Vietnamese (machine translation)

Lưu ý

Mục đích của file này là để độc giả tiếng Việt có thể đọc và hiểu tài liệu nhân kernel dễ dàng hơn, không phải để tạo ra một nhánh tài liệu riêng. Nếu bạn có bất kỳ nhận xét hoặc cập nhật nào cho file này, vui lòng thử cập nhật file tiếng Anh gốc trước. Nếu bạn thấy có sự khác biệt giữa bản dịch và bản gốc, hoặc có vấn đề về bản dịch, vui lòng gửi góp ý hoặc patch cho người dịch của file này, hoặc nhờ người bảo trì và người review tài liệu tiếng Việt giúp đỡ.

Bản gốc:

Documentation for /proc/sys/vm/

Người dịch:

Google Translate (machine translation)

Phiên bản gốc:

8541d8f725c6

Cảnh báo

Tài liệu này được dịch tự động bằng máy và chưa được review bởi người dịch. Nội dung có thể không chính xác hoặc khó hiểu ở một số chỗ. Khi có sự khác biệt với bản gốc, bản gốc luôn là chuẩn. Bản dịch chất lượng cao (được review) được đặt trong thư mục vi_VN/.

Tài liệu cho /proc/sys/vm/

phiên bản hạt nhân 2.6.29

Bản quyền (c) 1998, 1999, Rik van Riel <riel@nl.linux.org>

Bản quyền (c) 2008 Peter W. Morreale <pmorreale@novell.com>

Để biết thông tin chung và giới thiệu pháp lý, vui lòng xem trong Documentation for /proc/sys.

Tệp này chứa tài liệu cho các tệp sysctl trong /proc/sys/vm và hợp lệ cho nhân Linux phiên bản 2.6.29.

Các tập tin trong thư mục này có thể được sử dụng để điều chỉnh hoạt động của hệ thống con bộ nhớ ảo (VM) của nhân Linux và việc ghi dữ liệu bẩn vào đĩa.

Các giá trị mặc định và quy trình khởi tạo cho hầu hết các giá trị này các tập tin có thể được tìm thấy trong mm/swap.c.

Hiện tại, các tệp này nằm trong /proc/sys/vm:

  • admin_reserve_kbytes

  • bộ nhớ nhỏ gọn

  • tính nén_chủ động

  • compact_unevtable_allowed

  • chế độ chống phân mảnh

  • dirty_background_bytes

  • dirty_background_ratio

  • bẩn_byte

  • dirty_expire_centisecs

  • tỷ lệ bẩn

  • dirtytime_expire_seconds

  • dirty_writeback_centisecs

  • drop_caches

  • kích hoạt_soft_offline

  • extfrag_threshold

  • highmem_is_dirtyable

  • Hugetlb_shm_group

  • di sản_va_layout

  • lowmem_reserve_ratio

  • max_map_count

  • mem_profiling (chỉ khi CONFIG_MEM_ALLOC_PROFILING=y)

  • bộ nhớ_failure_early_kill

  • bộ nhớ_failure_recovery

  • min_free_kbyte

  • min_slab_ratio

  • min_unmapped_ratio

  • mmap_min_addr

  • mmap_rnd_bits

  • mmap_rnd_compat_bits

  • movable_gigantic_pages

  • nr_hugepages

  • nr_hugepages_mempolicy

  • nr_overcommit_hugepages

  • nr_trim_pages (chỉ khi CONFIG_MMU=n)

  • numa_zonelist_order

  • oom_dump_tasks

  • oom_kill_allocate_task

  • vượt quá_kbyte

  • vượt mức_memory

  • vượt quá_ratio

  • cụm trang

  • page_lock_unfairness

  • hoảng_on_oom

  • percpu_pagelist_high_section

  • stat_interval

  • stat_refresh

  • số_stat

  • sự tráo đổi

  • không có đặc quyền_userfaultfd

  • user_reserve_kbyte

  • vfs_cache_áp lực

  • vfs_cache_ Pressure_denom

  • hình mờ_boost_factor

  • hình mờ_scale_factor

  • vùng_reclaim_mode

admin_reserve_kbytes

Dung lượng bộ nhớ trống trong hệ thống cần được dành riêng cho người dùng với khả năng cap_sys_admin.

admin_reserve_kbytes mặc định là tối thiểu (3% trang miễn phí, 8MB)

Điều đó sẽ cung cấp đủ để quản trị viên đăng nhập và hủy một tiến trình, nếu cần, ở chế độ ‘đoán’ mặc định.

Các hệ thống chạy dưới mức cam kết quá mức ‘không bao giờ’ sẽ tăng mức này vào tài khoản để biết Kích thước bộ nhớ ảo đầy đủ của các chương trình được sử dụng để khôi phục. Nếu không, root có thể không đăng nhập được để khôi phục hệ thống.

Làm thế nào để bạn tính toán một khoản dự trữ hữu ích tối thiểu?

sshd hoặc login + bash (hoặc một số shell khác) + top (hoặc ps, kill, v.v.)

Để ‘đoán’ quá mức, chúng tôi có thể tính tổng các kích thước tập hợp thường trú (RSS). Trên x86_64 dung lượng này là khoảng 8 MB.

Để xác nhận quá mức ‘không bao giờ’, chúng tôi có thể tận dụng tối đa kích thước ảo của chúng (VSZ) và cộng tổng RSS của họ. Trên x86_64 dung lượng này là khoảng 128MB.

Thay đổi này có hiệu lực bất cứ khi nào ứng dụng yêu cầu bộ nhớ.

bộ nhớ nhỏ gọn

Chỉ khả dụng khi cài đặt CONFIG_COMPACTION. Khi 1 được ghi vào tập tin, tất cả các vùng được nén sao cho bộ nhớ trống có sẵn trong các vùng liền kề khối nếu có thể. Điều này có thể quan trọng, ví dụ như trong việc phân bổ các trang lớn mặc dù các tiến trình cũng sẽ trực tiếp nén bộ nhớ theo yêu cầu.

tính nén_chủ động

Điều chỉnh này nhận giá trị trong phạm vi [0, 100] với giá trị mặc định là 20. Điều chỉnh này xác định mức độ nén chặt được thực hiện trong nền. Việc ghi giá trị khác 0 vào điều chỉnh này sẽ ngay lập tức kích hoạt quá trình nén chủ động. Đặt nó thành 0 sẽ tắt tính năng nén chủ động.

Lưu ý rằng việc nén có tác động không hề nhỏ trên toàn hệ thống vì các trang thuộc các quy trình khác nhau được di chuyển xung quanh, điều này cũng có thể dẫn đến đến độ trễ tăng đột biến trong các ứng dụng không ngờ tới. Hạt nhân sử dụng các phương pháp phỏng đoán khác nhau để tránh lãng phí chu trình CPU nếu phát hiện ra điều đó việc chủ động đầm nén không có hiệu quả.

Việc đặt giá trị trên 80 sẽ, ngoài việc hạ thấp mức chấp nhận được phân mảnh, làm cho mã nén nhạy cảm hơn với sự gia tăng phân mảnh, tức là quá trình nén sẽ kích hoạt thường xuyên hơn nhưng giảm phân mảnh với số lượng nhỏ hơn. Điều này làm cho mức độ phân mảnh ổn định hơn theo thời gian.

