| /linux/Documentation/translations/zh_CN/scheduler/ |
| A D | sched-capacity.rst | 18 1. CPU算力
24 一般来说，同构的SMP平台由完全相同的CPU构成。异构的平台则由性能特征不同的CPU构成，在这样的
27 我们引入CPU算力（capacity）的概念来测量每个CPU能达到的性能，它的值相对系统中性能最强的CPU
28 做过归一化处理。异构系统也被称为非对称CPU算力系统，因为它们由不同算力的CPU组成。
90 具有不同算力值的CPU，通常来说最大操作性能值也不同。考虑上一小节提到的CPU（也就是说，
169 CPU算力与任务利用率具有类型的效应，在算力不同的CPU上执行完全相同的工作负载，将算出不同的
255 完整包含某个CPU算力值的全部CPU。
305 任务将要更长地消耗该CPU，任务是CPU受限的（CPU-bound）。
316 条件的CPU::
372 实时任务唤醒时的CPU选择，搜索满足以下条件的CPU::
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| A D | sched-stats.rst | 25 CPU上仲裁平衡，而domain0是最紧密聚焦的域，有时仅在一对CPU之间进行平衡。此时，
27 CPU受该域的影响。
38 CPU统计数据
56 6) 调用try_to_wake_up()导致本地CPU被唤醒了#次
62 9) 本CPU运行了#个时间片
67 对于每个被描述的CPU，和它相关的每一个调度域均会产生下面一行数据（注意，如果
72 第一个字段是一个位掩码，表明该域在操作哪些CPU。
139 和上次运行不同的新CPU上运行了#次
141 的CPU次数为#，因为该任务在原CPU是冷缓存状态
149 1) 在CPU上运行花费的时间(单位是纳秒)
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| A D | sched-energy.rst | 61 CPU中挑选一个经预测能量消耗最优的CPU。EAS的预测依赖于对平台拓扑结构特定元素
72 任务/CPU有多大/有多忙，并在评估性能与能量时将其考虑在内。CPU算力由特定体系
116 来做任务放置决定。这个函数寻找在每个性能域中寻找具有最高剩余算力（CPU算力 - CPU
117 利用率）的CPU，因为它能让我们保持最低的频率。然后，该函数检查将任务放在新CPU相较
134 目前CPU的利用率情况如下图所示。CPU 0-3的util_avg分别为400、100、600和500。
138 CPU util.
238 从一般的角度来看，EAS能提供最大帮助的是那些涉及低、中CPU利用率的使用场景。每当CPU
242 EAS很可能将负载放置在系统中能量效率最高的CPU而不是其它CPU上，只要不损害吞吐率。
268 6.1 - 非对称CPU拓扑
325 这一点，它假定CPU的OPP跟随CPU利用率变化而变化。
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| A D | sched-domains.rst | 23 超集（如有需求出现，这个限制可以放宽）。CPU i的基调度域必须至少管辖CPU i。每个CPU的
24 顶层调度域通常将会管辖系统中的全部CPU，尽管严格来说这不是必须的，假如是这样，会导致某些
25 CPU出现永远不会被指定任务运行的情况，直到允许的CPU掩码被显式设定。调度域的span字段意味
26 着“在这些CPU中做进程负载均衡”。
30 指针指向的这些组包含的CPU，必须被调度域管辖。组包含的是只读数据，被创建之后，可能被多个
31 CPU共享。任意两个组的CPU掩码的交集不一定为空，如果是这种情况，对应调度域的SD_OVERLAP
32 标志位被设置，它管辖的调度组可能不能在多个CPU中共享。
35 管辖的每个CPU的负载之和。仅当组的负载不均衡后，任务才在组之间发生迁移。
48 的运行队列中找出最繁忙的运行队列。如能找到，对当前的CPU运行队列和新找到的最繁忙运行
56 CPU的全部虚拟CPU，每个虚拟CPU对应一个调度组。
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| A D | schedutil.rst | 22 通过PELT，我们跟踪了各种调度器实体的一些指标，从单个任务到任务组分片到CPU
36 请注意，阻塞态的任务仍然对累加值（任务组分片和CPU运行队列）有贡献，这反映了
40 在CPU上花费的时间，而“可运行”反映了一个调度实体在运行队列中花费的时间。当只有
42 任务在CPU上花费的时间，而“可运行”将增加以反映争用的激烈程度。
47 频率 / CPU不变性
50 因为CPU频率在1GHz时利用率为50%和CPU频率在2GHz时利用率为50%是不一样的，同样
78 r_cpu被定义为当前CPU的最高性能水平与系统中任何其它CPU的最高性能水平的比率。
