留給您自己判斷。在繼續之前，請考慮閱讀 -「Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/security-bugs.rst」， -因爲它提供了如何最恰當地處理安全問題的額外細節。 +Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/security-bugs.rst ， +因爲它提供瞭如何最恰當地處理安全問題的額外細節。 -當發生了完全無法接受的糟糕事情時，此問題就是一個「非常嚴重的問題」。例如， -Linux內核破壞了它處理的數據或損壞了它運行的硬體。當內核突然顯示錯誤消息 -（「kernel panic」）並停止工作，或者根本沒有任何停止信息時，您也在處理一個嚴重 -的問題。注意：不要混淆「panic」（內核停止自身的致命錯誤）和「Oops」（可恢復錯誤）， +當發生了完全無法接受的糟糕事情時，此問題就是一個“非常嚴重的問題”。例如， +Linux內核破壞了它處理的數據或損壞了它運行的硬件。當內核突然顯示錯誤消息 +（“kernel panic”）並停止工作，或者根本沒有任何停止信息時，您也在處理一個嚴重 +的問題。注意：不要混淆“panic”（內核停止自身的致命錯誤）和“Oops”（可恢復錯誤）， 因爲顯示後者之後內核仍然在運行。 @@ -325,22 +319,22 @@ Linux內核破壞了它處理的數據或損壞了它運行的硬體。當內核 看起來很像內核問題的問題有時是由構建或運行時環境引起的。很難完全排除這種問 題，但你應該儘量減少這種問題： - * 構建內核時，請使用經過驗證的工具，因爲編譯器或二進位文件中的錯誤可能會導 + * 構建內核時，請使用經過驗證的工具，因爲編譯器或二進制文件中的錯誤可能會導 致內核出現錯誤行爲。 * 確保您的計算機組件在其設計規範內運行；這對處理器、內存和主板尤爲重要。因 此，當面臨潛在的內核問題時，停止低電壓或超頻。 - * 儘量確保不是硬體故障導致了你的問題。例如，內存損壞會導致大量的問題，這些 + * 儘量確保不是硬件故障導致了你的問題。例如，內存損壞會導致大量的問題，這些 問題會表現爲看起來像內核問題。 * 如果你正在處理一個文件系統問題，你可能需要用 ``fsck`` 檢查一下文件系統， 因爲它可能會以某種方式被損壞，從而導致無法預期的內核行爲。 - * 在處理回歸問題時，要確保沒有在更新內核的同時發生了其他變化。例如，這個問 - 題可能是由同時更新的其他軟體引起的。也有可能是在你第一次重啓進入新內核時， - 某個硬體巧合地壞了。更新系統 BIOS 或改變 BIOS 設置中的某些內容也會導致 - 一些看起來很像內核回歸的問題。 + * 在處理迴歸問題時，要確保沒有在更新內核的同時發生了其他變化。例如，這個問 + 題可能是由同時更新的其他軟件引起的。也有可能是在你第一次重啓進入新內核時， + 某個硬件巧合地壞了。更新系統 BIOS 或改變 BIOS 設置中的某些內容也會導致 + 一些看起來很像內核迴歸的問題。 爲緊急情況做好準備 @@ -349,8 +343,8 @@ Linux內核破壞了它處理的數據或損壞了它運行的硬體。當內核 *創建一個全新的備份，並將系統修復和還原工具放在手邊* 我得提醒您，您正在和計算機打交道，計算機有時會出現意想不到的事情，尤其是當 -您折騰其作業系統的內核等關鍵部件時。而這就是你在這個過程中要做的事情。因此， -一定要創建一個全新的備份；還要確保你手頭有修復或重裝作業系統的所有工具， +您折騰其操作系統的內核等關鍵部件時。而這就是你在這個過程中要做的事情。因此， +一定要創建一個全新的備份；還要確保你手頭有修復或重裝操作系統的所有工具， 以及恢復備份所需的一切。 @@ -366,67 +360,67 @@ Linux內核破壞了它處理的數據或損壞了它運行的硬體。當內核 的任何模塊。然後重新啓動再繼續。 注意，你可能不知道你的系統正在使用這些解決方案之一：當你安裝 Nvidia 專有圖 -形驅動程序、VirtualBox 或其他需要 Linux 內核以外的模塊支持的軟體時，它們通 -常會靜默設置。這就是爲什麼你可能需要卸載這些軟體的軟體包，以擺脫任何第三方 +形驅動程序、VirtualBox 或其他需要 Linux 內核以外的模塊支持的軟件時，它們通 +常會靜默設置。這就是爲什麼你可能需要卸載這些軟件的軟件包，以擺脫任何第三方 內核模塊。 -檢測「汙染」標誌 +檢查“污染”標誌 ---------------- - *當問題發生時，檢查您的內核是否被「汙染」，因爲使內核設置這個標誌的事件可 + *當問題發生時，檢查您的內核是否被“污染”，因爲使內核設置這個標誌的事件可 能會導致您面臨的問題。* -當某些可能會導致看起來完全不相關的後續錯誤的事情發生時，內核會用「汙染 -（taint）」標誌標記自己。如果您的內核受到汙染，那麼您面臨的可能是這樣的錯誤。 +當某些可能會導致看起來完全不相關的後續錯誤的事情發生時，內核會用“污染 +（taint）”標誌標記自己。如果您的內核受到污染，那麼您面臨的可能是這樣的錯誤。 因此在投入更多時間到這個過程中之前，儘早排除此情況可能對你有好處。這是這個 -步驟出現在這裡的唯一原因，因爲這個過程稍後會告訴您安裝最新的主線內核；然後 -您將需要再次檢查汙染標誌，因爲當它出問題的時候內核報告會關注它。 +步驟出現在這裏的唯一原因，因爲這個過程稍後會告訴您安裝最新的主線內核；然後 +您將需要再次檢查污染標誌，因爲當它出問題的時候內核報告會關注它。 -在正在運行的系統上檢查內核是否汙染非常容易：如果 ``cat /proc/sys/kernel/tainted`` -返回「0」，那麼內核沒有被汙染，一切正常。在某些情況下無法檢查該文件；這就是 -爲什麼當內核報告內部問題（「kernel bug」）、可恢復錯誤（「kernel Oops」）或停止 -操作前不可恢復的錯誤（「kernel panic」）時，它也會提到汙染狀態。當其中一個錯 -誤發生時，查看列印的錯誤消息的頂部，搜索以「CPU:」開頭的行。如果發現問題時內 -核未被汙染，那麼它應該以「Not infected」結束；如果你看到「Tainted:」且後跟一些 -空格和字母，那就被汙染了。 +在正在運行的系統上檢查內核是否污染非常容易：如果 ``cat /proc/sys/kernel/tainted`` +返回“0”，那麼內核沒有被污染，一切正常。在某些情況下無法檢查該文件；這就是 +爲什麼當內核報告內部問題（“kernel bug”）、可恢復錯誤（“kernel Oops”）或停止 +操作前不可恢復的錯誤（“kernel panic”）時，它也會提到污染狀態。當其中一個錯 +誤發生時，查看打印的錯誤消息的頂部，搜索以“CPU:”開頭的行。如果發現問題時內 +核未被污染，那麼它應該以“Not infected”結束；如果你看到“Tainted:”且後跟一些 +空格和字母，那就被污染了。 -如果你的內核被汙染了，請閱讀「Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/tainted-kernels.rst」 -以找出原因。設法消除汙染因素。通常是由以下三種因素之一引起的： +如果你的內核被污染了，請閱讀 Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/tainted-kernels.rst +以找出原因。設法消除污染因素。通常是由以下三種因素之一引起的： - 1. 發生了一個可恢復的錯誤（「kernel Oops」），內核汙染了自己，因爲內核知道在 + 1. 發生了一個可恢復的錯誤（“kernel Oops”），內核污染了自己，因爲內核知道在 此之後它可能會出現奇怪的行爲錯亂。在這種情況下，檢查您的內核或系統日誌， 並尋找以下列文字開頭的部分:: Oops: 0000 [#1] SMP - 如方括號中的「#1」所示，這是自啓動以來的第一次Oops。每個Oops和此後發生的 + 如方括號中的“#1”所示，這是自啓動以來的第一次Oops。每個Oops和此後發生的 任何其他問題都可能是首個Oops的後續問題，即使這兩個問題看起來完全不相關。 通過消除首個Oops的原因並在之後復現該問題，可以排除這種情況。有時僅僅 重新啓動就足夠了，有時更改配置後重新啓動可以消除Oops。但是在這個流程中 不要花費太多時間在這一點上，因爲引起Oops的原因可能已經在您稍後將按流程 安裝的新Linux內核版本中修復了。 - 2. 您的系統使用的軟體安裝了自己的內核模塊，例如Nvidia的專有圖形驅動程序或 - VirtualBox。當內核從外部源（即使它們是開源的）加載此類模塊時，它會汙染 + 2. 您的系統使用的軟件安裝了自己的內核模塊，例如Nvidia的專有圖形驅動程序或 + VirtualBox。當內核從外部源（即使它們是開源的）加載此類模塊時，它會污染 自己：它們有時會在不相關的內核區域導致錯誤，從而可能導致您面臨的問題。 因此，當您想要向Linux內核開發人員報告問題時，您必須阻止這些模塊加載。 - 大多數情況下最簡單的方法是：臨時卸載這些軟體，包括它們可能已經安裝的任 + 大多數情況下最簡單的方法是：臨時卸載這些軟件，包括它們可能已經安裝的任 何模塊。之後重新啓動。 - 3. 當內核加載駐留在Linux內核原始碼staging樹中的模塊時，它也會汙染自身。這 + 3. 當內核加載駐留在Linux內核源代碼staging樹中的模塊時，它也會污染自身。這 是一個特殊的區域，代碼（主要是驅動程序）還沒有達到正常Linux內核的質量 - 標準。當您報告此種模塊的問題時，內核受到汙染顯然是沒有問題的；只需確保 - 問題模塊是造成汙染的唯一原因。如果問題發生在一個不相關的區域，重新啓動 + 標準。當您報告此種模塊的問題時，內核受到污染顯然是沒有問題的；只需確保 + 問題模塊是造成污染的唯一原因。如果問題發生在一個不相關的區域，重新啓動 並通過指定 ``foo.blacklist=1`` 作爲內核參數臨時阻止該模塊被加載（用有 - 問題的模塊名替換「foo」）。 + 問題的模塊名替換“foo”）。 記錄如何重現問題 ------------------ *粗略地寫下如何重現這個問題。如果您同時處理多個問題，請爲每個問題單獨寫 - 注釋，並確保它們在新啓動的系統上獨立出現。這是必要的，因爲每個問題都需 + 註釋，並確保它們在新啓動的系統上獨立出現。這是必要的，因爲每個問題都需 要分別報告給內核開發人員，除非它們嚴重糾纏在一起。* 如果你同時處理多個問題，必須分別報告每個問題，因爲它們可能由不同的開發人員 @@ -438,20 +432,20 @@ Linux內核破壞了它處理的數據或損壞了它運行的硬體。當內核 注意：報告只發生過一次的問題往往是沒有結果的，因爲它們可能是由於宇宙輻射導 致的位翻轉。所以你應該嘗試通過重現問題來排除這種情況，然後再繼續。如果你有 -足夠的經驗來區分由於硬體故障引起的一次性錯誤和難以重現的罕見內核問題，可以 +足夠的經驗來區分由於硬件故障引起的一次性錯誤和難以重現的罕見內核問題，可以 忽略這個建議。 -穩定版或長期支持內核的回歸？ +穩定版或長期支持內核的迴歸？ ----------------------------- - *如果您正面臨穩定版或長期支持版本線的回歸（例如從5.10.4更新到5.10.5時出現 - 故障），請查看後文「報告穩定版和長期支持內核線的回歸」小節。* + *如果您正面臨穩定版或長期支持版本線的迴歸（例如從5.10.4更新到5.10.5時出現 + 故障），請查看後文“報告穩定版和長期支持內核線的迴歸”小節。* -穩定版和長期支持內核版本線中的回歸是Linux開發人員非常希望解決的問題，這樣的 -問題甚至比主線開發分支中的回歸更不應出現，因爲它們會很快影響到很多人。開發人員 -希望儘快了解此類問題，因此有一個簡化流程來報告這些問題。注意，使用更新內核版 -本線的回歸（比如從5.9.15切換到5.10.5時出現故障）不符合條件。 +穩定版和長期支持內核版本線中的迴歸是Linux開發人員非常希望解決的問題，這樣的 +問題甚至比主線開發分支中的迴歸更不應出現，因爲它們會很快影響到很多人。開發人員 +希望儘快瞭解此類問題，因此有一個簡化流程來報告這些問題。注意，使用更新內核版 +本線的迴歸（比如從5.9.15切換到5.10.5時出現故障）不符合條件。 你需要將問題報告到何處 @@ -462,9 +456,9 @@ Linux內核破壞了它處理的數據或損壞了它運行的硬體。當內核 過郵件發送給維護人員和公共郵件列表。* 將報告發送給合適的人是至關重要的，因爲Linux內核是一個大項目，大多數開發人員 -只熟悉其中的一小部分。例如，相當多的程式設計師只關心一個驅動程序，比如一個WiFi -晶片驅動程序；它的開發人員可能對疏遠的或不相關的「子系統」（如TCP堆棧、 -PCIe/PCI子系統、內存管理或文件系統）的內部知識了解很少或完全不了解。 +只熟悉其中的一小部分。例如，相當多的程序員只關心一個驅動程序，比如一個WiFi +芯片驅動程序；它的開發人員可能對疏遠的或不相關的“子系統”（如TCP堆棧、 +PCIe/PCI子系統、內存管理或文件系統）的內部知識瞭解很少或完全不瞭解。 問題在於：Linux內核缺少一個，可以簡單地將問題歸檔並讓需要了解它的開發人員了 解它的，中心化缺陷跟蹤器。這就是爲什麼你必須找到正確的途徑來自己報告問題。 @@ -476,10 +470,10 @@ PCIe/PCI子系統、內存管理或文件系統）的內部知識了解很少或 爲了說明如何使用 :ref:`MAINTAINERS ` 文件，讓我們假設您的筆記 本電腦中的WiFi在更新內核後突然出現了錯誤行爲。這種情況下可能是WiFi驅動的問 -題。顯然，它也可能由於驅動基於的某些代碼，但除非你懷疑有這樣的東西會附著在 -驅動程序上。如果真的是其他的問題，驅動程序的開發人員會讓合適的人參與進來。 +題。顯然，它也可能由於驅動基於的某些代碼，但除非你懷疑有這樣的東西會附着在 +驅動程序上。如果真的是其他的問題，驅動程序的開發人員會讓合適的人蔘與進來。 -遺憾的是，沒有通用且簡單的辦法來檢查哪個代碼驅動了特定硬體組件。 +遺憾的是，沒有通用且簡單的辦法來檢查哪個代碼驅動了特定硬件組件。 在WiFi驅動出現問題的情況下，你可能想查看 ``lspci -k`` 的輸出，因爲它列出了 PCI/PCIe總線上的設備和驅動它的內核模塊:: @@ -492,19 +486,19 @@ PCI/PCIe總線上的設備和驅動它的內核模塊:: Kernel modules: ath10k_pci [...] -但如果你的WiFi晶片通過USB或其他內部總線連接，這種方法就行不通了。在這種情況 +但如果你的WiFi芯片通過USB或其他內部總線連接，這種方法就行不通了。在這種情況 下，您可能需要檢查您的WiFi管理器或 ``ip link`` 的輸出。尋找有問題的網絡接口 -的名稱，它可能類似於「wlp58s0」。此名稱可以用來找到驅動它的模塊:: +的名稱，它可能類似於“wlp58s0”。此名稱可以用來找到驅動它的模塊:: [user@something ~]$ realpath --relative-to=/sys/module//sys/class/net/wlp58s0/device/driver/module ath10k_pci 如果這些技巧不能進一步幫助您，請嘗試在網上搜索如何縮小相關驅動程序或子系統 -的範圍。如果你不確定是哪一個：試著猜一下，即使你猜得不好，也會有人會幫助你 +的範圍。如果你不確定是哪一個：試着猜一下，即使你猜得不好，也會有人會幫助你 的。 一旦您知道了相應的驅動程序或子系統，您就希望在MAINTAINERS文件中搜索它。如果 -是「ath10k_pci」，您不會找到任何東西，因爲名稱太具體了。有時你需要在網上尋找 +是“ath10k_pci”，您不會找到任何東西，因爲名稱太具體了。有時你需要在網上尋找 幫助；但在此之前，請嘗試使用一個稍短或修改過的名稱來搜索MAINTAINERS文件，因 爲這樣你可能會發現類似這樣的東西:: @@ -516,23 +510,23 @@ PCI/PCIe總線上的設備和驅動它的內核模塊:: SCM: git git://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/kvalo/ath.git Files: drivers/net/wireless/ath/ath10k/ -注意：如果您閱讀在Linux原始碼樹的根目錄中找到的原始維護者文件，則行描述將是 -縮寫。例如，「Mail:（郵件）」將是「M:」，「Mailing list:（郵件列表）」將是「L」， -「Status:（狀態）」將是「S:」。此文件頂部有一段解釋了這些和其他縮寫。 +注意：如果您閱讀在Linux源代碼樹的根目錄中找到的原始維護者文件，則行描述將是 +縮寫。例如，“Mail:（郵件）”將是“M:”，“Mailing list:（郵件列表）”將是“L”， +“Status:（狀態）”將是“S:”。此文件頂部有一段解釋了這些和其他縮寫。 -首先查看「Status」狀態行。理想情況下，它應該得到「Supported（支持）」或 -「Maintained（維護）」。如果狀態爲「Obsolete（過時的）」，那麼你在使用一些過時的 -方法，需要轉換到新的解決方案上。有時候，只有在感到有動力時，才會有人爲代碼 -提供「Odd Fixes」。如果碰見「Orphan」，你就完全不走運了，因爲再也沒有人關心代碼 -了，只剩下這些選項:準備好與問題共存，自己修復它，或者找一個願意修復它的程式設計師。 +首先查看“Status”狀態行。理想情況下，它應該得到“Supported（支持）”或 +“Maintained（維護）”。如果狀態爲“Obsolete（過時的）”，那麼你在使用一些過時的 +方法，需要轉換到新的解決方案上。有時候，只有在感到有動力時，纔會有人爲代碼 +提供“Odd Fixes”。如果碰見“Orphan”，你就完全不走運了，因爲再也沒有人關心代碼 +了，只剩下這些選項:準備好與問題共存，自己修復它，或者找一個願意修復它的程序員。 -檢查狀態後，尋找以「bug:」開頭的一行：它將告訴你在哪裡可以找到子系統特定的缺 +檢查狀態後，尋找以“bug:”開頭的一行：它將告訴你在哪裏可以找到子系統特定的缺 陷跟蹤器來提交你的問題。上面的例子沒有此行。大多數部分都是這樣，因爲 Linux 內核的開發完全是由郵件驅動的。很少有子系統使用缺陷跟蹤器，且其中只有一部分 依賴於 bugzilla.kernel.org。 -在這種以及其他很多情況下，你必須尋找以「Mail:」開頭的行。這些行提到了特定代碼 -的維護者的名字和電子郵件地址。也可以查找以「Mailing list:」開頭的行，它告訴你 +在這種以及其他很多情況下，你必須尋找以“Mail:”開頭的行。這些行提到了特定代碼 +的維護者的名字和電子郵件地址。也可以查找以“Mailing list:”開頭的行，它告訴你 開發代碼的公共郵件列表。你的報告之後需要通過郵件發到這些地址。另外，對於所有 通過電子郵件發送的問題報告，一定要抄送 Linux Kernel Mailing List（LKML） 。在以後通過郵件發送問題報告時，不要遺漏任何 @@ -544,8 +538,8 @@ PCI/PCIe總線上的設備和驅動它的內核模塊:: ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ 對於手頭有Linux源碼的人來說，有第二個可以找到合適的報告地點的選擇：腳本 -「scripts/get_maintainer.pl」，它嘗試找到所有要聯繫的人。它會查詢MAINTAINERS -文件，並需要用相關原始碼的路徑來調用。對於編譯成模塊的驅動程序，經常可以用 +“scripts/get_maintainer.pl”，它嘗試找到所有要聯繫的人。它會查詢MAINTAINERS +文件，並需要用相關源代碼的路徑來調用。對於編譯成模塊的驅動程序，經常可以用 這樣的命令找到:: $ modinfo ath10k_pci | grep filename | sed 's!/lib/modules/.*/kernel/!!; s!filename:!!; s!\.ko\(\|\.xz\)!!' @@ -561,13 +555,13 @@ PCI/PCIe總線上的設備和驅動它的內核模塊:: netdev@vger.kernel.org (open list:NETWORKING DRIVERS) linux-kernel@vger.kernel.org (open list) -不要把你的報告發給所有的人。發送給維護者，腳本稱之爲「supporter:」；另外抄送 +不要把你的報告發給所有的人。發送給維護者，腳本稱之爲“supporter:”；另外抄送 代碼最相關的郵件列表，以及 Linux 內核郵件列表（LKML）。在此例中，你需要將報 -告發送給 「Some Human 」 ，並抄送 -「ath10k@lists.infradead.org」和「linux-kernel@vger.kernel.org」。 +告發送給 “Some Human ” ，並抄送 +“ath10k@lists.infradead.org”和“linux-kernel@vger.kernel.org”。 -注意：如果你用 git 克隆了 Linux 原始碼，你可能需要用--git 再次調用 -get_maintainer.pl。腳本會查看提交歷史，以找到最近哪些人參與了相關代碼的編寫， +注意：如果你用 git 克隆了 Linux 源代碼，你可能需要用--git 再次調用 +get_maintainer.pl。腳本會查看提交歷史，以找到最近哪些人蔘與了相關代碼的編寫， 因爲他們可能會提供幫助。但要小心使用這些結果，因爲它很容易讓你誤入歧途。 例如，這種情況常常會發生在很少被修改的地方（比如老舊的或未維護的驅動程序）： 有時這樣的代碼會在樹級清理期間被根本不關心此驅動程序的開發者修改。 @@ -580,73 +574,74 @@ get_maintainer.pl。腳本會查看提交歷史，以找到最近哪些人參與 如果找到匹配的報告，請加入討論而不是發送新報告。* 如前所述：報告一個別人已經提出的問題，對每個人來說都是浪費時間，尤其是作爲報告 -人的你。這就是爲什麼你應該再次搜索現有的報告。現在你已經知道問題需要報告到哪裡。 +人的你。這就是爲什麼你應該再次搜索現有的報告。現在你已經知道問題需要報告到哪裏。 如果是郵件列表，那麼一般在 `lore.kernel.org `_ 可以 找到相應存檔。 但有些列表運行在其他地方。例如前面步驟中當例子的ath10k WiFi驅動程序就是這種 -情況。但是你通常可以在網上很容易地找到這些列表的檔案。例如搜索「archive -ath10k@lists.infradead.org」，將引導您到ath10k郵件列表的信息頁，該頁面頂部連結 +情況。但是你通常可以在網上很容易地找到這些列表的檔案。例如搜索“archive +ath10k@lists.infradead.org”，將引導您到ath10k郵件列表的信息頁，該頁面頂部鏈接 到其 `列表存檔 `_ 。遺憾的是， -這個列表和其他一些列表缺乏搜索其存檔的功能。在這種情況下可以使用常規的網際網路 -搜尋引擎，並添加類似「site:lists.infadead.org/pipermail/ath10k/」這 -樣的搜索條件，這會把結果限制在該連結中的檔案。 +這個列表和其他一些列表缺乏搜索其存檔的功能。在這種情況下可以使用常規的互聯網 +搜索引擎，並添加類似“site:lists.infadead.org/pipermail/ath10k/”這 +樣的搜索條件，這會把結果限制在該鏈接中的檔案。 -也請進一步搜索網絡、LKML和bugzilla.kernel.org網站。 +也請進一步搜索網絡、LKML和bugzilla.kernel.org網站。如果你的報告需要發送到缺陷 +跟蹤器中，那麼您可能還需要檢查子系統的郵件列表存檔，因爲可能有人只在那裏報告了它。 -有關如何搜索以及在找到匹配報告時如何操作的詳細信息，請參閱上面的「搜索現有報告 -（第一部分）」。 +有關如何搜索以及在找到匹配報告時如何操作的詳細信息，請參閱上面的“搜索現有報告 +（第一部分）”。 -不要急著完成報告過程的這一步：花30到60分鐘甚至更多的時間可以爲你和其他人節省 / +不要急着完成報告過程的這一步：花30到60分鐘甚至更多的時間可以爲你和其他人節省 / 減少相當多的時間和麻煩。 安裝一個新的內核進行測試 -------------------------- - *除非您已經在運行最新的「主線」Linux內核，否則最好在報告流程前安裝它。在 - 某些情況下，使用最新的「穩定版」Linux進行測試和報告也是可以接受的替代方案； + *除非您已經在運行最新的“主線”Linux內核，否則最好在報告流程前安裝它。在 + 某些情況下，使用最新的“穩定版”Linux進行測試和報告也是可以接受的替代方案； 在合併窗口期間，這實際上可能是最好的方法，但在開發階段最好還是暫停幾天。 - 無論你選擇什麼版本，最好使用「普通」構建。忽略這些建議會大大增加您的報告 + 無論你選擇什麼版本，最好使用“普通”構建。忽略這些建議會大大增加您的報告 被拒絕或忽略的風險。* -正如第一步的詳細解釋中所提到的：與大多數程式設計師一樣，與大多數程式設計師一樣，Linux -內核開發人員不喜歡花時間處理他們維護的原始碼中根本不會發生的問題的報告。這隻 +正如第一步的詳細解釋中所提到的：與大多數程序員一樣，與大多數程序員一樣，Linux +內核開發人員不喜歡花時間處理他們維護的源代碼中根本不會發生的問題的報告。這隻 會浪費每個人的時間，尤其是你的時間。這就是爲什麼在報告問題之前，您必須先確認 問題仍然存在於最新的上游代碼中，這符合每個人的利益。您可以忽略此建議，但如前 所述：這樣做會極大地增加問題報告被拒絕或被忽略的風險。 -內核「最新上游」的範圍通常指： +內核“最新上游”的範圍通常指： * 安裝一個主線內核；最新的穩定版內核也可以是一個選擇，但大多數時候都最好避免。 - 長期支持內核（有時稱爲「LTS內核」）不適合此流程。下一小節將更詳細地解釋所有 + 長期支持內核（有時稱爲“LTS內核”）不適合此流程。下一小節將更詳細地解釋所有 這些。 * 下一小節描述獲取和安裝這樣一個內核的方法。它還指出了使用預編譯內核是可以的， - 但普通的內核更好，這意味著：它是直接使用從 `kernel.org `_ - 獲得的Linux原始碼構建並且沒有任何方式修改或增強。 + 但普通的內核更好，這意味着：它是直接使用從 `kernel.org `_ + 獲得的Linux源代碼構建並且沒有任何方式修改或增強。 選擇適合測試的版本 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ -前往 `kernel.org `_ 來決定使用哪個版本。忽略那個寫著 -「Latest release最新版本」的巨大黃色按鈕，往下看有一個表格。在表格的頂部，你會 -看到一行以「mainline」開頭的字樣，大多數情況下它會指向一個版本號類似「5.8-rc2」 -的預發布版本。如果是這樣的話，你將需要使用這個主線內核進行測試。不要讓「rc」 -嚇到你，這些「開發版內核」實際上非常可靠——而且你已經按照上面的指示做了備份， +前往 `kernel.org `_ 來決定使用哪個版本。忽略那個寫着 +“Latest release最新版本”的巨大黃色按鈕，往下看有一個表格。在表格的頂部，你會 +看到一行以“mainline”開頭的字樣，大多數情況下它會指向一個版本號類似“5.8-rc2” +的預發佈版本。如果是這樣的話，你將需要使用這個主線內核進行測試。不要讓“rc” +嚇到你，這些“開發版內核”實際上非常可靠——而且你已經按照上面的指示做了備份， 不是嗎？ -大概每九到十周，「mainline」可能會給你指出一個版本號類似「5.7」的正式版本。如果 -碰見這種情況，請考慮暫停報告過程，直到下一個版本的第一個預發布（5.8-rc1）出 -現在 `kernel.org `_ 上。這是因爲 Linux 的開發周期正在 -兩周的「合併窗口」內。大部分的改動和所有干擾性的改動都會在這段時間內被合併到 +大概每九到十週，“mainline”可能會給你指出一個版本號類似“5.7”的正式版本。如果 +碰見這種情況，請考慮暫停報告過程，直到下一個版本的第一個預發佈（5.8-rc1）出 +現在 `kernel.org `_ 上。這是因爲 Linux 的開發週期正在 +兩週的“合併窗口”內。大部分的改動和所有干擾性的改動都會在這段時間內被合併到 下一個版本中。在此期間使用主線是比較危險的。內核開發者通常也很忙，可能沒有 多餘的時間來處理問題報告。這也是很有可能在合併窗口中應用了許多修改來修復你 -所面臨的問題；這就是爲什麼你很快就得用一個新的內核版本重新測試，就像下面「發 -布報告後的責任」一節中所述的那樣。 +所面臨的問題；這就是爲什麼你很快就得用一個新的內核版本重新測試，就像下面“發 +布報告後的責任”一節中所述的那樣。 -這就是爲什麼要等到合併窗口結束後才去做。但是如果你處理的是一些不應該等待的 +這就是爲什麼要等到合併窗口結束後纔去做。但是如果你處理的是一些不應該等待的 東西，則無需這樣做。在這種情況下，可以考慮通過 git 獲取最新的主線內核（見下 文），或者使用 kernel.org 上提供的最新穩定版本。如果 mainline 因爲某些原因 不無法正常工作，那麼使用它也是可以接受的。總的來說：用它來重現問題也比完全 @@ -657,7 +652,7 @@ ath10k@lists.infradead.org」，將引導您到ath10k郵件列表的信息頁， 需要先在主線修復，然後才能得到回傳，這可能需要幾天或幾周。另一個原因是：您 希望的修復對於回傳來說可能太難或太冒險；因此再次報告問題不太可能改變任何事情。 -這些方面也部分表明了爲什麼長期支持內核（有時稱爲「LTS內核」）不適合報告流程： +這些方面也部分表明了爲什麼長期支持內核（有時稱爲“LTS內核”）不適合報告流程： 它們與當前代碼的距離太遠。因此，先去測試主線，然後再按流程走：如果主線沒有 出現問題，流程將指導您如何在舊版本線中修復它。 @@ -669,31 +664,31 @@ ath10k@lists.infradead.org」，將引導您到ath10k郵件列表的信息頁， **使用預編譯的內核** ：這往往是最快速、最簡單、最安全的方法——尤其是在你不熟 悉 Linux 內核的情況下。問題是：發行商或附加存儲庫提供的大多數版本都是從修改 -過的Linux原始碼構建的。因此它們不是普通的，通常不適合於測試和問題報告：這些 +過的Linux源代碼構建的。因此它們不是普通的，通常不適合於測試和問題報告：這些 更改可能會導致您面臨的問題或以某種方式影響問題。 但是如果您使用的是流行的Linux發行版，那麼您就很幸運了：對於大部分的發行版， 您可以在網上找到包含最新主線或穩定版本Linux內核包的存儲庫。使用這些是完全可 -以的，只要從存儲庫的描述中確認它們是普通的或者至少接近普通。此外，請確保軟體 -包包含kernel.org上提供的最新版本內核。如果這些軟體包的時間超過一周，那麼它們 -可能就不合適了，因爲新的主線和穩定版內核通常至少每周發布一次。 +以的，只要從存儲庫的描述中確認它們是普通的或者至少接近普通。此外，請確保軟件 +包包含kernel.org上提供的最新版本內核。如果這些軟件包的時間超過一週，那麼它們 +可能就不合適了，因爲新的主線和穩定版內核通常至少每週發佈一次。 請注意，您以後可能需要手動構建自己的內核：有時這是調試或測試修復程序所必需的， 如後文所述。還要注意，預編譯的內核可能缺少在出現panic、Oops、warning或BUG時 -解碼內核列印的消息所需的調試符號；如果您計劃解碼這些消息，最好自己編譯內核 -（有關詳細信息，請參閱本小節結尾和「解碼失敗信息」小節）。 +解碼內核打印的消息所需的調試符號；如果您計劃解碼這些消息，最好自己編譯內核 +（有關詳細信息，請參閱本小節結尾和“解碼失敗信息”小節）。 **使用git** ：熟悉 git 的開發者和有經驗的 Linux 用戶通常最好直接從 `kernel.org 上的官方開發倉庫 `_ -中獲取最新的 Linux 內核原始碼。這些很可能比最新的主線預發布版本更新一些。不 -用擔心：它們和正式的預發布版本一樣可靠，除非內核的開發周期目前正處於合併窗 +中獲取最新的 Linux 內核源代碼。這些很可能比最新的主線預發佈版本更新一些。不 +用擔心：它們和正式的預發佈版本一樣可靠，除非內核的開發週期目前正處於合併窗 口中。不過即便如此，它們也是相當可靠的。 **常規方法** ：不熟悉 git 的人通常最好從 `kernel.org `_ 下載源碼的tar 存檔包。 -如何實際構建一個內核並不在這裡描述，因爲許多網站已經解釋了必要的步驟。如果 +如何實際構建一個內核並不在這裏描述，因爲許多網站已經解釋了必要的步驟。如果 你是新手，可以考慮按照那些建議使用 ``make localmodconfig`` 來做，它將嘗試獲 取你當前內核的配置，然後根據你的系統進行一些調整。這樣做並不能使編譯出來的 內核更好，但可以更快地編譯。 @@ -702,19 +697,19 @@ ath10k@lists.infradead.org」，將引導您到ath10k郵件列表的信息頁， 啓用 CONFIG_KALLSYMS 選項。此外，還可以啓用 CONFIG_DEBUG_KERNEL 和 CONFIG_DEBUG_INFO；後者是相關選項，但只有啓用前者才能開啓。請注意， CONFIG_DEBUG_INFO 會需要更多儲存空間來構建內核。但這是值得的，因爲這些選項將 -允許您稍後精確定位觸發問題的確切代碼行。下面的「解碼失敗信息」一節對此進行了更 +允許您稍後精確定位觸發問題的確切代碼行。下面的“解碼失敗信息”一節對此進行了更 詳細的解釋。 但請記住：始終記錄遇到的問題，以防難以重現。發送未解碼的報告總比不報告要好。 -檢查「汙染」標誌 +檢查“污染”標誌 ---------------- - *確保您剛剛安裝的內核在運行時不會「汙染」自己。* + *確保您剛剛安裝的內核在運行時不會“污染”自己。* 正如上面已經詳細介紹過的：當發生一些可能會導致一些看起來完全不相關的後續錯 -誤的事情時，內核會設置一個「汙染」標誌。這就是爲什麼你需要檢查你剛剛安裝的內 +誤的事情時，內核會設置一個“污染”標誌。這就是爲什麼你需要檢查你剛剛安裝的內 核是否有設置此標誌。如果有的話，幾乎在任何情況下你都需要在報告問題之前先消 除它。詳細的操作方法請看上面的章節。 @@ -729,43 +724,43 @@ CONFIG_DEBUG_INFO 會需要更多儲存空間來構建內核。但這是值得 可以考慮使用此版本線，放棄報告問題。但是請記住，只要它沒有在 `kernel.org `_ 的穩定版和長期版（以及由這些版本衍生出來的廠商內核） 中得到修復，其他用戶可能仍然會受到它的困擾。如果你喜歡使用其中的一個，或 -者只是想幫助它們的用戶，請前往下面的「報告只發生在較舊內核版本線的問題」一節。 +者只是想幫助它們的用戶，請前往下面的“報告只發生在較舊內核版本線的問題”一節。 優化復現問題的描述 -------------------- - *優化你的筆記：試著找到並寫出最直接的復現問題的方法。確保最終結果包含所 + *優化你的筆記：試着找到並寫出最直接的復現問題的方法。確保最終結果包含所 有重要的細節，同時讓第一次聽說的人容易閱讀和理解。如果您在此過程中學到 了一些東西，請考慮再次搜索關於該問題的現有報告。* 過於複雜的報告會讓別人很難理解。因此請儘量找到一個可以直接描述、易於以書面 形式理解的再現方法。包含所有重要的細節，但同時也要儘量保持簡短。 -在這在前面的步驟中，你很可能已經了解了一些關於你所面臨的問題的點。利用這些 +在這在前面的步驟中，你很可能已經瞭解了一些關於你所面臨的問題的點。利用這些 知識，再次搜索可以轉而加入的現有報告。 解碼失敗信息 ------------- - *如果失敗涉及「panic」、「Oops」、「warning」或「BUG」，請考慮解碼內核日誌以查找 + *如果失敗涉及“panic”、“Oops”、“warning”或“BUG”，請考慮解碼內核日誌以查找 觸發錯誤的代碼行。* -當內核檢測到內部問題時，它會記錄一些有關已執行代碼的信息。這使得在原始碼中精 +當內核檢測到內部問題時，它會記錄一些有關已執行代碼的信息。這使得在源代碼中精 確定位觸發問題的行並顯示如何調用它成爲可能。但只有在配置內核時啓用了 CONFIG_DEBUG_INFO 和 CONFIG_KALLSYMS選項時，這種方法才起效。如果已啓用此選項， -請考慮解碼內核日誌中的信息。這將使我們更容易理解是什麼導致了「panic」、「Oops」、 -「warning」或「BUG」，從而增加了有人提供修復的機率。 +請考慮解碼內核日誌中的信息。這將使我們更容易理解是什麼導致了“panic”、“Oops”、 +“warning”或“BUG”，從而增加了有人提供修復的幾率。 -解碼可以通過Linux原始碼樹中的腳本來完成。如果您運行的內核是之前自己編譯的， +解碼可以通過Linux源代碼樹中的腳本來完成。如果您運行的內核是之前自己編譯的， 這樣這樣調用它:: [user@something ~]$ sudo dmesg | ./linux-5.10.5/scripts/decode_stacktrace.sh ./linux-5.10.5/vmlinux /usr/lib/debug/lib/modules/5.10.10-4.1.x86_64/vmlinux /usr/src/kernels/5.10.10-4.1.x86_64/ 如果您運行的是打包好的普通內核，則可能需要安裝帶有調試符號的相應包。然後按以下 -方式調用腳本（如果發行版未打包，則可能需要從Linux原始碼獲取）:: +方式調用腳本（如果發行版未打包，則可能需要從Linux源代碼獲取）:: [user@something ~]$ sudo dmesg | ./linux-5.10.5/scripts/decode_stacktrace.sh \ /usr/lib/debug/lib/modules/5.10.10-4.1.x86_64/vmlinux /usr/src/kernels/5.10.10-4.1.x86_64/ @@ -778,10 +773,10 @@ CONFIG_DEBUG_INFO 和 CONFIG_KALLSYMS選項時，這種方法才起效。如果 [ 68.387301] RIP: 0010:test_module_init (/home/username/linux-5.10.5/test-module/test-module.c:16) test_module -在本例中，執行的代碼是從文件「~/linux-5.10.5/test-module/test-module.c」構建的， +在本例中，執行的代碼是從文件“~/linux-5.10.5/test-module/test-module.c”構建的， 錯誤出現在第16行的指令中。 -該腳本也會如此解碼以「Call trace」開頭的部分中提到的地址，該部分顯示出現問題的 +該腳本也會如此解碼以“Call trace”開頭的部分中提到的地址，該部分顯示出現問題的 函數的路徑。此外，腳本還會顯示內核正在執行的代碼部分的彙編輸出。 注意，如果你沒法做到這一點，只需跳過這一步，並在報告中說明原因。如果你幸運的 @@ -790,60 +785,60 @@ CONFIG_DEBUG_INFO 和 CONFIG_KALLSYMS選項時，這種方法才起效。如果 別擔心，如果您碰到的情況需要這樣做，開發人員會告訴您該怎麼做。 -對回歸的特別關照 +對迴歸的特別關照 ----------------- - *如果您的問題是回歸問題，請儘可能縮小引入問題時的範圍。* + *如果您的問題是迴歸問題，請儘可能縮小引入問題時的範圍。* Linux 首席開發者 Linus Torvalds 認爲 Linux 內核永遠不應惡化，這就是爲什麼他 -認爲回歸是不可接受的，並希望看到它們被迅速修復。這就是爲什麼引入了回歸的改 -動導致的問題若無法通過其他方式快速解決，通常會被迅速撤銷。因此，報告回歸有 -點像「王炸」，會迅速得到修復。但要做到這一點，需要知道導致回歸的變化。通常情 +認爲迴歸是不可接受的，並希望看到它們被迅速修復。這就是爲什麼引入了迴歸的改 +動導致的問題若無法通過其他方式快速解決，通常會被迅速撤銷。因此，報告迴歸有 +點像“王炸”，會迅速得到修復。但要做到這一點，需要知道導致迴歸的變化。通常情 況下，要由報告者來追查罪魁禍首，因爲維護者往往沒有時間或手頭設置不便來自行 重現它。 -有一個叫做「二分」的過程可以來尋找變化，這在 -「Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/bug-bisect.rst」文檔中進行了詳細 +有一個叫做“二分”的過程可以來尋找變化，這在 +Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/bug-bisect.rst 文檔中進行了詳細 的描述，這個過程通常需要你構建十到二十個內核鏡像，每次都嘗試在構建下一個鏡像 -之前重現問題。是的，這需要花費一些時間，但不用擔心，它比大多數人想像的要快得多。 -多虧了「binary search二進位搜索」，這將引導你在原始碼管理系統中找到導致回歸的提交。 +之前重現問題。是的，這需要花費一些時間，但不用擔心，它比大多數人想象的要快得多。 +多虧了“binary search二分搜索”，這將引導你在源代碼管理系統中找到導致迴歸的提交。 一旦你找到它，就在網上搜索其主題、提交ID和縮短的提交ID（提交ID的前12個字符）。 如果有的話，這將引導您找到關於它的現有報告。 需要注意的是，二分法需要一點竅門，不是每個人都懂得訣竅，也需要相當多的努力， 不是每個人都願意投入。儘管如此，還是強烈建議自己進行一次二分。如果你真的 -不能或者不想走這條路，至少要找出是哪個主線內核引入的回歸。比如說從 5.5.15 +不能或者不想走這條路，至少要找出是哪個主線內核引入的迴歸。比如說從 5.5.15 切換到 5.8.4 的時候出現了一些問題，那麼至少可以嘗試一下相近的所有的主線版本 （5.6、5.7 和 5.8）來檢查它是什麼時候出現的。除非你想在一個穩定版或長期支持 -內核中找到一個回歸，否則要避免測試那些編號有三段的版本（5.6.12、5.7.8），因 -爲那會使結果難以解釋，可能會讓你的測試變得無用。一旦你找到了引入回歸的主要 +內核中找到一個迴歸，否則要避免測試那些編號有三段的版本（5.6.12、5.7.8），因 +爲那會使結果難以解釋，可能會讓你的測試變得無用。一旦你找到了引入迴歸的主要 版本，就可以放心地繼續報告了。但請記住：在不知道罪魁禍首的情況下，開發人員 是否能夠提供幫助取決於手頭的問題。有時他們可能會從報告中確認是什麼出現了問 題，並能修復它；有時他們可能無法提供幫助，除非你進行二分。 -當處理回歸問題時，請確保你所面臨的問題真的是由內核引起的，而不是由其他東西 +當處理迴歸問題時，請確保你所面臨的問題真的是由內核引起的，而不是由其他東西 引起的，如上文所述。 -在整個過程中，請記住：只有當舊內核和新內核的配置相似時，問題才算回歸。最好 -的方法是：把配置文件（``.config``）從舊的工作內核直接複製到你嘗試的每個新內 -核版本。之後運行 ``make oldnoconfig`` 來調整它以適應新版本的需要，而不啓用 -任何新的功能，因爲那些功能也可能導致回歸。 +在整個過程中，請記住：只有當舊內核和新內核的配置相似時，問題纔算迴歸。這可以 +通過 ``make olddefconfig`` 來實現，詳細解釋參見 +Documentation/admin-guide/reporting-regressions.rst ；它還提供了大量其他您 +可能希望瞭解的有關回歸的信息。 -撰寫並發送報告 +撰寫併發送報告 --------------- *通過詳細描述問題來開始編寫報告。記得包括以下條目：您爲復現而安裝的最新 內核版本、使用的Linux發行版以及關於如何復現該問題的說明。如果可能，將內 - 核構建配置（.config）和 ``dmesg`` 的輸出放在網上的某個地方，並連結到它。 + 核構建配置（.config）和 ``dmesg`` 的輸出放在網上的某個地方，並鏈接到它。 包含或上傳所有其他可能相關的信息，如Oops的輸出/截圖或來自 ``lspci`` 的輸出。一旦你寫完了這個主要部分，請在上方插入一個正常長度的段落快速概 述問題和影響。再在此之上添加一個簡單描述問題的句子，以得到人們的閱讀。 現在給出一個更短的描述性標題或主題。然後就可以像MAINTAINERS文件告訴你的 - 那樣發送或提交報告了，除非你在處理一個「高優先級問題」：它們需要按照下面 - 「高優先級問題的特殊處理」所述特別關照。* + 那樣發送或提交報告了，除非你在處理一個“高優先級問題”：它們需要按照下面 + “高優先級問題的特殊處理”所述特別關照。* -現在你已經準備好了一切，是時候寫你的報告了。上文前言中連結的三篇文檔對如何 +現在你已經準備好了一切，是時候寫你的報告了。上文前言中鏈接的三篇文檔對如何 寫報告做了部分解釋。這就是爲什麼本文將只提到一些基本的內容以及 Linux 內核特 有的東西。 @@ -855,7 +850,7 @@ Linux 首席開發者 Linus Torvalds 認爲 Linux 內核永遠不應惡化，這 每份報告都應提及的事項 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ -詳細描述你的問題是如何發生在你安裝的新純淨內核上的。試著包含你之前寫的和優 +詳細描述你的問題是如何發生在你安裝的新純淨內核上的。試着包含你之前寫的和優 化過的分步說明，概述你和其他人如何重現這個問題；在極少數無法重現的情況下， 儘量描述你做了什麼來觸發它。 @@ -864,19 +859,19 @@ Linux 首席開發者 Linus Torvalds 認爲 Linux 內核永遠不應惡化，這 * ``cat /proc/version`` 的輸出，其中包含 Linux 內核版本號和構建時的編譯器。 - * 機器正在運行的 Linux 發行版（ ``hostnamectl | grep 「Operating System「`` ） + * 機器正在運行的 Linux 發行版（ ``hostnamectl | grep “Operating System“`` ） - * CPU 和作業系統的架構（ ``uname -mi`` ） + * CPU 和操作系統的架構（ ``uname -mi`` ） - * 如果您正在處理回歸，並進行了二分，請提及導致回歸的變更的主題和提交ID。 + * 如果您正在處理迴歸，並進行了二分，請提及導致迴歸的變更的主題和提交ID。 -許多情況下，讓讀你報告的人多了解兩件事也是明智之舉： +許多情況下，讓讀你報告的人多瞭解兩件事也是明智之舉： - * 用於構建 Linux 內核的配置（「.config」文件） + * 用於構建 Linux 內核的配置（“.config”文件） - * 內核的信息，你從 ``dmesg`` 得到的信息寫到一個文件里。確保它以像「Linux + * 內核的信息，你從 ``dmesg`` 得到的信息寫到一個文件裏。確保它以像“Linux version 5.8-1 (foobar@example.com) (gcc (GCC) 10.2.1, GNU ld version - 2.34) #1 SMP Mon Aug 3 14:54:37 UTC 2020」這樣的行開始，如果沒有，那麼第 + 2.34) #1 SMP Mon Aug 3 14:54:37 UTC 2020”這樣的行開始，如果沒有，那麼第 一次啓動階段的重要信息已經被丟棄了。在這種情況下，可以考慮使用 ``journalctl -b 0 -k`` ；或者你也可以重啓，重現這個問題，然後調用 ``dmesg`` 。 @@ -887,39 +882,39 @@ Linux 首席開發者 Linus Torvalds 認爲 Linux 內核永遠不應惡化，這 * 將文件上傳到某個公開的地方（你的網站，公共文件粘貼服務，在 `bugzilla.kernel.org `_ 上創建的工單……）， - 並在你的報告中放上連結。理想情況下請使用允許這些文件保存很多年的地方，因 + 並在你的報告中放上鍊接。理想情況下請使用允許這些文件保存很多年的地方，因 爲它們可能在很多年後對別人有用；例如 5 年或 10 年後，一個開發者正在修改 一些代碼，而這些代碼正是爲了修復你的問題。 - * 把文件放在一邊，然後說明你會在他人回復時再單獨發送。只要記得報告發出去後， + * 把文件放在一邊，然後說明你會在他人回覆時再單獨發送。只要記得報告發出去後， 真正做到這一點就可以了。;-) 提供這些東西可能是明智的 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ -根據問題的不同，你可能需要提供更多的背景數據。這裡有一些關於提供什麼比較好 +根據問題的不同，你可能需要提供更多的背景數據。這裏有一些關於提供什麼比較好 的建議： - * 如果你處理的是內核的「warning」、「OOPS」或「panic」，請包含它。如果你不能複製 - 粘貼它，試著用netconsole網絡終端遠程跟蹤或者至少拍一張屏幕的照片。 + * 如果你處理的是內核的“warning”、“OOPS”或“panic”，請包含它。如果你不能複製 + 粘貼它，試着用netconsole網絡終端遠程跟蹤或者至少拍一張屏幕的照片。 - * 如果問題可能與你的電腦硬體有關，請說明你使用的是什麼系統。例如，如果你的 - 顯卡有問題，請提及它的製造商，顯卡的型號，以及使用的晶片。如果是筆記本電 - 腦，請提及它的型號名稱，但儘量確保意義明確。例如「戴爾 XPS 13」就不很明確， + * 如果問題可能與你的電腦硬件有關，請說明你使用的是什麼系統。例如，如果你的 + 顯卡有問題，請提及它的製造商，顯卡的型號，以及使用的芯片。如果是筆記本電 + 腦，請提及它的型號名稱，但儘量確保意義明確。例如“戴爾 XPS 13”就不很明確， 因爲它可能是 2012 年的那款，那款除了看起來和現在銷售的沒有什麼不同之外， 兩者沒有任何共同之處。因此，在這種情況下，要加上準確的型號，例如 2019 - 年內推出的 XPS 13 型號爲「9380」或「7390」。像「聯想 Thinkpad T590」這樣的名字 + 年內推出的 XPS 13 型號爲“9380”或“7390”。像“聯想 Thinkpad T590”這樣的名字 也有些含糊不清：這款筆記本有帶獨立顯卡和不帶的子型號，所以要儘量找到準確 的型號名稱或註明主要部件。 - * 說明正在使用的相關軟體。如果你在加載模塊時遇到了問題，你要說明正在使用的 + * 說明正在使用的相關軟件。如果你在加載模塊時遇到了問題，你要說明正在使用的 kmod、systemd 和 udev 的版本。如果其中一個 DRM 驅動出現問題，你要說明 libdrm 和 Mesa 的版本；還要說明你的 Wayland 合成器或 X-Server 及其驅動。 如果你有文件系統問題，請註明相應的文件系統實用程序的版本（e2fsprogs, btrfs-progs, xfsprogs……）。 * 從內核中收集可能有用的額外信息。例如， ``lspci -nn`` 的輸出可以幫助別人 - 識別你使用的硬體。如果你的硬體有問題，你甚至可以給出 ``sudo lspci -vvv`` + 識別你使用的硬件。如果你的硬件有問題，你甚至可以給出 ``sudo lspci -vvv`` 的結果，因爲它提供了組件是如何配置的信息。對於一些問題，可能最好包含 ``/proc/cpuinfo`` ， ``/proc/ioports`` ， ``/proc/iomem`` ， ``/proc/modules`` 或 ``/proc/scsi/scsi`` 等文件的內容。一些子系統還提 @@ -936,7 +931,7 @@ Linux 首席開發者 Linus Torvalds 認爲 Linux 內核永遠不應惡化，這 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ 現在你已經準備好了報告的詳細部分，讓我們進入最重要的部分：開頭幾句。現在到 -報告的最前面，在你剛才寫的部分之前加上類似「The detailed description:」（詳細 +報告的最前面，在你剛纔寫的部分之前加上類似“The detailed description:”（詳細 描述）這樣的內容，並在最前面插入兩個新行。現在寫一個正常長度的段落，大致概 述這個問題。去掉所有枯燥的細節，把重點放在讀者需要知道的關鍵部分，以讓人了 解這是怎麼回事；如果你認爲這個缺陷影響了很多用戶，就提一下這點來吸引大家關 @@ -946,10 +941,10 @@ Linux 首席開發者 Linus Torvalds 認爲 Linux 內核永遠不應惡化，這 要更加抽象，爲報告寫一個更短的主題/標題。 現在你已經寫好了這部分，請花點時間來優化它，因爲它是你的報告中最重要的部分： -很多人會先讀這部分，然後才會決定是否值得花時間閱讀其他部分。 +很多人會先讀這部分，然後纔會決定是否值得花時間閱讀其他部分。 現在就像 :ref:`MAINTAINERS ` 維護者文件告訴你的那樣發送或提交 -報告，除非它是前面概述的那些「高優先級問題」之一：在這種情況下，請先閱讀下一 +報告，除非它是前面概述的那些“高優先級問題”之一：在這種情況下，請先閱讀下一 小節，然後再發送報告。 高優先級問題的特殊處理 @@ -960,11 +955,19 @@ Linux 首席開發者 Linus Torvalds 認爲 Linux 內核永遠不應惡化，這 **非常嚴重的缺陷** ：確保在主題或工單標題以及第一段中明顯標出 severeness （非常嚴重的）。 -**回歸** ：如果問題是一個回歸，請在郵件的主題或缺陷跟蹤器的標題中添加 -[REGRESSION]。如果您沒有進行二分，請至少註明您測試的最新主線版本（比如 5.7） -和出現問題的最新版本（比如 5.8）。如果您成功地進行了二分，請註明導致回歸 -的提交ID和主題。也請添加該變更的作者到你的報告中；如果您需要將您的缺陷提交 -到缺陷跟蹤器中，請將報告以私人郵件的形式轉發給他，並註明報告提交地點。 +**迴歸** ：報告的主題應以“[REGRESSION]”開頭。 + +如果您成功用二分法定位了問題，請使用引入迴歸之更改的標題作爲主題的第二部分。 +請在報告中寫明“罪魁禍首”的提交ID。如果未能成功二分，請在報告中講明最後一個 +正常工作的版本（例如5.7）和最先發生問題的版本（例如5.8-rc1）。 + +通過郵件發送報告時，請抄送Linux迴歸郵件列表（regressions@lists.linux.dev）。 +如果報告需要提交到某個web追蹤器，請繼續提交；並在提交後，通過郵件將報告轉發 +至迴歸列表；抄送相關子系統的維護人員和郵件列表。請確保報告是內聯轉發的，不要 +把它作爲附件。另外請在頂部添加一個簡短的說明，在那裏寫上工單的網址。 + +在郵寄或轉發報告時，如果成功二分，需要將“罪魁禍首”的作者添加到收件人中；同時 +抄送signed-off-by鏈中的每個人，您可以在提交消息的末尾找到。 **安全問題** ：對於這種問題，你將必須評估：如果細節被公開披露，是否會對其他 用戶產生短期風險。如果不會，只需按照所述繼續報告問題。如果有此風險，你需要 @@ -972,47 +975,47 @@ Linux 首席開發者 Linus Torvalds 認爲 Linux 內核永遠不應惡化，這 * 如果 MAINTAINERS 文件指示您通過郵件報告問題，請不要抄送任何公共郵件列表。 - * 如果你應該在缺陷跟蹤器中提交問題，請確保將工單標記爲「私有」或「安全問題」。 + * 如果你應該在缺陷跟蹤器中提交問題，請確保將工單標記爲“私有”或“安全問題”。 如果缺陷跟蹤器沒有提供保持報告私密性的方法，那就別想了，把你的報告以私人 郵件的形式發送給維護者吧。 -在這兩種情況下，都一定要將報告發到 MAINTAINERS 文件中「安全聯絡」部分列出的 +在這兩種情況下，都一定要將報告發到 MAINTAINERS 文件中“安全聯絡”部分列出的 地址。理想的情況是在發送報告的時候直接抄送他們。如果您在缺陷跟蹤器中提交了 -報告，請將報告的文本轉發到這些地址；但請在報告的頂部加上注釋，表明您提交了 -報告，並附上工單連結。 +報告，請將報告的文本轉發到這些地址；但請在報告的頂部加上註釋，表明您提交了 +報告，並附上工單鏈接。 -更多信息請參見「Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/security-bugs.rst」。 +更多信息請參見 Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/security-bugs.rst 。 -發布報告後的責任 +發佈報告後的責任 ------------------ *等待別人的反應，繼續推進事情，直到你能夠接受這樣或那樣的結果。因此，請 公開和及時地回應任何詢問。測試提出的修復。積極地測試：至少重新測試每個 新主線版本的首個候選版本（RC），並報告你的結果。如果出現拖延，就友好地 - 提醒一下。如果你沒有得到任何幫助或者未能滿意，請試著自己幫助自己。* + 提醒一下。如果你沒有得到任何幫助或者未能滿意，請試着自己幫助自己。* 如果你的報告非常優秀，而且你真的很幸運，那麼某個開發者可能會立即發現導致問 題的原因；然後他們可能會寫一個補丁來修復、測試它，並直接發送給主線集成，同 -時標記它以便以後回溯到需要它的穩定版和長期支持內核。那麼你需要做的就是回復 -一句「Thank you very much」（非常感謝），然後在發布後換上修復好的版本。 +時標記它以便以後回溯到需要它的穩定版和長期支持內核。那麼你需要做的就是回覆 +一句“Thank you very much”（非常感謝），然後在發佈後換上修復好的版本。 -但這種理想狀況很少發生。這就是爲什麼你把報告拿出來之後工作才開始。你要做的 -事情要視情況而定，但通常會是下面列出的事情。但在深入研究細節之前，這裡有幾 +但這種理想狀況很少發生。這就是爲什麼你把報告拿出來之後工作纔開始。你要做的 +事情要視情況而定，但通常會是下面列出的事情。但在深入研究細節之前，這裏有幾 件重要的事情，你需要記住這部分的過程。 關於進一步互動的一般建議 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ -**總是公開回復** ：當你在缺陷跟蹤器中提交問題時，一定要在那裡回復，不要私下 -聯繫任何開發者。對於郵件報告，在回復您收到的任何郵件時，總是使用「全部回復」 +**總是公開回復** ：當你在缺陷跟蹤器中提交問題時，一定要在那裏回覆，不要私下 +聯繫任何開發者。對於郵件報告，在回覆您收到的任何郵件時，總是使用“全部回覆” 功能。這包括帶有任何你可能想要添加到你的報告中的額外數據的郵件：進入郵件應 -用程序「已發送」文件夾，並在郵件上使用「全部回復」來回復報告。這種方法可以確保 -公共郵件列表和其他所有參與者都能及時了解情況；它還能保持郵件線程的完整性， +用程序“已發送”文件夾，並在郵件上使用“全部回覆”來回復報告。這種方法可以確保 +公共郵件列表和其他所有參與者都能及時瞭解情況；它還能保持郵件線程的完整性， 這對於郵件列表將所有相關郵件歸爲一類是非常重要的。 -只有兩種情況不適合在缺陷跟蹤器或「全部回復」中發表評論： +只有兩種情況不適合在缺陷跟蹤器或“全部回覆”中發表評論： * 有人讓你私下發東西。 @@ -1022,32 +1025,32 @@ Linux 首席開發者 Linus Torvalds 認爲 Linux 內核永遠不應惡化，這 **在請求解釋或幫助之前先研究一下** ：在這部分過程中，有人可能會告訴你用尚未 掌握的技能做一些事情。例如你可能會被要求使用一些你從未聽說過的測試工具；或 -者你可能會被要求在 Linux 內核原始碼上應用一個補丁來測試它是否有幫助。在某些 -情況下，發個回復詢問如何做就可以了。但在走這條路之前，儘量通過在網際網路上搜 +者你可能會被要求在 Linux 內核源代碼上應用一個補丁來測試它是否有幫助。在某些 +情況下，發個回覆詢問如何做就可以了。但在走這條路之前，儘量通過在互聯網上搜 索自行找到答案；或者考慮在其他地方詢問建議。比如詢問朋友，或者到你平時常去 的聊天室或論壇發帖諮詢。 **要有耐心** ：如果你真的很幸運，你可能會在幾個小時內收到對你的報告的答覆。 但大多數情況下會花費更多的時間，因爲維護者分散在全球各地，因此可能在不同的 -時區——在那裡他們已經享受著遠離鍵盤的夜晚。 +時區——在那裏他們已經享受着遠離鍵盤的夜晚。 一般來說，內核開發者需要一到五個工作日來回復報告。有時會花費更長的時間，因 爲他們可能正忙於合併窗口、其他工作、參加開發者會議，或者只是在享受一個漫長 的暑假。 -「高優先級的問題」（見上面的解釋）例外：維護者應該儘快解決這些問題；這就是爲 +“高優先級的問題”（見上面的解釋）例外：維護者應該儘快解決這些問題；這就是爲 什麼你應該最多等待一個星期（如果是緊急的事情，則只需兩天），然後再發送友好 的提醒。 -有時維護者可能沒有及時回復；有時候可能會出現分歧，例如一個問題是否符合回歸 +有時維護者可能沒有及時回覆；有時候可能會出現分歧，例如一個問題是否符合迴歸 的條件。在這種情況下，在郵件列表上提出你的顧慮，並請求其他人公開或私下回復 如何繼續推進。如果失敗了，可能應該讓更高級別的維護者介入。如果是 WiFi 驅動， 那就是無線維護者；如果沒有更高級別的維護者，或者其他一切努力都失敗了，那 這可能是一種罕見的、可以讓 Linus Torvalds 參與進來的情況。 -**主動測試** ：每當一個新的主線內核版本的第一個預發布版本（rc1）發布的時候， +**主動測試** ：每當一個新的主線內核版本的第一個預發佈版本（rc1）發佈的時候， 去檢查一下這個問題是否得到了解決，或者是否有什麼重要的變化。在工單中或在 -回復報告的郵件中提及結果（確保所有參與討論的人都被抄送）。這將表明你的承諾 +回覆報告的郵件中提及結果（確保所有參與討論的人都被抄送）。這將表明你的承諾 和你願意幫忙。如果問題持續存在，它也會提醒開發者確保他們不會忘記它。其他一 些不定期的重新測試（例如用rc3、rc5 和最終版本）也是一個好主意，但只有在相關 的東西發生變化或者你正在寫什麼東西的時候才報告你的結果。 @@ -1057,10 +1060,10 @@ Linux 首席開發者 Linus Torvalds 認爲 Linux 內核永遠不應惡化，這 查詢和測試請求 ~~~~~~~~~~~~~~~ -如果你的報告得到了回復則需履行以下責任： +如果你的報告得到了回覆則需履行以下責任： **檢查與你打交道的人** ：大多數情況下，會是維護者或特定代碼區域的開發人員對 -你的報告做出回應。但由於問題通常是公開報告的，所以回復的可能是任何人——包括 +你的報告做出回應。但由於問題通常是公開報告的，所以回覆的可能是任何人——包括 那些想要幫忙的人，但最後可能會用他們的問題或請求引導你完全偏離軌道。這很少 發生，但這是快速上網搜搜看你正在與誰互動是明智之舉的許多原因之一。通過這樣 做，你也可以知道你的報告是否被正確的人聽到，因爲如果討論沒有導致滿意的問題 @@ -1086,63 +1089,63 @@ Linux 首席開發者 Linus Torvalds 認爲 Linux 內核永遠不應惡化，這 報告到達時，維護者剛剛離開鍵盤一段時間，或者有更重要的事情要處理。在寫提醒 信的時候，要善意地問一下，是否還需要你這邊提供什麼來讓事情推進下去。如果報 告是通過郵件發出來的，那就在郵件的第一行回覆你的初始郵件（見上文），其中包 -括下方的原始報告的完整引用：這是少數幾種情況下，這樣的「TOFU」（Text Over, +括下方的原始報告的完整引用：這是少數幾種情況下，這樣的“TOFU”（Text Over, Fullquote Under文字在上，完整引用在下）是正確的做法，因爲這樣所有的收件人都 會以適當的順序立即讓細節到手頭上來。 -在提醒之後，再等三周的回覆。如果你仍然沒有得到適當的反饋，你首先應該重新考 +在提醒之後，再等三週的回覆。如果你仍然沒有得到適當的反饋，你首先應該重新考 慮你的方法。你是否可能嘗試接觸了錯誤的人？是不是報告也許令人反感或者太混亂， 以至於人們決定完全遠離它？排除這些因素的最好方法是：把報告給一兩個熟悉 FLOSS 問題報告的人看，詢問他們的意見。同時徵求他們關於如何繼續推進的建議。 -這可能意味著：準備一份更好的報告，讓這些人在你發出去之前對它進行審查。這樣 +這可能意味着：準備一份更好的報告，讓這些人在你發出去之前對它進行審查。這樣 的方法完全可以；只需說明這是關於這個問題的第二份改進的報告，並附上第一份報 -告的連結。 +告的鏈接。 如果報告是恰當的，你可以發送第二封提醒信；在其中詢問爲什麼報告沒有得到任何 -回復。第二封提醒郵件的好時機是在新 Linux 內核版本的首個預發布版本（'rc1'） -發布後不久，因爲無論如何你都應該在那個時候重新測試並提供狀態更新（見上文）。 +回覆。第二封提醒郵件的好時機是在新 Linux 內核版本的首個預發佈版本（'rc1'） +發佈後不久，因爲無論如何你都應該在那個時候重新測試並提供狀態更新（見上文）。 -如果第二次提醒的結果又在一周內沒有任何反應，可以嘗試聯繫上級維護者詢問意見： +如果第二次提醒的結果又在一週內沒有任何反應，可以嘗試聯繫上級維護者詢問意見： 即使再忙的維護者在這時候也至少應該發過某種確認。 記住要做好失望的準備：理想狀況下維護者最好對每一個問題報告做出回應，但他們 -只有義務解決之前列出的「高優先級問題」。所以，如果你得到的回覆是「謝謝你的報告， -我目前有更重要的問題要處理，在可預見的未來沒有時間去研究這個問題」，那請不 +只有義務解決之前列出的“高優先級問題”。所以，如果你得到的回覆是“謝謝你的報告， +我目前有更重要的問題要處理，在可預見的未來沒有時間去研究這個問題”，那請不 要太沮喪。 也有可能在缺陷跟蹤器或列表中進行了一些討論之後，什麼都沒有發生，提醒也無助 於激勵大家進行修復。這種情況可能是毀滅性的，但在 Linux 內核開發中確實會發生。 -這些和其他得不到幫助的原因在本文結尾處的「爲什麼有些問題在被報告後沒有得到 -任何回應或者仍然沒有修復」中進行了解釋。 +這些和其他得不到幫助的原因在本文結尾處的“爲什麼有些問題在被報告後沒有得到 +任何回應或者仍然沒有修復”中進行了解釋。 如果你沒有得到任何幫助或問題最終沒有得到解決，不要沮喪：Linux 內核是 FLOSS， -因此你仍然可以自己幫助自己。例如，你可以試著找到其他受影響的人，和他們一 +因此你仍然可以自己幫助自己。例如，你可以試着找到其他受影響的人，和他們一 起合作來解決這個問題。這樣的團隊可以一起準備一份新的報告，提到團隊有多少人， 爲什麼你們認爲這是應該得到解決的事情。也許你們還可以一起縮小確切原因或引 -入回歸的變化，這往往會使修復更容易。而且如果運氣好的話，團隊中可能會有懂點 -編程的人，也許能寫出一個修複方案。 +入迴歸的變化，這往往會使修復更容易。而且如果運氣好的話，團隊中可能會有懂點 +編程的人，也許能寫出一個修復方案。 -「報告穩定版和長期支持內核線的回歸」的參考 +“報告穩定版和長期支持內核線的迴歸”的參考 ------------------------------------------ -本小節提供了在穩定版和長期支持內核線中面對回歸時需要執行的步驟的詳細信息。 +本小節提供了在穩定版和長期支持內核線中面對迴歸時需要執行的步驟的詳細信息。 確保特定版本線仍然受支持 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ *檢查內核開發人員是否仍然維護你關心的Linux內核版本線：去 kernel.org 的 - 首頁，確保此特定版本線的最新版沒有「[EOL]」標記。* + 首頁，確保此特定版本線的最新版沒有“[EOL]”標記。* 大多數內核版本線只支持三個月左右，因爲延長維護時間會帶來相當多的工作。因此， 每年只會選擇一個版本來支持至少兩年（通常是六年）。這就是爲什麼你需要檢查 內核開發者是否還支持你關心的版本線。 -注意，如果 `kernel.org `_ 在首頁上列出了兩個「穩定」版本， +注意，如果 `kernel.org `_ 在首頁上列出了兩個“穩定”版本， 你應該考慮切換到較新的版本，而忘掉較舊的版本：對它的支持可能很快就會結束。 -然後，它將被標記爲「生命周期結束」（EOL）。達到這個程度的版本線仍然會在 -`kernel.org `_ 首頁上被顯示一兩周，但不適合用於測試和 +然後，它將被標記爲“生命週期結束”（EOL）。達到這個程度的版本線仍然會在 +`kernel.org `_ 首頁上被顯示一兩週，但不適合用於測試和 報告。 搜索穩定版郵件列表 @@ -1158,57 +1161,63 @@ FLOSS 問題報告的人看，詢問他們的意見。同時徵求他們關於 用最新版本復現問題 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ - *從特定的版本線安裝最新版本作爲純淨內核。確保這個內核沒有被汙染，並且仍 - 然存在問題，因爲問題可能已經在那裡被修復了。* + *從特定的版本線安裝最新版本作爲純淨內核。確保這個內核沒有被污染，並且仍 + 然存在問題，因爲問題可能已經在那裏被修復了。* 在投入更多時間到這個過程中之前，你要檢查這個問題是否在你關注的版本線的最新 -版本中已經得到了修復。這個內核需要是純淨的，在問題發生之前不應該被汙染，正 +版本中已經得到了修復。這個內核需要是純淨的，在問題發生之前不應該被污染，正 如上面已經在測試主線的過程中詳細介紹過的一樣。 -您是否是第一次注意到供應商內核的回歸？供應商的更改可能會發生變化。你需要重新 +您是否是第一次注意到供應商內核的迴歸？供應商的更改可能會發生變化。你需要重新 檢查排除來這個問題。當您從5.10.4-vendor.42更新到5.10.5-vendor.43時，記錄損壞 的信息。然後在測試了前一段中所述的最新5.10版本之後，檢查Linux 5.10.4的普通版本 -是否也可以正常工作。如果問題在那裡出現，那就不符合上游回歸的條件，您需要切換 +是否也可以正常工作。如果問題在那裏出現，那就不符合上游迴歸的條件，您需要切換 回主逐步指南來報告問題。 -報告回歸 +報告迴歸 ~~~~~~~~~~ - *向Linux穩定版郵件列表發送一個簡短的問題報告(stable@vger.kernel.org)。 - 大致描述問題，並解釋如何復現。講清楚首個出現問題的版本和最後一個工作正常 - 的版本。然後等待進一步的指示。* + *向Linux穩定版郵件列表發送一個簡短的問題報告(stable@vger.kernel.org)並 + 抄送Linux迴歸郵件列表（regressions@lists.linux.dev）；如果你懷疑是由某 + 子系統引起的，請抄送其維護人員和子系統郵件列表。大致描述問題，並解釋如 + 何復現。講清楚首個出現問題的版本和最後一個工作正常的版本。然後等待進一 + 步的指示。* -當報告在穩定版或長期支持內核線內發生的回歸（例如在從5.10.4更新到5.10.5時）， -一份簡短的報告足以快速報告問題。因此只需要粗略的描述。 +當報告在穩定版或長期支持內核線內發生的迴歸（例如在從5.10.4更新到5.10.5時）， +一份簡短的報告足以快速報告問題。因此只需向穩定版和迴歸郵件列表發送粗略的描述； +不過如果你懷疑某子系統導致此問題的話，請一併抄送其維護人員和子系統郵件列表， +這會加快進程。 -但是請注意，如果您能夠指明引入問題的確切版本，這將對開發人員有很大幫助。因此 -如果有時間的話，請嘗試使用普通內核找到該版本。讓我們假設發行版發布Linux內核 +請注意，如果您能夠指明引入問題的確切版本，這將對開發人員有很大幫助。因此 +如果有時間的話，請嘗試使用普通內核找到該版本。讓我們假設發行版發佈Linux內核 5.10.5到5.10.8的更新時發生了故障。那麼按照上面的指示，去檢查該版本線中的最新 內核，比如5.10.9。如果問題出現，請嘗試普通5.10.5，以確保供應商應用的補丁不會 干擾。如果問題沒有出現，那麼嘗試5.10.7，然後直到5.10.8或5.10.6（取決於結果） 找到第一個引入問題的版本。在報告中寫明這一點，並指出5.10.9仍然存在故障。 -前一段基本粗略地概述了「二分」方法。一旦報告出來，您可能會被要求做一個正確的 +前一段基本粗略地概述了“二分”方法。一旦報告出來，您可能會被要求做一個正確的 報告，因爲它允許精確地定位導致問題的確切更改（然後很容易被恢復以快速修復問題）。 -因此如果時間允許，考慮立即進行適當的二分。有關如何詳細信息，請參閱「對回歸的 -特別關照」部分和文檔「Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/bug-bisect.rst」。 +因此如果時間允許，考慮立即進行適當的二分。有關如何詳細信息，請參閱“對迴歸的 +特別關照”部分和文檔 Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/bug-bisect.rst 。 +如果成功二分的話，請將“罪魁禍首”的作者添加到收件人中；同時抄送所有在 +signed-off-by鏈中的人，您可以在提交消息的末尾找到。 -「報告僅在舊內核版本線中發生的問題」的參考 ------------------------------------------- +“報告僅在舊內核版本線中發生的問題”的參考 +---------------------------------------- -本節詳細介紹了如果無法用主線內核重現問題，但希望在舊版本線（又稱穩定版內核和 +本節詳細介紹瞭如果無法用主線內核重現問題，但希望在舊版本線（又稱穩定版內核和 長期支持內核）中修復問題時需要採取的步驟。 有些修復太複雜 ~~~~~~~~~~~~~~~ *請做好準備，接下來的幾個步驟可能無法在舊版本中解決問題：修復可能太大或 - 太冒險，無法移植到那裡。* + 太冒險，無法移植到那裏。* 即使是微小的、看似明顯的代碼變化，有時也會帶來新的、完全意想不到的問題。穩 定版和長期支持內核的維護者非常清楚這一點，因此他們只對這些內核進行符合 -「Documentation/translations/zh_TW/process/stable-kernel-rules.rst」中所列出的 +Documentation/translations/zh_CN/process/stable-kernel-rules.rst 中所列出的 規則的修改。 複雜或有風險的修改不符合條件，因此只能應用於主線。其他的修復很容易被回溯到 @@ -1220,7 +1229,7 @@ FLOSS 問題報告的人看，詢問他們的意見。同時徵求他們關於 通用準備 ~~~~~~~~~~ - *執行上面「報告僅在舊內核版本線中發生的問題」一節中的前三個步驟。* + *執行上面“報告僅在舊內核版本線中發生的問題”一節中的前三個步驟。* 您需要執行本指南另一節中已經描述的幾個步驟。這些步驟將讓您： @@ -1242,21 +1251,21 @@ FLOSS 問題報告的人看，詢問他們的意見。同時徵求他們關於 在許多情況下，你所處理的問題會發生在主線上，但已在主線上得到了解決。修正它 的提交也需要被回溯才能解決這個問題。這就是爲什麼你要搜索它或任何相關討論。 - * 首先嘗試在存放 Linux 內核原始碼的 Git 倉庫中找到修復。你可以通過 + * 首先嚐試在存放 Linux 內核源代碼的 Git 倉庫中找到修復。你可以通過 `kernel.org 上的網頁 `_ 或 `GitHub 上的鏡像 `_ 來實現；如果你 有一個本地克隆，你也可以在命令行用 ``git log --grep=`` 來搜索。 - 如果你找到了修復，請查看提交消息的尾部是否包含了類似這樣的「穩定版標籤」： + 如果你找到了修復，請查看提交消息的尾部是否包含了類似這樣的“穩定版標籤”： Cc: # 5.4+ 像上面這行，開發者標記了安全修復可以回傳到 5.4 及以後的版本。大多數情況 - 下，它會在兩周內被應用到那裡，但有時需要更長的時間。 + 下，它會在兩週內被應用到那裏，但有時需要更長的時間。 * 如果提交沒有告訴你任何東西，或者你找不到修復，請再找找關於這個問題的討論。 - 用你最喜歡的搜尋引擎搜索網絡，以及 `Linux kernel developers mailing + 用你最喜歡的搜索引擎搜索網絡，以及 `Linux kernel developers mailing list 內核開發者郵件列表 `_ 的檔案。也可以 閱讀上面的 `定位導致問題的內核區域` 一節，然後按照說明找到導致問題的子系 統：它的缺陷跟蹤器或郵件列表存檔中可能有你要找的答案。 @@ -1286,41 +1295,41 @@ FLOSS 問題報告的人看，詢問他們的意見。同時徵求他們關於 爲什麼有些問題在報告後沒有任何回應或仍未解決？ =============================================== -當向 Linux 開發者報告問題時，要注意只有「高優先級的問題」（回歸、安全問題、嚴 +當向 Linux 開發者報告問題時，要注意只有“高優先級的問題”（迴歸、安全問題、嚴 重問題）才一定會得到解決。如果維護者或其他人都失敗了，Linus Torvalds 他自己 會確保這一點。他們和其他內核開發者也會解決很多其他問題。但是要知道，有時他 們也會不能或不願幫忙；有時甚至沒有人發報告給他們。 最好的解釋就是那些內核開發者常常是在業餘時間爲 Linux 內核做出貢獻。內核中的 -不少驅動程序都是由這樣的程式設計師編寫的，往往只是因爲他們想讓自己的硬體可以在 -自己喜歡的作業系統上使用。 +不少驅動程序都是由這樣的程序員編寫的，往往只是因爲他們想讓自己的硬件可以在 +自己喜歡的操作系統上使用。 -這些程式設計師大多數時候會很樂意修復別人報告的問題。但是沒有人可以強迫他們這樣 +這些程序員大多數時候會很樂意修復別人報告的問題。但是沒有人可以強迫他們這樣 做，因爲他們是自願貢獻的。 還有一些情況下，這些開發者真的很想解決一個問題，但卻不能解決：有時他們缺乏 -硬體編程文檔來解決問題。這種情況往往由於公開的文檔太簡陋，或者驅動程序是通 +硬件編程文檔來解決問題。這種情況往往由於公開的文檔太簡陋，或者驅動程序是通 過逆向工程編寫的。 -業餘開發者遲早也會不再關心某驅動。也許他們的測試硬體壞了，被更高級的玩意取 -代了，或者是太老了以至於只能在計算機博物館裡找到。有時開發者根本就不關心他 +業餘開發者遲早也會不再關心某驅動。也許他們的測試硬件壞了，被更高級的玩意取 +代了，或者是太老了以至於只能在計算機博物館裏找到。有時開發者根本就不關心他 們的代碼和 Linux 了，因爲在他們的生活中一些不同的東西變得更重要了。在某些情 況下，沒有人願意接手維護者的工作——也沒有人可以被強迫，因爲對 Linux 內核的貢 獻是自願的。然而被遺棄的驅動程序仍然存在於內核中：它們對人們仍然有用，刪除 -它們可能導致回歸。 +它們可能導致迴歸。 對於那些爲 Linux 內核工作而獲得報酬的開發者來說，情況並沒有什麼不同。這些人 現在貢獻了大部分的變更。但是他們的僱主遲早也會停止關注他們的代碼或者讓程序 -員專注於其他事情。例如，硬體廠商主要通過銷售新硬體來賺錢；因此，他們中的不 +員專注於其他事情。例如，硬件廠商主要通過銷售新硬件來賺錢；因此，他們中的不 少人並沒有投入太多時間和精力來維護他們多年前就停止銷售的東西的 Linux 內核驅 動。企業級 Linux 發行商往往持續維護的時間比較長，但在新版本中往往會把對老舊 -和稀有硬體的支持放在一邊，以限制範圍。一旦公司拋棄了一些代碼，往往由業餘貢 +和稀有硬件的支持放在一邊，以限制範圍。一旦公司拋棄了一些代碼，往往由業餘貢 獻者接手，但正如上面提到的：他們遲早也會放下代碼。 優先級是一些問題沒有被修復的另一個原因，因爲維護者相當多的時候是被迫設置這 些優先級的，因爲在 Linux 上工作的時間是有限的。對於業餘時間或者僱主給予他們 的開發人員用於上游內核維護工作的時間也是如此。有時維護人員也會被報告淹沒， -即使一個驅動程序幾乎完美地工作。爲了不被完全纏住，程式設計師可能別無選擇，只能 +即使一個驅動程序幾乎完美地工作。爲了不被完全纏住，程序員可能別無選擇，只能 對問題報告進行優先級排序而拒絕其中的一些報告。 不過這些都不用太過擔心，很多驅動都有積極的維護者，他們對儘可能多的解決問題 @@ -1330,8 +1339,32 @@ FLOSS 問題報告的人看，詢問他們的意見。同時徵求他們關於 結束語 ======= -與其他免費/自由&開源軟體（Free/Libre & Open Source Software，FLOSS）相比， -向 Linux 內核開發者報告問題是很難的：這個文檔的長度和複雜性以及字裡行間的內 +與其他免費/自由&開源軟件（Free/Libre & Open Source Software，FLOSS）相比， +向 Linux 內核開發者報告問題是很難的：這個文檔的長度和複雜性以及字裏行間的內 涵都說明了這一點。但目前就是這樣了。這篇文字的主要作者希望通過記錄現狀來爲 以後改善這種狀況打下一些基礎。 + +.. + end-of-content +.. + This English version of this document is maintained by Thorsten Leemhuis + . If you spot a typo or small mistake, feel free to + let him know directly and he'll fix it. For translation problems, please + contact with translators. You are free to do the same in a mostly informal + way if you want to contribute changes to the text, but for copyright + reasons please CC linux-doc@vger.kernel.org and "sign-off" your + contribution as Documentation/process/submitting-patches.rst outlines in + the section "Sign your work - the Developer's Certificate of Origin". +.. + This text is available under GPL-2.0+ or CC-BY-4.0, as stated at the top + of the file. If you want to distribute this text under CC-BY-4.0 only, + please use "The Linux kernel developers" for author attribution and link + this as source: + https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/torvalds/linux.git/plain/Documentation/admin-guide/reporting-issues.rst +.. + Note: Only the content of this RST file as found in the Linux kernel sources + is available under CC-BY-4.0, as versions of this text that were processed + (for example by the kernel's build system) might contain content taken from + files which use a more restrictive license. + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/reporting-regressions.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/reporting-regressions.rst new file mode 100644 index 000000000000..d7dcb2a26564 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/reporting-regressions.rst @@ -0,0 +1,371 @@ +.. SPDX-License-Identifier: (GPL-2.0+ OR CC-BY-4.0) +.. 【重分發信息參見本文件結尾】 + +.. include:: ../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/admin-guide/reporting-regressions.rst + +:譯者: + + 吳想成 Wu XiangCheng + + +============ +報告迴歸問題 +============ + +“*我們拒絕出現迴歸*”是Linux內核開發的首要規則；Linux的發起者和領軍開發者Linus +Torvalds立下了此規則並確保它被落實。 + +本文檔描述了這條規則對用戶的意義，以及Linux內核開發模型如何確保解決所有被報告 +的迴歸；關於內核開發者如何處理的方面參見 Documentation/process/handling-regressions.rst 。 + + +本文重點（亦即“太長不看”） +========================== + +#. 如果某程序在原先的Linux內核上運行良好，但在較新版本上效果更差、或者根本不 + 能用，那麼你就碰見迴歸問題了。注意，新內核需要使用類似配置編譯；更多相關細 + 節參見下方。 + +#. 按照 Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/reporting-issues.rst 中 + 所說的報告你的問題，該文檔已經包含了所有關於迴歸的重要方面，爲了方便起見也 + 複製到了下面。兩個重點：在報告主題中使用“[REGRESSION]”開頭並抄送或轉發到 + `迴歸郵件列表 `_ + （regressions@lists.linux.dev）。 + +#. 可選但是建議：在發送或轉發報告時，指明該回歸發生的起點，以便Linux內核迴歸 + 追蹤機器人“regzbot”可以追蹤此問題:: + + #regzbot introduced v5.13..v5.14-rc1 + + +與用戶相關的所有Linux內核迴歸細節 +================================= + + +基本重點 +-------- + + +什麼是“迴歸”以及什麼是“無迴歸規則”？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +如果某程序/實例在原先的Linux內核上運行良好，但在較新版本上效果更差、或者根本 +不能用，那麼你就碰見迴歸問題了。“無迴歸規則”不允許出現這種情況。如果偶然發 +生了，導致問題的開發者應當迅速修復問題。 + +也就是說，若Linux 5.13中的WiFi驅動程序運行良好，但是在5.14版本上卻不能用、速 +度明顯變慢或出現錯誤，那就出現了迴歸。如果某正常工作的應用程序突然在新內核上 +出現不穩定，這也是迴歸；這些問題可能是由於procfs、sysfs或Linux提供給用戶空間 +軟件的許多其他接口之一的變化。但請記住，前述例子中的5.14需要使用類似於5.13的 +配置構建。這可以用 ``make olddefconfig`` 實現，詳細解釋見下。 + +注意本節第一句話中的“實例”：即使開發者需要遵循“無迴歸”規則，但仍可自由地改 +變內核的任何方面，甚至是導出到用戶空間的API或ABI，只要別破壞現有的應用程序或 +用例。 + +還需注意，“無迴歸”規則只限制內核提供給用戶空間的接口。它不適用於內核內部接 +口，比如一些外部開發的驅動程序用來插入鉤子到內核的模塊API。 + +如何報告迴歸？ +~~~~~~~~~~~~~~ + +只需按照 Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/reporting-issues.rst 中 +所說的報告你的問題，該文檔已經包含了要點。下面幾點概述了一下只在迴歸中重要的 +方面： + + * 在檢查可加入討論的現有報告時，別忘了搜索 `Linux迴歸郵件列表 + `_ 和 `regzbot網頁界面 + `_ 。 + + * 在報告主題的開頭加上“[REGRESSION]”。 + + * 在你的報告中明確最後一個正常工作的內核版本和首個出問題的版本。如若可能， + 用二分法嘗試找出導致迴歸的變更，更多細節見下。 + + * 記得把報告發到Linux迴歸郵件列表（regressions@lists.linux.dev）。 + + * 如果通過郵件報告迴歸，請抄送回歸列表。 + + * 如果你使用某些缺陷追蹤器報告迴歸，請通過郵件轉發已提交的報告到迴歸列表， + 並抄送維護者以及出問題的相關子系統的郵件列表。 + + 如果是穩定版或長期支持版系列（如v5.15.3…v5.15.5）的迴歸，請記得抄送 + `Linux穩定版郵件列表 `_ （stable@vger.kernel.org）。 + + 如果你成功地執行了二分，請抄送肇事提交的信息中所有簽了“Signed-off-by:”的人。 + +在抄送你的報告到列表時，也請記得通知前述的Linux內核迴歸追蹤機器人。只需在郵件 +中包含如下片段:: + + #regzbot introduced: v5.13..v5.14-rc1 + +Regzbot會就將你的郵件視爲在某個特定版本區間的迴歸報告。上例中即linux v5.13仍 +然正常，而Linux 5.14-rc1是首個您遇到問題的版本。如果你執行了二分以查找導致回 +歸的提交，請使用指定肇事提交的id代替:: + + #regzbot introduced: 1f2e3d4c5d + +添加這樣的“regzbot命令”對你是有好處的，它會確保報告不會被忽略。如果你省略了 +它，Linux內核的迴歸跟蹤者會把你的迴歸告訴regzbot，只要你發送了一個副本到迴歸 +郵件列表。但是迴歸跟蹤者只有一個人，有時不得不休息或甚至偶爾享受可以遠離電腦 +的時光（聽起來很瘋狂）。因此，依賴此人手動將回歸添加到 `已追蹤且尚未解決的 +Linux內核迴歸列表 `_ 和 +regzbot發送的每週迴歸報告，可能會出現延遲。 這樣的延誤會導致Linus Torvalds +在決定“繼續開發還是發佈新版本？”時忽略嚴重的迴歸。 + +真的修復了所有的迴歸嗎？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +幾乎所有都是，只要引起問題的變更（肇事提交）被可靠定位。也有些迴歸可以不用這 +樣，但通常是必須的。 + +誰需要找出迴歸的根本原因？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +受影響代碼區域的開發者應該自行嘗試定位問題所在。但僅靠他們的努力往往是不可 +能做到的，很多問題只發生在開發者的無法接觸的其他特定外部環境中——例如特定的 +硬件平臺、固件、Linux發行版、系統的配置或應用程序。這就是爲什麼最終往往是報 +告者定位肇事提交；有時用戶甚至需要再運行額外測試以查明確切的根本原因。開發 +者應該提供建議和可能的幫助，以使普通用戶更容易完成該流程。 + +如何找到罪魁禍首？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +如 Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/reporting-issues.rst （簡要） +和 Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/bug-bisect.rst （詳細）中所 +述，執行二分。聽起來工作量很大，但大部分情況下很快就能找到罪魁禍首。如果這很 +困難或可靠地重現問題很耗時，請考慮與其他受影響的用戶合作，一起縮小搜索範圍。 + +當出現迴歸時我可以向誰尋求建議？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +發送郵件到迴歸郵件列表（regressions@lists.linux.dev）同時抄送Linux內核的迴歸 +跟蹤者（regressions@leemhuis.info）;如果問題需要保密處理，可以省略列表。 + + +關於迴歸的更多細節 +------------------ + + +“無迴歸規則”的目標是什麼？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +用戶應該放心升級內核版本，而不必擔心有程序可能崩潰。這符合內核開發者的利益， +可以使更新有吸引力：他們不希望用戶停留在停止維護或超過一年半的穩定/長期Linux +版本系列上。這也符合所有人的利益，因爲 `那些系列可能含有已知的缺陷、安全問題 +或其他後續版本已經修復的問題 +`_ 。 +此外，內核開發者希望使用戶測試最新的預發行版或常規發行版變得簡單而有吸引力。 +這同樣符合所有人的利益，如果新版本出來後很快就有相關報告，會使追蹤和修復問題 +更容易。 + +實際中“無迴歸”規則真的可行嗎？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +這不是句玩笑話，請見Linux創建者和主要開發人員Linus Torvalds在郵件列表中的許 +多發言，其中一些在 Documentation/process/handling-regressions.rst 中被引用。 + +此規則的例外情況極爲罕見；之前當開發者認爲某個特定的情況有必要援引例外時， +基本都被證明錯了。 + +誰來確保“無迴歸”被落實？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +照看和支撐樹的子系統維護者應該關心這一點——例如，Linus Torvalds之於主線， +Greg Kroah-Hartman等人之於各種穩定/長期系列。 + +他們都得到了別人的幫助，以確保迴歸報告不會被遺漏。其中之一是Thorsten +Leemhuis，他目前擔任Linux內核的“迴歸跟蹤者”；爲了做好這項工作，他使用了 +regzbot——Linux內核迴歸跟蹤機器人。所以這就是爲什麼要抄送或轉發你的報告到 +迴歸郵件列表來通知這些人，已經最好在你的郵件中包含“regzbot命令”來立即追蹤它。 + +迴歸通常多久能修復？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +開發者應該儘快修復任何被報告的迴歸，以提供及時爲受影響的用戶提供解決方案，並 +防止更多用戶遇到問題；然而，開發人員需要花足夠的時間和注意力確保迴歸修復不會 +造成額外的損害。 + +因此，答案取決於各種因素，如迴歸的影響、存在時長或出現於哪個Linux版本系列。 +但最終，大多數的迴歸應該在兩週內修復。 + +當問題可以通過升級某些軟件解決時，是迴歸嗎？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +基本都是。如果開發人員告訴您其他情況，請諮詢上述迴歸跟蹤者。 + +當新內核變慢或能耗增加，是迴歸嗎？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +是的，但有一些差別。在微型基準測試中變慢5%不太可能被視爲迴歸，除非它也會對 +廣泛基準測試的結果產生超過1%的影響。如果有疑問，請尋求建議。 + +當更新Linux時外部內核模塊崩潰了，是迴歸嗎？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +不，因爲“無迴歸”規則僅限於Linux內核提供給用戶空間的接口和服務。因此，它不包括 +構建或運行外部開發的內核模塊，因爲它們在內核空間中運行與掛進內核使用的內部接 +口偶爾會變化。 + +如何處理安全修復引起的迴歸？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +在極爲罕見的情況下，安全問題無法在不引起迴歸的情況下修復；這些修復都被放棄了， +因爲它們終究會引起問題。幸運的是這種兩難境地基本都可以避免，受影響區域的主要 +開發者以及Linus Torvalds本人通常都會努力在不引入迴歸的情況下解決安全問題。 + +如果你仍然面臨此種情況，請查看郵件列表檔案是否有人盡力避免過迴歸。如果沒有， +請報告它；如有疑問，請如上所述尋求建議。 + +當修復迴歸時不可避免會引入另一個，如何處理？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +很遺憾這種事確實會出現，但幸運的是並不經常出現；如果發生了，受影響代碼區的資 +深開發者應當調查該問題以找到避免迴歸的解決方法，至少避免它們的影響。如果你遇 +到這樣的情況，如上所述：檢查之前的討論是否有人已經盡了最大努力，如有疑問請尋 +求建議。 + +小提示：如果人們在每個開發週期中定期給出主線預發佈（即v5.15-rc1或-rc3）以供 +測試，則可以避免這種情況。爲了更好地解釋，可以設想一個在Linux v5.14和v5.15-rc1 +之間集成的更改，該更改導致了迴歸，但同時是應用於5.15-rc1的其他改進的強依賴。 +如果有人在5.15發佈之前就發現並報告了這個問題，那麼所有更改都可以直接撤銷，從 +而解決迴歸問題。而就在幾天或幾周後，此解決方案變成了不可能，因爲一些軟件可能 +已經開始依賴於後續更改之一：撤銷所有更改將導致上述用戶軟件出現迴歸，這是不可 +接受的。 + +若我所依賴的功能在數月前被移除了，是迴歸嗎？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +是的，但如前節所述，通常很難修復此類迴歸。因此需要逐案處理。這也是定期測試主 +線預發佈對所有人有好處的另一個原因。 + +如果我似乎是唯一受影響的人，是否仍適用“無迴歸”規則？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +適用，但僅限於實際使用：Linux開發人員希望能夠自由地取消那些只能在閣樓和博物 +館中找到的硬件的支持。 + +請注意，有時爲了取得進展，不得不出現迴歸——後者也是防止Linux停滯不前所必需 +的。因此如果迴歸所影響的用戶很少，那麼爲了他們和其他人更大的利益，還是讓事情 +過去吧。尤其是存在某種規避迴歸的簡單方法，例如更新一些軟件或者使用專門爲此目 +的創建的內核參數。 + +迴歸規則是否也適用於staging樹中的代碼？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +不，參見 `適用於所有staging代碼配置選項的幫助文本 +`_ ， +其早已聲明:: + + 請注意：這些驅動正在積極開發中，可能無法正常工作，並可能包含會在不久的 + 將來發生變化的用戶接口。 + +雖然staging開發人員通常堅持“無迴歸”的原則，但有時爲了取得進展也會違背它。這就 +是爲什麼當staging樹的WiFi驅動被基本推倒重來時，有些用戶不得不處理迴歸（通常可 +以忽略）。 + +爲什麼較新版本必須“使用相似配置編譯”？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +因爲Linux內核開發人員有時會集成已知的會導致迴歸的變更，但使它們成爲可選的，並 +在內核的默認配置下禁用它們。這一技巧允許進步，否則“無迴歸”規則將導致停滯。 + +例如，試想一個新的可以阻止惡意軟件濫用某個內核的接口的安全特性，同時又需要滿足 +另一個很罕見的應用程序。上述的方法可使兩方都滿意：使用這些應用程序的人可以關閉 +新的安全功能，而其他不會遇到麻煩的人可以啓用它。 + +如何創建與舊內核相似的配置？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +用一個已知良好的內核啓動機器，並用 ``make olddefconfig`` 配置新版的Linux。這 +會讓內核的構建腳本從正在運行的內核中摘錄配置文件（“.config”文件），作爲即將編 +譯的新版本的基礎配置；同時將所有新的配置選項設爲默認值，以禁用可能導致迴歸的 +新功能。 + +如何報告在預編譯的普通內核中發現的迴歸？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +您需要確保新的內核是用與舊版相似的配置編譯（見上文），因爲那些構建它們的人可 +能啓用了一些已知的與新內核不兼容的特性。如有疑問，請向內核的提供者報告問題並 +尋求建議。 + + +用“regzbot”追蹤迴歸的更多信息 +----------------------------- + +什麼是迴歸追蹤？爲啥我需要關心它？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +像“無迴歸”這樣的規則需要有人來確保它們被遵守，否則會被有意/無意打破。歷史證 +明瞭這一點對於Linux內核開發也適用。這就是爲什麼Linux內核的迴歸跟蹤者Thorsten +Leemhuis，，和另一些人盡力關注所有的迴歸直到他們解決。他們從未爲此獲得報酬， +因此這項工作是在盡最大努力的基礎上完成的。 + +爲什麼/如何使用機器人追蹤Linux內核迴歸？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +由於Linux內核開發過程的分佈式和鬆散結構，完全手動跟蹤迴歸已經被證明是相當困難 +的。因此Linux內核的迴歸跟蹤者開發了regzbot來促進這項工作，其長期目標是儘可能爲 +所有相關人員自動化迴歸跟蹤。 + +Regzbot通過監視跟蹤的迴歸報告的回覆來工作。此外，它還查找用“Link:”標籤引用這 +些報告的補丁；對這些補丁的回覆也會被跟蹤。結合這些數據，可以很好地瞭解當前修 +復過程的狀態。 + +如何查看regzbot當前追蹤的迴歸？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +參見 `regzbot在線 `_ 。 + +何種問題可以由regzbot追蹤？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +該機器人只爲了跟蹤迴歸，因此請不要讓regzbot涉及常規問題。但是對於Linux內核的 +迴歸跟蹤者來說，讓regzbot跟蹤嚴重問題也可以，如有關掛起、損壞數據或內部錯誤 +（Panic、Oops、BUG（）、warning…）的報告。 + +如何修改被追蹤迴歸的相關信息？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +在直接或間接回復報告郵件時使用“regzbot命令”即可。最簡單的方法是：在“已發送”文 +件夾或郵件列表存檔中找到報告，然後使用郵件客戶端的“全部回覆”功能對其進行回覆。 +在該郵件中的獨立段落中可使用以下命令之一（即使用空行將這些命令中的一個或多個與 +其餘郵件文本分隔開）。 + + * 更新迴歸引入起點，例如在執行二分之後:: + + #regzbot introduced: 1f2e3d4c5d + + * 設置或更新標題:: + + #regzbot title: foo + + * 監視討論或bugzilla.kernel.org上有關討論或修復的工單:: + + #regzbot monitor: https://lore.kernel.org/r/30th.anniversary.repost@klaava.Helsinki.FI/ + #regzbot monitor: https://bugzilla.kernel.org/show_bug.cgi?id=123456789 + + * 標記一個有更多相關細節的地方，例如有關但主題不同的郵件列表帖子或缺陷追蹤器中的工單:: + + #regzbot link: https://bugzilla.kernel.org/show_bug.cgi?id=123456789 + + * 標記迴歸已失效:: + + #regzbot invalid: wasn't a regression, problem has always existed + +Regzbot還支持其他一些主要由開發人員或迴歸追蹤人員使用的命令。命令的更多細節請 +參考 `入門指南 `_ +和 `參考手冊 `_ 。 + +.. + 正文結束 +.. + 如本文件開頭所述，本文以GPL-2.0+或CC-BY-4.0許可發行。如您想僅在CC-BY-4.0許 + 可下重分發本文，請用“Linux內核開發者”作爲作者，並用如下鏈接作爲來源： + https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/torvalds/linux.git/plain/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/reporting-regressions.rst +.. + 注意：本RST文件內容只有在來自Linux內核源代碼時是使用CC-BY-4.0許可的，因爲經 + 過處理的版本（如經內核的構建系統）可能包含來自使用更嚴格許可證的文件的內容。 + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/security-bugs.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/security-bugs.rst index 65c8dd24c96d..c0e9fc247695 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/security-bugs.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/security-bugs.rst @@ -19,17 +19,17 @@ Linux內核開發人員非常重視安全性。因此我們想知道何時發現 ----- 可以通過電子郵件聯繫Linux內核安全團隊。這是一個安全人員 -的私有列表，他們將幫助驗證錯誤報告並開發和發布修復程序。如果您已經有了一個 +的私有列表，他們將幫助驗證錯誤報告並開發和發佈修復程序。如果您已經有了一個 修復，請將其包含在您的報告中，這樣可以大大加快進程。安全團隊可能會從區域維護 -人員那裡獲得額外的幫助，以理解和修復安全漏洞。 +人員那裏獲得額外的幫助，以理解和修復安全漏洞。 與任何缺陷一樣，提供的信息越多，診斷和修復就越容易。如果您不清楚哪些信息有用， -請查看「Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/reporting-issues.rst」中 +請查看“Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/reporting-issues.rst”中 概述的步驟。任何利用漏洞的攻擊代碼都非常有用，未經報告者同意不會對外發布，除 非已經公開。 -請儘可能發送無附件的純文本電子郵件。如果所有的細節都藏在附件里，那麼就很難對 -一個複雜的問題進行上下文引用的討論。把它想像成一個 +請儘可能發送無附件的純文本電子郵件。如果所有的細節都藏在附件裏，那麼就很難對 +一個複雜的問題進行上下文引用的討論。把它想象成一個 :doc:`常規的補丁提交 <../process/submitting-patches>` （即使你還沒有補丁）： 描述問題和影響，列出復現步驟，然後給出一個建議的解決方案，所有這些都是純文本的。 @@ -38,15 +38,15 @@ Linux內核開發人員非常重視安全性。因此我們想知道何時發現 安全列表不是公開渠道。爲此，請參見下面的協作。 -一旦開發出了健壯的補丁，發布過程就開始了。對公開的缺陷的修復會立即發布。 +一旦開發出了健壯的補丁，發佈過程就開始了。對公開的缺陷的修復會立即發佈。 -儘管我們傾向於在未公開缺陷的修復可用時即發布補丁，但應報告者或受影響方的請求， -這可能會被推遲到發布過程開始後的7日內，如果根據缺陷的嚴重性需要更多的時間， -則可額外延長到14天。推遲發布修復的唯一有效原因是爲了適應QA的邏輯和需要發布 +儘管我們傾向於在未公開缺陷的修復可用時即發佈補丁，但應報告者或受影響方的請求， +這可能會被推遲到發佈過程開始後的7日內，如果根據缺陷的嚴重性需要更多的時間， +則可額外延長到14天。推遲發佈修復的唯一有效原因是爲了適應QA的邏輯和需要發佈 協調的大規模部署。 雖然可能與受信任的個人共享受限信息以開發修復，但未經報告者許可，此類信息不會 -與修復程序一起發布或發布在任何其他披露渠道上。這包括但不限於原始錯誤報告和 +與修復程序一起發佈或發佈在任何其他披露渠道上。這包括但不限於原始錯誤報告和 後續討論（如有）、漏洞、CVE信息或報告者的身份。 換句話說，我們唯一感興趣的是修復缺陷。提交給安全列表的所有其他資料以及對報告 @@ -57,10 +57,10 @@ Linux內核開發人員非常重視安全性。因此我們想知道何時發現 對敏感缺陷（例如那些可能導致權限提升的缺陷）的修復可能需要與私有郵件列表 進行協調，以便分發供應商做好準備，在公開披露 -上游補丁時發布一個已修復的內核。發行版將需要一些時間來測試建議的補丁，通常 -會要求至少幾天的限制，而供應商更新發布更傾向於周二至周四。若合適，安全團隊 +上游補丁時發佈一個已修復的內核。發行版將需要一些時間來測試建議的補丁，通常 +會要求至少幾天的限制，而供應商更新發布更傾向於週二至週四。