Hãy cẩn thận khi đặt nó ở các giá trị cực đoan như 100, vì điều đó có thể gây ra hoạt động nén nền quá mức.

nhỏ gọn_unevtable_allowed

Chỉ khả dụng khi cài đặt CONFIG_COMPACTION. Khi được đặt thành 1, độ nén được được phép kiểm tra lru (trang bị khóa) không thể tránh khỏi để thu gọn các trang. Điều này nên được sử dụng trên các hệ thống mà việc ngừng hoạt động do lỗi trang nhỏ là một giao dịch có thể chấp nhận được đối với bộ nhớ trống liền kề lớn. Đặt thành 0 để ngăn chặn nén từ các trang di chuyển không thể tránh khỏi. Giá trị mặc định là 1. Trên CONFIG_PREEMPT_RT, giá trị mặc định là 0 để tránh lỗi trang, do nén, điều này sẽ ngăn tác vụ hoạt động cho đến khi xảy ra lỗi được giải quyết.

chế độ chống phân mảnh

Khi được đặt thành 1, bộ cấp phát trang sẽ cố gắng hơn để tránh bị phân mảnh và duy trì khả năng tạo ra các trang lớn/trang có thứ tự cao hơn.

Nên kích hoạt tính năng này ngay sau khi khởi động, vì phân mảnh, một khi nó đã xảy ra, nó có thể tồn tại lâu dài hoặc thậm chí vĩnh viễn.

dirty_background_bytes

Chứa lượng bộ nhớ bẩn mà kernel nền chủ đề tuôn ra sẽ bắt đầu viết lại.

Lưu ý:

dirty_background_bytes là bản sao của dirty_background_ratio. Chỉ một trong số chúng có thể được chỉ định tại một thời điểm. Khi một sysctl được viết nó là được tính đến ngay lập tức để đánh giá giới hạn bộ nhớ bẩn và khác xuất hiện là 0 khi đọc.

dirty_background_ratio

Chứa, dưới dạng phần trăm của tổng bộ nhớ khả dụng có chứa các trang trống và các trang có thể lấy lại được, số trang mà tại đó hạt nhân nền các luồng của trình dọn dẹp sẽ bắt đầu ghi ra dữ liệu bẩn.

Tổng bộ nhớ khả dụng không bằng tổng bộ nhớ hệ thống.

bẩn_byte

Chứa lượng bộ nhớ bẩn mà đĩa tạo tiến trình ghi vào đó chính nó sẽ bắt đầu viết lại.

Lưu ý: dirty_bytes là bản sao của dirty_ratio. Chỉ có một trong số họ có thể được chỉ định tại một thời điểm. Khi một sysctl được viết, nó ngay lập tức được đưa vào tài khoản để đánh giá giới hạn bộ nhớ bẩn và tài khoản còn lại xuất hiện là 0 khi đọc.

Lưu ý: giá trị tối thiểu được phép cho dirty_bytes là hai trang (tính bằng byte); bất kỳ giá trị thấp hơn giới hạn này sẽ bị bỏ qua và cấu hình cũ sẽ được được giữ lại.

dirty_expire_centisecs

Khả năng điều chỉnh này được sử dụng để xác định khi nào dữ liệu bẩn đủ cũ để đủ điều kiện để ghi lại bởi các luồng trình dọn dẹp hạt nhân. Nó được thể hiện ở phần 100 một giây. Dữ liệu đã bị bẩn trong bộ nhớ lâu hơn thế này khoảng thời gian sẽ được viết ra vào lần tiếp theo khi chuỗi trình khởi động thức dậy.

tỷ lệ bẩn

Chứa, dưới dạng phần trăm của tổng bộ nhớ khả dụng có chứa các trang trống và các trang có thể lấy lại được, số trang mà tại đó một tiến trình được việc tạo đĩa ghi sẽ tự bắt đầu ghi dữ liệu bẩn.

Tổng bộ nhớ khả dụng không bằng tổng bộ nhớ hệ thống.

dirtytime_expire_seconds

Khi một inode lười biếng liên tục làm các trang của nó bị bẩn, thì inode đó có dấu thời gian được cập nhật sẽ không bao giờ có cơ hội được viết ra. Và, nếu điều duy nhất đã xảy ra trên hệ thống tập tin là một nút thời gian bẩn gây ra bằng một bản cập nhật theo thời gian, một công nhân sẽ được lên lịch để đảm bảo rằng inode cuối cùng được đẩy ra đĩa. Điều chỉnh này được sử dụng để xác định khi bẩn inode đã đủ cũ để đủ điều kiện ghi lại bởi các luồng trình xử lý hạt nhân. Và, nó cũng được sử dụng làm khoảng thời gian để đánh thức chuỗi dirtytime_writeback.

Đặt giá trị này thành 0 sẽ vô hiệu hóa việc ghi lại thời gian bẩn định kỳ.

dirty_writeback_centisecs

Các luồng xử lý kernel sẽ định kỳ thức dậy và ghi dữ liệu ZZ0000ZZ ra đĩa. Điều chỉnh này thể hiện khoảng thời gian giữa những lần thức dậy đó, trong 100 phần giây.

Đặt giá trị này thành 0 sẽ vô hiệu hóa hoàn toàn việc ghi lại định kỳ.

drop_caches

Việc ghi vào đây sẽ khiến kernel xóa bộ nhớ đệm sạch, cũng như các đối tượng tấm có thể thu hồi được như răng giả và nút. Sau khi bị rơi, họ bộ nhớ trở nên miễn phí.

Để giải phóng bộ đệm trang:

echo 1 > /proc/sys/vm/drop_caches

Để giải phóng các đối tượng tấm có thể lấy lại được (bao gồm các răng và nút):

echo 2 > /proc/sys/vm/drop_caches

Để giải phóng các đối tượng và bộ đệm trang:

echo 3 > /proc/sys/vm/drop_caches

Đây là một hoạt động không phá hủy và sẽ không giải phóng bất kỳ vật thể bẩn nào. Để tăng số lượng đối tượng được giải phóng bằng thao tác này, người dùng có thể chạy ZZ0000ZZ trước khi ghi vào /proc/sys/vm/drop_caches. Điều này sẽ giảm thiểu sự số lượng đối tượng bẩn trên hệ thống và tạo ra nhiều ứng viên hơn bị rơi.

Tệp này không phải là phương tiện để kiểm soát sự phát triển của các bộ đệm kernel khác nhau (inodes, dentries, pagecache, v.v...) Những đối tượng này được tự động được kernel lấy lại khi cần bộ nhớ ở nơi khác trên hệ thống.

Việc sử dụng tệp này có thể gây ra vấn đề về hiệu suất. Vì nó loại bỏ bộ nhớ đệm các đối tượng, có thể tốn một lượng I/O và CPU đáng kể để tạo lại đồ vật bị rơi, đặc biệt nếu chúng được sử dụng nhiều. Vì điều này, không nên sử dụng bên ngoài môi trường thử nghiệm hoặc gỡ lỗi.

Bạn có thể thấy các thông báo thông tin trong nhật ký kernel của mình khi tập tin này được đã sử dụng:

mèo (1234): drop_caches: 3

Đây chỉ là thông tin. Họ không có nghĩa là có điều gì đó không ổn với hệ thống của bạn. Để tắt chúng, hãy echo 4 (bit 2) vào drop_caches.

kích hoạt_soft_offline

Lỗi bộ nhớ có thể sửa được rất phổ biến trên các máy chủ. Soft-offline là của kernel giải pháp cho các trang bộ nhớ có (quá nhiều) lỗi bộ nhớ đã được sửa.

Đối với các loại trang khác nhau, soft-offline có các hành vi/chi phí khác nhau.

  • Đối với trang lỗi thô, tính năng ngoại tuyến mềm sẽ di chuyển nội dung của trang đang sử dụng sang một trang thô mới.

