一.背景

所謂物理內(nèi)存，就是安裝在機器上的，實打實的內(nèi)存設備（不包括硬件cache），被CPU通過總線訪問。在多核系統(tǒng)中，如果物理內(nèi)存對所有CPU來說沒有區(qū)別，每個CPU訪問內(nèi)存的方式也一樣，則這種體系結構被稱為Uniform Memory Access(UMA)。

如果物理內(nèi)存是分布式的，由多個cell組成（比如每個核有自己的本地內(nèi)存），那么CPU在訪問靠近它的本地內(nèi)存的時候就比較快，訪問其他CPU的內(nèi)存或者全局內(nèi)存的時候就比較慢，這種體系結構被稱為Non-Uniform Memory Access(NUMA)。

以上是硬件層面上的NUMA，而作為軟件層面的Linux，則對NUMA的概念進行了抽象。即便硬件上是一整塊連續(xù)內(nèi)存的UMA，Linux也可將其劃分為若干的node。同樣，即便硬件上是物理內(nèi)存不連續(xù)的NUMA，Linux也可將其視作UMA。

所以，在Linux系統(tǒng)中，你可以基于一個UMA的平臺測試NUMA上的應用特性。從另一個角度，UMA就是只有一個node的特殊NUMA，所以兩者可以統(tǒng)一用NUMA模型表示。

傳統(tǒng)的SMP（對稱多處理器）中，所有處理器都共享系統(tǒng)總線，因此當處理器的數(shù)目增大時，系統(tǒng)總線的競爭沖突加大，系統(tǒng)總線將成為瓶頸，所以目前SMP系統(tǒng)的CPU數(shù)目一般只有數(shù)十個，可擴展能力受到極大限制。NUMA技術有效結合了SMP系統(tǒng)易編程性和MPP（大規(guī)模并行）系統(tǒng)易擴展性的特點，較好解決了SMP系統(tǒng)的可擴展性問題，已成為當今高性能服務器的主流體系結構之一。

在NUMA系統(tǒng)中，當Linux內(nèi)核收到內(nèi)存分配的請求時，它會優(yōu)先從發(fā)出請求的CPU本地或鄰近的內(nèi)存node中尋找空閑內(nèi)存，這種方式被稱作local allocation，local allocation能讓接下來的內(nèi)存訪問相對底層的物理資源是local的。

每個node由一個或多個zone組成（我們可能經(jīng)常在各種對虛擬內(nèi)存和物理內(nèi)存的描述中迷失，但以后你見到zone，就知道指的是物理內(nèi)存），每個zone又由若干page frames組成（一般page frame都是指物理頁面）。

基于NUMA架構的高性能服務器有HP的Superdome、SGI的Altix 3000、IBM的 x440、NEC的TX7、AMD的Opteron等。

概念

NUMA具有多個節(jié)點(Node)，每個節(jié)點可以擁有多個CPU(每個CPU可以具有多個核或線程)，節(jié)點內(nèi)使用共有的內(nèi)存控制器，因此節(jié)點的所有內(nèi)存對于本節(jié)點的所有CPU都是等同的，而對于其它節(jié)點中的所有CPU都是不同的。節(jié)點可分為本地節(jié)點(Local Node)、鄰居節(jié)點(Neighbour Node)和遠端節(jié)點(Remote Node)三種類型。

本地節(jié)點：對于某個節(jié)點中的所有CPU，此節(jié)點稱為本地節(jié)點；

鄰居節(jié)點：與本地節(jié)點相鄰的節(jié)點稱為鄰居節(jié)點；

遠端節(jié)點：非本地節(jié)點或鄰居節(jié)點的節(jié)點，稱為遠端節(jié)點。

鄰居節(jié)點和遠端節(jié)點，稱作非本地節(jié)點(Off Node)。

CPU訪問不同類型節(jié)點內(nèi)存的速度是不相同的：本地節(jié)點>鄰居節(jié)點>遠端節(jié)點。訪問本地節(jié)點的速度最快，訪問遠端節(jié)點的速度最慢，即訪問速度與節(jié)點的距離有關，距離越遠訪問速度越慢，此距離稱作Node Distance。

