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diff --git a/Documentation/translations/index.rst b/Documentation/translations/index.rst index 1175a47d07f0..b826c34791c0 100644 --- a/Documentation/translations/index.rst +++ b/Documentation/translations/index.rst @@ -12,6 +12,7 @@ Translations it_IT/index ko_KR/index ja_JP/index + sp_SP/index .. _translations_disclaimer: diff --git a/Documentation/translations/ja_JP/howto.rst b/Documentation/translations/ja_JP/howto.rst index b8eeb45a02d4..9b0b3436dfcf 100644 --- a/Documentation/translations/ja_JP/howto.rst +++ b/Documentation/translations/ja_JP/howto.rst @@ -86,9 +86,14 @@ info ページ( info gcc )を見てください。 -------- Linux カーネルのソースコードは GPL ライセンスの下でリリースされていま -す。ライセンスの詳細については、ソースツリーのメインディレクトリに存在 -する、COPYING のファイルを見てください。もしライセンスについてさらに質 -問があれば、Linux Kernel メーリングリストに質問するのではなく、どうぞ +す。ソースツリーのメインディレクトリにある COPYING のファイルを見てく +ださい。Linux カーネルのライセンスルールとソースコード内の +`SPDX <https://spdx.org/>`_ 識別子の使い方は +:ref:`Documentation/process/license-rules.rst <kernel_licensing>` +に説明されています。 + +もしライセンスについてさらに質問があれば、 +Linux Kernel メーリングリストに質問するのではなく、どうぞ 法律家に相談してください。メーリングリストの人達は法律家ではなく、法的 問題については彼らの声明はあてにするべきではありません。 @@ -111,7 +116,7 @@ linux-api@vger.kernel.org に送ることを勧めます。 以下はカーネルソースツリーに含まれている読んでおくべきファイルの一覧で す- - README + :ref:`Documentation/admin-guide/README.rst <readme>` このファイルは Linuxカーネルの簡単な背景とカーネルを設定(訳注 configure )し、生成(訳注 build )するために必要なことは何かが書かれ ています。 カーネルに関して初めての人はここからスタートすると良い @@ -145,7 +150,8 @@ linux-api@vger.kernel.org に送ることを勧めます。 この他にパッチを作る方法についてのよくできた記述は- "The Perfect Patch" - http://www.ozlabs.org/~akpm/stuff/tpp.txt + https://www.ozlabs.org/~akpm/stuff/tpp.txt + "Linux kernel patch submission format" https://web.archive.org/web/20180829112450/http://linux.yyz.us/patch-format.html @@ -237,13 +243,6 @@ Linux カーネルソースツリーの中に含まれる、きれいにし、 れるための基礎を学ぶことができ、そしてもしあなたがまだアイディアを持っ ていない場合には、次にやる仕事の方向性が見えてくるかもしれません。 -もしあなたが、すでにひとまとまりコードを書いていて、カーネルツリーに入 -れたいと思っていたり、それに関する適切な支援を求めたい場合、カーネルメ -ンターズプロジェクトはそのような皆さんを助けるためにできました。ここに -はメーリングリストがあり、以下から参照できます - - - https://selenic.com/mailman/listinfo/kernel-mentors - 実際に Linux カーネルのコードについて修正を加える前に、どうやってその コードが動作するのかを理解することが必要です。そのためには、特別なツー ルの助けを借りてでも、それを直接よく読むことが最良の方法です(ほとんど @@ -280,9 +279,11 @@ https://kernel.org のリポジトリに存在します。 大きな変更は git(カーネルのソース管理ツール、詳細は http://git-scm.com/ 参照) を使って送るのが好ましいやり方ですが、パッ チファイルの形式のまま送るのでも十分です。 - - 2週間後、-rc1 カーネルがリリースされ、この後にはカーネル全体の安定 - 性に影響をあたえるような新機能は含まない類のパッチしか取り込むこと - はできません。新しいドライバ(もしくはファイルシステム)のパッチは + - 2週間後 -rc1 カーネルがリリースされ、新しいカーネルを可能な限り堅牢に + することに焦点が移ります。この期間のパッチのほとんどは退行を修正する + ものとなります。以前から存在していたバグは退行には当たらないため、 + 送るのは重要な修正だけにしてください。 + 新しいドライバ (もしくはファイルシステム) のパッチは -rc1 の後で受け付けられることもあることを覚えておいてください。な ぜなら、変更が独立していて、追加されたコードの外の領域に影響を与え ない限り、退行のリスクは無いからです。-rc1 がリリースされた後、 @@ -308,9 +309,12 @@ Andrew Morton が Linux-kernel メーリングリストにカーネルリリー バージョン番号が3つの数字に分かれているカーネルは -stable カーネルです。 これには最初の2つのバージョン番号の数字に対応した、 -メインラインリリースで見つかったセキュリティ問題や +メジャーメインラインリリースで見つかったセキュリティ問題や 重大な後戻りに対する比較的小さい重要な修正が含まれます。 +メジャー安定版シリーズのそれぞれのリリースは +バージョン番号の3番目を増加させ、最初の2つの番号は同じ値を保ちます。 + これは、開発/実験的バージョンのテストに協力することに興味が無く、最新 の安定したカーネルを使いたいユーザに推奨するブランチです。 @@ -366,16 +370,10 @@ linux-next の実行テストを行う冒険好きなテスターは大いに歓 バグレポート ------------- -https://bugzilla.kernel.org は Linux カーネル開発者がカーネルのバグを追跡する -場所です。ユーザは見つけたバグの全てをこのツールで報告すべきです。どう -kernel bugzilla を使うかの詳細は、以下を参照してください - - - https://bugzilla.kernel.org/page.cgi?id=faq.html - メインカーネルソースディレクトリにあるファイル -admin-guide/reporting-bugs.rstはカーネルバグらしいものについてどうレポー -トするかの良いテンプレートであり、問題の追跡を助けるためにカーネル開発 -者にとってどんな情報が必要なのかの詳細が書かれています。 +'Documentation/admin-guide/reporting-issues.rst' +は、カーネルバグらしきものの報告の仕方、および、カーネル開発者が問題を +追跡する際の手がかりとなる情報についての詳細を説明しています。 バグレポートの管理 ------------------- @@ -388,15 +386,13 @@ admin-guide/reporting-bugs.rstはカーネルバグらしいものについて 道です、なぜなら多くの人は他人のバグの修正に時間を浪費することを好まな いからです。 -すでにレポートされたバグのために仕事をするためには、 -https://bugzilla.kernel.org に行ってください。もし今後のバグレポートに -ついてアドバイスを受けたいのであれば、bugme-new メーリングリスト(新し -いバグレポートだけがここにメールされる) または bugme-janitor メーリン -グリスト(bugzilla の変更毎にここにメールされる)を購読できます。 - - https://lists.linux-foundation.org/mailman/listinfo/bugme-new - - https://lists.linux-foundation.org/mailman/listinfo/bugme-janitors +すでにレポートされたバグの作業をするためには、興味のあるサブシステムを +見つけ、そのサブシステムのバグの報告先 (多くの場合メーリングリスト、 +稀にバグトラッカー) を MAINTAINERS ファイルで調べてください。 +そのアーカイブで最近の報告を検索し、できそうなものに力を貸してください。 +https://bugzilla.kernel.org でバグ報告を調べようとする人もいるでしょう。 +これは限られた一部のサブシステムのバグ報告と追跡に利用されるとともに、 +とりわけ、カーネル全体に対するバグの登録先となっています。 メーリングリスト ---------------- @@ -621,7 +617,7 @@ Linux カーネルコミュニティは、一度に大量のコードの塊を ントの ChangeLog セクションを見てください - "The Perfect Patch" - http://www.ozlabs.org/~akpm/stuff/tpp.txt + https://www.ozlabs.org/~akpm/stuff/tpp.txt これらはどれも、実行することが時にはとても困難です。これらの例を完璧に 実施するには数年かかるかもしれません。これは継続的な改善のプロセスであ diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/disclaimer-sp.rst b/Documentation/translations/sp_SP/disclaimer-sp.rst new file mode 100644 index 000000000000..a400034e95f9 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/sp_SP/disclaimer-sp.rst @@ -0,0 +1,6 @@ +:orphan: + +.. warning:: + Si tiene alguna duda sobre la exactitud del contenido de esta + traducción, la única referencia válida es la documentación oficial en + inglés. diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/howto.rst b/Documentation/translations/sp_SP/howto.rst new file mode 100644 index 000000000000..f9818d687b54 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/sp_SP/howto.rst @@ -0,0 +1,617 @@ +.. include:: ./disclaimer-sp.rst + +:Original: :ref:`Documentation/process/howto.rst <process_howto>` +:Translator: Carlos Bilbao <carlos.bilbao@amd.com> + +.. _sp_process_howto: + +Cómo participar en el desarrollo del kernel de Linux +==================================================== + +Este documento es el principal punto de partida. Contiene instrucciones +sobre cómo convertirse en desarrollador del kernel de Linux y explica cómo +trabajar con el y en su desarrollo. El documento no