  • Đối với một trang là một phần của trang lớn trong suốt, tính năng ngoại tuyến mềm sẽ chia tách trang lớn thành các trang thô, sau đó chỉ di chuyển trang lỗi thô. Kết quả là người dùng được hỗ trợ một cách minh bạch bởi ít hơn 1 trang lớn, ảnh hưởng đến hiệu suất truy cập bộ nhớ.

  • Đối với một trang là một phần của trang HugeTLB, tính năng ngoại tuyến mềm trước tiên sẽ được di chuyển toàn bộ trang lớn HugeTLB, trong đó một trang lớn miễn phí sẽ được sử dụng làm mục tiêu di cư. Sau đó, trang lớn ban đầu được hòa tan thành dạng thô các trang không được bồi thường, làm giảm dung lượng của nhóm HugeTLB xuống 1.

Lời kêu gọi của người dùng là lựa chọn giữa độ tin cậy (tránh xa các thiết bị dễ vỡ bộ nhớ vật lý) so với ý nghĩa về hiệu suất/dung lượng trong tính minh bạch và Các trường hợp TLB lớn.

Đối với tất cả các kiến trúc, Enable_soft_offline kiểm soát xem có chuyển sang chế độ ngoại tuyến mềm hay không trang ký ức. Khi được đặt thành 1, kernel sẽ cố gắng làm mềm các trang ngoại tuyến bất cứ khi nào nó thấy cần thiết. Khi được đặt thành 0, kernel trả về EOPNOTSUPP cho yêu cầu soft offline các trang. Giá trị mặc định của nó là 1.

Điều đáng nói là sau khi đặt Enable_soft_offline thành 0, các yêu cầu sau tới các trang ngoại tuyến mềm sẽ không được thực hiện:

  • Yêu cầu các trang ngoại tuyến mềm từ RAS Correctable Errors Collector.

  • Trên ARM, yêu cầu các trang offline mềm từ driver GHES.

  • Trên PARISC, yêu cầu các trang offline mềm từ Bảng Deallocation Trang.

extfrag_threshold

Tham số này ảnh hưởng đến việc kernel sẽ thu gọn bộ nhớ hay chỉ đạo đòi lại để đáp ứng phân bổ bậc cao. Tệp extfrag/extfrag_index trong debugfs hiển thị chỉ số phân mảnh cho mỗi đơn hàng trong mỗi vùng trong hệ thống. Các giá trị có xu hướng về 0 ngụ ý việc phân bổ sẽ thất bại do thiếu của bộ nhớ, các giá trị hướng tới 1000 ngụ ý lỗi là do phân mảnh và -1 ngụ ý rằng việc phân bổ sẽ thành công miễn là các hình mờ được đáp ứng.

Hạt nhân sẽ không nén bộ nhớ trong một vùng nếu chỉ số phân mảnh là <= extfrag_threshold. Giá trị mặc định là 500.

highmem_is_dirtyable

Chỉ khả dụng cho các hệ thống đã bật CONFIG_HIGHMEM (hệ thống 32b).

Tham số này kiểm soát xem bộ nhớ cao có bị coi là bẩn hay không. nhà văn điều tiết. Đây không phải là trường hợp mặc định có nghĩa là chỉ lượng bộ nhớ mà kernel có thể nhìn thấy/sử dụng trực tiếp mới có thể bị bẩn. Kết quả là, trên các hệ thống có lượng bộ nhớ lớn và về cơ bản, các nhà văn đã cạn kiệt lowmem có thể bị hạn chế quá sớm và việc ghi trực tuyến có thể rất chậm.

Thay đổi giá trị thành khác 0 sẽ làm bẩn nhiều bộ nhớ hơn và do đó cho phép người viết ghi nhiều dữ liệu hơn có thể được chuyển vào lưu trữ hiệu quả hơn. Lưu ý điều này cũng đi kèm với nguy cơ trưởng thành sớm OOM sát thủ vì một số tác giả (ví dụ: ghi thiết bị khối trực tiếp) có thể chỉ sử dụng bộ nhớ thấp và họ có thể lấp đầy nó bằng dữ liệu bẩn mà không cần bất kỳ sự điều tiết nào.

Hugetlb_shm_group

Hugetlb_shm_group chứa id nhóm được phép tạo SysV phân đoạn bộ nhớ chia sẻ sử dụng trang Hugetlb.

di sản_va_layout

Nếu khác 0, sysctl này sẽ vô hiệu hóa bố cục mmap 32 bit mới - kernel sẽ sử dụng bố cục cũ (2.4) cho tất cả các quy trình.

lowmem_reserve_ratio

Đối với một số khối lượng công việc chuyên biệt trên máy highmem, điều này rất nguy hiểm cho kernel để cho phép bộ nhớ tiến trình được phân bổ từ “lowmem” khu. Điều này là do bộ nhớ đó có thể được ghim thông qua mlock() cuộc gọi hệ thống hoặc do không có sẵn vùng trao đổi.

Và trên các máy highmem lớn, việc thiếu bộ nhớ lowmem có thể lấy lại được có thể gây tử vong.

Vì vậy, bộ cấp phát trang Linux có cơ chế ngăn chặn việc phân bổ ZZ0000ZZ sử dụng highmem do sử dụng quá nhiều lowmem. Điều này có nghĩa là một lượng lowmem nhất định được bảo vệ khỏi khả năng bị được ghi vào bộ nhớ người dùng được ghim.

(Lập luận tương tự áp dụng cho vùng ISA DMA 16 megabyte cũ. Điều này cơ chế cũng sẽ bảo vệ khu vực đó khỏi sự phân bổ có thể sử dụng highmem hoặc lowmem).

ZZ0000ZZ có thể điều chỉnh xác định mức độ tích cực của kernel trong việc bảo vệ các khu vực thấp hơn này.

Nếu bạn có máy sử dụng highmem hoặc ISA DMA và các ứng dụng đang sử dụng mlock() hoặc nếu bạn đang chạy không có trao đổi thì có lẽ bạn nên thay đổi cài đặt lowmem_reserve_ratio.

lowmem_reserve_ratio là một mảng. Bạn có thể nhìn thấy chúng bằng cách đọc tập tin này:

% mèo /proc/sys/vm/lowmem_reserve_ratio

256 256 32

Tuy nhiên, những giá trị này không được sử dụng trực tiếp. Kernel tính toán bảo vệ # of các trang cho từng khu vực từ chúng. Chúng được hiển thị dưới dạng mảng các trang bảo vệ trong /proc/zoneinfo như sau. (Đây là ví dụ về hộp x86-64). Mỗi vùng có một loạt các trang bảo vệ như thế này:

Nút 0, vùng DMA
trang miễn phí 1355

phút 3 thấp 3 cao 4

num_other 0

bảo vệ: (0, 2004, 2004, 2004)

^^ ^^^ ^^ ^^ ^^ ^^ ^^ ^^ ^^ ^^ ^^ ^^ ^^ ^^ ^^ ^^ ^^

trang trang
CPU: 0 PCP: 0

:

Các biện pháp bảo vệ này được thêm vào để chấm điểm để đánh giá xem có nên sử dụng vùng này hay không để phân bổ trang hoặc cần được thu hồi.