常用的NUMA系統(tǒng)中：硬件設計已保證系統(tǒng)中所有的Cache是一致的(Cache Coherent, ccNUMA)；不同類型節(jié)點間的Cache同步時間不一樣，會導致資源競爭不公平，對于某些特殊的應用，可以考慮使用FIFO Spinlock保證公平性。

二.NUMA存儲管理

NUMA系統(tǒng)是由多個結點通過高速互連網(wǎng)絡連接而成的，如圖1是SGI Altix 3000 ccNUMA系統(tǒng)中的兩個結點。

NUMA系統(tǒng)的結點通常是由一組CPU（如，SGI Altix 3000是2個Itanium2 CPU）和本地內(nèi)存組成，有的結點可能還有I/O子系統(tǒng)。由于每個結點都有自己的本地內(nèi)存，因此全系統(tǒng)的內(nèi)存在物理上是分布的，每個結點訪問本地內(nèi)存和訪問其它結點的遠地內(nèi)存的延遲是不同的，為了減少非一致性訪存對系統(tǒng)的影響，在硬件設計時應盡量降低遠地內(nèi)存訪存延遲（如通過Cache一致性設計等），而操作系統(tǒng)也必須能感知硬件的拓撲結構，優(yōu)化系統(tǒng)的訪存。

目前IA64 Linux所支持的NUMA架構服務器的物理拓撲描述是通過ACPI（Advanced Configuration and Power Interface）實現(xiàn)的。ACPI是由Compaq、Intel、Microsoft、Phoenix和Toshiba聯(lián)合制定的BIOS規(guī)范，它定義了一個非常廣泛的配置和電源管理，目前該規(guī)范的版本已發(fā)展到2.0，3.0o版本正在制定中，具體信息可以從 http://www.acpi.info網(wǎng)站上獲得。ACPI規(guī)范也已廣泛應用于IA-32架構的至強服務器系統(tǒng)中。

Linux對NUMA系統(tǒng)的物理內(nèi)存分布信息是從系統(tǒng)firmware的ACPI表中獲得的，最重要的是SRAT（System Resource Affinity Table）和SLIT（System Locality Information Table）表，其中SRAT包含兩個結構：

• Processor Local APIC/SAPIC Affinity Structure：記錄某個CPU的信息；
• Memory Affinity Structure：記錄內(nèi)存的信息；

SLIT表則記錄了各個結點之間的距離，在系統(tǒng)中由數(shù)組node_distance[ ]記錄。

Linux采用Node、Zone和頁三級結構來描述物理內(nèi)存的，如圖2所示，

圖2 Linux中Node、Zone和頁的關系

2.1 結點

Linux用一個struct pg_data_t結構來描述系統(tǒng)的內(nèi)存，系統(tǒng)中每個結點都掛接在一個pgdat_list列表中，對UMA體系結構，則只有一個靜態(tài)的pg_data_t結構contig_page_data。對NUMA系統(tǒng)來說則非常容易擴充，NUMA系統(tǒng)中一個結點可以對應Linux存儲描述中的一個結點，具體描述見linux/mmzone.h。

复制typedef struct pglist_data {
    zone_t node_zones[MAX_NR_ZONES];
    zonelist_t node_zonelists[GFP_ZONEMASK+1];
    int nr_zones;
    struct page *node_mem_map;
    unsigned long *valid_addr_bitmap;
    struct bootmem_data *bdata;
    unsigned long node_start_paddr;
    unsigned long node_start_mapnr;
    unsigned long node_size;
    int node_id;
    struct pglist_data *node_next;
} pg_data_t;

下面就該結構中的主要域進行說明，

系統(tǒng)中所有結點都維護在 pgdat_list 列表中，在 init_bootmem_core 函數(shù)中完成該列表初始化工作。

影響zonelist方式

采用Node方式組織的zonelist為：

即各節(jié)點按照與本節(jié)點的Node Distance距離大小來排序，以達到更優(yōu)的內(nèi)存分配。

zonelist[2]