83 我们可以在CPU之间转移和比较它们。
125 其基础是CPU运行队列的“运行”指标，根据上面的内容，它是CPU的频率不变的利用率
158 CPU，有4个任务占用导致其饱和，接下来我们将一个任务迁移到另一个空闲CPU上，
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| /linux/Documentation/translations/zh_CN/core-api/ |
| A D | cpu_hotplug.rst | 35 以保持一个不需要的CPU不在系统执行路径。因此需要在Linux内核中支持CPU热拔插。
49 限制内核将支持的CPU总量。如果这里提供的数量低于实际可用的CPU数量，那么其他CPU
62 CPU位图
123 CPU又可以使用了。这应该对所有的CPU都有效。CPU0通常比较特殊，被排除在CPU热拔插之外。
143 * 所有进程都会从这个将要离线的CPU迁移到新的CPU上。新的CPU是从每个进程的当前cpuset中
146 * 所有针对这个CPU的中断都被迁移到新的CPU上。
177 在该阶段中，startup回调在CPU上线操作启动CPU之前被调用，teardown回调在CPU下线操作使
180 这些回调是在控制CPU上调用的，因为它们显然不能在热插拔的CPU上运行，此时热插拔的CPU要
196 插的CPU上被调用。teardown回调是在CPU完全关闭前不久的CPU下线操作期间，禁用中断的情况
207 该阶段中的startup回调是在CPU上线时在热插拔的CPU上调用的。teardown回调是在CPU下线操
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| A D | this_cpu_ops.rst | 25 this_cpu操作将每CPU变量的偏移量添加到处理器特定的每CPU基址上，并将该操作编码到对
66 在x86上，fs:或gs:段寄存器包含每CPU区域的基址。这样就可以简单地使用段覆盖，将每CPU
67 相对地址重定位到处理器适当的每CPU区域。所以对每CPU基址的重定位是通过段寄存器前缀
120 使用每CPU变量的偏移量(&x!)，并返回属于当前执行处理器的每CPU变量的地址。
122 的处理器编号。相反，本地每CPU区域的偏移量只是简单地添加到每CPU偏移量上。
126 器的每CPU数据。
128 每CPU变量和偏移量
131 每CPU变量相对于每CPU区域的起始点是有偏移的。它们没有地址，尽管代码里看起来像有一
141 在每CPU操作的上下文中，上面表达式说明x是一个每CPU变量。大多数this_cpu操作都需要一
246 远程CPU，并对其每CPU区域进行更新。
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| A D | workqueue.rst | 169 的CPU上跳转。
196 CPU密集型工作项的执行。
228 消耗CPU 5ms，然后睡眠10ms，然后在完成之前再次消耗CPU 5ms。
328 CPU不被分组。一个CPU上发起的工作项会被同一CPU上的工作者执行。
332 CPU被按SMT边界分组。这通常意味着每个物理CPU核上的各逻辑CPU会
340 CPU被按NUMA边界分组。
343 所有CPU被放在同一组。工作队列不尝试在临近发起CPU的CPU上运行
410 - CPU利用率（%）
447 - CPU利用率（%）
488 - CPU利用率（%）
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| A D | refcount-vs-atomic.rst | 38 子性和程序顺序（program order, po）关系（在同一个CPU上）。它保证每个
42 强（完全）内存顺序保证在同一CPU上的所有较早加载和存储的指令（所有程序顺序较早
44 同一CPU上储存的程序优先较早的指令和来自其他CPU传播的指令必须在该CPU执行任何
45 程序顺序较后指令之前传播到其他CPU（A-累积属性）。这是用smp_mb()实现的。
47 RELEASE内存顺序保证了在同一CPU上所有较早加载和存储的指令（所有程序顺序较早
48 指令）在此操作前完成。它还保证同一CPU上储存的程序优先较早的指令和来自其他CPU
52 ACQUIRE内存顺序保证了同一CPU上的所有后加载和存储的指令（所有程序顺序较后
53 指令）在获取（acquire）操作之后完成。它还保证在获取操作执行后，同一CPU上
54 储存的所有程序顺序较后指令必须传播到所有其他CPU。这是用
59 储的控制依赖没有使用任何明确的屏障来实现，而是依赖于CPU不对存储进行猜测。这只是
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| A D | local_ops.rst | 19 如何正确使用这些操作。它还强调了在内存写入顺序很重要的情况下，跨CPU读取
33 本地原子操作的目的是提供快速和高度可重入的每CPU计数器。它们通过移除LOCK前