tratará ningún aspecto +técnico relacionado con la programación del kernel, pero le ayudará +guiándole por el camino correcto. + +Si algo en este documento quedara obsoleto, envíe parches al maintainer de +este archivo, que se encuentra en la parte superior del documento. + +Introducción +------------ +¿De modo que quiere descubrir como convertirse en un/a desarrollador/a del +kernel de Linux? Tal vez su jefe le haya dicho, "Escriba un driver de +Linux para este dispositivo." El objetivo de este documento en enseñarle +todo cuanto necesita para conseguir esto, describiendo el proceso por el +que debe pasar, y con indicaciones de como trabajar con la comunidad. +También trata de explicar las razones por las cuales la comunidad trabaja +de la forma en que lo hace. + +El kernel esta principalmente escrito en C, con algunas partes que son +dependientes de la arquitectura en ensamblador. Un buen conocimiento de C +es necesario para desarrollar en el kernel. Lenguaje ensamblador (en +cualquier arquitectura) no es necesario excepto que planee realizar +desarrollo de bajo nivel para dicha arquitectura. Aunque no es un perfecto +sustituto para una educación sólida en C y/o años de experiencia, los +siguientes libros sirven, como mínimo, como referencia: + +- "The C Programming Language" de Kernighan e Ritchie [Prentice Hall] +- "Practical C Programming" de Steve Oualline [O'Reilly] +- "C: A Reference Manual" de Harbison and Steele [Prentice Hall] + +El kernel está escrito usando GNU C y la cadena de herramientas GNU. Si +bien se adhiere al estándar ISO C89, utiliza una serie de extensiones que +no aparecen en dicho estándar. El kernel usa un C independiente de entorno, +sin depender de la biblioteca C estándar, por lo que algunas partes del +estándar C no son compatibles. Divisiones de long long arbitrarios o +de coma flotante no son permitidas. En ocasiones, puede ser difícil de +entender las suposiciones que el kernel hace respecto a la cadena de +herramientas y las extensiones que usa, y desafortunadamente no hay +referencia definitiva para estas. Consulte las páginas de información de +gcc (`info gcc`) para obtener información al respecto. + +Recuerde que está tratando de aprender a trabajar con una comunidad de +desarrollo existente. Es un grupo diverso de personas, con altos estándares +de código, estilo y procedimiento. Estas normas han sido creadas a lo +largo del tiempo en función de lo que se ha encontrado que funciona mejor +para un equipo tan grande y geográficamente disperso. Trate de aprender +tanto como le sea posible acerca de estos estándares antes de tiempo, ya +que están bien documentados; no espere que la gente se adapte a usted o a +la forma de hacer las cosas en su empresa. + +Cuestiones legales +------------------ +El código fuente del kernel de Linux se publica bajo licencia GPL. Por +favor, revise el archivo COPYING, presente en la carpeta principal del +código fuente, para detalles de la licencia. Si tiene alguna otra pregunta +sobre licencias, contacte a un abogado, no pregunte en listas de discusión +del kernel de Linux. La gente en estas listas no son abogadas, y no debe +confiar en sus opiniones en materia legal. + +Para preguntas y respuestas más frecuentes sobre la licencia GPL, consulte: + + https://www.gnu.org/licenses/gpl-faq.html + +Documentación +-------------- +El código fuente del kernel de Linux tiene una gran variedad de documentos +que son increíblemente valiosos para aprender a interactuar con la +comunidad del kernel. Cuando se agregan nuevas funciones al kernel, se +recomienda que se incluyan nuevos archivos de documentación que expliquen +cómo usar la función. Cuando un cambio en el kernel hace que la interfaz +que el kernel expone espacio de usuario cambie, se recomienda que envíe la +información o un parche en las páginas del manual que expliquen el cambio +a mtk.manpages@gmail.com, y CC la lista linux-api@vger.kernel.org. + +Esta es la lista de archivos que están en el código fuente del kernel y son +de obligada lectura: + + :ref:`Documentation/admin-guide/README.rst <readme>` + Este archivo ofrece una breve descripción del kernel de Linux y + describe lo que es necesario hacer para configurar y compilar el + kernel. Quienes sean nuevos en el kernel deben comenzar aquí. + + :ref:`Documentation/process/changes.rst <changes>` + Este archivo proporciona una lista de los niveles mínimos de varios + paquetes que son necesarios para construir y ejecutar el kernel + exitosamente. + + :ref:`Documentation/process/coding-style.rst <codingstyle>` + Esto describe el estilo de código del kernel de Linux y algunas de los + razones detrás de esto. Se espera que todo el código nuevo siga las + directrices de este documento. La mayoría de los maintainers solo + aceptarán parches si se siguen estas reglas, y muchas personas solo + revisan el código si tiene el estilo adecuado. + + :ref:`Documentation/process/submitting-patches.rst <submittingpatches>` + Este archivo describe en gran detalle cómo crear con éxito y enviar un + parche, que incluye (pero no se limita a): + + - Contenidos del correo electrónico (email) + - Formato del email + - A quien se debe enviar + + Seguir estas reglas no garantiza el éxito (ya que todos los parches son + sujetos a escrutinio de contenido y estilo), pero en caso de no seguir + dichas reglas, el fracaso es prácticamente garantizado. + Otras excelentes descripciones de cómo crear parches correctamente son: + + "The Perfect Patch" + https://www.ozlabs.org/~akpm/stuff/tpp.txt + + "Linux kernel patch submission format" + https://web.archive.org/web/20180829112450/http://linux.yyz.us/patch-format.html + + :ref:`Documentation/process/stable-api-nonsense.rst <stable_api_nonsense>` + Este archivo describe la lógica detrás de la decisión consciente de + no tener una API estable