配置NUMA后，每個節(jié)點將關聯(lián)2個zonelist：

1. zonelist[0]中存放以Node方式或Zone方式組織的zonelist，包括所有節(jié)點的zone；
2. zonelist[1]中只存放本節(jié)點的zone即Legacy方式；

zonelist[1]用來實現(xiàn)僅從節(jié)點自身zone中的內(nèi)存分配(參考__GFP_THISNODE標志)。

Page Frame

雖然內(nèi)存訪問的最小單位是byte或者word，但MMU是以page為單位來查找頁表的，page也就成了Linux中內(nèi)存管理的重要單位。包括換出（swap out）、回收（relcaim）、映射等操作，都是以page為粒度的。

因此，描述page frame的struct page自然成為了內(nèi)核中一個使用頻率極高，非常重要的結構體，來看下它是怎樣構成的（為了講解需要并非最新內(nèi)核代碼）：

复制struct page {
    unsigned long flags;
    atomic_t count;  
    atomic_t _mapcount; 
    struct list_head lru;
    struct address_space *mapping;
    unsigned long index;         
    ...  
}

• flags表示page frame的狀態(tài)或者屬性，包括和內(nèi)存回收相關的PG_active, PG_dirty, PG_writeback, PG_reserved, PG_locked, PG_highmem等。其實flags是身兼多職的，它還有其他用途，這將在下文中介紹到。
• count表示引用計數(shù)。當count值為0時，該page frame可被free掉；如果不為0，說明該page正在被某個進程或者內(nèi)核使用，調用page_count()可獲得count值。
• _mapcount表示該page frame被映射的個數(shù)，也就是多少個page table entry中含有這個page frame的PFN。
• lru是"least recently used"的縮寫，根據(jù)page frame的活躍程度（使用頻率），一個可回收的page frame要么掛在active_list雙向鏈表上，要么掛在inactive_list雙向鏈表上，以作為頁面回收的選擇依據(jù)，lru中包含的就是指向所在鏈表中前后節(jié)點的指針（參考這篇文章）。
• 如果一個page是屬于某個文件的（也就是在page cache中），則mapping指向文件inode對應的address_space（這個結構體雖然叫address_space，但并不是進程地址空間里的那個address space），index表示該page在文件內(nèi)的offset（以page size為單位）。

有了文件的inode和index，當這個page的內(nèi)容需要和外部disk/flash上對應的部分同步時，才可以找到具體的文件位置。如果一個page是anonymous的，則mapping指向表示swap cache的swapper_space，此時index就是swapper_space內(nèi)的offset。

事實上，現(xiàn)在最新Linux版本的struct page實現(xiàn)中大量用到了union，也就是同一個元素在不同的場景下有不同的意義。這是因為每個page frame都需要一個struct page來描述，一個page frame占4KB，一個struct page占32字節(jié)，那所有的struct page需要消耗的內(nèi)存占了整個系統(tǒng)內(nèi)存的32/4096，不到1%的樣子，說小也小，但一個擁有4GB物理內(nèi)存的系統(tǒng)，光這一項的開銷最大就可達30多MB。

如果能在struct page里省下4個字節(jié)，那就能省下4多MB的內(nèi)存空間，所以這個結構體的設計必須非常考究，不能因為多一種場景的需要就在struct page中增加一個元素，而是應該盡量采取復用的方式。

需要注意的是，struct page描述和管理的是這4KB的物理內(nèi)存，它并不關注這段內(nèi)存中的數(shù)據(jù)變化。

2.2 Zone

每個結點的內(nèi)存被分為多個塊，稱為zones，它表示內(nèi)存中一段區(qū)域。一個zone用struct_zone_t結構描述，zone的類型主要有ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM。ZONE_DMA位于低端的內(nèi)存空間，用于某些舊的ISA設備。

ZONE_NORMAL的內(nèi)存直接映射到Linux內(nèi)核線性地址空間的高端部分，許多內(nèi)核操作只能在ZONE_NORMAL中進行。

因為硬件的限制，內(nèi)核不能對所有的page frames采用同樣的處理方法，因此它將屬性相同的page frames歸到一個zone中。對zone的劃分與硬件相關，對不同的處理器架構是可能不一樣的。