34 缀和通常需要在CPU间同步的内存屏障，将标准原子操作的性能成本降到最低。
36 在许多情况下，拥有快速的每CPU原子计数器是很有吸引力的：它不需要禁用中断来保护中
40 本地原子操作只保证在拥有数据的CPU上的变量修改的原子性。因此，必须注意确保只
41 有一个CPU写到 ``local_t`` 的数据。这是通过使用每CPU的数据来实现的，并确
43 数据都是允许的：这样它就会显得与所有者CPU的其他内存写入顺序不一致。
66 * *只有* 这些变量的CPU所有者才可以写入这些变量。
72 CPU变量和进行实际的本地操作之间不会被迁移到不同的CPU。
118 所看到的跨CPU的数据必须被认为是相对于拥有该数据的CPU上发生的其他内存写入来
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| /linux/Documentation/translations/ko_KR/ |
| A D | memory-barriers.txt | 179 CPU 1 CPU 2
213 CPU 1 CPU 2
1041 CPU 1 CPU 2
1087 CPU 1 CPU 2
1128 CPU 1 CPU 2
1163 CPU 1 CPU 2
1198 CPU 1 CPU 2
1281 CPU 1 CPU 2
1308 CPU 1 CPU 2
1375 CPU 1 CPU 2 CPU 3
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| /linux/Documentation/translations/zh_CN/mm/ |
| A D | mmu_notifier.rst | 45 CPU-thread-2 {}
46 CPU-thread-3 {}
52 CPU-thread-2 {}
53 CPU-thread-3 {}
59 CPU-thread-2 {}
60 CPU-thread-3 {}
67 CPU-thread-3 {}
73 CPU-thread-2 {}
80 CPU-thread-2 {}
81 CPU-thread-3 {}
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| A D | hmm.rst | 19 地址，这意味着 CPU 上的任何有效指针也是该设备的有效指针。这对于简化高级异构计算的使用变得
23 部分中，我揭示了许多平台固有的硬件限制。第三部分概述了 HMM 设计。第四部分解释了 CPU 页
68 致。但是，它只允许设备对主存储器进行一组有限的原子操作。这在另一个方向上更糟：CPU
82 存在设备使用时迁移到设备内存（在迁移时阻止 CPU 访问）。
104 请注意，任何 CPU 对设备页面的访问都会触发缺页异常并迁移回主内存。例如，当支持给定CPU
132 页异常代码路径，就像 CPU 缺页异常一样。
135 范围中的一个地址。HMM 提供了一组标志来帮助驱动程序识别特殊的 CPU 页表项。
219 我们只需要确保没有人试图从 CPU 端映射这些页面。
309 入到CPU的页表中。如果一个CPU线程在同一页面上发生异常，这可能会失败。然而，页
314 ``struct page`` ，最终完成CPU端的迁移。
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| A D | numa.rst | 18 从硬件角度看，NUMA系统是一个由多个组件或装配组成的计算机平台，每个组件可能包含0个或更多的CPU、
28 所有的内存都是可见的，并且可以从连接到任何单元的任何CPU中访问，缓存一致性是由处理器缓存和/或
31 内存访问时间和有效的内存带宽取决于包含CPU的单元或进行内存访问的IO总线距离包含目标内存的单元
32 有多远。例如，连接到同一单元的CPU对内存的访问将比访问其他远程单元的内存经历更快的访问时间和
42 上，对一些架构的细节进行了抽象。与物理单元一样，软件节点可能包含0或更多的CPU、内存和/或IO
47 的任何CPU重新分配到代表有内存的单元的节点上。因此，在这些架构上，我们不能假设Linux将所有
48 的CPU与一个给定的节点相关联，会看到相同的本地内存访问时间和带宽。
66 默认情况下，Linux会尝试从执行请求的CPU被分配到的节点中满足内存分配请求。具体来说，Linux将试
85 内存的节点，“本地内存节点”——CPU节点的分区列表中的第一个区域的节点——将不是节点本身。相反，它
91 得到通知说该节点没有空闲内存。例如，当一个子系统分配每个CPU的内存资源时，通常是这种情况。
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| /linux/Documentation/translations/zh_CN/driver-api/ |
| A D | io_ordering.rst | 29 CPU A: val = readl(my_status);