dentro del kernel, incluidas cosas como: + + - Capas intermedias del subsistema (por compatibilidad?) + - Portabilidad de drivers entre sistemas operativos + - Mitigar el cambio rápido dentro del árbol de fuentes del kernel (o + prevenir cambios rápidos) + + Este documento es crucial para comprender la filosofía del desarrollo + de Linux y es muy importante para las personas que se mudan a Linux + tras desarrollar otros sistemas operativos. + + :ref:`Documentation/admin-guide/security-bugs.rst <securitybugs>` + Si cree que ha encontrado un problema de seguridad en el kernel de + Linux, siga los pasos de este documento para ayudar a notificar a los + desarrolladores del kernel y ayudar a resolver el problema. + + :ref:`Documentation/process/management-style.rst <managementstyle>` + Este documento describe cómo operan los maintainers del kernel de Linux + y los valores compartidos detrás de sus metodologías. Esta es una + lectura importante para cualquier persona nueva en el desarrollo del + kernel (o cualquier persona que simplemente sienta curiosidad por + el campo IT), ya que clarifica muchos conceptos erróneos y confusiones + comunes sobre el comportamiento único de los maintainers del kernel. + + :ref:`Documentation/process/stable-kernel-rules.rst <stable_kernel_rules>` + Este archivo describe las reglas sobre cómo se suceden las versiones + del kernel estable, y qué hacer si desea obtener un cambio en una de + estas publicaciones. + + :ref:`Documentation/process/kernel-docs.rst <kernel_docs>` + Una lista de documentación externa relativa al desarrollo del kernel. + Por favor consulte esta lista si no encuentra lo que están buscando + dentro de la documentación del kernel. + + :ref:`Documentation/process/applying-patches.rst <applying_patches>` + Una buena introducción que describe exactamente qué es un parche y cómo + aplicarlo a las diferentes ramas de desarrollo del kernel. + +El kernel también tiene una gran cantidad de documentos que pueden ser +generados automáticamente desde el propio código fuente o desde +ReStructuredText markups (ReST), como este. Esto incluye un descripción +completa de la API en el kernel y reglas sobre cómo manejar cerrojos +(locking) correctamente. + +Todos estos documentos se pueden generar como PDF o HTML ejecutando:: + + make pdfdocs + make htmldocs + +respectivamente desde el directorio fuente principal del kernel. + +Los documentos que utilizan el markup ReST se generarán en +Documentation/output. También se pueden generar en formatos LaTeX y ePub +con:: + + make latexdocs + make epubdocs + +Convertirse en un/a desarrollador/a de kernel +--------------------------------------------- + +Si no sabe nada sobre el desarrollo del kernel de Linux, debería consultar +el proyecto Linux KernelNewbies: + + https://kernelnewbies.org + +Consiste en una útil lista de correo donde puede preguntar casi cualquier +tipo de pregunta básica de desarrollo del kernel (asegúrese de buscar en +los archivos primero, antes de preguntar algo que ya ha sido respondido en +el pasado.) También tiene un canal IRC que puede usar para hacer preguntas +en tiempo real, y una gran cantidad de documentación útil para ir +aprendiendo sobre el desarrollo del kernel de Linux. + +El sitio web tiene información básica sobre la organización del código, +subsistemas, y proyectos actuales (tanto dentro como fuera del árbol). +También describe alguna información logística básica, como cómo compilar +un kernel y aplicar un parche. + +Si no sabe por dónde quiere empezar, pero quieres buscar alguna tarea que +comenzar a hacer para unirse a la comunidad de desarrollo del kernel, +acuda al proyecto Linux Kernel Janitor: + + https://kernelnewbies.org/KernelJanitors + +Es un gran lugar para comenzar. Describe una lista de problemas +relativamente simples que deben limpiarse y corregirse dentro del código +fuente del kernel de Linux árbol de fuentes. Trabajando con los +desarrolladores a cargo de este proyecto, aprenderá los conceptos básicos +para incluir su parche en el árbol del kernel de Linux, y posiblemente +descubrir en la dirección en que trabajar a continuación, si no tiene ya +una idea. + +Antes de realizar cualquier modificación real al código del kernel de +Linux, es imperativo entender cómo funciona el código en cuestión. Para +este propósito, nada es mejor que leerlo directamente (lo más complicado +está bien comentado), tal vez incluso con la ayuda de herramientas +especializadas. Una de esas herramientas que se recomienda especialmente +es el proyecto Linux Cross-Reference, que es capaz de presentar el código +fuente en un formato de página web indexada y autorreferencial. Una +excelente puesta al día del repositorio del código del kernel se puede +encontrar en: + + https://elixir.bootlin.com/ + +El proceso de desarrollo +------------------------ + +El proceso de desarrollo del kernel de Linux consiste actualmente de +diferentes "branches" (ramas) con muchos distintos subsistemas específicos +a cada una de ellas. Las diferentes ramas son: + + - El código principal de Linus (mainline tree) + - Varios árboles estables con múltiples major numbers + - Subsistemas específicos + - linux-next, para integración y testing + +Mainline tree (Árbol principal) +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +El mainline tree es mantenido por Linus Torvalds, y puede encontrarse en +https://kernel.org o en su repo. El proceso de desarrollo es el siguiente: + + - Tan pronto como se lanza un nuevo kernel, se abre una ventana de dos + semanas, durante este período de tiempo, los maintainers pueden enviar + grandes modificaciones a Linus, por lo general los parches que ya se + han incluido en el linux-next durante unas semanas. La forma preferida + de enviar grandes cambios es usando git (la herramienta de + administración de código fuente