比如在i386中，一些使用DMA的設備只能訪問016MB的物理空間，因此將016MB劃分為了ZONE_DMA。ZONE_HIGHMEM則是適用于要訪問的物理地址空間大于虛擬地址空間，不能建立直接映射的場景。除開這兩個特殊的zone，物理內(nèi)存中剩余的部分就是ZONE_NORMAL了。

例如，在X86中，zone的物理地址如下：

Zone是用struct zone_t描述的，它跟蹤頁框使用、空閑區(qū)域和鎖等信息，具體描述如下：

复制typedef struct zone_struct {
    spinlock_t lock;
    unsigned long free_pages;
    unsigned long pages_min, pages_low, pages_high;
    int need_balance;
    free_area_t free_area[MAX_ORDER];
    wait_queue_head_t * wait_table;
    unsigned long wait_table_size;
    unsigned long wait_table_shift;
    struct pglist_data *zone_pgdat;
    struct page *zone_mem_map;
    unsigned long zone_start_paddr;
    unsigned long zone_start_mapnr;char *name;unsigned long size;
} zone_t;

在其他一些處理器架構中，ZONE_DMA可能是不需要的，ZONE_HIGHMEM也可能沒有。比如在64位的x64中，因為內(nèi)核虛擬地址空間足夠大，不再需要ZONE_HIGH映射，但為了區(qū)分使用32位地址的DMA應用和使用64位地址的DMA應用，64位系統(tǒng)中設置了ZONE_DMA32和ZONE_DMA。

所以，同樣的ZONE_DMA，對于32位系統(tǒng)和64位系統(tǒng)表達的意義是不同的，ZONE_DMA32則只對64位系統(tǒng)有意義，對32位系統(tǒng)就等同于ZONE_DMA，沒有單獨存在的意義。

此外，還有防止內(nèi)存碎片化的ZONE_MOVABLE和支持設備熱插拔的ZONE_DEVICE。可通過“cat /proc/zoneinfo |grep Node”命令查看系統(tǒng)中包含的zones的種類。

复制[rongtao@toa ~]$ cat /proc/zoneinfo |grep Node
Node 0, zone      DMA
Node 0, zone    DMA32
[rongtao@toa ~]$

下面就該結構中的主要域進行說明，

當系統(tǒng)中可用的內(nèi)存比較少時，kswapd將被喚醒，并進行頁交換。如果需要內(nèi)存的壓力非常大，進程將同步釋放內(nèi)存。如前面所述，每個zone有三個閾值，稱為pages_low，pages_min和pages_high，用于跟蹤該zone的內(nèi)存壓力。pages_min的頁框數(shù)是由內(nèi)存初始化free_area_init_core函數(shù)，根據(jù)該zone內(nèi)頁框的比例計算的，最小值為20頁，最大值一般為255頁。當?shù)竭_pages_min時，分配器將采用同步方式進行kswapd的工作；當空閑頁的數(shù)目達到pages_low時，kswapd被buddy分配器喚醒，開始釋放頁；當達到pages_high時，kswapd將被喚醒，此時kswapd不會考慮如何平衡該zone，直到有pages_high空閑頁為止。一般情況下，pages_high缺省值是pages_min的3倍。

Linux存儲管理的這種層次式結構可以將ACPI的SRAT和SLIT信息與Node、Zone實現(xiàn)有效的映射，從而克服了傳統(tǒng)Linux中平坦式結構無法反映NUMA架構的缺點。當一個任務請求分配內(nèi)存時，Linux采用局部結點分配策略，首先在自己的結點內(nèi)尋找空閑頁；如果沒有，則到相鄰的結點中尋找空閑頁；如果還沒有，則到遠程結點中尋找空閑頁，從而在操作系統(tǒng)級優(yōu)化了訪存性能。

Zone雖然是用于管理物理內(nèi)存的，但zone與zone之間并沒有任何的物理分割，它只是Linux為了便于管理進行的一種邏輯意義上的劃分。Zone在Linux中用struct zone表示（以下為了講解需要，調整了結構體中元素的順序）：