Trong ví dụ này, nếu các trang thông thường (chỉ mục=2) được yêu cầu đối với vùng DMA này và hình mờ[WMARK_HIGH] được sử dụng cho hình mờ, hạt nhân sẽ đánh giá vùng này không được sử dụng vì pages_free(1355) nhỏ hơn hình mờ + bảo vệ[2] (4 + 2004 = 2008). Nếu giá trị bảo vệ này là 0, vùng này sẽ được sử dụng cho yêu cầu trang bình thường. Nếu yêu cầu là vùng DMA(chỉ số=0), bảo vệ[0] (=0) được sử dụng.

mức độ bảo vệ của vùng [i] [j] được tính bằng biểu thức sau

(tôi < j):

vùng[i]->bảo vệ[j] = (tổng số trang được quản lý từ vùng[i+1] đến vùng[j] trên nút)

/ lowmem_reserve_ratio[i];

(i = j):

(không nên được bảo vệ. = 0;

(i > j):

(không cần thiết, nhưng trông như 0)

Các giá trị mặc định của lowmem_reserve_ratio[i] là

Tệp này chứa số vùng bản đồ bộ nhớ tối đa mà một tiến trình có thể có. Các khu vực bản đồ bộ nhớ được sử dụng như một tác dụng phụ của việc gọi malloc, trực tiếp bởi mmap, mprotect và madvise, cũng như khi tải các thư viện chia sẻ.

Trong khi hầu hết các ứng dụng cần ít hơn một nghìn bản đồ, một số các chương trình, đặc biệt là trình gỡ lỗi malloc, có thể sử dụng rất nhiều chương trình, ví dụ: tối đa một hoặc hai bản đồ cho mỗi lần phân bổ.

Giá trị mặc định là 65530.

mem_profile

Bật cấu hình bộ nhớ (khi CONFIG_MEM_ALLOC_PROFILING=y)

1: Kích hoạt tính năng cấu hình bộ nhớ.

0: Tắt cấu hình bộ nhớ.

Việc kích hoạt tính năng lập hồ sơ bộ nhớ sẽ gây ra một chi phí nhỏ về hiệu suất cho tất cả phân bổ bộ nhớ.

Giá trị mặc định phụ thuộc vào CONFIG_MEM_ALLOC_PROFILING_ENABLED_BY_DEFAULT.

Khi CONFIG_MEM_ALLOC_PROFILING_DEBUG=y, điều khiển này ở chế độ chỉ đọc để tránh cảnh báo được tạo bởi phân bổ được thực hiện trong khi hồ sơ bị vô hiệu hóa và giải phóng khi nó được kích hoạt.

bộ nhớ_failure_early_kill

Kiểm soát cách tắt tiến trình khi lỗi bộ nhớ chưa được sửa (thường là lỗi 2bit trong mô-đun bộ nhớ) được phát hiện ở chế độ nền bằng phần cứng mà kernel không thể xử lý được. Trong một số trường hợp (như trang vẫn còn bản sao hợp lệ trên đĩa) kernel sẽ xử lý lỗi một cách minh bạch mà không ảnh hưởng đến bất kỳ ứng dụng nào. Nhưng nếu có không có bản sao dữ liệu cập nhật nào khác mà nó sẽ hủy để ngăn chặn bất kỳ dữ liệu nào tham nhũng từ việc tuyên truyền.

1: Tiêu diệt tất cả các quy trình có ánh xạ trang bị hỏng và không thể tải lại ngay khi phát hiện ra tham nhũng. Lưu ý điều này không được hỗ trợ đối với một số loại trang, như dữ liệu được phân bổ nội bộ trong kernel hoặc bộ đệm trao đổi, nhưng hoạt động với phần lớn các trang của người dùng.

0: Chỉ hủy ánh xạ trang bị hỏng khỏi tất cả các quy trình và chỉ hủy một quy trình người cố gắng truy cập nó.

Việc tiêu diệt được thực hiện bằng cách sử dụng SIGBUS có thể bắt được với BUS_MCEERR_AO, vì vậy các quy trình có thể xử lý việc này nếu họ muốn.

Điều này chỉ hoạt động trên kiến trúc/nền tảng với máy tiên tiến kiểm tra xử lý và phụ thuộc vào khả năng phần cứng.

Các ứng dụng có thể ghi đè cài đặt này riêng lẻ bằng chương trình PR_MCE_KILL

bộ nhớ_failure_recovery

Cho phép khôi phục lỗi bộ nhớ (khi được nền tảng hỗ trợ)

1: Cố gắng phục hồi.

0: Luôn hoảng sợ khi bộ nhớ bị lỗi.

phút_free_kbyte

Điều này được sử dụng để buộc máy ảo Linux giữ số lượng tối thiểu kilobyte miễn phí. VM sử dụng số này để tính toán giá trị hình mờ[WMARK_MIN] cho từng vùng lowmem trong hệ thống. Mỗi vùng lowmem nhận được một số trang miễn phí dành riêng dựa trên tỷ lệ thuận với kích thước của nó.

Cần một lượng bộ nhớ tối thiểu để đáp ứng PF_MEMALLOC phân bổ; nếu bạn đặt giá trị này thấp hơn 1024KB, hệ thống của bạn sẽ trở nên dễ bị hỏng và dễ bị bế tắc khi chịu tải cao.

Đặt mức này quá cao sẽ khiến máy của bạn OOM ngay lập tức.

min_slab_ratio

Tính năng này chỉ có trên hạt nhân NUMA.

Một tỷ lệ phần trăm của tổng số trang trong mỗi khu vực. Trên vùng đòi lại (xảy ra dự phòng từ vùng cục bộ) các phiến sẽ được thu hồi nếu có thêm hơn tỷ lệ phần trăm trang này trong một vùng là các trang phiến có thể lấy lại được. Điều này đảm bảo rằng sự tăng trưởng của tấm vẫn được kiểm soát ngay cả trong NUMA các hệ thống hiếm khi thực hiện việc thu hồi toàn cục.

Mặc định là 5 phần trăm.

Lưu ý rằng việc thu hồi bản sàn được kích hoạt theo kiểu từng vùng/nút. Quá trình lấy lại bộ nhớ phiến hiện không dành riêng cho nút nào và có thể không nhanh.

min_unmapped_ratio

Tính năng này chỉ có trên hạt nhân NUMA.

Đây là tỷ lệ phần trăm của tổng số trang trong mỗi vùng. Khu vực đòi lại sẽ chỉ xảy ra nếu nhiều hơn tỷ lệ phần trăm này của các trang ở trạng thái Zone_reclaim_mode cho phép được thu hồi.

Nếu vùng_reclaim_mode có giá trị 4 OR’d thì tỷ lệ phần trăm sẽ được so sánh chống lại tất cả các trang chưa được ánh xạ được hỗ trợ bằng tệp bao gồm các trang swapcache và tmpfs tập tin. Mặt khác, chỉ các trang chưa được ánh xạ được hỗ trợ bởi các tệp thông thường chứ không phải tmpfs các tập tin và tương tự được xem xét.

Mặc định là 1 phần trăm.

mmap_min_addr

Tệp này cho biết lượng không gian địa chỉ mà quy trình người dùng sẽ bị hạn chế từ mmapping. Vì lỗi vô hiệu hóa kernel null có thể vô tình hoạt động dựa trên thông tin trong vài trang đầu tiên của các tiến trình không gian người dùng bộ nhớ không được phép ghi vào chúng. Bởi mặc định giá trị này được đặt thành 0 và sẽ không có biện pháp bảo vệ nào được thực thi bởi mô-đun bảo mật. Đặt giá trị này thành khoảng 64k sẽ cho phép phần lớn các ứng dụng hoạt động chính xác và cung cấp khả năng bảo vệ chuyên sâu chống lại các lỗi kernel tiềm ẩn trong tương lai.

mmap_rnd_bits

Giá trị này có thể được sử dụng để chọn số bit cần sử dụng để xác định độ lệch ngẫu nhiên cho địa chỉ cơ sở của vùng vma kết quả từ việc phân bổ mmap trên các kiến trúc hỗ trợ điều chỉnh ngẫu nhiên không gian địa chỉ. Giá trị này sẽ được giới hạn bởi các giá trị được hỗ trợ tối thiểu và tối đa của kiến trúc.