30 CPU A: ...
31 CPU A: writel(newval, ring_ptr);
35 CPU B: val = readl(my_status);
36 CPU B: ...
37 CPU B: writel(newval2, ring_ptr);
46 CPU A: val = readl(my_status);
47 CPU A: ...
48 CPU A: writel(newval, ring_ptr);
53 CPU B: val = readl(my_status);
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| /linux/arch/sparc/kernel/ |
| A D | cpu.c | 72 CPU(-1, NULL)
96 CPU(-1, NULL)
111 CPU(-1, NULL)
120 CPU(-1, NULL)
135 CPU(-1, NULL)
148 CPU(-1, NULL)
158 CPU(-1, NULL)
167 CPU(-1, NULL)
176 CPU(-1, NULL)
189 CPU(-1, NULL)
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| /linux/Documentation/translations/zh_TW/ |
| A D | io_ordering.txt | 36 CPU A: val = readl(my_status);
37 CPU A: ...
38 CPU A: writel(newval, ring_ptr);
42 CPU B: val = readl(my_status);
43 CPU B: ...
44 CPU B: writel(newval2, ring_ptr);
53 CPU A: val = readl(my_status);
54 CPU A: ...
55 CPU A: writel(newval, ring_ptr);
60 CPU B: val = readl(my_status);
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| /linux/Documentation/translations/zh_CN/admin-guide/ |
| A D | cputopology.rst | 11 如何通过sysfs将CPU拓扑导出
50 7) topology_sibling_cpumask: 仅入参CPU
51 8) topology_core_cpumask: 仅入参CPU
52 9) topology_cluster_cpumask: 仅入参CPU
53 10) topology_die_cpumask: 仅入参CPU
54 11) topology_book_cpumask: 仅入参CPU
55 12) topology_drawer_cpumask: 仅入参CPU
61 kernel_max: 内核配置允许的最大CPU下标值。[NR_CPUS-1]
68 possible: 已被分配资源的CPU，如果它们CPU实际存在，可以上线。
76 在本例中，系统中有64个CPU，但是CPU 32-63超过了kernel_max值，因为NR_CPUS配置项是32，
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| /linux/Documentation/translations/zh_TW/admin-guide/ |
| A D | cputopology.rst | 11 如何通過sysfs將CPU拓撲導出
50 7) topology_sibling_cpumask: 僅入參CPU
51 8) topology_core_cpumask: 僅入參CPU
52 9) topology_cluster_cpumask: 僅入參CPU
53 10) topology_die_cpumask: 僅入參CPU
54 11) topology_book_cpumask: 僅入參CPU
55 12) topology_drawer_cpumask: 僅入參CPU
61 kernel_max: 內核配置允許的最大CPU下標值。[NR_CPUS-1]
68 possible: 已被分配資源的CPU，如果它們CPU實際存在，可以上線。
76 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，
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| /linux/Documentation/translations/zh_CN/cpu-freq/ |
| A D | cpu-drivers.rst | 30 1.2 Per-CPU 初始化
43 如果，你刚刚得到了一个全新的CPU/芯片组及其数据手册，并希望为这个CPU/芯片组添加cpufreq
51 运行在正确的CPU和正确的芯片组上。如果是，则使用cpufreq_register_driver()向
74 .get - 返回CPU的当前频率。
76 .bios_limit - 返回HW/BIOS对CPU的最大频率限制值。
78 .exit - 一个指向per-policy清理函数的指针，该函数在CPU热插拔过程的CPU_POST_DEAD
97 1.2 Per-CPU 初始化
100 每当一个新的CPU被注册到设备模型中，或者当cpufreq驱动注册自身之后，如果此CPU的cpufreq策
105 如果有必要，请在你的CPU上激活CPUfreq功能支持。