复制struct zone {
     spinlock_t         lock;

     unsigned long      spanned_pages;
     unsigned long      present_pages; 
     unsigned long      nr_reserved_highatomic;    
     atomic_long_t      managed_pages;

     struct free_area   free_area[MAX_ORDER];
     unsigned long      _watermark[NR_WMARK];
     long               lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES];
     atomic_long_t      vm_stat[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS];

     unsigned long      zone_start_pfn;
     struct pglist_data *zone_pgdat;
     struct page        *zone_mem_map;
     ...    
}

• lock是用來防止并行訪問struct zone的spin lock，它只能保護struct zone這個結構體哈，可不能保護整個zone里的所有pages。
• spanned_pages是這個zone含有的總的page frames數(shù)目。在某些體系結構（比如Sparc）中，zone中可能存在沒有物理頁面的"holes"，spanned_pages減去這些holes里的absent pages就是present_pages。

nr_reserved_highatomic是為某些場景預留的內(nèi)存，managed_pages是由buddy內(nèi)存分配系統(tǒng)管理的page frames數(shù)目，其實也就是present_pages減去reserved pages。

• free_area由free list空閑鏈表構成，表示zone中還有多少空余可供分配的page frames。_watermark有min(mininum), low, high三種，可作為啟動內(nèi)存回收的判斷標準

lowmem_reserve是給更高位的zones預留的內(nèi)存。vm_stat作為zone的內(nèi)存使用情況的統(tǒng)計信息，是“/proc/zoneinfo”的數(shù)據(jù)來源。

• zone_start_pfn是zone的起始物理頁面號，zone_start_pfn+spanned_pages就是該zone的結束物理頁面號。zone_pgdat是指向這個zone所屬的node的。zone_mem_map指向由struct page構成的mem_map數(shù)組。

因為內(nèi)核對zone的訪問是很頻繁的，為了更好的利用硬件cache來提高訪問速度，struct zone中還有一些填充位，用于幫助結構體元素的cache line對齊。這和struct page對內(nèi)存精打細算的使用形成了鮮明的對比，因為zone的種類很有限，一個系統(tǒng)中一共也不會有多少個zones，struct zone這個結構體的體積大點也沒有什么關系。

Node Distance

上節(jié)中的例子是以2個節(jié)點為例，如果有>2個節(jié)點存在，就需要考慮不同節(jié)點間的距離來安排節(jié)點，例如以4個節(jié)點2個ZONE為例，各節(jié)點的布局(如4個XLP832物理CPU級聯(lián))值如下：

上圖中，Node0和Node2的Node Distance為25，Node1和Node3的Node Distance為25，其它的Node Distance為15。

三、NUMA調度器

NUMA系統(tǒng)中，由于局部內(nèi)存的訪存延遲低于遠地內(nèi)存訪存延遲，因此將進程分配到局部內(nèi)存附近的處理器上可極大優(yōu)化應用程序的性能。Linux 2.4內(nèi)核中的調度器由于只設計了一個運行隊列，可擴展性較差，在SMP平臺表現(xiàn)一直不理想。當運行的任務數(shù)較多時，多個CPU增加了系統(tǒng)資源的競爭，限制了負載的吞吐率。在2.5內(nèi)核開發(fā)時，Ingo Molnar寫了一個多隊列調度器，稱為O(1)，從2.5.2開始O(1)調度器已集成到2.5內(nèi)核版本中。O(1)是多隊列調度器，每個處理器都有一條自己的運行隊列，但由于O(1)調度器不能較好地感知NUMA系統(tǒng)中結點這層結構，從而不能保證在調度后該進程仍運行在同一個結點上，為此，Eirch Focht開發(fā)了結點親和的NUMA調度器，它是建立在Ingo Molnar的O(1)調度器基礎上的，Eirch將該調度器向后移植到2.4.X內(nèi)核中，該調度器最初是為基于IA64的NUMA機器的2.4內(nèi)核開發(fā)的，后來Matt Dobson將它移植到基于X86的NUMA-Q硬件上。