Giá trị này có thể được thay đổi sau khi khởi động bằng cách sử dụng /proc/sys/vm/mmap_rnd_bits có thể điều chỉnh

mmap_rnd_compat_bits

Giá trị này có thể được sử dụng để chọn số bit cần sử dụng để xác định độ lệch ngẫu nhiên cho địa chỉ cơ sở của vùng vma kết quả từ việc phân bổ mmap cho các ứng dụng chạy trong chế độ tương thích trên các kiến trúc hỗ trợ địa chỉ điều chỉnh ngẫu nhiên hóa không gian. Giá trị này sẽ được giới hạn bởi giá trị được hỗ trợ tối thiểu và tối đa của kiến trúc.

Giá trị này có thể được thay đổi sau khi khởi động bằng cách sử dụng /proc/sys/vm/mmap_rnd_compat_bits có thể điều chỉnh

di chuyển_gigantic_pages

Tham số này kiểm soát xem các trang khổng lồ có thể được phân bổ từ ZONE_MOVABLE. Nếu được đặt thành khác 0, các trang khổng lồ có thể được phân bổ từ ZONE_MOVABLE. Bộ nhớ ZONE_MOVABLE có thể được tạo thông qua kernel tham số khởi động ZZ0000ZZ hoặc thông qua cắm nóng bộ nhớ như đã thảo luận trong Tài liệu/admin-guide/mm/memory-hotplug.rst.

Hỗ trợ có thể phụ thuộc vào kiến ​​trúc cụ thể.

Lưu ý rằng việc sử dụng các trang khổng lồ ZONE_MOVABLE sẽ khiến bộ nhớ hotremove không đáng tin cậy.

Hoạt động xóa nóng bộ nhớ sẽ bị chặn vô thời hạn cho đến khi quản trị viên bảo lưu đủ các trang khổng lồ để phục vụ các yêu cầu di chuyển liên quan đến quá trình ngoại tuyến bộ nhớ. Vì việc đặt trước trang khổng lồ HugeTLB là một hướng dẫn quá trình (thông qua giao diện ZZ0000ZZ) điều này có thể không rõ ràng khi chỉ cố gắng ngoại tuyến một khối bộ nhớ.

Ngoài ra, vì nhiều trang khổng lồ có thể được đặt trước trên một khối duy nhất, có vẻ như các trang khổng lồ có sẵn để di chuyển trong khi thực tế chúng đang trong quá trình được gỡ bỏ. Ví dụ: nếu ZZ0000ZZ chứa hai trang khổng lồ, một trang dành riêng và một trang được phân bổ, và một quản trị viên cố gắng ngoại tuyến khối đó, hoạt động này có thể bị treo vô thời hạn trừ khi có khối khác trang khổng lồ dành riêng có sẵn trên một khối khác ZZ0001ZZ.

nr_hugepages

Thay đổi kích thước tối thiểu của nhóm trang lớn.

Xem Tài liệu/admin-guide/mm/hugetlbpage.rst

Hugetlb_optimize_vmemmap

Núm này không khả dụng khi kích thước của ‘trang cấu trúc’ (cấu trúc được xác định trong include/linux/mm_types.h) không phải là lũy thừa của hai (một cấu hình hệ thống bất thường có thể dẫn đến việc này).

Bật (đặt thành 1) hoặc tắt (đặt thành 0) Tối ưu hóa HugeTLB Vmemmap (HVO).

Sau khi được bật, các trang vmemmap của lần phân bổ tiếp theo của các trang HugeTLB từ công cụ phân bổ bạn bè sẽ được tối ưu hóa (7 trang trên mỗi trang HugeTLB 2MB và 4095 trang trên mỗi trang HugeTLB 1GB), trong khi các trang HugeTLB đã được phân bổ sẽ không được tối ưu hóa. Khi các trang HugeTLB được tối ưu hóa đó được giải phóng khỏi nhóm HugeTLB đối với người cấp phát bạn bè, các trang vmemmap đại diện cho phạm vi đó cần phải được được ánh xạ lại và các trang vmemmap bị loại bỏ trước đó cần được sắp xếp lại một lần nữa. Nếu trường hợp sử dụng của bạn là các trang HugeTLB được phân bổ ‘nhanh chóng’ (ví dụ: không bao giờ phân bổ rõ ràng các trang HugeTLB bằng ‘nr_hugepages’ mà chỉ đặt ‘nr_overcommit_hugepages’, những trang HugeTLB được cam kết quá mức sẽ được phân bổ ‘trên con ruồi’) thay vì bị kéo ra khỏi nhóm HugeTLB, bạn nên cân nhắc lợi ích của việc tiết kiệm bộ nhớ so với chi phí cao hơn (chậm hơn ~ 2 lần so với trước đây) phân bổ hoặc giải phóng các trang HugeTLB giữa nhóm HugeTLB và bạn bè người cấp phát. Một hành vi khác cần lưu ý là nếu hệ thống có bộ nhớ nặng áp lực, nó có thể ngăn người dùng giải phóng các trang HugeTLB khỏi HugeTLB gộp vào bộ cấp phát bạn bè vì việc phân bổ các trang vmemmap có thể không thành công, bạn phải thử lại sau nếu hệ thống của bạn gặp phải tình trạng này.

Sau khi bị tắt, các trang vmemmap của lần phân bổ tiếp theo của các trang HugeTLB từ công cụ phân bổ bạn bè sẽ không được tối ưu hóa, nghĩa là chi phí bổ sung khi phân bổ thời gian từ công cụ phân bổ bạn bè biến mất, trong khi các trang HugeTLB đã được tối ưu hóa sẽ không bị ảnh hưởng. Nếu bạn muốn đảm bảo không có HugeTLB nào được tối ưu hóa trang, trước tiên bạn có thể đặt “nr_hugepages” thành 0 rồi tắt tính năng này. Lưu ý rằng ghi 0 vào nr_hugepages sẽ khiến mọi trang HugeTLB “đang được sử dụng” trở nên dư thừa trang. Vì vậy, những trang thừa đó vẫn được tối ưu hóa cho đến khi không còn đang sử dụng. Bạn sẽ phải đợi những trang dư thừa đó được phát hành trước khi không có trang nào được tối ưu hóa trong hệ thống.

nr_hugepages_mempolicy

Thay đổi kích thước của nhóm trang lớn trong thời gian chạy trên một trang cụ thể tập hợp các nút NUMA.

Xem Tài liệu/admin-guide/mm/hugetlbpage.rst

nr_overcommit_hugepages

Thay đổi kích thước tối đa của nhóm trang lớn. Tối đa là nr_hugepages + nr_overcommit_hugepages.

Xem Tài liệu/admin-guide/mm/hugetlbpage.rst

nr_trim_pages

Tính năng này chỉ có trên hạt nhân NOMMU.

Giá trị này điều chỉnh hành vi cắt trang thừa của căn chỉnh lũy thừa 2 Phân bổ mmap NOMMU.

Giá trị 0 sẽ vô hiệu hóa hoàn toàn việc cắt bớt phân bổ, trong khi giá trị 1 cắt bớt các trang thừa một cách mạnh mẽ. Bất kỳ giá trị nào >= 1 đóng vai trò là hình mờ trong đó việc cắt giảm phân bổ được bắt đầu.

Giá trị mặc định là 1.