155 大多数cpufreq驱动甚至大多数CPU频率升降算法只允许将CPU频率设置为预定义的固定值。对于这些，你
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| /linux/Documentation/translations/zh_TW/cpu-freq/ |
| A D | cpu-drivers.rst | 30 1.2 Per-CPU 初始化
43 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
51 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
74 .get - 返回CPU的當前頻率。
76 .bios_limit - 返回HW/BIOS對CPU的最大頻率限制值。
78 .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
97 1.2 Per-CPU 初始化
100 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
105 如果有必要，請在你的CPU上激活CPUfreq功能支持。
155 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
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| /linux/Documentation/driver-api/ |
| A D | io_ordering.rst | 19 CPU A: val = readl(my_status);
20 CPU A: ...
21 CPU A: writel(newval, ring_ptr);
25 CPU B: val = readl(my_status);
26 CPU B: ...
27 CPU B: writel(newval2, ring_ptr);
36 CPU A: val = readl(my_status);
37 CPU A: ...
38 CPU A: writel(newval, ring_ptr);
43 CPU B: val = readl(my_status);
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| /linux/Documentation/translations/zh_CN/arch/arm64/ |
| A D | booting.txt | 41 这个术语来定义在将控制权交给 Linux 内核前 CPU 上执行的所有软件。
153 - 主 CPU 通用寄存器设置
159 - CPU 模式
184 这可能要根据具体实现来定义初始化过程，以使能每个CPU上对维护操作的
208 必要条件描述适用于所有 CPU。所有 CPU 必须在同一异常级别跳入内核。
210 引导装载程序必须在每个 CPU 处于以下状态时跳入内核入口：
212 - 主 CPU 必须直接跳入内核映像的第一条指令。通过此 CPU 传递的设备树
219 - enable-method 为 “spin-table” 的 CPU 必须在它们的 CPU
228 因此 CPU 须在跳转前将所读取的值转换为其本身的端模式。
234 CPU_ON 调用来将 CPU 带入内核。
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| /linux/Documentation/translations/zh_TW/arch/arm64/ |
| A D | booting.txt | 45 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。
157 - 主 CPU 通用寄存器設置
163 - CPU 模式
188 這可能要根據具體實現來定義初始化過程，以使能每個CPU上對維護操作的
212 必要條件描述適用於所有 CPU。所有 CPU 必須在同一異常級別跳入內核。
214 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：
216 - 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
223 - enable-method 爲 “spin-table” 的 CPU 必須在它們的 CPU
232 因此 CPU 須在跳轉前將所讀取的值轉換爲其本身的端模式。
238 CPU_ON 調用來將 CPU 帶入內核。
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| /linux/Documentation/arch/x86/ |
| A D | topology.rst | 106 CPU.
164 -> [thread 1] -> Linux CPU 1
166 -> [thread 1] -> Linux CPU 3
171 -> [thread 1] -> Linux CPU 2
173 -> [thread 1] -> Linux CPU 3
195 -> [thread 1] -> Linux CPU 1
197 -> [thread 1] -> Linux CPU 3
200 -> [thread 1] -> Linux CPU 5
202 -> [thread 1] -> Linux CPU 7
207 -> [thread 1] -> Linux CPU 4
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