若合適，安全團隊 可以協助這種協調，或者報告者可以從一開始就包括linux發行版。在這種情況下，請 -記住在電子郵件主題行前面加上「[vs]」，如linux發行版wiki中所述： +記住在電子郵件主題行前面加上“[vs]”，如linux發行版wiki中所述： 。 CVE分配 diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/sysrq.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/sysrq.rst new file mode 100644 index 000000000000..4a08db00a495 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/sysrq.rst @@ -0,0 +1,281 @@ +.. include:: ../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/admin-guide/sysrq.rst + +:翻譯: + + 黃軍華 Junhua Huang + +:校譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +.. _tw_admin-guide_sysrq: + +Linux 魔法系統請求鍵駭客 +======================== + +針對 sysrq.c 的文檔說明 + +什麼是魔法 SysRq 鍵？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +它是一個你可以輸入的具有魔法般的組合鍵。 +無論內核在做什麼，內核都會響應 SysRq 鍵的輸入，除非內核完全卡死。 + +如何使能魔法 SysRq 鍵？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +在配置內核時，我們需要設置 'Magic SysRq key (CONFIG_MAGIC_SYSRQ)' 爲 'Y'。 +當運行一個編譯進 sysrq 功能的內核時，/proc/sys/kernel/sysrq 控制着被 +SysRq 鍵調用的功能許可。這個文件的默認值由 CONFIG_MAGIC_SYSRQ_DEFAULT_ENABLE +配置符號設定，文件本身默認設置爲 1。以下是 /proc/sys/kernel/sysrq 中可能的 +值列表： + + - 0 - 完全不使能 SysRq 鍵 + - 1 - 使能 SysRq 鍵的全部功能 + - >1 - 對於允許的 SysRq 鍵功能的比特掩碼（參見下面更詳細的功能描述）:: + + 2 = 0x2 - 使能對控制檯日誌記錄級別的控制 + 4 = 0x4 - 使能對鍵盤的控制 (SAK, unraw) + 8 = 0x8 - 使能對進程的調試導出等 + 16 = 0x10 - 使能同步命令 + 32 = 0x20 - 使能重新掛載只讀 + 64 = 0x40 - 使能對進程的信號操作 (term, kill, oom-kill) + 128 = 0x80 - 允許重啓、斷電 + 256 = 0x100 - 允許讓所有實時任務變普通任務 + +你可以通過如下命令把值設置到這個文件中:: + + echo "number" >/proc/sys/kernel/sysrq + +這裏被寫入的 number 可以是 10 進制數，或者是帶着 0x 前綴的 16 進制數。 +CONFIG_MAGIC_SYSRQ_DEFAULT_ENABLE 必須是以 16 進制數寫入。 + +注意，``/proc/sys/kernel/sysrq`` 的值隻影響通過鍵盤觸發 SySRq 的調用，對於 +通過 ``/proc/sysrq-trigger`` 的任何操作調用都是允許的 +（通過具有系統權限的用戶）。 + +如何使用魔法 SysRq 鍵？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +在 x86 架構上 + 你可以按下鍵盤組合鍵 :kbd:`ALT-SysRq-`。 + + .. note:: + 一些鍵盤可能沒有標識 'SySRq' 鍵。'SySRq' 鍵也被當做 'Print Screen'鍵。 + 同時有些鍵盤無法處理同時按下這麼多鍵，因此你可以先按下鍵盤 :kbd:`Alt` 鍵， + 然後按下鍵盤 :kbd:`SysRq` 鍵，再釋放鍵盤 :kbd:`SysRq` 鍵，之後按下鍵盤上命令鍵 + :kbd:``，最後釋放所有鍵。 + +在 SPARC 架構上 + 你可以按下鍵盤組合鍵 :kbd:`ALT-STOP-` 。 + +在串行控制檯（只針對 PC 類型的標準串口） + 你可以發一個 ``BREAK`` ，然後在 5 秒內發送一個命令鍵， + 發送 ``BREAK`` 兩次將被翻譯爲一個正常的 BREAK 操作。 + +在 PowerPC 架構上 + 按下鍵盤組合鍵 :kbd:`ALT - Print Screen` （或者 :kbd:`F13`） - :kbd:`<命令鍵>` 。 + :kbd:`Print Screen` （或者 :kbd:`F13`） - :kbd:`<命令鍵>` 或許也能實現。 + +在其他架構上 + 如果你知道其他架構的組合鍵，請告訴我，我可以把它們添加到這部分。 + +在所有架構上 + 寫一個字符到 /proc/sysrq-trigger 文件，例如:: + + echo t > /proc/sysrq-trigger + +這個命令鍵 :kbd:`` 是區分大小寫的。 + +什麼是命令鍵？ +~~~~~~~~~~~~~~ + +=========== ================================================================ +命令鍵 功能 +=========== ================================================================ +``b`` 將立即重啓系統，不會同步或者卸載磁盤。 + +``c`` 將執行系統 crash，如果配置了系統 crashdump，將執行 crashdump。 + +``d`` 顯示所有持有的鎖。 + +``e`` 發送 SIGTERM 信號給所有進程，除了 init 進程。 + +``f`` 將調用 oom killer 殺掉一個過度佔用內存的進程，如果什麼任務都沒殺， + 也不會 panic。 + +``g`` kgdb 使用（內核調試器）。 + +``h`` 將會顯示幫助。（實際上除了這裏列舉的鍵，其他的都將顯示幫助， + 但是 ``h`` 容易記住）:-) + +``i`` 發送 SIGKILL 給所有進程，除了 init 進程。 + +``j`` 強制性的 “解凍它” - 用於被 FIFREEZE ioctl 操作凍住的文件系統。 + +``k`` 安全訪問祕鑰(SAK)殺掉在當前虛擬控制檯的所有程序，注意：參考 + 下面 SAK 節重要論述。 + +``l`` 顯示所有活動 cpu 的棧回溯。 + +``m`` 將導出當前內存信息到你的控制檯。 + +``n`` 用於使所有實時任務變成普通任務。 + +``o`` 將關閉系統（如果配置和支持的話）。 + +``p`` 將導出當前寄存器和標誌位到控制檯。 + +``q`` 將導出每個 cpu 上所有已裝備的高精度定時器（不是完整的 + time_list 文件顯示的 timers）和所有時鐘事件設備的詳細信息。 + +``r`` 關閉鍵盤的原始模式，設置爲轉換模式。 + +``s`` 將嘗試同步所有的已掛載文件系統。 + +``t`` 將導出當前所有任務列表和它們的信息到控制檯。 + +``u`` 將嘗試重新掛載已掛載文件系統爲只讀。 + +``v`` 強制恢復幀緩存控制檯。 +``v`` 觸發 ETM 緩存導出 [ARM 架構特有] + +``w`` 導出處於不可中斷狀態（阻塞）的任務。 + +``x`` 在 ppc/powerpc 架構上用於 xmon 接口。 + 在 sparc64 架構上用於顯示全局的 PMU（性能監控單元）寄存器。 + 在 MIPS 架構上導出所有的 tlb 條目。 + +``y`` 顯示全局 cpu 寄存器 [SPARC-64 架構特有] + +``z`` 導出 ftrace 緩存信息 + +``0``-``9`` 設置控制檯日誌級別，該級別控制什麼樣的內核信息將被打印到你的 + 控制檯。（比如 ``0`` ，將使得只有緊急信息，像 PANICs or OOPSes + 才能到你的控制檯。） +=========== ================================================================ + +好了，我能用他們做什麼呢？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +嗯，當你的 X 服務端或者 svgalib 程序崩潰，unraw(r) 非原始模式命令鍵是非常 +方便的。 + +sak(k)（安全訪問祕鑰）在你嘗試登陸的同時，又想確保當前控制檯沒有可以獲取你的 +密碼的特洛伊木馬程序運行時是有用的。它會殺掉給定控制檯的所有程序，這樣你 +就可以確認當前的登陸提示程序是實際來自 init 進程的程序，而不是某些特洛伊 +木馬程序。 + +.. important:: + + 在其實際的形式中，在兼容 C2 安全標準的系統上，它不是一個真正的 SAK， + 它也不應該誤認爲此。 + +似乎其他人發現其可以作爲（系統終端聯機鍵）當你想退出一個程序， +同時不會讓你切換控制檯的方法。（比如，X 服務端或者 svgalib 程序） + +``reboot(b)`` 是個好方法，當你不能關閉機器時，它等同於按下"復位"按鈕。 + +``crash(c)`` 可以用於手動觸發一個 crashdump，當系統卡住時。 +注意當 crashdump 機制不可用時，這個只是觸發一個內核 crash。 + +``sync(s)`` 在拔掉可移動介質之前，或者在使用不提供優雅關機的 +救援 shell 之後很方便 -- 它將確保你的數據被安全地寫入磁盤。注意，在你看到 +屏幕上出現 "OK" 和 "Done" 之前，同步還沒有發生。 + +``umount(u)`` 可以用來標記文件系統正常卸載，從正在運行的系統角度來看，它們將 +被重新掛載爲只讀。這個重新掛載動作直到你看到 "OK" 和 "Done" 信息出現在屏幕上 +纔算完成。 + +日誌級別 ``0`` - ``9`` 用於當你的控制檯被大量的內核信息衝擊，你不想看見的時候。 +選擇 ``0`` 將禁止除了最緊急的內核信息外的所有的內核信息輸出到控制檯。（但是如果 +syslogd/klogd 進程是運行的，它們仍將被記錄。） + +``term(e)`` 和 ``kill(i)`` 用於當你有些有點失控的進程，你無法通過其他方式殺掉 +它們的時候，特別是它正在創建其他進程。 + +"just thaw ``it(j)`` " 用於當你的系統由於一個 FIFREEZE ioctl 調用而產生的文件 +系統凍結，而導致的不響應時。 + +有的時候 SysRq 鍵在使用它之後，看起來像是“卡住”了，我能做些什麼？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +這也會發生在我這，我發現輕敲鍵盤兩側的 shift、alt 和 control 鍵，然後再次敲擊 +一個無效的 SysRq 鍵序列可以解決問題。（比如，像鍵盤組合鍵 :kbd:`alt-sysrq-z` ） +切換到另一個虛擬控制檯（鍵盤操作 :kbd:`ALT+Fn` ），然後再切回來應該也有幫助。 + +我敲擊了 SysRq 鍵，但像是什麼都沒發生，發生了什麼錯誤？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +有一些鍵盤對於 SysRq 鍵設置了不同的鍵值，而不是提前定義的 99 +(查看在 ``include/uapi/linux/input-event-codes.h`` 文件中 ``KEY_SYSRQ`` 的定義) +或者就根本沒有 SysRq 鍵。在這些場景下，執行 ``showkey -s`` 命令來找到一個合適 +的掃描碼序列，然後使用 ``setkeycodes 99`` 命令映射這個序列值到通用 +的 SysRq 鍵編碼上（比如 ``setkeycodes e05b 99`` ）。最好將這個命令放在啓動腳本 +中。 +哦，順便說一句，你十秒鐘不輸入任何東西就將退出 “showkey”。 + +我想添加一個 SysRq 鍵事件到一個模塊中，如何去做呢？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +爲了註冊一個基礎函數到這個表中，首先你必須包含 ``include/linux/sysrq.h`` 頭 +文件，這個頭文件定義了你所需要的所有東西。然後你必須創建一個 ``sysrq_key_op`` +結構體，然後初始化它，使用如下內容，A） 你將使用的這個鍵的處理函數， B） 一個 +help_msg 字符串，在 SysRq 鍵打印幫助信息時將打印出來，C） 一個 action_msg 字 +符串，就在你的處理函數調用前打印出來。你的處理函數必須符合在 'sysrq.h' 文件中 +的函數原型。 + +在 ``sysrq_key_op`` 結構體被創建後，你可以調用內核函數 +``register_sysrq_key(int key, const struct sysrq_key_op *op_p);``， +該函數在表中的 'key' 對應位置內容是空的情況下，將通過 ``op_p`` 指針註冊這個操作 +函數到表中 'key' 對應位置上。在模塊卸載的時候，你必須調用 +``unregister_sysrq_key(int key, const struct sysrq_key_op *op_p)`` 函數，該函數 +只有在當前該鍵對應的處理函數被註冊到了 'key' 對應位置時，纔會移除 'op_p' 指針 +對應的鍵值操作函數。這是爲了防止在你註冊之後，該位置被改寫的情況。 + +魔法 SysRq 鍵系統的工作原理是將鍵對應操作函數註冊到鍵的操作查找表， +該表定義在 'drivers/tty/sysrq.c' 文件中。 +該鍵表有許多在編譯時候就註冊進去的操作函數，但是是可變的。 +並且有兩個函數作爲操作該表的接口被導出:: + + register_sysrq_key 和 unregister_sysrq_key. + +當然，永遠不要在表中留下無效指針，即，當你的模塊存在調用 register_sysrq_key() +函數，它一定要調用 unregister_sysrq_key() 來清除它使用過的 SysRq 鍵表條目。 +表中的空指針是安全的。:) + +如果對於某種原因，在 handle_sysrq 調用的處理函數中，你認爲有必要調用 +handle_sysrq 函數時，你必須意識到當前你處於一個鎖中（你同時也處於一箇中斷處理 +函數中，這意味着不能睡眠）。所以這時你必須使用 ``__handle_sysrq_nolock`` 替代。 + +當我敲擊一個 SysRq 組合鍵時，只有標題打印出現在控制檯？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +SysRq 鍵的輸出和所有其他控制檯輸出一樣，受制於控制檯日誌級別控制。 +這意味着，如果內核以發行版內核中常見的 "quiet" 方式啓動，則輸出可能不會出現在實際 +的控制檯上，即使它會出現在 dmesg 緩存中，也可以通過 dmesg 命令和 ``/proc/kmsg`` +文件的消費訪問到。作爲一個特例，來自 sysrq 命令的標題行將被傳遞給所有控制檯 +使用者，就好像當前日誌級別是最大的一樣。如果只發出標題頭，則幾乎可以肯定內核日誌 +級別太低。如果你需要控制檯上的輸出，那麼你將需要臨時提高控制檯日誌級別，通過使用 +鍵盤組合鍵 :kbd:`alt-sysrq-8` 或者:: + + echo 8 > /proc/sysrq-trigger + +在觸發了你感興趣的 SysRq 鍵命令後，記得恢復日誌級別到正常情況。 + +我有很多問題時，可以請教誰？ +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +請教在內核郵件列表上的人，郵箱： + linux-kernel@vger.kernel.org + +致謝 +~~~~ + +- Mydraal 撰寫了該文件 +- Adam Sulmicki 進行了更新 +- Jeremy M. Dolan 在 2001/01/28 10:15:59 進行了更新 +- Crutcher Dunnavant 添加鍵註冊部分 + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/tainted-kernels.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/tainted-kernels.rst index ebe3812ead82..47629f6b05de 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/tainted-kernels.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/tainted-kernels.rst @@ -9,27 +9,27 @@ 吳想成 Wu XiangCheng 胡皓文 Hu Haowen -受汙染的內核 +受污染的內核 ------------- -當發生一些在稍後調查問題時可能相關的事件時，內核會將自己標記爲「受汙染 -（tainted）」的。不用太過擔心，大多數情況下運行受汙染的內核沒有問題；這些信息 -主要在有人想調查某個問題時才有意義的，因爲問題的真正原因可能是導致內核受汙染 -的事件。這就是爲什麼來自受汙染內核的缺陷報告常常被開發人員忽略，因此請嘗試用 -未受汙染的內核重現問題。 +當發生一些在稍後調查問題時可能相關的事件時，內核會將自己標記爲“受污染 +（tainted）”的。不用太過擔心，大多數情況下運行受污染的內核沒有問題；這些信息 +主要在有人想調查某個問題時纔有意義的，因爲問題的真正原因可能是導致內核受污染 +的事件。這就是爲什麼來自受污染內核的缺陷報告常常被開發人員忽略，因此請嘗試用 +未受污染的內核重現問題。 -請注意，即使在您消除導致汙染的原因（亦即卸載專有內核模塊）之後，內核仍將保持 -汙染狀態，以表示內核仍然不可信。這也是爲什麼內核在注意到內部問題（「kernel -bug」）、可恢復錯誤（「kernel oops」）或不可恢復錯誤（「kernel panic」）時會列印 -受汙染狀態，並將有關此的調試信息寫入日誌 ``dmesg`` 輸出。也可以通過 -``/proc/`` 中的文件在運行時檢查受汙染的狀態。 +請注意，即使在您消除導致污染的原因（亦即卸載專有內核模塊）之後，內核仍將保持 +污染狀態，以表示內核仍然不可信。這也是爲什麼內核在注意到內部問題（“kernel +bug”）、可恢復錯誤（“kernel oops”）或不可恢復錯誤（“kernel panic”）時會打印 +受污染狀態，並將有關此的調試信息寫入日誌 ``dmesg`` 輸出。也可以通過 +``/proc/`` 中的文件在運行時檢查受污染的狀態。 -BUG、Oops或Panics消息中的汙染標誌 +BUG、Oops或Panics消息中的污染標誌 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ -在頂部以「CPU:」開頭的一行中可以找到受汙染的狀態；內核是否受到汙染和原因會顯示 -在進程ID（「PID:」）和觸發事件命令的縮寫名稱（「Comm:」）之後:: +在頂部以“CPU:”開頭的一行中可以找到受污染的狀態；內核是否受到污染和原因會顯示 +在進程ID（“PID:”）和觸發事件命令的縮寫名稱（“Comm:”）之後:: BUG: unable to handle kernel NULL pointer dereference at 0000000000000000 Oops: 0002 [#1] SMP PTI @@ -38,27 +38,27 @@ BUG、Oops或Panics消息中的汙染標誌 RIP: 0010:my_oops_init+0x13/0x1000 [kpanic] [...] -如果內核在事件發生時沒有被汙染，您將在那裡看到「Not-tainted:」；如果被汙染，那 -麼它將是「Tainted:」以及字母或空格。在上面的例子中，它看起來是這樣的:: +如果內核在事件發生時沒有被污染，您將在那裏看到“Not-tainted:”；如果被污染，那 +麼它將是“Tainted:”以及字母或空格。在上面的例子中，它看起來是這樣的:: Tainted: P W O 下表解釋了這些字符的含義。在本例中，由於加載了專有模塊（ ``P`` ），出現了 警告（ ``W`` ），並且加載了外部構建的模塊（ ``O`` ），所以內核早些時候受到 -了汙染。要解碼其他字符，請使用下表。 +了污染。要解碼其他字符，請使用下表。 -解碼運行時的汙染狀態 +解碼運行時的污染狀態 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ -在運行時，您可以通過讀取 ``cat /proc/sys/kernel/tainted`` 來查詢受汙染狀態。 -如果返回 ``0`` ，則內核沒有受到汙染；任何其他數字都表示受到汙染的原因。解碼 +在運行時，您可以通過讀取 ``cat /proc/sys/kernel/tainted`` 來查詢受污染狀態。 +如果返回 ``0`` ，則內核沒有受到污染；任何其他數字都表示受到污染的原因。解碼 這個數字的最簡單方法是使用腳本 ``tools/debugging/kernel-chktaint`` ，您的 發行版可能會將其作爲名爲 ``linux-tools`` 或 ``kernel-tools`` 的包的一部分提 供；如果沒有，您可以從 `git.kernel.org `_ 網站下載此腳本並用 ``sh kernel-chktaint`` 執行，它會在上面引用的日誌中有類似 -語句的機器上列印這樣的內容:: +語句的機器上打印這樣的內容:: Kernel is Tainted for following reasons: * Proprietary module was loaded (#0) @@ -69,19 +69,19 @@ BUG、Oops或Panics消息中的汙染標誌 a more details explanation of the various taint flags. Raw taint value as int/string: 4609/'P W O ' -你也可以試著自己解碼這個數字。如果內核被汙染的原因只有一個，那麼這很簡單， +你也可以試着自己解碼這個數字。如果內核被污染的原因只有一個，那麼這很簡單， 在本例中您可以通過下表找到數字。如果你需要解碼有多個原因的數字，因爲它是一 -個位域（bitfield），其中每個位表示一個特定類型的汙染的存在或不存在，最好讓 +個位域（bitfield），其中每個位表示一個特定類型的污染的存在或不存在，最好讓 前面提到的腳本來處理。但是如果您需要快速看一下，可以使用這個shell命令來檢查 設置了哪些位:: $ for i in $(seq 18); do echo $(($i-1)) $(($(cat /proc/sys/kernel/tainted)>>($i-1)&1));done -汙染狀態代碼表 +污染狀態代碼表 ~~~~~~~~~~~~~~~ === ===== ====== ======================================================== - 位 日誌 數字 內核被汙染的原因 + 位 日誌 數字 內核被污染的原因 === ===== ====== ======================================================== 0 G/P 1 已加載專用模塊 1 _/F 2 模塊被強制加載 @@ -89,23 +89,23 @@ BUG、Oops或Panics消息中的汙染標誌 3 _/R 8 模塊被強制卸載 4 _/M 16 處理器報告了機器檢測異常（MCE） 5 _/B 32 引用了錯誤的頁或某些意外的頁標誌 - 6 _/U 64 用戶空間應用程式請求的汙染 + 6 _/U 64 用戶空間應用程序請求的污染 7 _/D 128 內核最近死機了，即曾出現OOPS或BUG 8 _/A 256 ACPI表被用戶覆蓋 9 _/W 512 內核發出警告 10 _/C 1024 已加載staging驅動程序 - 11 _/I 2048 已應用平台固件缺陷的解決方案 - 12 _/O 4096 已加載外部構建（「樹外」）模塊 + 11 _/I 2048 已應用平臺固件缺陷的解決方案 + 12 _/O 4096 已加載外部構建（“樹外”）模塊 13 _/E 8192 已加載未簽名的模塊 14 _/L 16384 發生軟鎖定 15 _/K 32768 內核已實時打補丁 - 16 _/X 65536 備用汙染，爲發行版定義並使用 + 16 _/X 65536 備用污染，爲發行版定義並使用 17 _/T 131072 內核是用結構隨機化插件構建的 === ===== ====== ======================================================== -註：字符 ``_`` 表示空白，以便於閱讀表。 +注：字符 ``_`` 表示空白，以便於閱讀表。 -汙染的更詳細解釋 +污染的更詳細解釋 ~~~~~~~~~~~~~~~~~ 0) ``G`` 加載的所有模塊都有GPL或兼容許可證， ``P`` 加載了任何專有模塊。 @@ -115,14 +115,14 @@ BUG、Oops或Panics消息中的汙染標誌 1) ``F`` 任何模塊被 ``insmod -f`` 強制加載， ``' '`` 所有模塊正常加載。 - 2) ``S`` 內核運行在不合規範的處理器或系統上：硬體已運行在不受支持的配置中， - 因此無法保證正確執行。內核將被汙染，例如： + 2) ``S`` 內核運行在不合規範的處理器或系統上：硬件已運行在不受支持的配置中， + 因此無法保證正確執行。內核將被污染，例如： - 在x86上：PAE是通過intel CPU（如Pentium M）上的forcepae強制執行的，這些 CPU不報告PAE，但可能有功能實現，SMP內核在非官方支持的SMP Athlon CPU上 運行，MSR被暴露到用戶空間中。 - 在arm上：在某些CPU（如Keystone 2）上運行的內核，沒有啓用某些內核特性。 - - 在arm64上：CPU之間存在不匹配的硬體特性，引導加載程序以不同的模式引導CPU。 + - 在arm64上：CPU之間存在不匹配的硬件特性，引導加載程序以不同的模式引導CPU。 - 某些驅動程序正在被用在不受支持的體系結構上（例如x86_64以外的其他系統 上的scsi/snic，非x86/x86_64/itanium上的scsi/ips，已經損壞了arm64上 irqchip/irq-gic的固件設置…）。 @@ -131,22 +131,22 @@ BUG、Oops或Panics消息中的汙染標誌 4) ``M`` 任何處理器報告了機器檢測異常， ``' '`` 未發生機器檢測異常。 - 5) ``B`` 頁面釋放函數發現錯誤的頁面引用或某些意外的頁面標誌。這表示硬體問題 - 或內核錯誤；日誌中應該有其他信息指示發生此汙染的原因。 + 5) ``B`` 頁面釋放函數發現錯誤的頁面引用或某些意外的頁面標誌。這表示硬件問題 + 或內核錯誤；日誌中應該有其他信息指示發生此污染的原因。 - 6) ``U`` 用戶或用戶應用程式特意請求設置受汙染標誌，否則應爲 ``' '`` 。 + 6) ``U`` 用戶或用戶應用程序特意請求設置受污染標誌，否則應爲 ``' '`` 。 7) ``D`` 內核最近死機了，即出現了OOPS或BUG。 8) ``A`` ACPI表被重寫。 - 9) ``W`` 內核之前已發出過警告（儘管有些警告可能會設置更具體的汙染標誌）。 + 9) ``W`` 內核之前已發出過警告（儘管有些警告可能會設置更具體的污染標誌）。 10) ``C`` 已加載staging驅動程序。 - 11) ``I`` 內核正在處理平台固件（BIOS或類似軟體）中的嚴重錯誤。 + 11) ``I`` 內核正在處理平臺固件（BIOS或類似軟件）中的嚴重錯誤。 - 12) ``O`` 已加載外部構建（「樹外」）模塊。 + 12) ``O`` 已加載外部構建（“樹外”）模塊。 13) ``E`` 在支持模塊簽名的內核中加載了未簽名的模塊。 @@ -154,8 +154,8 @@ BUG、Oops或Panics消息中的汙染標誌 15) ``K`` 內核已經實時打了補丁。 - 16) ``X`` 備用汙染，由Linux發行版定義和使用。 + 16) ``X`` 備用污染，由Linux發行版定義和使用。 17) ``T`` 內核構建時使用了randstruct插件，它可以有意生成非常不尋常的內核結構 - 布局（甚至是性能病態的布局），這在調試時非常有用。於構建時設置。 + 佈局（甚至是性能病態的佈局），這在調試時非常有用。於構建時設置。 diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/unicode.rst b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/unicode.rst index 7908b369b85b..a2b48b5d0a64 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/unicode.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/unicode.rst @@ -37,15 +37,15 @@ IBMPC_MAP IBM code page 437 ESC ( U USER_MAP User defined ESC ( K =============== =============================== ================ -特別是 ESC ( U 不再是「直通字體」，因爲字體可能與IBM字符集完全不同。 +特別是 ESC ( U 不再是“直通字體”，因爲字體可能與IBM字符集完全不同。 例如，即使加載了一個Latin-1字體，也允許使用塊圖形（block graphics）。 請注意，儘管這些代碼與ISO 2022類似，但這些代碼及其用途都與ISO 2022不匹配； Linux有兩個八位代碼（G0和G1），而ISO 2022有四個七位代碼（G0-G3）。 -根據Unicode標準/ISO 10646，U+F000到U+F8FF被保留用於作業系統範圍內的分配 -（Unicode標準將其稱爲「團體區域（Corporate Zone）」，因爲這對於Linux是不準確 -的，所以我們稱之爲「Linux區域」）。選擇U+F000作爲起點，因爲它允許直接映射 +根據Unicode標準/ISO 10646，U+F000到U+F8FF被保留用於操作系統範圍內的分配 +（Unicode標準將其稱爲“團體區域（Corporate Zone）”，因爲這對於Linux是不準確 +的，所以我們稱之爲“Linux區域”）。選擇U+F000作爲起點，因爲它允許直接映射 區域以2的大倍數開始（以防需要1024或2048個字符的字體）。這就留下U+E000到 U+EFFF作爲最終用戶區。 @@ -87,7 +87,7 @@ U+F813 KEYBOARD SYMBOL SOLID APPLE 克林貢（Klingon）語支持 ------------------------ -1996年，Linux是世界上第一個添加對人工語言克林貢支持的作業系統，克林貢是由 +1996年，Linux是世界上第一個添加對人工語言克林貢支持的操作系統，克林貢是由 Marc Okrand爲《星際迷航》電視連續劇創造的。這種編碼後來被徵募Unicode註冊表 （ConScript Unicode Registry，CSUR）採用，並建議（但最終被拒絕）納入Unicode 平面一。不過，它仍然是Linux區域中的Linux/CSUR私有分配。 diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm/Booting b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm/Booting new file mode 100644 index 000000000000..a5375f262de2 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm/Booting @@ -0,0 +1,176 @@ +Chinese translated version of Documentation/arch/arm/booting.rst + +If you have any comment or update to the content, please contact the +original document maintainer directly. However, if you have a problem +communicating in English you can also ask the Chinese maintainer for +help. Contact the Chinese maintainer if this translation is outdated +or if there is a problem with the translation. + +Maintainer: Russell King +Chinese maintainer: Fu Wei +--------------------------------------------------------------------- +Documentation/arch/arm/booting.rst 的中文翻譯 + +如果想評論或更新本文的內容，請直接聯繫原文檔的維護者。如果你使用英文 +交流有困難的話，也可以向中文版維護者求助。如果本翻譯更新不及時或者翻 +譯存在問題，請聯繫中文版維護者。 + +英文版維護者： Russell King +中文版維護者： 傅煒 Fu Wei +中文版翻譯者： 傅煒 Fu Wei +中文版校譯者： 傅煒 Fu Wei + +以下爲正文 +--------------------------------------------------------------------- + + 啓動 ARM Linux + ============== + +作者：Russell King +日期：2002年5月18日 + +以下文檔適用於 2.4.18-rmk6 及以上版本。 + +爲了啓動 ARM Linux，你需要一個引導裝載程序（boot loader）， +它是一個在主內核啓動前運行的一個小程序。引導裝載程序需要初始化各種 +設備，並最終調用 Linux 內核，將信息傳遞給內核。 + +從本質上講，引導裝載程序應提供（至少）以下功能： + +1、設置和初始化 RAM。 +2、初始化一個串口。 +3、檢測機器的類型（machine type）。 +4、設置內核標籤列表（tagged list）。 +5、調用內核映像。 + + +1、設置和初始化 RAM +------------------- + +現有的引導加載程序: 強制 +新開發的引導加載程序: 強制 + +引導裝載程序應該找到並初始化系統中所有內核用於保持系統變量數據的 RAM。 +這個操作的執行是設備依賴的。（它可能使用內部算法來自動定位和計算所有 +RAM，或可能使用對這個設備已知的 RAM 信息，還可能使用任何引導裝載程序 +設計者想到的匹配方法。） + + +2、初始化一個串口 +----------------------------- + +現有的引導加載程序: 可選、建議 +新開發的引導加載程序: 可選、建議 + +引導加載程序應該初始化並使能一個目標板上的串口。這允許內核串口驅動 +自動檢測哪個串口用於內核控制檯。