del kernel, más información al respecto + en https://git-scm.com/), pero los parches simples también son validos. + - Después de dos semanas, se lanza un kernel -rc1 y la atención se centra + en hacer el kernel nuevo lo más estable ("solido") posible. La mayoría + de los parches en este punto deben arreglar una regresión. Los errores + que siempre han existido no son regresiones, por lo tanto, solo envíe + este tipo de correcciones si son importantes. Tenga en cuenta que se + podría aceptar un controlador (o sistema de archivos) completamente + nuevo después de -rc1 porque no hay riesgo de causar regresiones con + tal cambio, siempre y cuando el cambio sea autónomo y no afecte áreas + fuera del código que se está agregando. git se puede usar para enviar + parches a Linus después de que se lance -rc1, pero los parches también + deben ser enviado a una lista de correo pública para su revisión. + - Se lanza un nuevo -rc cada vez que Linus considera que el árbol git + actual esta en un estado razonablemente sano y adecuado para la prueba. + La meta es lanzar un nuevo kernel -rc cada semana. + - El proceso continúa hasta que el kernel se considera "listo", y esto + puede durar alrededor de 6 semanas. + +Vale la pena mencionar lo que Andrew Morton escribió en las listas de +correo del kernel de Linux, sobre lanzamientos del kernel (traducido): + + *"Nadie sabe cuándo se publicara un nuevo kernel, pues esto sucede + según el estado de los bugs, no de una cronología preconcebida."* + +Varios árboles estables con múltiples major numbers +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +Los kernels con versiones de 3 partes son kernels estables. Estos contienen +correcciones relativamente pequeñas y críticas para problemas de seguridad +o importantes regresiones descubiertas para una publicación de código. +Cada lanzamiento en una gran serie estable incrementa la tercera parte de +la versión número, manteniendo las dos primeras partes iguales. + +Esta es la rama recomendada para los usuarios que quieren la versión +estable más reciente del kernel, y no están interesados en ayudar a probar +versiones en desarrollo/experimentales. + +Los árboles estables son mantenidos por el equipo "estable" +<stable@vger.kernel.org>, y se liberan (publican) según lo dicten las +necesidades. El período de liberación normal es de aproximadamente dos +semanas, pero puede ser más largo si no hay problemas apremiantes. Un +problema relacionado con la seguridad, en cambio, puede causar un +lanzamiento casi instantáneamente. + +El archivo :ref:`Documentación/proceso/stable-kernel-rules.rst <stable_kernel_rules>` +en el árbol del kernel documenta qué tipos de cambios son aceptables para +el árbol estable y cómo funciona el proceso de lanzamiento. + +Subsistemas específicos +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ +Los maintainers de los diversos subsistemas del kernel --- y también muchos +desarrolladores de subsistemas del kernel --- exponen su estado actual de +desarrollo en repositorios fuente. De esta manera, otros pueden ver lo que +está sucediendo en las diferentes áreas del kernel. En áreas donde el +desarrollo es rápido, se le puede pedir a un desarrollador que base sus +envíos en tal árbol del subsistema del kernel, para evitar conflictos entre +este y otros trabajos ya en curso. + +La mayoría de estos repositorios son árboles git, pero también hay otros +SCM en uso, o colas de parches que se publican como series quilt. Las +direcciones de estos repositorios de subsistemas se enumeran en el archivo +MAINTAINERS. Muchos de estos se pueden ver en https://git.kernel.org/. + +Antes de que un parche propuesto se incluya con dicho árbol de subsistemas, +es sujeto a revisión, que ocurre principalmente en las listas de correo +(ver la sección respectiva a continuación). Para varios subsistemas del +kernel, esta revisión se rastrea con la herramienta patchwork. Patchwork +ofrece una interfaz web que muestra publicaciones de parches, cualquier +comentario sobre un parche o revisiones a él, y los maintainers pueden +marcar los parches como en revisión, aceptado, o rechazado. La mayoría de +estos sitios de trabajo de parches se enumeran en + +https://patchwork.kernel.org/. + +linux-next, para integración y testing +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +Antes de que las actualizaciones de los árboles de subsistemas se combinen +con el árbol principal, necesitan probar su integración. Para ello, existe +un repositorio especial de pruebas en el que se encuentran casi todos los +árboles de subsistema, actualizado casi a diario: + + https://git.kernel.org/?p=linux/kernel/git/next/linux-next.git + +De esta manera, linux-next ofrece una perspectiva resumida de lo que se +espera que entre en el kernel principal en el próximo período de "merge" +(fusión de código). Los testers aventureros son bienvenidos a probar +linux-next en ejecución. + +Reportar bugs +------------- + +El archivo 'Documentación/admin-guide/reporting-issues.rst' en el +directorio principal del kernel describe cómo informar un posible bug del +kernel y detalles sobre qué tipo de información necesitan los +desarrolladores del kernel para ayudar a rastrear la fuente del problema. + +Gestión de informes de bugs +------------------------------ + +Una de las mejores formas de poner en práctica sus habilidades de hacking +es arreglando errores reportados por otras personas. No solo ayudará a +hacer el kernel más estable, también aprenderá a solucionar problemas del +mundo real y mejora sus habilidades, y otros desarrolladores se darán +cuenta de tu presencia. La corrección de errores es una de las mejores +formas de ganar méritos entre desarrolladores, porque no a muchas personas +les gusta perder el tiempo arreglando los errores de otras personas. + +Para trabajar en informes