3.1 初始負載平衡

在每個任務創(chuàng)建時都會賦予一個HOME結點（所謂HOME結點，就是該任務獲得最初內(nèi)存分配的結點），它是當時創(chuàng)建該任務時全系統(tǒng)負載最輕的結點，由于目前Linux中不支持任務的內(nèi)存從一個結點遷移到另一個結點，因此在該任務的生命期內(nèi)HOME結點保持不變。一個任務最初的負載平衡工作（也就是選該任務的HOME結點）缺省情況下是由exec()系統(tǒng)調用完成的，也可以由fork()系統(tǒng)調用完成。在任務結構中的node_policy域決定了最初的負載平衡選擇方式。

3.2 動態(tài)負載平衡

在結點內(nèi)，該NUMA調度器如同O(1)調度器一樣。在一個空閑處理器上的動態(tài)負載平衡是由每隔1ms的時鐘中斷觸發(fā)的，它試圖尋找一個高負載的處理器，并將該處理器上的任務遷移到空閑處理器上。在一個負載較重的結點，則每隔200ms觸發(fā)一次。調度器只搜索本結點內(nèi)的處理器，只有還沒有運行的任務可以從Cache池中移動到其它空閑的處理器。

如果本結點的負載均衡已經(jīng)非常好，則計算其它結點的負載情況。如果某個結點的負載超過本結點的25％，則選擇該結點進行負載均衡。如果本地結點具有平均的負載，則延遲該結點的任務遷移；如果負載非常差，則延遲的時間非常短，延遲時間長短依賴于系統(tǒng)的拓撲結構。

四、CpuMemSets

SGI的Origin 3000 ccNUMA系統(tǒng)在許多領域得到了廣泛應用，是個非常成功的系統(tǒng)，為了優(yōu)化Origin 3000的性能，SGI的IRIX操作系統(tǒng)在其上實現(xiàn)了CpuMemSets，通過將應用與CPU和內(nèi)存的綁定，充分發(fā)揮NUMA系統(tǒng)本地訪存的優(yōu)勢。Linux在NUMA項目中也實現(xiàn)了CpuMemSets，并且在SGI的Altix 3000的服務器中得到實際應用。

CpuMemSets為Linux提供了系統(tǒng)服務和應用在指定CPU上調度和在指定結點上分配內(nèi)存的機制。CpuMemSets是在已有的Linux調度和資源分配代碼基礎上增加了cpumemmap和cpumemset兩層結構，底層的cpumemmap層提供一個簡單的映射對，主要功能是：將系統(tǒng)的CPU號映射到應用的CPU號、將系統(tǒng)的內(nèi)存塊號映射到應用的內(nèi)存塊號；上層的cpumemset層主要功能是：指定一個進程在哪些應用CPU上調度任務、指定內(nèi)核或虛擬存儲區(qū)可分配哪些應用內(nèi)存塊。

4.1 cpumemmap

內(nèi)核任務調度和內(nèi)存分配代碼使用系統(tǒng)號，系統(tǒng)中的CPU和內(nèi)存塊都有對應的系統(tǒng)號。應用程序使用的CPU號和內(nèi)存塊號是應用號，它用于指定在cpumemmap中CPU和內(nèi)存的親和關系。每個進程、每個虛擬內(nèi)存區(qū)和Linux內(nèi)核都有cpumemmap，這些映射是在fork()、exec()調用或創(chuàng)建虛擬內(nèi)存區(qū)時繼承下來的，具有root權限的進程可以擴展cpumemmap，包括增加系統(tǒng)CPU和內(nèi)存塊。映射的修改將導致內(nèi)核調度代碼開始運用新的系統(tǒng)CPU，存儲分配代碼使用新的內(nèi)存塊分配內(nèi)存頁，而已在舊塊上分配的內(nèi)存則不能遷移。Cpumemmap中不允許有空洞，例如，假設cpumemmap的大小為n，則映射的應用號必須從0到n-1。