Xem Tài liệu/admin-guide/mm/nommu-mmap.rst để biết thêm thông tin.

numa_zonelist_order

Sysctl này chỉ dành cho NUMA và nó không được dùng nữa. Bất cứ điều gì nhưng Thứ tự nút sẽ thất bại!

‘Nơi bộ nhớ được phân bổ từ’ được kiểm soát bởi các danh sách vùng.

(Tài liệu này bỏ qua ZONE_HIGHMEM/ZONE_DMA32 để giải thích đơn giản. bạn có thể đọc ZONE_DMA là ZONE_DMA32...)

Trong trường hợp không phải NUMA, danh sách vùng cho GFP_KERNEL được sắp xếp như sau. ZONE_NORMAL -> ZONE_DMA Điều này có nghĩa là yêu cầu cấp phát bộ nhớ cho GFP_KERNEL sẽ chỉ lấy bộ nhớ từ ZONE_DMA khi ZONE_NORMAL không có sẵn.

Trong trường hợp NUMA, bạn có thể nghĩ đến 2 loại thứ tự sau. Giả sử 2 nút NUMA trở xuống là danh sách vùng của GFP_KERNEL của Nút (0):

(A) Nút (0) ZONE_NORMAL -> Nút (0) ZONE_DMA -> Nút (1) ZONE_NORMAL

  1. Nút (0) ZONE_NORMAL -> Nút (1) ZONE_NORMAL -> Nút (0) ZONE_DMA.

Loại (A) cung cấp vị trí tốt nhất cho các quy trình trên Nút (0), nhưng ZONE_DMA sẽ được sử dụng trước khi ZONE_NORMAL cạn kiệt. Điều này làm tăng khả năng hết bộ nhớ (OOM) của ZONE_DMA vì ZONE_DMA có xu hướng nhỏ.

Loại (B) không thể cung cấp địa phương tốt nhất nhưng mạnh hơn so với OOM của vùng DMA.

Loại (A) được gọi là thứ tự “Nút”. Loại (B) là thứ tự “Vùng”.

“Thứ tự nút” sắp xếp danh sách vùng theo nút, sau đó theo vùng trong mỗi nút. Chỉ định “[Nn]ode” cho thứ tự nút

“Thứ tự vùng” sắp xếp các danh sách vùng theo loại vùng, sau đó theo nút trong mỗi vùng khu. Chỉ định “[Zz]one” cho thứ tự vùng.

Chỉ định “[Dd]efault” để yêu cầu cấu hình tự động.

Trên 32 bit, vùng Bình thường cần được giữ nguyên để có thể truy cập phân bổ bởi kernel, do đó thứ tự “vùng” sẽ được chọn.

Trên 64-bit, các thiết bị yêu cầu DMA32/DMA tương đối hiếm, vì vậy “nút” thứ tự sẽ được chọn.

Thứ tự mặc định được khuyến nghị trừ khi điều này gây ra vấn đề cho hệ thống/ứng dụng.

oom_dump_tasks

Cho phép tạo kết xuất tác vụ trên toàn hệ thống (không bao gồm các luồng nhân) khi kernel thực hiện việc tiêu diệt OOM và bao gồm các thông tin như pid, uid, tgid, kích thước vm, rss, pgtables_bytes, hoán đổi, oom_score_adj điểm và tên. Điều này rất hữu ích để xác định lý do tại sao kẻ giết người OOM lại bị được gọi, để xác định tác vụ sai trái đã gây ra nó và xác định lý do tại sao sát thủ OOM đã chọn nhiệm vụ mà nó thực hiện để tiêu diệt.

Nếu giá trị này được đặt thành 0, thông tin này sẽ bị chặn. Trên rất các hệ thống lớn với hàng nghìn tác vụ có thể không khả thi để kết xuất thông tin trạng thái bộ nhớ cho mỗi người. Những hệ thống như vậy không nên bị buộc phải chịu một hình phạt về hiệu suất trong điều kiện OOM khi thông tin có thể không được mong muốn.

Nếu giá trị này được đặt thành khác 0, thông tin này sẽ được hiển thị bất cứ khi nào OOM sát thủ thực sự tiêu diệt một nhiệm vụ ngốn bộ nhớ.

Giá trị mặc định là 1 (đã bật).

oom_kill_allocate_task

Điều này cho phép hoặc vô hiệu hóa việc hủy tác vụ kích hoạt OOM trong tình huống hết bộ nhớ.

Nếu giá trị này được đặt thành 0, sát thủ OOM sẽ quét toàn bộ danh sách nhiệm vụ và chọn một nhiệm vụ dựa trên chẩn đoán để tiêu diệt. Điều này bình thường chọn một tác vụ ngốn bộ nhớ giả để giải phóng một lượng lớn ký ức khi bị giết.

Nếu giá trị này được đặt thành khác 0, sát thủ OOM chỉ đơn giản là giết chết nhiệm vụ gây ra tình trạng hết bộ nhớ. Điều này tránh được sự tốn kém quét danh sách nhiệm vụ.

Nếu chọn Panic_on_oom, nó sẽ được ưu tiên hơn bất kỳ giá trị nào được sử dụng trong oom_kill_allocate_task.

Giá trị mặc định là 0.

vượt quá_kbyte

Khi overcommit_memory được đặt thành 2, không gian địa chỉ đã cam kết không còn nữa được phép vượt quá trao đổi cộng với số lượng RAM vật lý này. Xem bên dưới.

Lưu ý: overcommit_kbytes là bản sao của overcommit_ratio. Chỉ có một trong số chúng có thể được chỉ định tại một thời điểm. Đặt cái này sẽ vô hiệu hóa cái kia (cái này sau đó xuất hiện là 0 khi đọc).

overcommit_memory

Giá trị này chứa cờ cho phép cam kết vượt mức bộ nhớ.

Khi cờ này bằng 0, kernel sẽ so sánh yêu cầu bộ nhớ vùng người dùng kích thước so với tổng bộ nhớ cộng với trao đổi và từ chối các cam kết quá mức rõ ràng.

Khi cờ này bằng 1, kernel giả vờ như luôn có đủ bộ nhớ cho đến khi nó thực sự hết.

Khi cờ này là 2, kernel sử dụng “không bao giờ vượt quá” chính sách cố gắng ngăn chặn bất kỳ sự vượt quá nào của bộ nhớ. Lưu ý rằng user_reserve_kbytes ảnh hưởng đến chính sách này.

Tính năng này có thể rất hữu ích vì có rất nhiều các chương trình malloc() có lượng bộ nhớ khổng lồ “dự phòng” và không sử dụng nhiều.

Giá trị mặc định là 0.

Xem Tài liệu/mm/overcommit-accounting.rst và mm/util.c::__vm_enough_memory() để biết thêm thông tin.

vượt quá_ratio

Khi overcommit_memory được đặt thành 2, địa chỉ đã cam kết không gian không được phép vượt quá trao đổi cộng với tỷ lệ phần trăm này của RAM vật lý. Xem ở trên.

cụm trang

cụm trang kiểm soát số trang cho đến các trang liên tiếp được đọc từ trao đổi trong một lần thử. Đây là đối tác trao đổi để đọc trước bộ đệm trang. Tính liên tục được đề cập không liên quan đến địa chỉ ảo/vật lý, nhưng liên tiếp trên không gian hoán đổi - điều đó có nghĩa là chúng được hoán đổi cùng nhau.

Đó là một giá trị logarit - đặt nó về 0 có nghĩa là “1 trang”, cài đặt nó thành 1 nghĩa là “2 trang”, đặt thành 2 nghĩa là “4 trang”, v.v. Zero vô hiệu hóa hoàn toàn việc đọc trước trao đổi.