(一般用於調試或與目標板通信。) + +作爲替代方案，引導加載程序也可以通過標籤列表傳遞相關的'console=' +選項給內核以指定某個串口，而串口數據格式的選項在以下文檔中描述： + + Documentation/admin-guide/kernel-parameters.rst。 + + +3、檢測機器類型 +-------------------------- + +現有的引導加載程序: 可選 +新開發的引導加載程序: 強制 + +引導加載程序應該通過某些方式檢測自身所處的機器類型。這是一個硬件 +代碼或通過查看所連接的硬件用某些算法得到，這些超出了本文檔的範圍。 +引導加載程序最終必須能提供一個 MACH_TYPE_xxx 值給內核。 +(詳見 linux/arch/arm/tools/mach-types )。 + +4、設置啓動數據 +------------------ + +現有的引導加載程序: 可選、強烈建議 +新開發的引導加載程序: 強制 + +引導加載程序必須提供標籤列表或者 dtb 映像以傳遞配置數據給內核。啓動 +數據的物理地址通過寄存器 r2 傳遞給內核。 + +4a、設置內核標籤列表 +-------------------------------- + +bootloader 必須創建和初始化內核標籤列表。一個有效的標籤列表以 +ATAG_CORE 標籤開始，並以 ATAG_NONE 標籤結束。ATAG_CORE 標籤可以是 +空的，也可以是非空。一個空 ATAG_CORE 標籤其 size 域設置爲 +‘2’(0x00000002)。ATAG_NONE 標籤的 size 域必須設置爲零。 + +在列表中可以保存任意數量的標籤。對於一個重複的標籤是追加到之前標籤 +所攜帶的信息之後，還是會覆蓋原來的信息，是未定義的。某些標籤的行爲 +是前者，其他是後者。 + +bootloader 必須傳遞一個系統內存的位置和最小值，以及根文件系統位置。 +因此，最小的標籤列表如下所示： + + +-----------+ +基地址 -> | ATAG_CORE | | + +-----------+ | + | ATAG_MEM | | 地址增長方向 + +-----------+ | + | ATAG_NONE | | + +-----------+ v + +標籤列表應該保存在系統的 RAM 中。 + +標籤列表必須置於內核自解壓和 initrd'bootp' 程序都不會覆蓋的內存區。 +建議放在 RAM 的頭 16KiB 中。 + +4b、設置設備樹 +------------------------- + +bootloader 必須以 64bit 地址對齊的形式加載一個設備樹映像(dtb)到系統 +RAM 中，並用啓動數據初始化它。dtb 格式在文檔 +https://www.devicetree.org/specifications/ 中。內核將會在 +dtb 物理地址處查找 dtb 魔數值（0xd00dfeed），以確定 dtb 是否已經代替 +標籤列表被傳遞進來。 + +bootloader 必須傳遞一個系統內存的位置和最小值，以及根文件系統位置。 +dtb 必須置於內核自解壓不會覆蓋的內存區。建議將其放置於 RAM 的頭 16KiB +中。但是不可將其放置於“0”物理地址處，因爲內核認爲：r2 中爲 0，意味着 +沒有標籤列表和 dtb 傳遞過來。 + +5、調用內核映像 +--------------------------- + +現有的引導加載程序: 強制 +新開發的引導加載程序: 強制 + +調用內核映像 zImage 有兩個選擇。如果 zImge 保存在 flash 中，且是爲了 +在 flash 中直接運行而被正確鏈接的。這樣引導加載程序就可以在 flash 中 +直接調用 zImage。 + +zImage 也可以被放在系統 RAM（任意位置）中被調用。注意：內核使用映像 +基地址的前 16KB RAM 空間來保存頁表。建議將映像置於 RAM 的 32KB 處。 + +對於以上任意一種情況，都必須符合以下啓動狀態： + +- 停止所有 DMA 設備，這樣內存數據就不會因爲虛假網絡包或磁盤數據而被破壞。 + 這可能可以節省你許多的調試時間。 + +- CPU 寄存器配置 + r0 = 0， + r1 = （在上面 3 中獲取的）機器類型碼。 + r2 = 標籤列表在系統 RAM 中的物理地址，或 + 設備樹塊(dtb)在系統 RAM 中的物理地址 + +- CPU 模式 + 所有形式的中斷必須被禁止 (IRQs 和 FIQs) + CPU 必須處於 SVC 模式。(對於 Angel 調試有特例存在) + +- 緩存，MMUs + MMU 必須關閉。 + 指令緩存開啓或關閉都可以。 + 數據緩存必須關閉。 + +- 引導加載程序應該通過直接跳轉到內核映像的第一條指令來調用內核映像。 + + 對於支持 ARM 指令集的 CPU，跳入內核入口時必須處在 ARM 狀態，即使 + 對於 Thumb-2 內核也是如此。 + + 對於僅支持 Thumb 指令集的 CPU，比如 Cortex-M 系列的 CPU，跳入 + 內核入口時必須處於 Thumb 狀態。 + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm/kernel_user_helpers.txt b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm/kernel_user_helpers.txt new file mode 100644 index 000000000000..4c0bff97af31 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm/kernel_user_helpers.txt @@ -0,0 +1,285 @@ +Chinese translated version of Documentation/arch/arm/kernel_user_helpers.rst + +If you have any comment or update to the content, please contact the +original document maintainer directly. However, if you have a problem +communicating in English you can also ask the Chinese maintainer for +help. Contact the Chinese maintainer if this translation is outdated +or if there is a problem with the translation. + +Maintainer: Nicolas Pitre + Dave Martin +Chinese maintainer: Fu Wei +--------------------------------------------------------------------- +Documentation/arch/arm/kernel_user_helpers.rst 的中文翻譯 + +如果想評論或更新本文的內容，請直接聯繫原文檔的維護者。如果你使用英文 +交流有困難的話，也可以向中文版維護者求助。如果本翻譯更新不及時或者翻 +譯存在問題，請聯繫中文版維護者。 +英文版維護者： Nicolas Pitre + Dave Martin +中文版維護者： 傅煒 Fu Wei +中文版翻譯者： 傅煒 Fu Wei +中文版校譯者： 宋冬生 Dongsheng Song + 傅煒 Fu Wei + + +以下爲正文 +--------------------------------------------------------------------- +內核提供的用戶空間輔助代碼 +========================= + +在內核內存空間的固定地址處，有一個由內核提供並可從用戶空間訪問的代碼 +段。它用於向用戶空間提供因在許多 ARM CPU 中未實現的特性和/或指令而需 +內核提供幫助的某些操作。這些代碼直接在用戶模式下執行的想法是爲了獲得 +最佳效率，但那些與內核計數器聯繫過於緊密的部分，則被留給了用戶庫實現。 +事實上，此代碼甚至可能因不同的 CPU 而異，這取決於其可用的指令集或它 +是否爲 SMP 系統。換句話說，內核保留在不作出警告的情況下根據需要更改 +這些代碼的權利。只有本文檔描述的入口及其結果是保證穩定的。 + +這與完全成熟的 VDSO 實現不同（但兩者並不衝突），儘管如此，VDSO 可阻止 +某些通過常量高效跳轉到那些代碼段的彙編技巧。且由於那些代碼段在返回用戶 +代碼前僅使用少量的代碼週期，則一個 VDSO 間接遠程調用將會在這些簡單的 +操作上增加一個可測量的開銷。 + +在對那些擁有原生支持的新型處理器進行代碼優化時，僅在已爲其他操作使用 +了類似的新增指令，而導致二進制結果已與早期 ARM 處理器不兼容的情況下， +用戶空間才應繞過這些輔助代碼，並在內聯函數中實現這些操作（無論是通過 +編譯器在代碼中直接放置，還是作爲庫函數調用實現的一部分）。也就是說， +如果你編譯的代碼不會爲了其他目的使用新指令，則不要僅爲了避免使用這些 +內核輔助代碼，導致二進制程序無法在早期處理器上運行。 + +新的輔助代碼可能隨着時間的推移而增加，所以新內核中的某些輔助代碼在舊 +內核中可能不存在。因此，程序必須在對任何輔助代碼調用假設是安全之前， +檢測 __kuser_helper_version 的值（見下文）。理想情況下，這種檢測應該 +只在進程啓動時執行一次；如果內核版本不支持所需輔助代碼，則該進程可儘早 +中止執行。 + +kuser_helper_version +-------------------- + +位置: 0xffff0ffc + +參考聲明: + + extern int32_t __kuser_helper_version; + +定義: + + 這個區域包含了當前運行內核實現的輔助代碼版本號。用戶空間可以通過讀 + 取此版本號以確定特定的輔助代碼是否存在。 + +使用範例: + +#define __kuser_helper_version (*(int32_t *)0xffff0ffc) + +void check_kuser_version(void) +{ + if (__kuser_helper_version < 2) { + fprintf(stderr, "can't do atomic operations, kernel too old\n"); + abort(); + } +} + +注意: + + 用戶空間可以假設這個域的值不會在任何單個進程的生存期內改變。也就 + 是說，這個域可以僅在庫的初始化階段或進程啓動階段讀取一次。 + +kuser_get_tls +------------- + +位置: 0xffff0fe0 + +參考原型: + + void * __kuser_get_tls(void); + +輸入: + + lr = 返回地址 + +輸出: + + r0 = TLS 值 + +被篡改的寄存器: + + 無 + +定義: + + 獲取之前通過 __ARM_NR_set_tls 系統調用設置的 TLS 值。 + +使用範例: + +typedef void * (__kuser_get_tls_t)(void); +#define __kuser_get_tls (*(__kuser_get_tls_t *)0xffff0fe0) + +void foo() +{ + void *tls = __kuser_get_tls(); + printf("TLS = %p\n", tls); +} + +注意: + + - 僅在 __kuser_helper_version >= 1 時，此輔助代碼存在 + （從內核版本 2.6.12 開始）。 + +kuser_cmpxchg +------------- + +位置: 0xffff0fc0 + +參考原型: + + int __kuser_cmpxchg(int32_t oldval, int32_t newval, volatile int32_t *ptr); + +輸入: + + r0 = oldval + r1 = newval + r2 = ptr + lr = 返回地址 + +輸出: + + r0 = 成功代碼 (零或非零) + C flag = 如果 r0 == 0 則置 1，如果 r0 != 0 則清零。 + +被篡改的寄存器: + + r3, ip, flags + +定義: + + 僅在 *ptr 爲 oldval 時原子保存 newval 於 *ptr 中。 + 如果 *ptr 被改變，則返回值爲零，否則爲非零值。 + 如果 *ptr 被改變，則 C flag 也會被置 1，以實現調用代碼中的彙編 + 優化。 + +使用範例: + +typedef int (__kuser_cmpxchg_t)(int oldval, int newval, volatile int *ptr); +#define __kuser_cmpxchg (*(__kuser_cmpxchg_t *)0xffff0fc0) + +int atomic_add(volatile int *ptr, int val) +{ + int old, new; + + do { + old = *ptr; + new = old + val; + } while(__kuser_cmpxchg(old, new, ptr)); + + return new; +} + +注意: + + - 這個例程已根據需要包含了內存屏障。 + + - 僅在 __kuser_helper_version >= 2 時，此輔助代碼存在 + （從內核版本 2.6.12 開始）。 + +kuser_memory_barrier +-------------------- + +位置: 0xffff0fa0 + +參考原型: + + void __kuser_memory_barrier(void); + +輸入: + + lr = 返回地址 + +輸出: + + 無 + +被篡改的寄存器: + + 無 + +定義: + + 應用於任何需要內存屏障以防止手動數據修改帶來的一致性問題，以及 + __kuser_cmpxchg 中。 + +使用範例: + +typedef void (__kuser_dmb_t)(void); +#define __kuser_dmb (*(__kuser_dmb_t *)0xffff0fa0) + +注意: + + - 僅在 __kuser_helper_version >= 3 時，此輔助代碼存在 + （從內核版本 2.6.15 開始）。 + +kuser_cmpxchg64 +--------------- + +位置: 0xffff0f60 + +參考原型: + + int __kuser_cmpxchg64(const int64_t *oldval, + const int64_t *newval, + volatile int64_t *ptr); + +輸入: + + r0 = 指向 oldval + r1 = 指向 newval + r2 = 指向目標值 + lr = 返回地址 + +輸出: + + r0 = 成功代碼 (零或非零) + C flag = 如果 r0 == 0 則置 1，如果 r0 != 0 則清零。 + +被篡改的寄存器: + + r3, lr, flags + +定義: + + 僅在 *ptr 等於 *oldval 指向的 64 位值時，原子保存 *newval + 指向的 64 位值於 *ptr 中。如果 *ptr 被改變，則返回值爲零， + 否則爲非零值。 + + 如果 *ptr 被改變，則 C flag 也會被置 1，以實現調用代碼中的彙編 + 優化。 + +使用範例: + +typedef int (__kuser_cmpxchg64_t)(const int64_t *oldval, + const int64_t *newval, + volatile int64_t *ptr); +#define __kuser_cmpxchg64 (*(__kuser_cmpxchg64_t *)0xffff0f60) + +int64_t atomic_add64(volatile int64_t *ptr, int64_t val) +{ + int64_t old, new; + + do { + old = *ptr; + new = old + val; + } while(__kuser_cmpxchg64(&old, &new, ptr)); + + return new; +} + +注意: + + - 這個例程已根據需要包含了內存屏障。 + + - 由於這個過程的代碼長度（此輔助代碼跨越 2 個常規的 kuser “槽”）， + 因此 0xffff0f80 不被作爲有效的入口點。 + + - 僅在 __kuser_helper_version >= 5 時，此輔助代碼存在 + （從內核版本 3.1 開始）。 + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/amu.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/amu.rst index 21ac0db63889..1b451eae2bee 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/amu.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/amu.rst @@ -28,11 +28,11 @@ AArch64 Linux 中擴展的活動監控單元 AMUv1 架構實現了一個由4個固定的64位事件計數器組成的計數器組。 - - CPU 周期計數器：同 CPU 的頻率增長 + - CPU 週期計數器：同 CPU 的頻率增長 - 常量計數器：同固定的系統時鐘頻率增長 - 淘汰指令計數器: 同每次架構指令執行增長 - - 內存停頓周期計數器：計算由在時鐘域內的最後一級緩存中未命中而引起 - 的指令調度停頓周期數 + - 內存停頓週期計數器：計算由在時鐘域內的最後一級緩存中未命中而引起 + 的指令調度停頓週期數 當處於 WFI 或者 WFE 狀態時，計數器不會增長。 diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/booting.txt b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/booting.txt index 3cc8f593e006..be0de91ecebd 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/booting.txt +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/booting.txt @@ -41,8 +41,8 @@ AArch64 異常模型由多個異常級（EL0 - EL3）組成，對於 EL0 和 EL1 有對應的安全和非安全模式。EL2 是系統管理級，且僅存在於非安全模式下。 EL3 是最高特權級，且僅存在於安全模式下。 -基於本文檔的目的，我們將簡單地使用『引導裝載程序』（『boot loader』） -這個術語來定義在將控制權交給 Linux 內核前 CPU 上執行的所有軟體。 +基於本文檔的目的，我們將簡單地使用‘引導裝載程序’（‘boot loader’） +這個術語來定義在將控制權交給 Linux 內核前 CPU 上執行的所有軟件。 這可能包含安全監控和系統管理代碼，或者它可能只是一些用於準備最小啓動 環境的指令。 @@ -74,7 +74,7 @@ RAM，或可能使用對這個設備已知的 RAM 信息，還可能是引導裝 數據塊將在使能緩存的情況下以 2MB 粒度被映射，故其不能被置於必須以特定 屬性映射的2M區域內。 -註： v4.2 之前的版本同時要求設備樹數據塊被置於從內核映像以下 +注： v4.2 之前的版本同時要求設備樹數據塊被置於從內核映像以下 text_offset 字節處算起第一個 512MB 內。 3、解壓內核映像 @@ -106,7 +106,7 @@ AArch64 內核當前沒有提供自解壓代碼，因此如果使用了壓縮內 u32 res5; /* 保留 （用於 PE COFF 偏移） */ -映像頭注釋： +映像頭註釋： - 自 v3.17 起，除非另有說明，所有域都是小端模式。 @@ -143,7 +143,7 @@ AArch64 內核當前沒有提供自解壓代碼，因此如果使用了壓縮內 字節處，並從該處被調用。2MB 對齊基址和內核映像起始地址之間的區域對於 內核來說沒有特殊意義，且可能被用於其他目的。 從映像起始地址算起，最少必須準備 image_size 字節的空閒內存供內核使用。 -註： v4.6 之前的版本無法使用內核映像物理偏移以下的內存，所以當時建議 +注： v4.6 之前的版本無法使用內核映像物理偏移以下的內存，所以當時建議 將映像儘量放置在靠近系統內存起始的地方。 任何提供給內核的內存（甚至在映像起始地址之前），若未從內核中標記爲保留 @@ -151,7 +151,7 @@ AArch64 內核當前沒有提供自解壓代碼，因此如果使用了壓縮內 在跳轉入內核前，必須符合以下狀態： -- 停止所有 DMA 設備，這樣內存數據就不會因爲虛假網絡包或磁碟數據而 +- 停止所有 DMA 設備，這樣內存數據就不會因爲虛假網絡包或磁盤數據而 被破壞。這可能可以節省你許多的調試時間。 - 主 CPU 通用寄存器設置 @@ -175,7 +175,7 @@ AArch64 內核當前沒有提供自解壓代碼，因此如果使用了壓縮內 而不通過虛擬地址操作維護構架緩存的系統緩存（不推薦），必須被配置且 禁用。 - *譯者註：對於 PoC 以及緩存相關內容，請參考 ARMv8 構架參考手冊 + *譯者注：對於 PoC 以及緩存相關內容，請參考 ARMv8 構架參考手冊 ARM DDI 0487A - 架構計時器 @@ -189,7 +189,7 @@ AArch64 內核當前沒有提供自解壓代碼，因此如果使用了壓縮內 接收。 - 系統寄存器 - 在進入內核映像的異常級中，所有構架中可寫的系統寄存器必須通過軟體 + 在進入內核映像的異常級中，所有構架中可寫的系統寄存器必須通過軟件 在一個更高的異常級別下初始化，以防止在 未知 狀態下運行。 對於擁有 GICv3 中斷控制器並以 v3 模式運行的系統： @@ -214,14 +214,14 @@ AArch64 內核當前沒有提供自解壓代碼，因此如果使用了壓縮內 引導裝載程序必須在每個 CPU 處於以下狀態時跳入內核入口： - 主 CPU 必須直接跳入內核映像的第一條指令。通過此 CPU 傳遞的設備樹 - 數據塊必須在每個 CPU 節點中包含一個 『enable-method』 屬性，所 + 數據塊必須在每個 CPU 節點中包含一個 ‘enable-method’ 屬性，所 支持的 enable-method 請見下文。 引導裝載程序必須生成這些設備樹屬性，並在跳入內核入口之前將其插入 數據塊。 -- enable-method 爲 「spin-table」 的 CPU 必須在它們的 CPU - 節點中包含一個 『cpu-release-addr』 屬性。這個屬性標識了一個 +- enable-method 爲 “spin-table” 的 CPU 必須在它們的 CPU + 節點中包含一個 ‘cpu-release-addr’ 屬性。這個屬性標識了一個 64 位自然對齊且初始化爲零的內存位置。 這些 CPU 必須在內存保留區（通過設備樹中的 /memreserve/ 域傳遞 @@ -231,15 +231,15 @@ AArch64 內核當前沒有提供自解壓代碼，因此如果使用了壓縮內 時，CPU 必須跳入此值所指向的地址。此值爲一個單獨的 64 位小端值， 因此 CPU 須在跳轉前將所讀取的值轉換爲其本身的端模式。 -- enable-method 爲 「psci」 的 CPU 保持在內核外（比如，在 +- enable-method 爲 “psci” 的 CPU 保持在內核外（比如，在 memory 節點中描述爲內核空間的內存區外，或在通過設備樹 /memreserve/ 域中描述爲內核保留區的空間中）。內核將會發起在 ARM 文檔（編號 - ARM DEN 0022A：用於 ARM 上的電源狀態協調接口系統軟體）中描述的 + ARM DEN 0022A：用於 ARM 上的電源狀態協調接口系統軟件）中描述的 CPU_ON 調用來將 CPU 帶入內核。 *譯者注: ARM DEN 0022A 已更新到 ARM DEN 0022C。 - 設備樹必須包含一個 『psci』 節點，請參考以下文檔： + 設備樹必須包含一個 ‘psci’ 節點，請參考以下文檔： Documentation/devicetree/bindings/arm/psci.yaml diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/elf_hwcaps.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/elf_hwcaps.rst index ca7ff749a67b..d2c1c2f23812 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/elf_hwcaps.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/elf_hwcaps.rst @@ -17,11 +17,11 @@ ARM64 ELF hwcaps 1. 簡介 ------- -有些硬體或軟體功能僅在某些 CPU 實現上和/或在具體某個內核配置上可用，但 +有些硬件或軟件功能僅在某些 CPU 實現上和/或在具體某個內核配置上可用，但 對於處於 EL0 的用戶空間代碼沒有可用的架構發現機制。內核通過在輔助向量表 公開一組稱爲 hwcaps 的標誌而把這些功能暴露給用戶空間。 -用戶空間軟體可以通過獲取輔助向量的 AT_HWCAP 或 AT_HWCAP2 條目來測試功能， +用戶空間軟件可以通過獲取輔助向量的 AT_HWCAP 或 AT_HWCAP2 條目來測試功能， 並測試是否設置了相關標誌，例如:: bool floating_point_is_present(void) @@ -33,7 +33,7 @@ ARM64 ELF hwcaps return false; } -如果軟體依賴於 hwcap 描述的功能，在嘗試使用該功能前則應檢查相關的 hwcap +如果軟件依賴於 hwcap 描述的功能，在嘗試使用該功能前則應檢查相關的 hwcap 標誌以驗證該功能是否存在。 不能通過其他方式探查這些功能。當一個功能不可用時，嘗試使用它可能導致不可 @@ -44,8 +44,8 @@ ARM64 ELF hwcaps ---------------- 大多數 hwcaps 旨在說明通過架構 ID 寄存器(處於 EL0 的用戶空間代碼無法訪問) -描述的功能的存在。這些 hwcap 通過 ID 寄存器欄位定義，並且應根據 ARM 體系 -結構參考手冊（ARM ARM）中定義的欄位來解釋說明。 +描述的功能的存在。這些 hwcap 通過 ID 寄存器字段定義，並且應根據 ARM 體系 +結構參考手冊（ARM ARM）中定義的字段來解釋說明。 這些 hwcaps 以下面的形式描述:: diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/legacy_instructions.txt b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/legacy_instructions.txt index c2d02cd5017d..7d1f0593d7ca 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/legacy_instructions.txt +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/legacy_instructions.txt @@ -31,7 +31,7 @@ Documentation/arch/arm64/legacy_instructions.rst 的中文翻譯 以下爲正文 --------------------------------------------------------------------- Linux 內核在 arm64 上的移植提供了一個基礎框架，以支持構架中正在被淘汰或已廢棄指令的模擬執行。 -這個基礎框架的代碼使用未定義指令鉤子（hooks）來支持模擬。如果指令存在，它也允許在硬體中啓用該指令。 +這個基礎框架的代碼使用未定義指令鉤子（hooks）來支持模擬。如果指令存在，它也允許在硬件中啓用該指令。 模擬模式可通過寫 sysctl 節點（/proc/sys/abi）來控制。 不同的執行方式及 sysctl 節點的相應值，解釋如下： @@ -42,18 +42,18 @@ Linux 內核在 arm64 上的移植提供了一個基礎框架，以支持構架 * Emulate（模擬） 值： 1 - 使用軟體模擬方式。爲解決軟體遷移問題，這種模擬指令模式的使用是被跟蹤的，並會發出速率限制警告。 + 使用軟件模擬方式。爲解決軟件遷移問題，這種模擬指令模式的使用是被跟蹤的，並會發出速率限制警告。 它是那些構架中正在被淘汰的指令，如 CP15 barriers（隔離指令），的默認處理方式。 -* Hardware Execution（硬體執行） +* Hardware Execution（硬件執行） 值： 2 - 雖然標記爲正在被淘汰，但一些實現可能提供硬體執行這些指令的使能/禁用操作。 - 使用硬體執行一般會有更好的性能，但將無法收集運行時對正被淘汰指令的使用統計數據。 + 雖然標記爲正在被淘汰，但一些實現可能提供硬件執行這些指令的使能/禁用操作。 + 使用硬件執行一般會有更好的性能，但將無法收集運行時對正被淘汰指令的使用統計數據。 默認執行模式依賴於指令在構架中狀態。正在被淘汰的指令應該以模擬（Emulate）作爲默認模式， 而已廢棄的指令必須默認使用未定義（Undef）模式 -注意：指令模擬可能無法應對所有情況。更多詳情請參考單獨的指令注釋。 +注意：指令模擬可能無法應對所有情況。更多詳情請參考單獨的指令註釋。 受支持的遺留指令 ------------- @@ -71,7 +71,7 @@ Linux 內核在 arm64 上的移植提供了一個基礎框架，以支持構架 節點: /proc/sys/abi/setend 狀態: 正被淘汰，不推薦使用 默認執行方式: Emulate (1)* -註：爲了使能這個特性，系統中的所有 CPU 必須在 EL0 支持混合字節序。 +注：爲了使能這個特性，系統中的所有 CPU 必須在 EL0 支持混合字節序。 如果一個新的 CPU （不支持混合字節序） 在使能這個特性後被熱插入系統， 在應用中可能會出現不可預期的結果。 diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/memory.txt b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/memory.txt index 0280200e791f..e41c518e71c6 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/memory.txt +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/memory.txt @@ -28,17 +28,17 @@ Documentation/arch/arm64/memory.rst 的中文翻譯 以下爲正文 --------------------------------------------------------------------- - Linux 在 AArch64 中的內存布局 + Linux 在 AArch64 中的內存佈局 =========================== 作者: Catalin Marinas -本文檔描述 AArch64 Linux 內核所使用的虛擬內存布局。此構架可以實現 +本文檔描述 AArch64 Linux 內核所使用的虛擬內存佈局。此構架可以實現 頁大小爲 4KB 的 4 級轉換表和頁大小爲 64KB 的 3 級轉換表。 AArch64 Linux 使用 3 級或 4 級轉換表，其頁大小配置爲 4KB，對於用戶和內核 分別都有 39-bit (512GB) 或 48-bit (256TB) 的虛擬地址空間。 -對於頁大小爲 64KB的配置，僅使用 2 級轉換表，有 42-bit (4TB) 的虛擬地址空間，但內存布局相同。 +對於頁大小爲 64KB的配置，僅使用 2 級轉換表，有 42-bit (4TB) 的虛擬地址空間，但內存佈局相同。 用戶地址空間的 63:48 位爲 0，而內核地址空間的相應位爲 1。TTBRx 的 選擇由虛擬地址的 63 位給出。swapper_pg_dir 僅包含內核（全局）映射， @@ -46,7 +46,7 @@ AArch64 Linux 使用 3 級或 4 級轉換表，其頁大小配置爲 4KB，對 TTBR1 中，且從不寫入 TTBR0。 -AArch64 Linux 在頁大小爲 4KB，並使用 3 級轉換表時的內存布局： +AArch64 Linux 在頁大小爲 4KB，並使用 3 級轉換表時的內存佈局： 起始地址 結束地址 大小 用途 ----------------------------------------------------------------------- @@ -54,7 +54,7 @@ AArch64 Linux 在頁大小爲 4KB，並使用 3 級轉換表時的內存布局 ffffff8000000000 ffffffffffffffff 512GB 內核空間 -AArch64 Linux 在頁大小爲 4KB，並使用 4 級轉換表時的內存布局： +AArch64 Linux 在頁大小爲 4KB，並使用 4 級轉換表時的內存佈局： 起始地址 結束地址 大小 用途 ----------------------------------------------------------------------- @@ -62,7 +62,7 @@ AArch64 Linux 在頁大小爲 4KB，並使用 4 級轉換表時的內存布局 ffff000000000000 ffffffffffffffff 256TB 內核空間 -AArch64 Linux 在頁大小爲 64KB，並使用 2 級轉換表時的內存布局： +AArch64 Linux 在頁大小爲 64KB，並使用 2 級轉換表時的內存佈局： 起始地址 結束地址 大小 用途 ----------------------------------------------------------------------- @@ -70,7 +70,7 @@ AArch64 Linux 在頁大小爲 64KB，並使用 2 級轉換表時的內存布局 fffffc0000000000 ffffffffffffffff 4TB 內核空間 -AArch64 Linux 在頁大小爲 64KB，並使用 3 級轉換表時的內存布局： +AArch64 Linux 在頁大小爲 64KB，並使用 3 級轉換表時的內存佈局： 起始地址 結束地址 大小 用途 ----------------------------------------------------------------------- @@ -78,7 +78,7 @@ AArch64 Linux 在頁大小爲 64KB，並使用 3 級轉換表時的內存布局 ffff000000000000 ffffffffffffffff 256TB 內核空間 -更詳細的內核虛擬內存布局，請參閱內核啓動信息。 +更詳細的內核虛擬內存佈局，請參閱內核啓動信息。 4KB 頁大小的轉換表查找： diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/perf.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/perf.rst index 645f3944a0f4..405d5f66964f 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/perf.