de errores ya reportados, busque un subsistema +que le interese. Verifique el archivo MAINTAINERS donde se informan los +errores de ese subsistema; con frecuencia será una lista de correo, rara +vez un rastreador de errores (bugtracker). Busque en los archivos de dicho +lugar para informes recientes y ayude donde lo crea conveniente. También es +posible que desee revisar https://bugzilla.kernel.org para informes de +errores; solo un puñado de subsistemas del kernel lo emplean activamente +para informar o rastrear; sin embargo, todos los errores para todo el kernel +se archivan allí. + +Listas de correo +----------------- + +Como se explica en algunos de los documentos anteriores, la mayoría de +desarrolladores del kernel participan en la lista de correo del kernel de +Linux. Detalles sobre cómo para suscribirse y darse de baja de la lista se +pueden encontrar en: + + http://vger.kernel.org/vger-lists.html#linux-kernel + +Existen archivos de la lista de correo en la web en muchos lugares +distintos. Utilice un motor de búsqueda para encontrar estos archivos. Por +ejemplo: + + http://dir.gmane.org/gmane.linux.kernel + +Es muy recomendable que busque en los archivos sobre el tema que desea +tratar, antes de publicarlo en la lista. Un montón de cosas ya discutidas +en detalle solo se registran en los archivos de la lista de correo. + +La mayoría de los subsistemas individuales del kernel también tienen sus +propias lista de correo donde hacen sus esfuerzos de desarrollo. Revise el +archivo MAINTAINERS para obtener referencias de lo que estas listas para +los diferentes grupos. + +Muchas de las listas están alojadas en kernel.org. La información sobre +estas puede ser encontrada en: + + http://vger.kernel.org/vger-lists.html + +Recuerde mantener buenos hábitos de comportamiento al usar las listas. +Aunque un poco cursi, la siguiente URL tiene algunas pautas simples para +interactuar con la lista (o cualquier lista): + + http://www.albion.com/netiquette/ + +Si varias personas responden a su correo, el CC (lista de destinatarios) +puede hacerse bastante grande. No elimine a nadie de la lista CC: sin una +buena razón, o no responda solo a la dirección de la lista. Acostúmbrese +a recibir correos dos veces, una del remitente y otra de la lista, y no +intente ajustar esto agregando encabezados de correo astutos, a la gente no +le gustará. + +Recuerde mantener intacto el contexto y la atribución de sus respuestas, +mantenga las líneas "El hacker John Kernel escribió ...:" en la parte +superior de su respuesta, y agregue sus declaraciones entre las secciones +individuales citadas en lugar de escribiendo en la parte superior del +correo electrónico. + +Si incluye parches en su correo, asegúrese de que sean texto legible sin +formato como se indica en :ref:`Documentation/process/submitting-patches.rst <submittingpatches>`. +Los desarrolladores del kernel no quieren lidiar con archivos adjuntos o +parches comprimidos; y pueden querer comentar líneas individuales de su +parche, que funciona sólo de esa manera. Asegúrese de emplear un programa +de correo que no altere los espacios ni los tabuladores. Una buena primera +prueba es enviarse el correo a usted mismo, e intentar aplicar su +propio parche. Si eso no funciona, arregle su programa de correo o +reemplace hasta que funcione. + +Sobretodo, recuerde de ser respetuoso con otros subscriptores. + +Colaborando con la comunidad +---------------------------- + +El objetivo de la comunidad del kernel es proporcionar el mejor kernel +posible. Cuando envíe un parche para su aceptación, se revisará en sus +méritos técnicos solamente. Entonces, ¿qué deberías ser? + + - críticas + - comentarios + - peticiones de cambios + - peticiones de justificaciones + - silencio + +Recuerde, esto es parte de introducir su parche en el kernel. Tiene que ser +capaz de recibir críticas y comentarios sobre sus parches, evaluar +a nivel técnico y re-elaborar sus parches o proporcionar razonamiento claro +y conciso de por qué no se deben hacer tales cambios. Si no hay respuestas +a su publicación, espere unos días e intente de nuevo, a veces las cosas se +pierden dado el gran volumen. + +¿Qué no debería hacer? + + - esperar que su parche se acepte sin preguntas + - actuar de forma defensiva + - ignorar comentarios + - enviar el parche de nuevo, sin haber aplicados los cambios pertinentes + +En una comunidad que busca la mejor solución técnica posible, siempre habrá +diferentes opiniones sobre lo beneficioso que es un parche. Tiene que ser +cooperativo y estar dispuesto a adaptar su idea para que encaje dentro +del kernel, o al menos esté dispuesto a demostrar que su idea vale la pena. +Recuerde, estar equivocado es aceptable siempre y cuando estés dispuesto a +trabajar hacia una solución que sea correcta. + +Es normal que las respuestas a su primer parche sean simplemente una lista +de una docena de cosas que debe corregir. Esto **no** implica que su +parche no será aceptado, y **no** es personal. Simplemente corrija todos +los problemas planteados en su parche, y envié otra vez. + +Diferencias entre la comunidad kernel y las estructuras corporativas +-------------------------------------------------------------------- + +La comunidad del kernel funciona de manera diferente a la mayoría de los +entornos de desarrollo tradicionales en empresas. Aquí hay una lista de +cosas que puede intentar hacer para evitar problemas: + + Cosas buenas que decir respecto a los cambios propuestos: + + - "Esto arregla múltiples problemas." + - "Esto elimina 2000 lineas de código." + - "Aquí hay un parche que explica lo que intento describir." + - "Lo he testeado en 5 arquitecturas distintas..." + - "Aquí hay una serie de parches menores que..." + - "Esto mejora el rendimiento en maquinas típicas..." + + Cosas negativas que debe evitar