Giá trị mặc định là ba (tám trang một lần). Có thể có một số những lợi ích nhỏ trong việc điều chỉnh giá trị này thành một giá trị khác nếu khối lượng công việc của bạn trao đổi chuyên sâu.

Giá trị thấp hơn có nghĩa là độ trễ thấp hơn đối với các lỗi ban đầu, nhưng đồng thời các lỗi bổ sung và độ trễ I/O cho các lỗi tiếp theo nếu chúng là một phần của những trang liên tiếp được đọc trước sẽ mang lại kết quả.

trang_lock_sự không công bằng

Giá trị này xác định số lần khóa trang có thể được thực hiện bị đánh cắp từ dưới một người phục vụ. Sau khi khóa bị đánh cắp số lần được chỉ định trong tệp này (mặc định là 5), ngữ nghĩa “chuyển giao khóa công bằng” sẽ được áp dụng và người phục vụ sẽ chỉ được đánh thức nếu có thể lấy được khóa.

hoảng loạn_on_oom

Điều này cho phép hoặc vô hiệu hóa sự hoảng loạn về tính năng hết bộ nhớ.

Nếu giá trị này được đặt thành 0, kernel sẽ giết một số tiến trình giả mạo, được gọi là oom_killer. Thông thường, oom_killer có thể tiêu diệt các tiến trình giả mạo và hệ thống sẽ tồn tại.

Nếu giá trị này được đặt thành 1, kernel sẽ hoảng loạn khi hết bộ nhớ. Tuy nhiên, nếu một quá trình giới hạn việc sử dụng các nút theo mempolicy/cpusets, và các nút đó trở thành trạng thái cạn kiệt bộ nhớ, một quá trình có thể bị giết bởi oom-killer. Không có sự hoảng loạn xảy ra trong trường hợp này. Bởi vì bộ nhớ của các nút khác có thể trống. Điều này có nghĩa là tổng trạng thái của hệ thống có thể vẫn chưa gây tử vong.

Nếu giá trị này được đặt thành 2, kernel bắt buộc phải hoảng loạn ngay cả trên đã đề cập ở trên. Ngay cả oom cũng xảy ra trong nhóm bộ nhớ, toàn bộ hệ thống hoảng loạn.

Giá trị mặc định là 0.

1 và 2 dành cho chuyển đổi dự phòng của phân cụm. Vui lòng chọn một trong hai theo chính sách chuyển đổi dự phòng của bạn.

Panic_on_oom=2+kdump cung cấp cho bạn công cụ rất mạnh để điều tra tại sao om lại xảy ra. Bạn có thể có được ảnh chụp nhanh.

percpu_pagelist_high_section

Đây là phần số trang trong mỗi vùng có thể được lưu trữ vào danh sách trang trên mỗi CPU. Đó là ranh giới trên được phân chia tùy theo về số lượng CPU trực tuyến. Giá trị tối thiểu cho điều này là 8 có nghĩa là rằng chúng tôi không cho phép lưu trữ quá 1/8 trang trong mỗi vùng trên danh sách trang trên mỗi CPU. Mục này chỉ thay đổi giá trị của hot per-cpu danh sách trang. Người dùng có thể chỉ định một số như 100 để phân bổ 1/100 của từng vùng giữa các danh sách trên mỗi CPU.

Giá trị lô của mỗi danh sách trang trên mỗi CPU vẫn giữ nguyên bất kể giá trị của phần cao nên độ trễ phân bổ không bị ảnh hưởng.

Giá trị ban đầu bằng không. Kernel sử dụng giá trị này để đặt pcp cao->cao đánh dấu dựa trên hình mờ thấp cho vùng và số lượng địa phương CPU trực tuyến. Nếu người dùng viết ‘0’ vào sysctl này, nó sẽ trở lại hành vi mặc định này.

stat_interval

Khoảng thời gian mà số liệu thống kê vm được cập nhật. Mặc định là 1 giây.

stat_refresh

Bất kỳ thao tác đọc hoặc ghi nào (chỉ bằng root) sẽ xóa tất cả số liệu thống kê vm trên mỗi CPU vào tổng số toàn cầu của họ để có báo cáo chính xác hơn khi thử nghiệm ví dụ: mèo /proc/sys/vm/stat_refresh /proc/meminfo

Là một tác dụng phụ, nó cũng kiểm tra tổng số âm (được báo cáo ở nơi khác là 0) và “không thành công” với EINVAL nếu tìm thấy bất kỳ thứ gì, kèm theo cảnh báo trong dmesg. (Tại thời điểm viết bài, một số số liệu thống kê đôi khi được cho là tiêu cực, không có ảnh hưởng xấu: lỗi và cảnh báo về các số liệu thống kê này bị loại bỏ.)

số_stat

Giao diện này cho phép cấu hình thời gian chạy của số liệu thống kê numa.

Khi hiệu suất phân bổ trang trở thành nút cổ chai và bạn có thể chịu đựng được một số công cụ có thể bị hỏng và độ chính xác của bộ đếm numa giảm, bạn có thể làm:

echo 0 > /proc/sys/vm/numa_stat

Khi hiệu suất phân bổ trang không phải là điểm nghẽn cổ chai và bạn muốn tất cả dụng cụ để làm việc, bạn có thể làm:

echo 1 > /proc/sys/vm/numa_stat

sự tráo đổi

Kiểm soát này được sử dụng để xác định chi phí IO tương đối thô của việc hoán đổi và phân trang hệ thống tập tin, có giá trị từ 0 đến 200. Ở mức 100, VM giả định chi phí IO bằng nhau và do đó sẽ áp dụng áp lực bộ nhớ lên trang bộ đệm và các trang được hỗ trợ trao đổi như nhau; giá trị thấp hơn biểu thị nhiều hơn IO trao đổi đắt tiền, giá trị cao hơn cho thấy rẻ hơn.

Hãy nhớ rằng các mẫu IO của hệ thống tập tin dưới áp lực bộ nhớ có xu hướng hiệu quả hơn IO ngẫu nhiên của trao đổi. Một giá trị tối ưu sẽ yêu cầu thử nghiệm và cũng sẽ phụ thuộc vào khối lượng công việc.

Giá trị mặc định là 60.

Đối với trao đổi trong bộ nhớ, như zram hoặc zswap, cũng như các thiết lập kết hợp có trao đổi trên các thiết bị nhanh hơn hệ thống tập tin, các giá trị vượt quá 100 có thể được xem xét. Ví dụ: nếu IO ngẫu nhiên đối với thiết bị trao đổi trung bình nhanh hơn gấp 2 lần so với IO từ hệ thống tập tin, tính dễ thay đổi sẽ là 133 (x + 2x = 200, 2x = 133,33).

Ở mức 0, kernel sẽ không bắt đầu trao đổi cho đến khi lượng còn trống và các trang được hỗ trợ bằng tệp nhỏ hơn hình mờ cao trong một vùng.

không có đặc quyền_userfaultfd

Cờ này kiểm soát chế độ trong đó người dùng không có đặc quyền có thể sử dụng cuộc gọi hệ thống userfaultfd. Đặt giá trị này thành 0 để hạn chế người dùng không có đặc quyền chỉ xử lý lỗi trang ở chế độ người dùng. Trong trường hợp này, người dùng không có SYS_CAP_PTRACE phải vượt qua UFFD_USER_MODE_ONLY để userfaultfd thành công. Cấm sử dụng userfaultfd để xử lý lỗi từ kernel chế độ này có thể làm cho một số lỗ hổng nhất định khó khai thác hơn.