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/perf.rst @@ -59,7 +59,7 @@ EL2（VHE 內核 或 non-VHE 虛擬機監控器）。 KVM 客戶機可能運行在 EL0（用戶空間）和 EL1（內核）。 -由於宿主機和客戶機之間重疊的異常級別，我們不能僅僅依靠 PMU 的硬體異 +由於宿主機和客戶機之間重疊的異常級別，我們不能僅僅依靠 PMU 的硬件異 常過濾機制-因此我們必須啓用/禁用對於客戶機進入和退出的計數。而這在 VHE 和 non-VHE 系統上表現不同。 diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/silicon-errata.txt b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/silicon-errata.txt index f6f41835a54a..70371807ca83 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/silicon-errata.txt +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/silicon-errata.txt @@ -28,39 +28,39 @@ Documentation/arch/arm64/silicon-errata.rst 的中文翻譯 以下爲正文 --------------------------------------------------------------------- - 晶片勘誤和軟體補救措施 + 芯片勘誤和軟件補救措施 ================== 作者: Will Deacon 日期: 2015年11月27日 -一個不幸的現實：硬體經常帶有一些所謂的「瑕疵（errata）」，導致其在 -某些特定情況下會違背構架定義的行爲。就基於 ARM 的硬體而言，這些瑕疵 +一個不幸的現實：硬件經常帶有一些所謂的“瑕疵（errata）”，導致其在 +某些特定情況下會違背構架定義的行爲。就基於 ARM 的硬件而言，這些瑕疵 大體可分爲以下幾類： A 類：無可行補救措施的嚴重缺陷。 B 類：有可接受的補救措施的重大或嚴重缺陷。 C 類：在正常操作中不會顯現的小瑕疵。 -更多資訊，請在 infocenter.arm.com （需註冊）中查閱「軟體開發者勘誤 -筆記」（「Software Developers Errata Notice」）文檔。 +更多資訊，請在 infocenter.arm.com （需註冊）中查閱“軟件開發者勘誤 +筆記”（“Software Developers Errata Notice”）文檔。 -對於 Linux 而言，B 類缺陷可能需要作業系統的某些特別處理。例如，避免 +對於 Linux 而言，B 類缺陷可能需要操作系統的某些特別處理。例如，避免 一個特殊的代碼序列，或是以一種特定的方式配置處理器。在某種不太常見的 情況下，爲將 A 類缺陷當作 C 類處理，可能需要用類似的手段。這些手段被 -統稱爲「軟體補救措施」，且僅在少數情況需要（例如，那些需要一個運行在 +統稱爲“軟件補救措施”，且僅在少數情況需要（例如，那些需要一個運行在 非安全異常級的補救措施 *並且* 能被 Linux 觸發的情況）。 -對於尚在討論中的可能對未受瑕疵影響的系統產生干擾的軟體補救措施，有一個 -相應的內核配置（Kconfig）選項被加在 「內核特性（Kernel Features）」-> -「基於可選方法框架的 ARM 瑕疵補救措施（ARM errata workarounds via +對於尚在討論中的可能對未受瑕疵影響的系統產生干擾的軟件補救措施，有一個 +相應的內核配置（Kconfig）選項被加在 “內核特性（Kernel Features）”-> +“基於可選方法框架的 ARM 瑕疵補救措施（ARM errata workarounds via the alternatives framework）"。這些選項被默認開啓，若探測到受影響的CPU， 補丁將在運行時被使用。至於對系統運行影響較小的補救措施，內核配置選項 -並不存在，且代碼以某種規避瑕疵的方式被構造（帶注釋爲宜）。 +並不存在，且代碼以某種規避瑕疵的方式被構造（帶註釋爲宜）。 -這種做法對於在任意內核原始碼樹中準確地判斷出哪個瑕疵已被軟體方法所補救 -稍微有點麻煩，所以在 Linux 內核中此文件作爲軟體補救措施的註冊表， -並將在新的軟體補救措施被提交和向後移植（backported）到穩定內核時被更新。 +這種做法對於在任意內核源代碼樹中準確地判斷出哪個瑕疵已被軟件方法所補救 +稍微有點麻煩，所以在 Linux 內核中此文件作爲軟件補救措施的註冊表， +並將在新的軟件補救措施被提交和向後移植（backported）到穩定內核時被更新。 | 實現者 | 受影響的組件 | 勘誤編號 | 內核配置 | +----------------+-----------------+-----------------+-------------------------+ diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/tagged-pointers.txt b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/tagged-pointers.txt index c0be1d1e0d01..9812d99549ba 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/tagged-pointers.txt +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/tagged-pointers.txt @@ -36,14 +36,14 @@ Documentation/arch/arm64/tagged-pointers.rst 的中文翻譯 AArch64 Linux 中的潛在用途。 內核提供的地址轉換表配置使通過 TTBR0 完成的虛擬地址轉換（即用戶空間 -映射），其虛擬地址的最高 8 位（63:56）會被轉換硬體所忽略。這種機制 -讓這些位可供應用程式自由使用，其注意事項如下： +映射），其虛擬地址的最高 8 位（63:56）會被轉換硬件所忽略。這種機制 +讓這些位可供應用程序自由使用，其注意事項如下： (1) 內核要求所有傳遞到 EL1 的用戶空間地址帶有 0x00 標記。 - 這意味著任何攜帶用戶空間虛擬地址的系統調用（syscall） + 這意味着任何攜帶用戶空間虛擬地址的系統調用（syscall） 參數 *必須* 在陷入內核前使它們的最高字節被清零。 - (2) 非零標記在傳遞信號時不被保存。這意味著在應用程式中利用了 + (2) 非零標記在傳遞信號時不被保存。這意味着在應用程序中利用了 標記的信號處理函數無法依賴 siginfo_t 的用戶空間虛擬 地址所攜帶的包含其內部域信息的標記。此規則的一個例外是 當信號是在調試觀察點的異常處理程序中產生的，此時標記的 @@ -53,5 +53,5 @@ AArch64 Linux 中的潛在用途。 的高字節，C 編譯器很可能無法判斷它們是不同的。 此構架會阻止對帶標記的 PC 指針的利用，因此在異常返回時，其高字節 -將被設置成一個爲 「55」 的擴展符。 +將被設置成一個爲 “55” 的擴展符。 diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/index.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/index.rst new file mode 100644 index 000000000000..7c0490589465 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/index.rst @@ -0,0 +1,29 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + +處理器體系結構 +============== + +以下文檔提供了具體架構實現的編程細節。 + +.. toctree:: + :maxdepth: 2 + + mips/index + arm64/index + openrisc/index + parisc/index + loongarch/index + +TODOList: + +* arm/index +* m68k/index +* nios2/index +* powerpc/index +* s390/index +* sh/index +* sparc/index +* x86/index +* xtensa/index +* ../riscv/index + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/booting.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/booting.rst new file mode 100644 index 000000000000..88291090cea1 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/booting.rst @@ -0,0 +1,49 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/loongarch/booting.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +==================== +啓動 Linux/LoongArch +==================== + +:作者: 司延騰 +:日期: 2022年11月18日 + +BootLoader傳遞給內核的信息 +========================== + +LoongArch支持ACPI和FDT啓動，需要傳遞給內核的信息包括memmap、initrd、cmdline、可 +選的ACPI/FDT表等。 + +內核在 `kernel_entry` 入口處被傳遞以下參數: + + - a0 = efi_boot: `efi_boot` 是一個標誌，表示這個啓動環境是否完全符合UEFI + 的要求。 + + - a1 = cmdline: `cmdline` 是一個指向內核命令行的指針。 + + - a2 = systemtable: `systemtable` 指向EFI的系統表，在這個階段涉及的所有 + 指針都是物理地址。 + +Linux/LoongArch內核鏡像文件頭 +============================= + +內核鏡像是EFI鏡像。作爲PE文件，它們有一個64字節的頭部結構體，如下所示:: + + u32 MZ_MAGIC /* "MZ", MS-DOS 頭 */ + u32 res0 = 0 /* 保留 */ + u64 kernel_entry /* 內核入口點 */ + u64 _end - _text /* 內核鏡像有效大小 */ + u64 load_offset /* 加載內核鏡像相對內存起始地址的偏移量 */ + u64 res1 = 0 /* 保留 */ + u64 res2 = 0 /* 保留 */ + u64 res3 = 0 /* 保留 */ + u32 LINUX_PE_MAGIC /* 魔術數 */ + u32 pe_header - _head /* 到PE頭的偏移量 */ + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/features.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/features.rst new file mode 100644 index 000000000000..b64e430f55ae --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/features.rst @@ -0,0 +1,9 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/loongarch/features.rst +:Translator: Huacai Chen + +.. kernel-feat:: $srctree/Documentation/features loongarch + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/index.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/index.rst new file mode 100644 index 000000000000..7281e050fe1c --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/index.rst @@ -0,0 +1,28 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/loongarch/index.rst +:Translator: Huacai Chen + +================= +LoongArch體系結構 +================= + +.. toctree:: + :maxdepth: 2 + :numbered: + + introduction + booting + irq-chip-model + + features + +.. only:: subproject and html + + Indices + ======= + + * :ref:`genindex` + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/introduction.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/introduction.rst new file mode 100644 index 000000000000..a5603f9b0a1b --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/introduction.rst @@ -0,0 +1,354 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/loongarch/introduction.rst +:Translator: Huacai Chen + +============= +LoongArch介紹 +============= + +LoongArch是一種新的RISC ISA，在一定程度上類似於MIPS和RISC-V。LoongArch指令集 +包括一個精簡32位版（LA32R）、一個標準32位版（LA32S）、一個64位版（LA64）。 +LoongArch定義了四個特權級（PLV0~PLV3），其中PLV0是最高特權級，用於內核；而PLV3 +是最低特權級，用於應用程序。本文檔介紹了LoongArch的寄存器、基礎指令集、虛擬內 +存以及其他一些主題。 + +寄存器 +====== + +LoongArch的寄存器包括通用寄存器（GPRs）、浮點寄存器（FPRs）、向量寄存器（VRs） +和用於特權模式（PLV0）的控制狀態寄存器（CSRs）。 + +通用寄存器 +---------- + +LoongArch包括32個通用寄存器（ ``$r0`` ~ ``$r31`` ），LA32中每個寄存器爲32位寬， +LA64中每個寄存器爲64位寬。 ``$r0`` 的內容總是固定爲0，而其他寄存器在體系結構層面 +沒有特殊功能。（ ``$r1`` 算是一個例外，在BL指令中固定用作鏈接返回寄存器。） + +內核使用了一套LoongArch寄存器約定，定義在LoongArch ELF psABI規範中，詳細描述參見 +:ref:`參考文獻 `: + +================= =============== =================== ========== +寄存器名 別名 用途 跨調用保持 +================= =============== =================== ========== +``$r0`` ``$zero`` 常量0 不使用 +``$r1`` ``$ra`` 返回地址 否 +``$r2`` ``$tp`` TLS/線程信息指針 不使用 +``$r3`` ``$sp`` 棧指針 是 +``$r4``-``$r11`` ``$a0``-``$a7`` 參數寄存器 否 +``$r4``-``$r5`` ``$v0``-``$v1`` 返回值 否 +``$r12``-``$r20`` ``$t0``-``$t8`` 臨時寄存器 否 +``$r21`` ``$u0`` 每CPU變量基地址 不使用 +``$r22`` ``$fp`` 幀指針 是 +``$r23``-``$r31`` ``$s0``-``$s8`` 靜態寄存器 是 +================= =============== =================== ========== + +.. note:: + 注意： ``$r21`` 寄存器在ELF psABI中保留未使用，但是在Linux內核用於保 + 存每CPU變量基地址。該寄存器沒有ABI命名，不過在內核中稱爲 ``$u0`` 。在 + 一些遺留代碼中有時可能見到 ``$v0`` 和 ``$v1`` ，它們是 ``$a0`` 和 + ``$a1`` 的別名，屬於已經廢棄的用法。 + +浮點寄存器 +---------- + +當系統中存在FPU時，LoongArch有32個浮點寄存器（ ``$f0`` ~ ``$f31`` ）。在LA64 +的CPU核上，每個寄存器均爲64位寬。 + +浮點寄存器的使用約定與LoongArch ELF psABI規範的描述相同： + +================= ================== =================== ========== +寄存器名 別名 用途 跨調用保持 +================= ================== =================== ========== +``$f0``-``$f7`` ``$fa0``-``$fa7`` 參數寄存器 否 +``$f0``-``$f1`` ``$fv0``-``$fv1`` 返回值 否 +``$f8``-``$f23`` ``$ft0``-``$ft15`` 臨時寄存器 否 +``$f24``-``$f31`` ``$fs0``-``$fs7`` 靜態寄存器 是 +================= ================== =================== ========== + +.. note:: + 注意：在一些遺留代碼中有時可能見到 ``$fv0`` 和 ``$fv1`` ，它們是 + ``$fa0`` 和 ``$fa1`` 的別名，屬於已經廢棄的用法。 + + +向量寄存器 +---------- + +LoongArch現有兩種向量擴展： + +- 128位向量擴展LSX（全稱Loongson SIMD eXtention）， +- 256位向量擴展LASX（全稱Loongson Advanced SIMD eXtention）。 + +LSX使用 ``$v0`` ~ ``$v31`` 向量寄存器，而LASX則使用 ``$x0`` ~ ``$x31`` 。 + +浮點寄存器和向量寄存器是複用的，比如：在一個實現了LSX和LASX的核上， ``$x0`` 的 +低128位與 ``$v0`` 共用， ``$v0`` 的低64位與 ``$f0`` 共用，其他寄存器依此類推。 + +控制狀態寄存器 +-------------- + +控制狀態寄存器只能在特權模式（PLV0）下訪問: + +================= ==================================== ========== +地址 全稱描述 簡稱 +================= ==================================== ========== +0x0 當前模式信息 CRMD +0x1 異常前模式信息 PRMD +0x2 擴展部件使能 EUEN +0x3 雜項控制 MISC +0x4 異常配置 ECFG +0x5 異常狀態 ESTAT +0x6 異常返回地址 ERA +0x7 出錯(Faulting)虛擬地址 BADV +0x8 出錯(Faulting)指令字 BADI +0xC 異常入口地址 EENTRY +0x10 TLB索引 TLBIDX +0x11 TLB表項高位 TLBEHI +0x12 TLB表項低位0 TLBELO0 +0x13 TLB表項低位1 TLBELO1 +0x18 地址空間標識符 ASID +0x19 低半地址空間頁全局目錄基址 PGDL +0x1A 高半地址空間頁全局目錄基址 PGDH +0x1B 頁全局目錄基址 PGD +0x1C 頁表遍歷控制低半部分 PWCL +0x1D 頁表遍歷控制高半部分 PWCH +0x1E STLB頁大小 STLBPS +0x1F 縮減虛地址配置 RVACFG +0x20 CPU編號 CPUID +0x21 特權資源配置信息1 PRCFG1 +0x22 特權資源配置信息2 PRCFG2 +0x23 特權資源配置信息3 PRCFG3 +0x30+n (0≤n≤15) 數據保存寄存器 SAVEn +0x40 定時器編號 TID +0x41 定時器配置 TCFG +0x42 定時器值 TVAL +0x43 計時器補償 CNTC +0x44 定時器中斷清除 TICLR +0x60 LLBit相關控制 LLBCTL +0x80 實現相關控制1 IMPCTL1 +0x81 實現相關控制2 IMPCTL2 +0x88 TLB重填異常入口地址 TLBRENTRY +0x89 TLB重填異常出錯(Faulting)虛地址 TLBRBADV +0x8A TLB重填異常返回地址 TLBRERA +0x8B TLB重填異常數據保存 TLBRSAVE +0x8C TLB重填異常表項低位0 TLBRELO0 +0x8D TLB重填異常表項低位1 TLBRELO1 +0x8E TLB重填異常表項高位 TLBEHI +0x8F TLB重填異常前模式信息 TLBRPRMD +0x90 機器錯誤控制 MERRCTL +0x91 機器錯誤信息1 MERRINFO1 +0x92 機器錯誤信息2 MERRINFO2 +0x93 機器錯誤異常入口地址 MERRENTRY +0x94 機器錯誤異常返回地址 MERRERA +0x95 機器錯誤異常數據保存 MERRSAVE +0x98 高速緩存標籤 CTAG +0x180+n (0≤n≤3) 直接映射配置窗口n DMWn +0x200+2n (0≤n≤31) 性能監測配置n PMCFGn +0x201+2n (0≤n≤31) 性能監測計數器n PMCNTn +0x300 內存讀寫監視點整體控制 MWPC +0x301 內存讀寫監視點整體狀態 MWPS +0x310+8n (0≤n≤7) 內存讀寫監視點n配置1 MWPnCFG1 +0x311+8n (0≤n≤7) 內存讀寫監視點n配置2 MWPnCFG2 +0x312+8n (0≤n≤7) 內存讀寫監視點n配置3 MWPnCFG3 +0x313+8n (0≤n≤7) 內存讀寫監視點n配置4 MWPnCFG4 +0x380 取指監視點整體控制 FWPC +0x381 取指監視點整體狀態 FWPS +0x390+8n (0≤n≤7) 取指監視點n配置1 FWPnCFG1 +0x391+8n (0≤n≤7) 取指監視點n配置2 FWPnCFG2 +0x392+8n (0≤n≤7) 取指監視點n配置3 FWPnCFG3 +0x393+8n (0≤n≤7) 取指監視點n配置4 FWPnCFG4 +0x500 調試寄存器 DBG +0x501 調試異常返回地址 DERA +0x502 調試數據保存 DSAVE +================= ==================================== ========== + +ERA，TLBRERA，MERRERA和DERA有時也分別稱爲EPC，TLBREPC，MERREPC和DEPC。 + +基礎指令集 +========== + +指令格式 +-------- + +LoongArch的指令字長爲32位，一共有9種基本指令格式（以及一些變體）: + +=========== ========================== +格式名稱 指令構成 +=========== ========================== +2R Opcode + Rj + Rd +3R Opcode + Rk + Rj + Rd +4R Opcode + Ra + Rk + Rj + Rd +2RI8 Opcode + I8 + Rj + Rd +2RI12 Opcode + I12 + Rj + Rd +2RI14 Opcode + I14 + Rj + Rd +2RI16 Opcode + I16 + Rj + Rd +1RI21 Opcode + I21L + Rj + I21H +I26 Opcode + I26L + I26H +=========== ========================== + +Opcode是指令操作碼，Rj和Rk是源操作數（寄存器），Rd是目標操作數（寄存器），Ra是 +4R-type格式特有的附加操作數（寄存器）。I8/I12/I14/I16/I21/I26分別是8位/12位/14位/ +16位/21位/26位的立即數。其中較長的21位和26位立即數在指令字中被分割爲高位部分與低位 +部分，所以你們在這裏的格式描述中能夠看到I21L/I21H和I26L/I26H這樣帶後綴的表述。 + +指令列表 +-------- + +爲了簡便起見，我們在此只羅列一下指令名稱（助記符），需要詳細信息請閱讀 +:ref:`參考文獻 ` 中的文檔。 + +1. 算術運算指令:: + + ADD.W SUB.W ADDI.W ADD.D SUB.D ADDI.D + SLT SLTU SLTI SLTUI + AND OR NOR XOR ANDN ORN ANDI ORI XORI + MUL.W MULH.W MULH.WU DIV.W DIV.WU MOD.W MOD.WU + MUL.D MULH.D MULH.DU DIV.D DIV.DU MOD.D MOD.DU + PCADDI PCADDU12I PCADDU18I + LU12I.W LU32I.D LU52I.D ADDU16I.D + +2. 移位運算指令:: + + SLL.W SRL.W SRA.W ROTR.W SLLI.W SRLI.W SRAI.W ROTRI.W + SLL.D SRL.D SRA.D ROTR.D SLLI.D SRLI.D SRAI.D ROTRI.D + +3. 位域操作指令:: + + EXT.W.B EXT.W.H CLO.W CLO.D SLZ.W CLZ.D CTO.W CTO.D CTZ.W CTZ.D + BYTEPICK.W BYTEPICK.D BSTRINS.W BSTRINS.D BSTRPICK.W BSTRPICK.D + REVB.2H REVB.4H REVB.2W REVB.D REVH.2W REVH.D BITREV.4B BITREV.8B BITREV.W BITREV.D + MASKEQZ MASKNEZ + +4. 分支轉移指令:: + + BEQ BNE BLT BGE BLTU BGEU BEQZ BNEZ B BL JIRL + +5. 訪存讀寫指令:: + + LD.B LD.BU LD.H LD.HU LD.W LD.WU LD.D ST.B ST.H ST.W ST.D + LDX.B LDX.BU LDX.H LDX.HU LDX.W LDX.WU LDX.D STX.B STX.H STX.W STX.D + LDPTR.W LDPTR.D STPTR.W STPTR.D + PRELD PRELDX + +6. 原子操作指令:: + + LL.W SC.W LL.D SC.D + AMSWAP.W AMSWAP.D AMADD.W AMADD.D AMAND.W AMAND.D AMOR.W AMOR.D AMXOR.W AMXOR.D + AMMAX.W AMMAX.D AMMIN.W AMMIN.D + +7. 柵障指令:: + + IBAR DBAR + +8. 特殊指令:: + + SYSCALL BREAK CPUCFG NOP IDLE ERTN(ERET) DBCL(DBGCALL) RDTIMEL.W RDTIMEH.W RDTIME.D + ASRTLE.D ASRTGT.D + +9. 特權指令:: + + CSRRD CSRWR CSRXCHG + IOCSRRD.B IOCSRRD.H IOCSRRD.W IOCSRRD.D IOCSRWR.B IOCSRWR.H IOCSRWR.W IOCSRWR.D + CACOP TLBP(TLBSRCH) TLBRD TLBWR TLBFILL TLBCLR TLBFLUSH INVTLB LDDIR LDPTE + +虛擬內存 +======== + +LoongArch可以使用直接映射虛擬內存和分頁映射虛擬內存。 + +直接映射虛擬內存通過CSR.DMWn（n=0~3）來進行配置，虛擬地址（VA）和物理地址（PA） +之間有簡單的映射關係:: + + VA = PA + 固定偏移 + +分頁映射的虛擬地址（VA）和物理地址（PA）有任意的映射關係，這種關係記錄在TLB和頁 +表中。LoongArch的TLB包括一個全相聯的MTLB（Multiple Page Size TLB，多樣頁大小TLB） +和一個組相聯的STLB（Single Page Size TLB，單一頁大小TLB）。 + +缺省狀態下，LA32的整個虛擬地址空間配置如下： + +============ =========================== =========================== +區段名 地址範圍 屬性 +============ =========================== =========================== +``UVRANGE`` ``0x00000000 - 0x7FFFFFFF`` 分頁映射, 可緩存, PLV0~3 +``KPRANGE0`` ``0x80000000 - 0x9FFFFFFF`` 直接映射, 非緩存, PLV0 +``KPRANGE1`` ``0xA0000000 - 0xBFFFFFFF`` 直接映射, 可緩存, PLV0 +``KVRANGE`` ``0xC0000000 - 0xFFFFFFFF`` 分頁映射, 可緩存, PLV0 +============ =========================== =========================== + +用戶態（PLV3）只能訪問UVRANGE，對於直接映射的KPRANGE0和KPRANGE1，將虛擬地址的第 +30~31位清零就等於物理地址。例如：物理地址0x00001000對應的非緩存直接映射虛擬地址 +是0x80001000，而其可緩存直接映射虛擬地址是0xA0001000。 + +缺省狀態下，LA64的整個虛擬地址空間配置如下： + +============ ====================== ================================== +區段名 地址範圍 屬性 +============ ====================== ================================== +``XUVRANGE`` ``0x0000000000000000 - 分頁映射, 可緩存, PLV0~3 + 0x3FFFFFFFFFFFFFFF`` +``XSPRANGE`` ``0x4000000000000000 - 直接映射, 可緩存 / 非緩存, PLV0 + 0x7FFFFFFFFFFFFFFF`` +``XKPRANGE`` ``0x8000000000000000 - 直接映射, 可緩存 / 非緩存, PLV0 + 0xBFFFFFFFFFFFFFFF`` +``XKVRANGE`` ``0xC000000000000000 - 分頁映射, 可緩存, PLV0 + 0xFFFFFFFFFFFFFFFF`` +============ ====================== ================================== + +用戶態（PLV3）只能訪問XUVRANGE，對於直接映射的XSPRANGE和XKPRANGE，將虛擬地址的第 +60~63位清零就等於物理地址，而其緩存屬性是通過虛擬地址的第60~61位配置的（0表示強序 +非緩存，1表示一致可緩存，2表示弱序非緩存）。 + +目前，我們僅用XKPRANGE來進行直接映射，XSPRANGE保留給以後用。 + +此處給出一個直接映射的例子：物理地址0x00000000_00001000的強序非緩存直接映射虛擬地址 +（在XKPRANGE中）是0x80000000_00001000，其一致可緩存直接映射虛擬地址（在XKPRANGE中） +是0x90000000_00001000，而其弱序非緩存直接映射虛擬地址（在XKPRANGE中）是0xA0000000_ +00001000。 + +Loongson與LoongArch的關係 +========================= + +LoongArch是一種RISC指令集架構（ISA），不同於現存的任何一種ISA，而Loongson（即龍 +芯）是一個處理器家族。龍芯包括三個系列：Loongson-1（龍芯1號）是32位處理器系列， +Loongson-2（龍芯2號）是低端64位處理器系列，而Loongson-3（龍芯3號）是高端64位處理 +器系列。舊的龍芯處理器基於MIPS架構，而新的龍芯處理器基於LoongArch架構。以龍芯3號 +爲例：龍芯3A1000/3B1500/3A2000/3A3000/3A4000都是兼容MIPS的，而龍芯3A5000（以及將 +來的型號）都是基於LoongArch的。 + +.. _loongarch-references-zh_TW: + +參考文獻 +======== + +Loongson官方網站（龍芯中科技術股份有限公司）： + + http://www.loongson.cn/ + +Loongson與LoongArch的開發者網站（軟件與文檔資源）： + + http://www.loongnix.cn/ + + https://github.com/loongson/ + + https://loongson.github.io/LoongArch-Documentation/ + +LoongArch指令集架構的文檔： + + https://github.com/loongson/LoongArch-Documentation/releases/latest/download/LoongArch-Vol1-v1.02-CN.pdf （中文版） + + https://github.com/loongson/LoongArch-Documentation/releases/latest/download/LoongArch-Vol1-v1.02-EN.pdf （英文版） + +LoongArch的ELF psABI文檔： + + https://github.com/loongson/LoongArch-Documentation/releases/latest/download/LoongArch-ELF-ABI-v2.01-CN.pdf （中文版） + + https://github.com/loongson/LoongArch-Documentation/releases/latest/download/LoongArch-ELF-ABI-v2.01-EN.pdf （英文版） + +Loongson與LoongArch的Linux內核源碼倉庫： + + https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/chenhuacai/linux-loongson.git + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/irq-chip-model.