decir: + + - "Lo hicimos así en AIX/ptx/Solaris, de modo que debe ser bueno..." + - "Llevo haciendo esto 20 años, de modo que..." + - "Esto lo necesita mi empresa para ganar dinero" + - "Esto es para la linea de nuestros productos Enterprise" + - "Aquí esta el documento de 1000 paginas describiendo mi idea" + - "Llevo 6 meses trabajando en esto..." + - "Aquí esta un parche de 5000 lineas que..." + - "He rescrito todo el desastre actual, y aquí esta..." + - "Tengo un deadline, y este parche debe aplicarse ahora." + +Otra forma en que la comunidad del kernel es diferente a la mayoría de los +entornos de trabajo tradicionales en ingeniería de software, es la +naturaleza sin rostro de interacción. Una de las ventajas de utilizar el +correo electrónico y el IRC como formas principales de comunicación es la +no discriminación por motivos de género o raza. El entorno de trabajo del +kernel de Linux acepta a mujeres y minorías porque todo lo que eres es una +dirección de correo electrónico. El aspecto internacional también ayuda a +nivelar el campo de juego porque no puede adivinar el género basado en +el nombre de una persona. Un hombre puede llamarse Andrea y una mujer puede +llamarse Pat. La mayoría de las mujeres que han trabajado en el kernel de +Linux y han expresado una opinión han tenido experiencias positivas. + +La barrera del idioma puede causar problemas a algunas personas que no se +sientes cómodas con el inglés. Un buen dominio del idioma puede ser +necesario para transmitir ideas correctamente en las listas de correo, por +lo que le recomendamos que revise sus correos electrónicos para asegurarse +de que tengan sentido en inglés antes de enviarlos. + +Divida sus cambios +--------------------- + +La comunidad del kernel de Linux no acepta con gusto grandes fragmentos de +código, sobretodo a la vez. Los cambios deben introducirse correctamente, +discutidos y divididos en pequeñas porciones individuales. Esto es casi +exactamente lo contrario de lo que las empresas están acostumbradas a hacer. +Su propuesta también debe introducirse muy temprano en el proceso de +desarrollo, de modo que pueda recibir comentarios sobre lo que está +haciendo. También deje que la comunidad sienta que está trabajando con +ellos, y no simplemente usándolos como un vertedero para su función. Sin +embargo, no envíe 50 correos electrónicos a una vez a una lista de correo, +su serie de parches debe casi siempre ser más pequeña que eso. + +Las razones para dividir las cosas son las siguientes: + +1) Los cambios pequeños aumentan la probabilidad de que sus parches sean + aplicados, ya que no requieren mucho tiempo o esfuerzo para verificar su + exactitud. Un parche de 5 líneas puede ser aplicado por un maintainer + con apenas una segunda mirada. Sin embargo, un parche de 500 líneas + puede tardar horas en ser revisado en términos de corrección (el tiempo + que toma es exponencialmente proporcional al tamaño del parche, o algo + así). + + Los parches pequeños también facilitan la depuración cuando algo falla. + Es mucho más fácil retirar los parches uno por uno que diseccionar un + parche muy grande después de haber sido aplicado (y roto alguna cosa). + +2) Es importante no solo enviar pequeños parches, sino también reescribir + y simplificar (o simplemente reordenar) los parches antes de enviarlos. + +Esta es una analogía del desarrollador del kernel Al Viro (traducida): + + *"Piense en un maestro que califica la tarea de un estudiante de + matemáticas. El maestro no quiere ver los intentos y errores del + estudiante antes de que se les ocurriera la solución. Quiere ver la + respuesta más limpia y elegante. Un buen estudiante lo sabe, y nunca + presentaría su trabajo intermedio antes de tener la solución final.* + + *Lo mismo ocurre con el desarrollo del kernel. Los maintainers y + revisores no quieren ver el proceso de pensamiento detrás de la solución + al problema que se está resolviendo. Quieren ver un solución simple y + elegante."* + +Puede resultar un reto mantener el equilibrio entre presentar una solución +elegante y trabajar junto a la comunidad, discutiendo su trabajo inacabado. +Por lo tanto, es bueno comenzar temprano en el proceso para obtener +"feedback" y mejorar su trabajo, pero también mantenga sus cambios en +pequeños trozos que pueden ser aceptados, incluso cuando toda su labor no +está listo para inclusión en un momento dado. + +También tenga en cuenta que no es aceptable enviar parches para su +inclusión que están sin terminar y serán "arreglados más tarde". + +Justifique sus cambios +---------------------- + +Además de dividir sus parches, es muy importante que deje a la comunidad de +Linux sabe por qué deberían agregar este cambio. Nuevas características +debe justificarse como necesarias y útiles. + +Documente sus cambios +--------------------- + +Cuando envíe sus parches, preste especial atención a lo que dice en el +texto de su correo electrónico. Esta información se convertirá en el +ChangeLog del parche, y se conservará para que todos la vean, todo el +tiempo. Debe describir el parche por completo y contener: + + - por qué los cambios son necesarios + - el diseño general de su propuesta + - detalles de implementación + - resultados de sus experimentos + +Para obtener más detalles sobre cómo debería quedar todo esto, consulte la +sección ChangeLog del documento: + + "The Perfect Patch" + https://www.ozlabs.org/~akpm/stuff/tpp.txt + +Todas estas cuestiones son a veces son muy difíciles de conseguir. Puede +llevar años perfeccionar estas prácticas (si es que lo hace). Es un proceso +continuo de mejora que requiere mucha paciencia y determinación. Pero no se +rinda, es posible. Muchos lo han hecho antes, y cada uno tuvo que comenzar +exactamente donde está usted ahora. + +---------- + +Gracias a Paolo Ciarrocchi que permitió