Đặt giá trị này thành 1 để cho phép người dùng không có đặc quyền sử dụng hệ thống userfaultfd cuộc gọi mà không có bất kỳ hạn chế nào.

Giá trị mặc định là 0.

Một cách khác để kiểm soát quyền đối với userfaultfd là sử dụng /dev/userfaultfd thay vì userfaultfd(2). Xem Tài liệu/admin-guide/mm/userfaultfd.rst.

user_reserve_kbytes

Khi overcommit_memory được đặt thành 2, chế độ “không bao giờ vượt quá”, hãy dự trữ tối thiểu (3% kích thước quy trình hiện tại, user_reserve_kbyte) bộ nhớ trống. Điều này nhằm mục đích ngăn người dùng bắt đầu chiếm dụng một bộ nhớ đến mức chúng không thể phục hồi (giết con lợn).

user_reserve_kbytes mặc định là tối thiểu (3% kích thước quy trình hiện tại, 128 MB).

Nếu giá trị này giảm xuống 0 thì người dùng sẽ được phép phân bổ tất cả bộ nhớ trống chỉ với một quy trình, trừ admin_reserve_kbytes. Bất kỳ nỗ lực tiếp theo nào để thực hiện lệnh sẽ dẫn đến “ngã ba: Không thể phân bổ bộ nhớ”.

Thay đổi này có hiệu lực bất cứ khi nào ứng dụng yêu cầu bộ nhớ.

vfs_cache_áp lực

Giá trị phần trăm này kiểm soát xu hướng lấy lại hạt nhân bộ nhớ được sử dụng để lưu trữ các đối tượng thư mục và inode.

Ở giá trị mặc định của vfs_cache_ Pressure=vfs_cache_ Pressure_denom kernel sẽ cố gắng lấy lại các răng cưa và nút in ở mức “công bằng” đối với lấy lại pagecache và swapcache. Việc giảm vfs_cache_ Pressure gây ra kernel thích giữ lại bộ đệm nha khoa và inode hơn. Khi vfs_cache_ Pressure=0, hạt nhân sẽ không bao giờ lấy lại được các răng cưa và nút in do áp lực bộ nhớ và điều này có thể dễ dàng dẫn đến tình trạng hết bộ nhớ. Tăng vfs_cache_áp lực ngoài vfs_cache_ Pressure_denom khiến kernel thích lấy lại răng giả hơn và inode.

Có thể tăng vfs_cache_ Pressure vượt quá vfs_cache_ Pressure_denom một cách đáng kể có tác động tiêu cực đến hiệu suất. Mã đòi lại cần phải có nhiều khóa khác nhau để tìm các đối tượng thư mục và inode có thể giải phóng. Khi vfs_cache_ Pressure bằng (10 * vfs_cache_ Pressure_denom), nó sẽ tìm kiếm khả năng giải phóng cao hơn gấp mười lần các đối tượng hơn có.

Lưu ý: Cài đặt này phải luôn được sử dụng cùng với vfs_cache_ Pressure_denom.

vfs_cache_ Pressure_denom

Mặc định là 100 (giá trị tối thiểu được phép). Yêu cầu tương ứng cài đặt vfs_cache_ Pressure có hiệu lực.

hình mờ_boost_factor

Yếu tố này kiểm soát mức độ lấy lại khi bộ nhớ bị phân mảnh. Nó xác định tỷ lệ phần trăm hình mờ cao của một vùng sẽ được được lấy lại nếu các trang có tính di động khác nhau đang được trộn lẫn trong các khối trang. Mục đích là việc nén chặt sẽ có ít việc phải làm hơn trong tương lai và để tăng tỷ lệ thành công của việc phân bổ đơn hàng cao trong tương lai như SLUB phân bổ, trang THP và Hugetlbfs.

Để làm cho nó hợp lý đối với Watermark_scale_factor tham số, đơn vị là phân số của 10.000. Giá trị mặc định của 15.000 có nghĩa là có tới 150% hình mờ cao sẽ được thu hồi trong sự kiện khối trang bị trộn lẫn do bị phân mảnh. Mức độ thu hồi được xác định bởi số lượng các sự kiện phân mảnh xảy ra trong vừa qua. Nếu giá trị này nhỏ hơn một khối trang thì một khối trang giá trị của các trang sẽ được lấy lại (ví dụ: 2 MB trên x86 64 bit). Yếu tố thúc đẩy bằng 0 sẽ vô hiệu hóa tính năng này.

hình mờ_scale_factor

Yếu tố này kiểm soát tính hung hăng của kswapd. Nó định nghĩa lượng bộ nhớ còn lại trong một nút/hệ thống trước khi kswapd được đánh thức và cần bao nhiêu bộ nhớ trống trước khi kswapd chuyển sang chế độ ngủ.

Đơn vị là phân số của 10.000. Giá trị mặc định là 10 có nghĩa là khoảng cách giữa các hình mờ là 0,1% bộ nhớ khả dụng trong nút/hệ thống. Giá trị tối đa là 3000 hoặc 30% bộ nhớ.

Tỷ lệ cao các luồng tham gia thu hồi trực tiếp (allocstall) hoặc kswapd đi ngủ sớm (kswapd_low_wmark_hit_quickly) có thể cho thấy số lượng trang miễn phí mà kswapd duy trì vì lý do độ trễ là quá nhỏ đối với các đợt phân bổ xảy ra trong hệ thống. Núm này sau đó có thể được sử dụng để điều chỉnh mức độ hung hãn của kswapd cho phù hợp.

vùng_reclaim_mode

Zone_reclaim_mode cho phép ai đó thiết lập các cách tiếp cận tích cực hơn hoặc ít hơn để lấy lại bộ nhớ khi một vùng hết bộ nhớ. Nếu nó được đặt thành 0 thì không việc thu hồi vùng xảy ra. Việc phân bổ sẽ được đáp ứng từ các vùng/nút khác trong hệ thống.

Đây là giá trị HOẶC cùng nhau của

Zone_reclaim_mode bị tắt theo mặc định. Đối với máy chủ tệp hoặc khối lượng công việc được hưởng lợi từ việc lưu trữ dữ liệu của họ, Zone_reclaim_mode sẽ là bị vô hiệu hóa vì hiệu ứng bộ nhớ đệm có thể quan trọng hơn địa phương dữ liệu.

Hãy cân nhắc việc kích hoạt một hoặc nhiều bit chế độ Zone_reclaim nếu biết rằng khối lượng công việc được phân vùng sao cho mỗi phân vùng vừa với nút NUMA và việc truy cập bộ nhớ từ xa sẽ gây ra hiệu suất có thể đo lường được giảm bớt. Bộ cấp phát trang sẽ thực hiện các hành động bổ sung trước khi phân bổ các trang nút.

Cho phép lấy lại vùng để ghi ra các trang sẽ dừng các quá trình ghi một lượng lớn dữ liệu từ các trang bẩn trên các nút khác. Khu vực reclaim sẽ viết ra các trang bẩn nếu một vùng được lấp đầy và hiệu quả như vậy điều tiết quá trình. Điều này có thể làm giảm hiệu suất của một quá trình vì nó không thể sử dụng tất cả bộ nhớ hệ thống để đệm các lần ghi đi nữa nhưng nó bảo toàn bộ nhớ trên các nút khác để hiệu suất của các tiến trình khác đang chạy trên các nút khác sẽ không bị ảnh hưởng.

Cho phép trao đổi thường xuyên hạn chế hiệu quả việc phân bổ cho địa phương nút trừ khi bị ghi đè rõ ràng bởi chính sách bộ nhớ hoặc cpuset cấu hình.