Cpumemmap中系統(tǒng)號和應用號并不是一對一的映射，多個應用號可以映射到同一個系統(tǒng)號。

4.2 cpumemset

系統(tǒng)啟動時，Linux內(nèi)核創(chuàng)建一個缺省的cpumemmap和cpumemset，在初始的cpumemmap映射和cpumemset中包含系統(tǒng)目前所有的CPU和內(nèi)存塊信息。

Linux內(nèi)核只在該任務cpumemset的CPU上調度該任務，并只從該區(qū)域的內(nèi)存列表中選擇內(nèi)存區(qū)分配給用戶虛擬內(nèi)存區(qū)，內(nèi)核則只從附加到正在執(zhí)行分配請求CPU的cpumemset內(nèi)存列表中分配內(nèi)存。

一個新創(chuàng)建的虛擬內(nèi)存區(qū)是從任務創(chuàng)建的當前cpumemset獲得的，如果附加到一個已存在的虛擬內(nèi)存區(qū)時，情況會復雜些，如內(nèi)存映射對象和Unix System V的共享內(nèi)存區(qū)可附加到多個進程，也可以多次附加到同一個進程的不同地方。如果被附加到一個已存在的內(nèi)存區(qū)，缺省情況下新的虛擬內(nèi)存區(qū)繼承當前附加進程的cpumemset，如果此時標志位為CMS_SHARE，則新的虛擬內(nèi)存區(qū)鏈接到同一個cpumemset。

當分配頁時，如果該任務運行的CPU在cpumemset中有對應的存儲區(qū)，則內(nèi)核從該CPU的內(nèi)存列表中選擇，否則從缺省的CPU對應的cpumemset選擇內(nèi)存列表。

4.3硬分區(qū)和CpuMemSets

在一個大的NUMA系統(tǒng)中，用戶往往希望控制一部分CPU和內(nèi)存給某些特殊的應用。目前主要有兩種技術途徑：硬分區(qū)和軟分區(qū)技術，CpuMemSets是屬于軟分區(qū)技術。將一個大NUMA系統(tǒng)的硬分區(qū)技術與大NUMA系統(tǒng)具有的單系統(tǒng)映像優(yōu)勢是矛盾的，而CpuMemSets允許用戶更加靈活的控制，它可以重疊、劃分系統(tǒng)的CPU和內(nèi)存，允許多個進程將系統(tǒng)看成一個單系統(tǒng)映像，并且不需要重啟系統(tǒng)，保障某些CPU和內(nèi)存資源在不同的時間分配給指定的應用。

SGI的CpuMemSets軟分區(qū)技術有效解決硬分區(qū)中的不足，一個單系統(tǒng)的SGI ProPack Linux服務器可以分成多個不同的系統(tǒng)，每個系統(tǒng)可以有自己的控制臺、根文件系統(tǒng)和IP網(wǎng)絡地址。每個軟件定義的CPU組可以看成一個分區(qū)，每個分區(qū)可以重啟、安裝軟件、關機和更新軟件。分區(qū)間通過SGI NUMAlink連接進行通訊，分區(qū)間的全局共享內(nèi)存由XPC和XPMEM內(nèi)核模塊支持，它允許一個分區(qū)的進程訪問另一個分區(qū)的物理內(nèi)存。

五、測試

為了有效驗證Linux NUMA系統(tǒng)的性能和效率，我們在SGI公司上海辦事處測試了NUMA架構對SGI Altix 350性能。

該系統(tǒng)的配置如下：CPU：8個1.5 GHz Itanium2 內(nèi)存：8GB 互連結構：如圖3所示

圖3 SGI Altix350 4個計算模塊的Ring拓撲

測試用例：

1、Presta MPI測試包（來自ASCI Purple的Benchmark）

從互連拓撲結構可以看出，計算模塊內(nèi)部的訪存延遲不需要通過互連，延遲最逗，剩下的需要通過1步或2步互連到達計算模塊，我們通過Presta MPI測試包，重點測試每步互連對系統(tǒng)的影響，具體結果如下：

2、NASA的NPB測試

上述測試表明，SGI Altix 350系統(tǒng)具有較高的訪存和計算性能，Linux NUMA技術已進入實用階段。