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/irq-chip-model.rst new file mode 100644 index 000000000000..dbe9595bbf16 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/loongarch/irq-chip-model.rst @@ -0,0 +1,158 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/loongarch/irq-chip-model.rst +:Translator: Huacai Chen + +================================== +LoongArch的IRQ芯片模型（層級關係） +================================== + +目前，基於LoongArch的處理器（如龍芯3A5000）只能與LS7A芯片組配合工作。LoongArch計算機 +中的中斷控制器（即IRQ芯片）包括CPUINTC（CPU Core Interrupt Controller）、LIOINTC（ +Legacy I/O Interrupt Controller）、EIOINTC（Extended I/O Interrupt Controller）、 +HTVECINTC（Hyper-Transport Vector Interrupt Controller）、PCH-PIC（LS7A芯片組的主中 +斷控制器）、PCH-LPC（LS7A芯片組的LPC中斷控制器）和PCH-MSI（MSI中斷控制器）。 + +CPUINTC是一種CPU內部的每個核本地的中斷控制器，LIOINTC/EIOINTC/HTVECINTC是CPU內部的 +全局中斷控制器（每個芯片一個，所有核共享），而PCH-PIC/PCH-LPC/PCH-MSI是CPU外部的中 +斷控制器（在配套芯片組裏面）。這些中斷控制器（或者說IRQ芯片）以一種層次樹的組織形式 +級聯在一起，一共有兩種層級關係模型（傳統IRQ模型和擴展IRQ模型）。 + +傳統IRQ模型 +=========== + +在這種模型裏面，IPI（Inter-Processor Interrupt）和CPU本地時鐘中斷直接發送到CPUINTC， +CPU串口（UARTs）中斷髮送到LIOINTC，而其他所有設備的中斷則分別發送到所連接的PCH-PIC/ +PCH-LPC/PCH-MSI，然後被HTVECINTC統一收集，再發送到LIOINTC，最後到達CPUINTC:: + + +-----+ +---------+ +-------+ + | IPI | --> | CPUINTC | <-- | Timer | + +-----+ +---------+ +-------+ + ^ + | + +---------+ +-------+ + | LIOINTC | <-- | UARTs | + +---------+ +-------+ + ^ + | + +-----------+ + | HTVECINTC | + +-----------+ + ^ ^ + | | + +---------+ +---------+ + | PCH-PIC | | PCH-MSI | + +---------+ +---------+ + ^ ^ ^ + | | | + +---------+ +---------+ +---------+ + | PCH-LPC | | Devices | | Devices | + +---------+ +---------+ +---------+ + ^ + | + +---------+ + | Devices | + +---------+ + +擴展IRQ模型 +=========== + +在這種模型裏面，IPI（Inter-Processor Interrupt）和CPU本地時鐘中斷直接發送到CPUINTC， +CPU串口（UARTs）中斷髮送到LIOINTC，而其他所有設備的中斷則分別發送到所連接的PCH-PIC/ +PCH-LPC/PCH-MSI，然後被EIOINTC統一收集，再直接到達CPUINTC:: + + +-----+ +---------+ +-------+ + | IPI | --> | CPUINTC | <-- | Timer | + +-----+ +---------+ +-------+ + ^ ^ + | | + +---------+ +---------+ +-------+ + | EIOINTC | | LIOINTC | <-- | UARTs | + +---------+ +---------+ +-------+ + ^ ^ + | | + +---------+ +---------+ + | PCH-PIC | | PCH-MSI | + +---------+ +---------+ + ^ ^ ^ + | | | + +---------+ +---------+ +---------+ + | PCH-LPC | | Devices | | Devices | + +---------+ +---------+ +---------+ + ^ + | + +---------+ + | Devices | + +---------+ + +ACPI相關的定義 +============== + +CPUINTC:: + + ACPI_MADT_TYPE_CORE_PIC; + struct acpi_madt_core_pic; + enum acpi_madt_core_pic_version; + +LIOINTC:: + + ACPI_MADT_TYPE_LIO_PIC; + struct acpi_madt_lio_pic; + enum acpi_madt_lio_pic_version; + +EIOINTC:: + + ACPI_MADT_TYPE_EIO_PIC; + struct acpi_madt_eio_pic; + enum acpi_madt_eio_pic_version; + +HTVECINTC:: + + ACPI_MADT_TYPE_HT_PIC; + struct acpi_madt_ht_pic; + enum acpi_madt_ht_pic_version; + +PCH-PIC:: + + ACPI_MADT_TYPE_BIO_PIC; + struct acpi_madt_bio_pic; + enum acpi_madt_bio_pic_version; + +PCH-MSI:: + + ACPI_MADT_TYPE_MSI_PIC; + struct acpi_madt_msi_pic; + enum acpi_madt_msi_pic_version; + +PCH-LPC:: + + ACPI_MADT_TYPE_LPC_PIC; + struct acpi_madt_lpc_pic; + enum acpi_madt_lpc_pic_version; + +參考文獻 +======== + +龍芯3A5000的文檔： + + https://github.com/loongson/LoongArch-Documentation/releases/latest/download/Loongson-3A5000-usermanual-1.02-CN.pdf (中文版) + + https://github.com/loongson/LoongArch-Documentation/releases/latest/download/Loongson-3A5000-usermanual-1.02-EN.pdf (英文版) + +龍芯LS7A芯片組的文檔： + + https://github.com/loongson/LoongArch-Documentation/releases/latest/download/Loongson-7A1000-usermanual-2.00-CN.pdf (中文版) + + https://github.com/loongson/LoongArch-Documentation/releases/latest/download/Loongson-7A1000-usermanual-2.00-EN.pdf (英文版) + +.. note:: + - CPUINTC：即《龍芯架構參考手冊卷一》第7.4節所描述的CSR.ECFG/CSR.ESTAT寄存器及其 + 中斷控制邏輯； + - LIOINTC：即《龍芯3A5000處理器使用手冊》第11.1節所描述的“傳統I/O中斷”； + - EIOINTC：即《龍芯3A5000處理器使用手冊》第11.2節所描述的“擴展I/O中斷”； + - HTVECINTC：即《龍芯3A5000處理器使用手冊》第14.3節所描述的“HyperTransport中斷”； + - PCH-PIC/PCH-MSI：即《龍芯7A1000橋片用戶手冊》第5章所描述的“中斷控制器”； + - PCH-LPC：即《龍芯7A1000橋片用戶手冊》第24.3節所描述的“LPC中斷”。 + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/mips/booting.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/mips/booting.rst new file mode 100644 index 000000000000..7e104abf5a51 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/mips/booting.rst @@ -0,0 +1,35 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/mips/booting.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +.. _tw_booting: + +BMIPS設備樹引導 +------------------------ + + 一些bootloaders只支持在內核鏡像開始地址處的單一入口點。而其它 + bootloaders將跳轉到ELF的開始地址處。兩種方案都支持的；因爲 + CONFIG_BOOT_RAW=y and CONFIG_NO_EXCEPT_FILL=y, 所以第一條指令 + 會立即跳轉到kernel_entry()入口處執行。 + + 與arch/arm情況(b)類似，dt感知的引導加載程序需要設置以下寄存器: + + a0 : 0 + + a1 : 0xffffffff + + a2 : RAM中指向設備樹塊的物理指針(在chapterII中定義)。 + 設備樹可以位於前512MB物理地址空間(0x00000000 - + 0x1fffffff)的任何位置，以64位邊界對齊。 + + 傳統bootloaders不會使用這樣的約定，並且它們不傳入DT塊。 + 在這種情況下，Linux將通過選中CONFIG_DT_*查找DTB。 + + 以上約定只在32位系統中定義，因爲目前沒有任何64位的BMIPS實現。 + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/mips/features.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/mips/features.rst new file mode 100644 index 000000000000..f69410420035 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/mips/features.rst @@ -0,0 +1,14 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/mips/features.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +.. _tw_features: + +.. kernel-feat:: $srctree/Documentation/features mips + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/mips/index.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/mips/index.rst new file mode 100644 index 000000000000..4b7d28806489 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/mips/index.rst @@ -0,0 +1,30 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/mips/index.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +=========================== +MIPS特性文檔 +=========================== + +.. toctree:: + :maxdepth: 2 + :numbered: + + booting + ingenic-tcu + + features + +.. only:: subproject and html + + Indices + ======= + + * :ref:`genindex` + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/mips/ingenic-tcu.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/mips/ingenic-tcu.rst new file mode 100644 index 000000000000..4385c0f3e9cd --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/mips/ingenic-tcu.rst @@ -0,0 +1,73 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/mips/ingenic-tcu.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +.. _tw_ingenic-tcu: + +=============================================== +君正 JZ47xx SoC定時器/計數器硬件單元 +=============================================== + +君正 JZ47xx SoC中的定時器/計數器單元(TCU)是一個多功能硬件塊。它有多達 +8個通道，可以用作計數器，計時器，或脈衝寬度調製器。 + +- JZ4725B, JZ4750, JZ4755 只有６個TCU通道。其它SoC都有８個通道。 + +- JZ4725B引入了一個獨立的通道，稱爲操作系統計時器(OST)。這是一個32位可 + 編程定時器。在JZ4760B及以上型號上，它是64位的。 + +- 每個TCU通道都有自己的時鐘源，可以通過 TCSR 寄存器設置通道的父級時鐘 + 源（pclk、ext、rtc）、開關以及分頻。 + + - 看門狗和OST硬件模塊在它們的寄存器空間中也有相同形式的TCSR寄存器。 + - 用於關閉/開啓的 TCU 寄存器也可以關閉/開啓看門狗和 OST 時鐘。 + +- 每個TCU通道在兩種模式的其中一種模式下運行： + + - 模式 TCU1：通道無法在睡眠模式下運行，但更易於操作。 + - 模式 TCU2：通道可以在睡眠模式下運行，但操作比 TCU1 通道複雜一些。 + +- 每個 TCU 通道的模式取決於使用的SoC： + + - 在最老的SoC（高於JZ4740），八個通道都運行在TCU1模式。 + - 在 JZ4725B，通道5運行在TCU2,其它通道則運行在TCU1。 + - 在最新的SoC（JZ4750及之後），通道1-2運行在TCU2，其它通道則運行 + 在TCU1。 + +- 每個通道都可以生成中斷。有些通道共享一條中斷線，而有些沒有，其在SoC型 + 號之間的變更： + + - 在很老的SoC（JZ4740及更低），通道0和通道1有它們自己的中斷線；通 + 道2-7共享最後一條中斷線。 + - 在 JZ4725B，通道0有它自己的中斷線；通道1-5共享一條中斷線；OST + 使用最後一條中斷線。 + - 在比較新的SoC（JZ4750及以後），通道5有它自己的中斷線；通 + 道0-4和（如果是8通道）6-7全部共享一條中斷線；OST使用最後一條中 + 斷線。 + +實現 +==== + +TCU硬件的功能分佈在多個驅動程序： + +============== =================================== +時鐘 drivers/clk/ingenic/tcu.c +中斷 drivers/irqchip/irq-ingenic-tcu.c +定時器 drivers/clocksource/ingenic-timer.c +OST drivers/clocksource/ingenic-ost.c +脈衝寬度調製器 drivers/pwm/pwm-jz4740.c +看門狗 drivers/watchdog/jz4740_wdt.c +============== =================================== + +因爲可以從相同的寄存器控制屬於不同驅動程序和框架的TCU的各種功能，所以 +所有這些驅動程序都通過相同的控制總線通用接口訪問它們的寄存器。 + +有關TCU驅動程序的設備樹綁定的更多信息，請參閱: +Documentation/devicetree/bindings/timer/ingenic,tcu.yaml. + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/openrisc/index.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/openrisc/index.rst new file mode 100644 index 000000000000..7585960783fc --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/openrisc/index.rst @@ -0,0 +1,33 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/openrisc/index.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +.. _tw_openrisc_index: + +================= +OpenRISC 體系架構 +================= + +.. toctree:: + :maxdepth: 2 + + openrisc_port + todo + +Todolist: + features + + +.. only:: subproject and html + + Indices + ======= + + * :ref:`genindex` + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/openrisc/openrisc_port.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/openrisc/openrisc_port.rst new file mode 100644 index 000000000000..422fe9f7a3f2 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/openrisc/openrisc_port.rst @@ -0,0 +1,128 @@ +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/openrisc/openrisc_port.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +.. _tw_openrisc_port: + +============== +OpenRISC Linux +============== + +這是Linux對OpenRISC類微處理器的移植；具體來說，最早移植目標是32位 +OpenRISC 1000系列（或1k）。 + +關於OpenRISC處理器和正在進行中的開發的信息: + + ======= ============================= + 網站 https://openrisc.io + 郵箱 openrisc@lists.librecores.org + ======= ============================= + +--------------------------------------------------------------------- + +OpenRISC工具鏈和Linux的構建指南 +=============================== + +爲了構建和運行Linux for OpenRISC，你至少需要一個基本的工具鏈，或許 +還需要架構模擬器。 這裏概述了準備就位這些部分的步驟。 + +1) 工具鏈 + +工具鏈二進制文件可以從openrisc.io或我們的github發佈頁面獲得。不同 +工具鏈的構建指南可以在openrisc.io或Stafford的工具鏈構建和發佈腳本 +中找到。 + + ====== ================================================= + 二進制 https://github.com/openrisc/or1k-gcc/releases + 工具鏈 https://openrisc.io/software + 構建 https://github.com/stffrdhrn/or1k-toolchain-build + ====== ================================================= + +2) 構建 + +像往常一樣構建Linux內核:: + + make ARCH=openrisc CROSS_COMPILE="or1k-linux-" defconfig + make ARCH=openrisc CROSS_COMPILE="or1k-linux-" + +3) 在FPGA上運行（可選) + +OpenRISC社區通常使用FuseSoC來管理構建和編程SoC到FPGA中。 下面是用 +OpenRISC SoC對De0 Nano開發板進行編程的一個例子。 在構建過程中， +FPGA RTL是從FuseSoC IP核庫中下載的代碼，並使用FPGA供應商工具構建。 +二進制文件用openocd加載到電路板上。 + +:: + + git clone https://github.com/olofk/fusesoc + cd fusesoc + sudo pip install -e . + + fusesoc init + fusesoc build de0_nano + fusesoc pgm de0_nano + + openocd -f interface/altera-usb-blaster.cfg \ + -f board/or1k_generic.cfg + + telnet localhost 4444 + > init + > halt; load_image vmlinux ; reset + +4) 在模擬器上運行（可選） + +QEMU是一個處理器仿真器，我們推薦它來模擬OpenRISC平臺。 請按照QEMU網 +站上的OpenRISC說明，讓Linux在QEMU上運行。 你可以自己構建QEMU，但你的 +Linux發行版可能提供了支持OpenRISC的二進制包。 + + ============= ====================================================== + qemu openrisc https://wiki.qemu.org/Documentation/Platforms/OpenRISC + ============= ====================================================== + +--------------------------------------------------------------------- + +術語表 +====== + +代碼中使用了以下符號約定以將範圍限制在幾個特定處理器實現上： + +========= ======================= +openrisc: OpenRISC類型處理器 +or1k: OpenRISC 1000系列處理器 +or1200: OpenRISC 1200處理器 +========= ======================= + +--------------------------------------------------------------------- + +歷史 +==== + +2003-11-18 Matjaz Breskvar (phoenix@bsemi.com) + 將linux初步移植到OpenRISC或32架構。 + 所有的核心功能都實現了，並且可以使用。 + +2003-12-08 Matjaz Breskvar (phoenix@bsemi.com) + 徹底改變TLB失誤處理。 + 重寫異常處理。 + 在默認的initrd中實現了sash-3.6的所有功能。 + 大幅改進的版本。 + +2004-04-10 Matjaz Breskvar (phoenix@bsemi.com) + 大量的bug修復。 + 支持以太網，http和telnet服務器功能。 + 可以運行許多標準的linux應用程序。 + +2004-06-26 Matjaz Breskvar (phoenix@bsemi.com) + 移植到2.6.x。 + +2004-11-30 Matjaz Breskvar (phoenix@bsemi.com) + 大量的bug修復和增強功能。 + 增加了opencores framebuffer驅動。 + +2010-10-09 Jonas Bonn (jonas@southpole.se) + 重大重寫，使其與上游的Linux 2.6.36看齊。 + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/openrisc/todo.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/openrisc/todo.rst new file mode 100644 index 000000000000..df261b9e3002 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/openrisc/todo.rst @@ -0,0 +1,24 @@ +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/openrisc/todo.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +.. _tw_openrisc_todo.rst: + +======== +待辦事項 +======== + +OpenRISC Linux的移植已經完全投入使用，並且從 2.6.35 開始就一直在上游同步。 +然而，還有一些剩餘的項目需要在未來幾個月內完成。 下面是一個即將進行調查的已知 +不盡完美的項目列表，即我們的待辦事項列表。 + +- 實現其餘的DMA API……dma_map_sg等。 + +- 完成重命名清理工作……代碼中提到了or32，這是架構的一個老名字。 我們 + 已經確定的名字是or1k，這個改變正在以緩慢積累的方式進行。 目前，or32相當 + 於or1k。 + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/parisc/debugging.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/parisc/debugging.rst new file mode 100644 index 000000000000..c9ee804aebbd --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/parisc/debugging.rst @@ -0,0 +1,46 @@ +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/parisc/debugging.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +.. _tw_parisc_debugging: + +================= +調試PA-RISC +================= + +好吧，這裏有一些關於調試linux/parisc的較底層部分的信息。 + + +1. 絕對地址 +===================== + +很多彙編代碼目前運行在實模式下，這意味着會使用絕對地址，而不是像內核其他 +部分那樣使用虛擬地址。要將絕對地址轉換爲虛擬地址，你可以在System.map中查 +找，添加__PAGE_OFFSET（目前是0x10000000）。 + + +2. HPMCs +======== + +當實模式的代碼試圖訪問不存在的內存時，會出現HPMC（high priority machine +check）而不是內核oops。若要調試HPMC，請嘗試找到系統響應程序/請求程序地址。 +系統請求程序地址應該與（某）處理器的HPA（I/O範圍內的高地址）相匹配；系統響應程 +序地址是實模式代碼試圖訪問的地址。 + +系統響應程序地址的典型值是大於__PAGE_OFFSET （0x10000000）的地址，這意味着 +在實模式試圖訪問它之前，虛擬地址沒有被翻譯成物理地址。 + + +3. 有趣的Q位 +============ + +某些非常關鍵的代碼必須清除PSW中的Q位。當Q位被清除時，CPU不會更新中斷處理 +程序所讀取的寄存器，以找出機器被中斷的位置——所以如果你在清除Q位的指令和再 +次設置Q位的RFI之間遇到中斷，你不知道它到底發生在哪裏。如果你幸運的話，IAOQ +會指向清除Q位的指令，如果你不幸運的話，它會指向任何地方。通常Q位的問題會 +表現爲無法解釋的系統掛起或物理內存越界。 + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/parisc/index.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/parisc/index.rst new file mode 100644 index 000000000000..35941bf68c88 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/parisc/index.rst @@ -0,0 +1,32 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/parisc/index.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +.. _tw_parisc_index: + +==================== +PA-RISC體系架構 +==================== + +.. toctree:: + :maxdepth: 2 + + debugging + registers + +Todolist: + + features + +.. only:: subproject and html + + Indices + ======= + + * :ref:`genindex` + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/arch/parisc/registers.rst b/Documentation/translations/zh_TW/arch/parisc/registers.rst new file mode 100644 index 000000000000..695acb21134a --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_TW/arch/parisc/registers.rst @@ -0,0 +1,157 @@ +.. include:: ../../disclaimer-zh_TW.rst + +:Original: Documentation/arch/parisc/registers.rst + +:翻譯: + + 司延騰 Yanteng Si + +.. _tw_parisc_registers: + +========================= +Linux/PA-RISC的寄存器用法 +========================= + +[ 用星號表示目前尚未實現的計劃用途。 ] + +ABI約定的通用寄存器 +=================== + +控制寄存器 +---------- + +============================ ================================= +CR 0 (恢復計數器) 用於ptrace +CR 1-CR 7(無定義) 未使用 +CR 8 (Protection ID) 每進程值* +CR 9, 12, 13 (PIDS) 未使用 +CR10 (CCR) FPU延遲保存* +CR11 按照ABI的規定（SAR） +CR14 (中斷向量) 初始化爲 fault_vector +CR15 (EIEM) 所有位初始化爲1* +CR16 (間隔計時器) 讀取週期數/寫入開始時間間隔計時器 +CR17-CR22 中斷參數 +CR19 中斷指令寄存器 +CR20 中斷空間寄存器 +CR21 中斷偏移量寄存器 +CR22 中斷 PSW +CR23 (EIRR) 讀取未決中斷/寫入清除位 +CR24 (TR 0) 內核空間頁目錄指針 +CR25 (TR 1) 用戶空間頁目錄指針 +CR26 (TR 2) 不使用 +CR27 (TR 3) 線程描述符指針 +CR28 (TR 4) 不使用 +CR29 (TR 5) 不使用 +CR30 (TR 6) 當前 / 0 +CR31 (TR 7) 臨時寄存器，在不同地方使用 +============================ ================================= + +空間寄存器（內核模式） +---------------------- + +======== ============================== +SR0 臨時空間寄存器 +SR4-SR7 設置爲0 +SR1 臨時空間寄存器 +SR2 內核不應該破壞它 +SR3 用於用戶空間訪問（當前進程） +======== ============================== + +空間寄存器（用戶模式） +---------------------- + +======== ============================ +SR0 臨時空間寄存器 +SR1 臨時空間寄存器 +SR2 保存Linux gateway page的空間 +SR3 在內核中保存用戶地址空間的值 +SR4-SR7 定義了用戶/內核的短地址空間 +======== ============================ + + +處理器狀態字 +------------ + +====================== ================================================ +W （64位地址） 0 +E （小尾端） 0 +S （安全間隔計時器） 0 +T （產生分支陷阱） 0 +H （高特權級陷阱） 0 +L （低特權級陷阱） 0 +N （撤銷下一條指令） 被C代碼使用 +X （數據存儲中斷禁用） 0 +B （產生分支） 被C代碼使用 +C （代碼地址轉譯） 1, 在執行實模式代碼時爲0 +V （除法步長校正） 被C代碼使用 +M （HPMC 掩碼） 0, 在執行HPMC操作*時爲1 +C/B （進/借 位） 被C代碼使用 +O （有序引用） 1* +F （性能監視器） 0 +R （回收計數器陷阱） 0 +Q （收集中斷狀態） 1 （在rfi之前的代碼中爲0） +P （保護標識符） 1* +D （數據地址轉譯） 1, 在執行實模式代碼時爲0 +I （外部中斷掩碼） 由cli()/sti()宏使用。 +====================== ================================================ + +“隱形”寄存器（影子寄存器） +--------------------------- + +============= =================== +PSW W 默認值 0 +PSW E 默認值 0 +影子寄存器 被中斷處理代碼使用 +TOC啓用位 1 +============= =================== + +---------------------------------------------------------- + +PA-RISC架構定義了7個寄存器作爲“影子寄存器”。這些寄存器在 +RETURN FROM INTERRUPTION AND RESTORE指令中使用，通過消 +除中斷處理程序中對一般寄存器（GR）的保存和恢復的需要來減 +少狀態保存和恢復時間。影子寄存器是GRs 1, 8, 9, 16, 17, +24和25。 + +------------------------------------------------------------------------- + +寄存器使用說明，最初由John Marvin提供，並由Randolph Chung提供一些補充說明。 + +對於通用寄存器: + +r1,r2,r19-r26,r28,r29 & r31可以在不保存它們的情況下被使用。當然，如果你 +關心它們，在調用另一個程序之前，你也需要保存它們。上面的一些寄存器確實 +有特殊的含義，你應該注意一下: + + r1: + addil指令是硬性規定將其結果放在r1中，所以如果你使用這條指令要 + 注意這點。 + + r2: + 這就是返回指針。一般來說，你不想使用它，因爲你需要這個指針來返 + 回給你的調用者。然而，它與這組寄存器組合在一起，因爲調用者不能 + 依賴你返回時的值是相同的，也就是說，你可以將r2複製到另一個寄存 + 器，並在作廢r2後通過該寄存器返回，這應該不會給調用程序帶來問題。 + + r19-r22: + 這些通常被認爲是臨時寄存器。 + 請注意，在64位中它們是arg7-arg4。 + + r23-r26: + 這些是arg3-arg0，也就是說，如果你不再關心傳入的值，你可以使用 + 它們。 + + r28,r29: + 這倆是ret0和ret1。它們是你傳入返回值的地方。r28是主返回值。當返回 + 小結構體時，r29也可以用來將數據傳回給調用程序。 + + r30: + 棧指針 + + r31: + ble指令將返回指針放在這裏。 + + + r3-r18,r27,r30需要被保存和恢復。r3-r18只是一般用途的寄存器。 + r27是數據指針，用來使對全局變量的引用更容易。r30是棧指針。 + diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/cpu-freq/core.rst b/Documentation/translations/zh_TW/cpu-freq/core.rst index f1951e1b23bb..4f98d1e9f34b 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/cpu-freq/core.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/cpu-freq/core.rst @@ -1,13 +1,15 @@ .. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 - .. include:: ../disclaimer-zh_TW.rst -:Original: :doc:`../../../cpu-freq/core` -:Translator: Yanteng Si - Hu Haowen +:Original: Documentation/cpu-freq/core.rst -.. _tw_core.rst: +:翻譯: + 司延騰 Yanteng Si + +:校譯: + + 唐藝舟 Tang Yizhou ==================================== CPUFreq核心和CPUFreq通知器的通用說明 @@ -29,10 +31,10 @@ CPUFreq核心和CPUFreq通知器的通用說明 ====================== cpufreq核心代碼位於drivers/cpufreq/cpufreq.c中。這些cpufreq代碼爲CPUFreq架構的驅 -動程序（那些操作硬體切換頻率的代碼）以及 "通知器 "提供了一個標準化的接口。 -這些是設備驅動程序或需要了解策略變化的其它內核部分（如 ACPI 熱量管理）或所有頻率更改（除 -計時代碼外），甚至需要強制確定速度限制的通知器（如 ARM 架構上的 LCD 驅動程序）。 -此外， 內核 "常數" loops_per_jiffy會根據頻率變化而更新。 +動程序（那些執行硬件頻率切換的代碼）以及 "通知器" 提供了一個標準化的接口。 +包括設備驅動程序；需要了解策略變化（如 ACPI 熱量管理），或所有頻率變化（如計時代碼）， +甚至需要強制限制爲指定頻率（如 ARM 架構上的 LCD 驅動程序）的其它內核組件。 +此外，內核 "常數" loops_per_jiffy 會根據頻率變化而更新。 cpufreq策略的引用計數由 cpufreq_cpu_get 和 cpufreq_cpu_put 來完成，以確保 cpufreq 驅 動程序被正確地註冊到核心中，並且驅動程序在 cpufreq_put_cpu 被調用之前不會被卸載。這也保證 @@ -41,10 +43,10 @@ cpufreq策略的引用計數由 cpufreq_cpu_get 和 cpufreq_cpu_put 來完成， 2. CPUFreq 通知器 ==================== -CPUFreq通知器符合標準的內核通知器接口。 +CPUFreq通知器遵循標準的內核通知器接口。 關於通知器的細節請參閱 linux/include/linux/notifier.h。 -這裡有兩個不同的CPUfreq通知器 - 策略通知器和轉換通知器。 +這裏有兩個不同的CPUfreq通知器 - 策略通知器和轉換通知器。 2.1 CPUFreq策略通知器 @@ -62,27 +64,27 @@ CPUFreq通知器符合標準的內核通知器接口。 2.2 CPUFreq轉換通知器 -------------------------------- -當CPUfreq驅動切換CPU核心頻率時，策略中的每個在線CPU都會收到兩次通知，這些變化沒有任何外部干 +當CPUfreq驅動切換CPU核心頻率時，策略中的每個在線CPU都會收到兩次通知，這些變化沒有任何外部幹 預。 第二個參數指定階段 - CPUFREQ_PRECHANGE or CPUFREQ_POSTCHANGE. 第三個參數是一個包含如下值的結構體cpufreq_freqs： -===== ==================== -cpu 受影響cpu的編號 +====== =============================== +policy 指向struct cpufreq_policy的指針 old 舊頻率 new 新頻率 flags cpufreq驅動的標誌 -===== ==================== +====== =============================== 3. 含有Operating Performance Point (OPP)的CPUFreq表的生成 ================================================================== 關於OPP的細節請參閱 Documentation/power/opp.rst dev_pm_opp_init_cpufreq_table - - 這個功能提供了一個隨時可用的轉換程序，用來將OPP層關於可用頻率的內部信息翻譯成一種容易提供給 - cpufreq的格式。 + 這個函數提供了一個隨時可用的轉換例程，用來將OPP層關於可用頻率的內部信息翻譯成一種 + cpufreq易於處理的格式。 .. Warning:: @@ -101,7 +103,7 @@ dev_pm_opp_init_cpufreq_table - .. note:: - 該函數只有在CONFIG_PM_OPP之外還啓用了CONFIG_CPU_FREQ時才可用。 + 該函數只有在CONFIG_PM_OPP之外還啓用了CONFIG_CPU_FREQ時纔可用。 dev_pm_opp_free_cpufreq_table 釋放dev_pm_opp_init_cpufreq_table分配的表。 diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/cpu-freq/cpu-drivers.rst b/Documentation/translations/zh_TW/cpu-freq/cpu-drivers.rst index 671b1bf0e2c5..add3de2d4523 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/cpu-freq/cpu-drivers.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/cpu-freq/cpu-drivers.rst @@ -2,12 +2,15 @@ .. include:: ../disclaimer-zh_TW.rst -:Original: :doc:`../../../cpu-freq/cpu-drivers` -:Translator: Yanteng Si - Hu Haowen +:Original: Documentation/cpu-freq/cpu-drivers.rst -.. _tw_cpu-drivers.rst: +:翻譯: + 司延騰 Yanteng Si + +:校譯: + + 唐藝舟 Tang Yizhou ======================================= 如何實現一個新的CPUFreq處理器驅動程序？ @@ -37,15 +40,15 @@ 1. 怎麼做？ =========== -如此，你剛剛得到了一個全新的CPU/晶片組及其數據手冊，並希望爲這個CPU/晶片組添加cpufreq -支持？很好，這裡有一些至關重要的提示： +如果，你剛剛得到了一個全新的CPU/芯片組及其數據手冊，並希望爲這個CPU/芯片組添加cpufreq +支持？很好，這裏有一些至關重要的提示： 1.1 初始化 ---------- -首先，在__initcall_level_7 (module_init())或更靠後的函數中檢查這個內核是否 -運行在正確的CPU和正確的晶片組上。如果是，則使用cpufreq_register_driver()向 +首先，在 __initcall level 7 (module_init())或更靠後的函數中檢查這個內核是否 +運行在正確的CPU和正確的芯片組上。如果是，則使用cpufreq_register_driver()向 CPUfreq核心層註冊一個cpufreq_driver結構體。 結構體cpufreq_driver應該包含什麼成員? @@ -59,11 +62,11 @@ CPUfreq核心層註冊一個cpufreq_driver結構體。 .setpolicy 或 .fast_switch 或 .target 或 .target_index - 差異見 下文。 -並且可選擇 +其它可選成員 - .flags - cpufreq核的提示。 + .flags - 給cpufreq核心的提示。 - .driver_data - cpufreq驅動程序的特定數據。 + .driver_data - cpufreq驅動程序的特有數據。 .get_intermediate 和 target_intermediate - 用於在改變CPU頻率時切換到穩定 的頻率。 @@ -72,18 +75,18 @@ CPUfreq核心層註冊一個cpufreq_driver結構體。 .bios_limit - 返回HW/BIOS對CPU的最大頻率限制值。 - .exit - 一個指向per-policy清理函數的指針，該函數在cpu熱插拔過程的CPU_POST_DEAD + .exit - 一個指向per-policy清理函數的指針，該函數在CPU熱插拔過程的CPU_POST_DEAD 階段被調用。 .suspend - 一個指向per-policy暫停函數的指針，該函數在關中斷且在該策略的調節器停止 後被調用。 - .resume - 一個指向per-policy恢復函數的指針，該函數在關中斷且在調節器再一次開始前被 + .resume - 一個指向per-policy恢復函數的指針，該函數在關中斷且在調節器再一次啓動前被 調用。 .ready - 一個指向per-policy準備函數的指針，該函數在策略完全初始化之後被調用。 - .attr - 一個指向NULL結尾的"struct freq_attr"列表的指針，該函數允許導出值到 + .attr - 一個指向NULL結尾的"struct freq_attr"列表的指針，該列表允許導出值到 sysfs。 .boost_enabled - 如果設置，則啓用提升(boost)頻率。 @@ -94,95 +97,93 @@ CPUfreq核心層註冊一個cpufreq_driver結構體。 1.2 Per-CPU 初始化 ------------------ -每當一個新的CPU被註冊到設備模型中，或者在cpufreq驅動註冊自己之後，如果此CPU的cpufreq策 -略不存在，則會調用per-policy的初始化函數cpufreq_driver.init。請注意，.init()和.exit()程序 -只對策略調用一次，而不是對策略管理的每個CPU調用一次。它需要一個 ``struct cpufreq_policy +每當一個新的CPU被註冊到設備模型中，或者當cpufreq驅動註冊自身之後，如果此CPU的cpufreq策 +略不存在，則會調用per-policy的初始化函數cpufreq_driver.init。請注意，.init()和.exit()例程 +只爲某個策略調用一次，而不是對該策略管理的每個CPU調用一次。它需要一個 ``struct cpufreq_policy *policy`` 作爲參數。現在該怎麼做呢？ 如果有必要，請在你的CPU上激活CPUfreq功能支持。 -然後，驅動程序必須填寫以下數值: +然後，驅動程序必須填寫以下值: +-----------------------------------+--------------------------------------+ -|policy->cpuinfo.min_freq 和 | | -|policy->cpuinfo.max_freq | 該CPU支持的最低和最高頻率（kHz） | -| | | -| | | +|policy->cpuinfo.min_freq和 | 該CPU支持的最低和最高頻率（kHz） | +|policy->cpuinfo.max_freq | | +| | | +-----------------------------------+--------------------------------------+ -|policy->cpuinfo.transition_latency | | -| | CPU在兩個頻率之間切換所需的時間，以 | -| | 納秒爲單位（如適用，否則指定 | -| | CPUFREQ_ETERNAL） | +|policy->cpuinfo.transition_latency | CPU在兩個頻率之間切換所需的時間，以 | +| | 納秒爲單位（如不適用，設定爲 | +| | CPUFREQ_ETERNAL） | +| | | +-----------------------------------+--------------------------------------+ -|policy->cur | 該CPU當前的工作頻率(如適用) | -| | | +|policy->cur | 該CPU當前的工作頻率(如適用) | +| | | +-----------------------------------+--------------------------------------+ -|policy->min, | | -|policy->max, | | -|policy->policy and, if necessary, | | -|policy->governor | 必須包含該cpu的 「默認策略」。稍後 | -| | 會用這些值調用 | -| | cpufreq_driver.verify and either | -| | cpufreq_driver.setpolicy or | -| | cpufreq_driver.target/target_index | -| | | +|policy->min, | 必須包含該CPU的"默認策略"。稍後 | +|policy->max, | 會用這些值調用 | +|policy->policy and, if necessary, | cpufreq_driver.verify和下面函數 | +|policy->governor | 之一：cpufreq_driver.setpolicy或 | +| | cpufreq_driver.target/target_index | +| | | +-----------------------------------+--------------------------------------+ -|policy->cpus | 用與這個CPU一起做DVFS的(在線+離線) | -| | CPU(即與它共享時鐘/電壓軌)的掩碼更新 | -| | 這個 | -| | | +|policy->cpus | 該policy通過DVFS框架影響的全部CPU | +| | (即與本CPU共享"時鐘/電壓"對)構成 | +| | 掩碼(同時包含在線和離線CPU)，用掩碼 | +| | 更新本字段 | +| | | +-----------------------------------+--------------------------------------+ -對於設置其中的一些值(cpuinfo.min[max]_freq, policy->min[max])，頻率表助手可能會有幫 +對於設置其中的一些值(cpuinfo.min[max]_freq, policy->min[max])，頻率表輔助函數可能會有幫 助。關於它們的更多信息，請參見第2節。 1.3 驗證 -------- -當用戶決定設置一個新的策略(由 「policy,governor,min,max組成」)時，必須對這個策略進行驗證， +當用戶決定設置一個新的策略(由"policy,governor,min,max組成")時，必須對這個策略進行驗證， 以便糾正不兼容的值。爲了驗證這些值，cpufreq_verify_within_limits(``struct cpufreq_policy *policy``, ``unsigned int min_freq``, ``unsigned int max_freq``)函數可能會有幫助。 -關於頻率表助手的詳細內容請參見第2節。 +關於頻率表輔助函數的詳細內容請參見第2節。 您需要確保至少有一個有效頻率（或工作範圍）在 policy->min 和 policy->max 範圍內。如果有必 -要，先增加policy->max，只有在沒有辦法的情況下，才減少policy->min。 +要，先增大policy->max，只有在沒有解決方案的情況下，才減小policy->min。 1.4 target 或 target_index 或 setpolicy 或 fast_switch? ------------------------------------------------------- -大多數cpufreq驅動甚至大多數cpu頻率升降算法只允許將CPU頻率設置爲預定義的固定值。對於這些，你 +大多數cpufreq驅動甚至大多數CPU頻率升降算法只允許將CPU頻率設置爲預定義的固定值。對於這些，你 可以使用->target()，->target_index()或->fast_switch()回調。 -有些cpufreq功能的處理器可以自己在某些限制之間切換頻率。這些應使用->setpolicy()回調。 +有些具有硬件調頻能力的處理器可以自行依據某些限制來切換CPU頻率。它們應使用->setpolicy()回調。 1.5. target/target_index ------------------------ -target_index調用有兩個參數：``struct cpufreq_policy * policy``和``unsigned int`` -索引(於列出的頻率表)。 +target_index調用有兩個參數： ``struct cpufreq_policy * policy`` 和 ``unsigned int`` +索引(用於索引頻率表項)。 -當調用這裡時，CPUfreq驅動必須設置新的頻率。實際頻率必須由freq_table[index].frequency決定。 +當調用這裏時，CPUfreq驅動必須設置新的頻率。實際頻率必須由freq_table[index].frequency決定。 -它應該總是在錯誤的情況下恢復到之前的頻率(即policy->restore_freq)，即使我們之前切換到中間頻率。 +在發生錯誤的情況下總是應該恢復到之前的頻率(即policy->restore_freq)，即使我們已經切換到了 +中間頻率。 已棄用 ---------- -目標調用有三個參數。``struct cpufreq_policy * policy``, unsigned int target_frequency, +target調用有三個參數。``struct cpufreq_policy * policy``, unsigned int target_frequency, unsigned int relation. -CPUfreq驅動在調用這裡時必須設置新的頻率。實際的頻率必須使用以下規則來確定。 +CPUfreq驅動在調用這裏時必須設置新的頻率。實際的頻率必須使用以下規則來確定。 -- 緊跟 "目標頻率"。 +- 儘量貼近"目標頻率"。 - policy->min <= new_freq <= policy->max (這必須是有效的!!!) - 如果 relation==CPUFREQ_REL_L，嘗試選擇一個高於或等於 target_freq 的 new_freq。("L代表 最低，但不能低於") - 如果 relation==CPUFREQ_REL_H，嘗試選擇一個低於或等於 target_freq 的 new_freq。("H代表 最高，但不能高於") -這裡，頻率表助手可能會幫助你--詳見第2節。 +這裏，頻率表輔助函數可能會幫助你 -- 詳見第2節。 1.6. fast_switch ---------------- @@ -196,51 +197,52 @@ CPUfreq驅動在調用這裡時必須設置新的頻率。實際的頻率必須 1.7 setpolicy ------------- -setpolicy調用只需要一個``struct cpufreq_policy * policy``作爲參數。需要將處理器內或晶片組內動態頻 +setpolicy調用只需要一個 ``struct cpufreq_policy * policy`` 作爲參數。需要將處理器內或芯片組內動態頻 率切換的下限設置爲policy->min，上限設置爲policy->max，如果支持的話，當policy->policy爲 -CPUFREQ_POLICY_PERFORMANCE時選擇面向性能的設置，當CPUFREQ_POLICY_POWERSAVE時選擇面向省電的設置。 +CPUFREQ_POLICY_PERFORMANCE時選擇面向性能的設置，爲CPUFREQ_POLICY_POWERSAVE時選擇面向省電的設置。 也可以查看drivers/cpufreq/longrun.c中的參考實現。 1.8 get_intermediate 和 target_intermediate -------------------------------------------- -僅適用於 target_index() 和 CPUFREQ_ASYNC_NOTIFICATION 未設置的驅動。 +僅適用於未設置 target_index() 和 CPUFREQ_ASYNC_NOTIFICATION 的驅動。 -get_intermediate應該返回一個平台想要切換到的穩定的中間頻率，target_intermediate()應該將CPU設置爲 -該頻率，然後再跳轉到'index'對應的頻率。核心會負責發送通知，驅動不必在target_intermediate()或 -target_index()中處理。 +get_intermediate應該返回一個平臺想要切換到的穩定的中間頻率，target_intermediate()應該將CPU設置爲 +該頻率，然後再跳轉到'index'對應的頻率。cpufreq核心會負責發送通知，驅動不必在 +target_intermediate()或target_index()中處理它們。 -在驅動程序不想因爲某個目標頻率切換到中間頻率的情況下，它們可以從get_intermediate()中返回'0'。在這種情況 -下，核心將直接調用->target_index()。 +在驅動程序不想爲某個目標頻率切換到中間頻率的情況下，它們可以讓get_intermediate()返回'0'。 +在這種情況下，cpufreq核心將直接調用->target_index()。 -注意：->target_index()應該在失敗的情況下恢復到policy->restore_freq，因爲core會爲此發送通知。 +注意：->target_index()應該在發生失敗的情況下將頻率恢復到policy->restore_freq， +因爲cpufreq核心會爲此發送通知。 -2. 頻率表助手 -============= +2. 頻率表輔助函數 +================= -由於大多數cpufreq處理器只允許被設置爲幾個特定的頻率，因此，一個帶有一些函數的 「頻率表」可能會輔助處理器驅動 -程序的一些工作。這樣的 "頻率表" 由一個cpufreq_frequency_table條目構成的數組組成，"driver_data" 中包 -含了驅動程序的具體數值，"frequency" 中包含了相應的頻率，並設置了標誌。在表的最後，需要添加一個 -cpufreq_frequency_table條目，頻率設置爲CPUFREQ_TABLE_END。而如果想跳過表中的一個條目，則將頻率設置爲 -CPUFREQ_ENTRY_INVALID。這些條目不需要按照任何特定的順序排序，但如果它們是cpufreq 核心會對它們進行快速的DVFS， +由於大多數支持cpufreq的處理器只允許被設置爲幾個特定的頻率，因此，"頻率表"和一些相關函數可能會輔助處理器驅動 +程序的一些工作。這樣的"頻率表"是一個由struct cpufreq_frequency_table的條目構成的數組，"driver_data"成員包 +含驅動程序的專用值，"frequency"成員包含了相應的頻率，此外還有標誌成員。在表的最後，需要添加一個 +cpufreq_frequency_table條目，頻率設置爲CPUFREQ_TABLE_END。如果想跳過表中的一個條目，則將頻率設置爲 +CPUFREQ_ENTRY_INVALID。這些條目不需要按照任何特定的順序排序，如果排序了，cpufreq核心執行DVFS會更快一點， 因爲搜索最佳匹配會更快。 -如果策略在其policy->freq_table欄位中包含一個有效的指針，cpufreq表就會被核心自動驗證。 +如果在policy->freq_table字段中包含一個有效的頻率表指針，頻率表就會被cpufreq核心自動驗證。 cpufreq_frequency_table_verify()保證至少有一個有效的頻率在policy->min和policy->max範圍內，並且所有其他 -標準都被滿足。這對->verify調用很有幫助。 +準則都被滿足。這對->verify調用很有幫助。 -cpufreq_frequency_table_target()是對應於->target階段的頻率表助手。只要把數值傳遞給這個函數，這個函數就會返 +cpufreq_frequency_table_target()是對應於->target階段的頻率表輔助函數。只要把值傳遞給這個函數，這個函數就會返 回包含CPU要設置的頻率的頻率表條目。 -以下宏可以作爲cpufreq_frequency_table的疊代器。 +以下宏可以作爲cpufreq_frequency_table的迭代器。 cpufreq_for_each_entry(pos, table) - 遍歷頻率表的所有條目。 cpufreq_for_each_valid_entry(pos, table) - 該函數遍歷所有條目，不包括CPUFREQ_ENTRY_INVALID頻率。 -使用參數 "pos"-一個``cpufreq_frequency_table * `` 作爲循環變量，使用參數 "table"-作爲你想疊代 -的``cpufreq_frequency_table * `` 。 +使用參數"pos" -- 一個 ``cpufreq_frequency_table *`` 作爲循環指針，使用參數"table" -- 作爲你想迭代 +的 ``cpufreq_frequency_table *`` 。 例如:: @@ -251,6 +253,6 @@ cpufreq_for_each_valid_entry(pos, table) - 該函數遍歷所有條目，不包 pos->frequency = ... } -如果你需要在driver_freq_table中處理pos的位置，不要減去指針，因爲它的代價相當高。相反，使用宏 +如果你需要在driver_freq_table中處理pos的位置，不要做指針減法，因爲它的代價相當高。作爲替代，使用宏 cpufreq_for_each_entry_idx() 和 cpufreq_for_each_valid_entry_idx() 。 diff --git a/Documentation/translations/zh_TW/cpu-freq/cpufreq-stats.rst b/Documentation/translations/zh_TW/cpu-freq/cpufreq-stats.rst index 49088becd5fa..01ec8c837fe9 100644 --- a/Documentation/translations/zh_TW/cpu-freq/cpufreq-stats.rst +++ b/Documentation/translations/zh_TW/cpu-freq/cpufreq-stats.rst @@ -2,18 +2,21 @@ .. include:: ../disclaimer-zh_TW.rst -:Original: :doc:`../../../cpu-freq/cpufreq-stats` -:Translator: Yanteng Si - Hu Haowen +:Original: Documentation/cpu-freq/cpufreq-stats.rst -.. _tw_cpufreq-stats.rst: +:翻譯: + 司延騰 Yanteng Si + +:校譯: + + 唐藝舟 Tang Yizhou ========================================== sysfs CPUFreq Stats的一般說明 ========================================== -用戶信息 +爲使用者準備的信息 作者: Venkatesh Pallipadi @@ -28,17 +31,16 @@ sysfs CPUFreq Stats的一般說明 1. 簡介 =============== -cpufreq-stats是一個爲每個CPU提供CPU頻率統計的驅動。 -這些統計數據在/sysfs中以一堆只讀接口的形式提供。這個接口（在配置好後）將出現在 -/sysfs（/devices/system/cpu/cpuX/cpufreq/stats/）中cpufreq下的一個單 -獨的目錄中，提供給每個CPU。 -各種統計數據將在此目錄下形成只讀文件。 +cpufreq-stats是一種爲每個CPU提供CPU頻率統計的驅動。 +這些統計數據以/sysfs中一系列只讀接口的形式呈現。cpufreq-stats接口（若已配置）將爲每個CPU生成 +/sysfs（/devices/system/cpu/cpuX/cpufreq/stats/）中cpufreq目錄下的stats目錄。 +各項統計數據將在stats目錄下形成對應的只讀文件。 -此驅動是獨立於任何可能運行在你所用CPU上的特定cpufreq_driver而設計的。因此，它將與所有 -cpufreq_driver一起工作。 +此驅動是以獨立於任何可能運行在你所用CPU上的特定cpufreq_driver的方式設計的。因此，它將能和任何 +cpufreq_driver協同工作。 -2. 提供的統計數據(舉例說明) +2. 已提供的統計數據(有例子) ===================================== cpufreq stats提供了以下統計數據（在下面詳細解釋）。 @@ -47,8 +49,8 @@ cpufreq stats提供了以下統計數據（在下面詳細解釋）。 - total_trans - trans_table -所有的統計數據將從統計驅動被載入的時間（或統計被重置的時間）開始，到某一統計數據被讀取的時間爲止。 -顯然，統計驅動不會有任何關於統計驅動載入之前的頻率轉換信息。 +所有統計數據來自以下時間範圍：從統計驅動被加載的時間（或統計數據被重置的時間）開始，到某一統計數據被讀取的時間爲止。 +顯然，統計驅動不會保存它被加載之前的任何頻率轉換信息。 :: @@ -63,14 +65,14 @@ cpufreq stats提供了以下統計數據（在下面詳細解釋）。 - **reset** -只寫屬性，可用於重置統計計數器。這對於評估不同調節器下的系統行爲非常有用，且無需重啓。 +只寫屬性，可用於重置統計計數器。這對於評估不同調節器的系統行爲非常有用，且無需重啓。 - **time_in_state** -此項給出了這個CPU所支持的每個頻率所花費的時間。cat輸出的每一行都會有" -