que la sección "Development Process" +se basara en el texto que había escrito (https://lwn.net/Articles/94386/), +y a Randy Dunlap y Gerrit Huizenga por algunas de la lista de cosas que +debes y no debes decir. También gracias a Pat Mochel, Hanna Linder, Randy +Dunlap, Kay Sievers, Vojtech Pavlik, Jan Kara, Josh Boyer, Kees Cook, +Andrew Morton, Andi Kleen, Vadim Lobanov, Jesper Juhl, Adrian Bunk, +Keri Harris, Frans Pop, David A. Wheeler, Junio Hamano, Michael Kerrisk y +Alex Shepard por su revisión, comentarios y contribuciones. Sin su ayuda, +este documento no hubiera sido posible. + +Maintainer: Greg Kroah-Hartman <greg@kroah.com> diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/index.rst b/Documentation/translations/sp_SP/index.rst new file mode 100644 index 000000000000..5c2a2131524b --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/sp_SP/index.rst @@ -0,0 +1,81 @@ + +===================== +Traducción al español +===================== + +.. raw:: latex + + \kerneldocCJKoff + +:maintainer: Carlos Bilbao <carlos.bilbao@amd.com> + +.. _sp_disclaimer: + +Advertencia +=========== + +El objetivo de esta traducción es facilitar la lectura y comprensión para +aquellos que no entiendan inglés o duden de sus interpretaciones, o +simplemente para aquellos que prefieran leer en el idioma español. Sin +embargo, tenga en cuenta que la *única* documentación oficial es la que +está en inglés: :ref:`linux_doc` + +La propagación simultánea de la traducción de una modificación en +:ref:`linux_doc` es altamente improbable. Los maintainers y colaboradores +de la traducción intentan mantener sus traducciones al día, en tanto les +es posible. Por tanto, no existe ninguna garantía de que una traducción +esté actualizada con las últimas modificaciones. Si lo que lee en una +traducción no se corresponde con lo que ve en el código fuente, informe +al maintainer de la traducción y, si puede, consulte la documentación en +inglés. + +Una traducción no es una * bifurcación * de la documentación oficial, por +lo que los usuarios no encontrarán aquí ninguna información que no sea la +versión oficial. Cualquier adición, supresión o modificación de los +contenidos deberá ser realizada anteriormente en los documentos en inglés. +Posteriormente, y cuando sea posible, dicho cambio debería aplicarse +también a las traducciones. Los maintainers de las traducciones aceptan +contribuciones que son puramente de interés relativo a la traducción (por +ejemplo, nuevas traducciones, actualizaciones, correcciones, etc.). + +Las traducciones tratan de ser lo más precisas posible pero no es posible +convertir directamente un idioma a otro. Cada idioma tiene su propia +gramática, y una cultura tras ella, por lo tanto, la traducción de una +oración al inglés se podría modificar para adaptarla al español. Por esta +razón, cuando lea esta traducción, puede encontrar algunas diferencias en +la forma, pero todavía transmiten el mensaje original. A pesar de la gran +difusión del inglés en el idioma hablado, cuando sea posible, expresiones +en inglés serán reemplazadas por las palabras correspondientes en español. + +Si necesita ayuda para comunicarse con la comunidad de Linux pero no se +siente cómodo escribiendo en inglés, puede pedir ayuda al maintainer para +obtener una traducción. + +Muchos países hablan español, cada uno con su propia cultura, expresiones, +y diferencias gramaticales en ocasiones significativas. Las traducciones de +los maintainers pueden utilizar el español con el que dichos maintainers se +sientan más cómodos. En principio, estas pequeñas diferencias no deberían +suponer una gran barrera para hablantes de distintas versiones del español, +pero en caso de duda se puede consultar a los maintainers. + +La documentación del kernel Linux +================================= + +Este es el nivel superior de la documentación del kernel en idioma español. +La traducción es incompleta, y podría encontrar advertencias que indiquen +la falta de una traducción o de un grupo de traducciones. + +En términos más generales, la documentación, como el kernel mismo, están en +constante desarrollo. Las mejoras en la documentación siempre son +bienvenidas; de modo que, si desea ayudar, únase a la lista de correo +linux-doc en vger.kernel.org. + +Traducciones al español +======================= + +.. toctree:: + :maxdepth: 1 + + howto + process/index + wrappers/memory-barriers diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/memory-barriers.txt b/Documentation/translations/sp_SP/memory-barriers.txt new file mode 100644 index 000000000000..f62bd797216d --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/sp_SP/memory-barriers.txt @@ -0,0 +1,3134 @@ +NOTE: +This is a version of Documentation/memory-barriers.txt translated into +Spanish by Carlos Bilbao <carlos.bilbao@amd.com>. If you find any +difference between this document and the original file or a problem with +the translation, please contact the maintainer of this file. Please also +note that the purpose of this file is to be easier to read for non English +(read: Spanish) speakers and is not intended as a fork. So if you have any +comments or updates for this file please update the original English file +first. The English version is definitive, and readers should look there if +they have any doubt. + + ====================================== + BARRERAS DE MEMORIA EN EL KERNEL LINUX + ====================================== + +Documento original: David Howells <dhowells@redhat.com> + Paul E. McKenney <paulmck@linux.ibm.com> + Will Deacon <will.deacon@arm.com> + Peter Zijlstra <peterz@infradead.org> + +Traducido por: Carlos Bilbao <carlos.bilbao@amd.com> +Nota: Si tiene alguna duda sobre la exactitud del contenido de esta +traducción, la única referencia válida es la documentación oficial en +inglés. + +=========== +ADVERTENCIA +=========== + +Este documento no es una especificación; es intencionalmente (por motivos +de brevedad) y sin querer (por ser humanos) incompleta. Este documento +pretende ser una guía para usar las diversas barreras de memoria +proporcionadas por Linux, pero ante cualquier duda (y hay muchas) por favor +pregunte. Algunas dudas pueden ser resueltas refiriéndose al modelo de +consistencia de memoria formal y documentación en tools/memory-model/. Sin +embargo, incluso este modelo debe ser visto como la opinión colectiva de +sus maintainers en lugar de que como un oráculo infalible. + +De nuevo, este documento no es una especificación de lo que Linux espera +del hardware. + +El propósito de este documento es doble: + + (1) especificar la funcionalidad mínima en la que se puede confiar para + cualquier barrera en concreto, y + + (2) proporcionar una guía sobre cómo utilizar las barreras disponibles. + +Tenga en cuenta que una arquitectura puede proporcionar más que el +requisito mínimo para cualquier barrera en particular, pero si la +arquitectura proporciona menos de eso, dicha arquitectura es incorrecta. + +Tenga en cuenta también que es posible que una barrera no valga (sea no-op) +para alguna arquitectura porque por la forma en que funcione dicha +arquitectura, la barrera explícita resulte innecesaria en ese caso. + +========== +CONTENIDOS +========== + + (*) Modelo abstracto de acceso a memoria. + + - Operaciones del dispositivo. + - Garantías. + + (*) ¿Qué son las barreras de memoria? + + - Variedades de barrera de memoria. + - ¿Qué no se puede asumir sobre las barreras de memoria? + - Barreras de dirección-dependencia (históricas). + - Dependencias de control. + - Emparejamiento de barreras smp. + - Ejemplos de secuencias de barrera de memoria. + - Barreras de memoria de lectura frente a especulación de carga. + - Atomicidad multicopia. + + (*) Barreras explícitas del kernel. + + - Barrera del compilador. + - Barreras de memoria de la CPU. + + (*) Barreras de memoria implícitas del kernel. + + - Funciones de adquisición de cerrojo. + - Funciones de desactivación de interrupciones. + - Funciones de dormir y despertar. + - Funciones varias. + + (*) Efectos de barrera adquiriendo intra-CPU. + + - Adquisición vs accesos a memoria. + + (*) ¿Dónde se necesitan barreras de memoria? + + - Interacción entre procesadores. + - Operaciones atómicas. + - Acceso a dispositivos. + - Interrupciones. + + (*) Efectos de barrera de E/S del kernel. + + (*) Modelo de orden mínimo de ejecución asumido. + + (*) Efectos de la memoria caché de la CPU. + + - Coherencia de caché. + - Coherencia de caché frente a DMA. + - Coherencia de caché frente a MMIO. + + (*) Cosas que hacen las CPU. + + - Y luego está el Alfa. + - Guests de máquinas virtuales. + + (*) Ejemplos de usos. + + - Buffers circulares. + + (*) Referencias. + + +==================================== +MODELO ABSTRACTO DE ACCESO A MEMORIA +==================================== + +Considere el siguiente modelo abstracto del sistema: + + : : + : : + : : + +-------+ : +--------+ : +-------+ + | | : | | : | | + | | : | | : | | + | CPU 1 |<----->| Memoria|<----->| CPU 2 | + | | : | | : | | + | | : | | : | | + +-------+ : +--------+ : +-------+ + ^ : ^ : ^ + | : | : | + | : | : | + | : v : | + | : +--------+ : | + | : | | : | + | : | Disposi| : | + +---------->| tivo |<----------+ + : | | : + : | | : + : +--------+ : + : : + +Cada CPU ejecuta un programa que genera operaciones de acceso a la memoria. +En la CPU abstracta, el orden de las operaciones de memoria es muy +relajado, y una CPU en realidad puede realizar las operaciones de memoria +en el orden que desee, siempre que la causalidad del programa parezca +mantenerse. De manera similar, el compilador también puede organizar las +instrucciones que emite en el orden que quiera, siempre que no afecte al +funcionamiento aparente del programa. + +Entonces, en el diagrama anterior, los efectos de las operaciones de +memoria realizadas por un CPU son percibidos por el resto del sistema a +medida que las operaciones cruzan la interfaz entre la CPU y el resto del +sistema (las líneas discontinuas a puntos). + +Por ejemplo, considere la siguiente secuencia de eventos: + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============== + { A == 1; B == 2 } + A = 3; x = B; + B = 4; y = A; + +El conjunto de accesos visto por el sistema de memoria en el medio se puede +organizar en 24 combinaciones diferentes (donde LOAD es cargar y STORE es +guardar): + +STORE A=3, STORE B=4, y=LOAD A->3, x=LOAD B->4 +STORE A=3, STORE B=4, x=LOAD B->4, y=LOAD A->3 +STORE A=3, y=LOAD A->3, STORE B=4, x=LOAD B->4 +STORE A=3, y=LOAD A->3, x=LOAD B->2, STORE B=4 +STORE A=3, x=LOAD B->2, STORE B=4, y=LOAD A->3 +STORE A=3, x=LOAD B->2, y=LOAD A->3, STORE B=4 +STORE B=4, STORE A=3, y=LOAD A->3, x=LOAD B->4 +STORE B=4, ... +... + +y por lo tanto puede resultar en cuatro combinaciones diferentes de +valores: + +x == 2, y == 1 +x == 2, y == 3 +x == 4, y == 1 +x == 4, y == 3 + +Además, los stores asignados por una CPU al sistema de memoria pueden no +ser percibidos por los loads realizados por otra CPU en el mismo orden en +que fueron realizados. + +Como otro ejemplo, considere esta secuencia de eventos: + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============== + { A == 1, B == 2, C == 3, P == &A, Q == &C } + B = 4; Q = P; + P = &B; D = *Q; + +Aquí hay una dependencia obvia de la dirección, ya que el valor cargado en +D depende en la dirección recuperada de P por la CPU 2. Al final de la +secuencia, cualquiera de los siguientes resultados son posibles: + + (Q == &A) y (D == 1) + (Q == &B) y (D == 2) + (Q == &B) y (D == 4) + +Tenga en cuenta que la CPU 2 nunca intentará cargar C en D porque la CPU +cargará P en Q antes de emitir la carga de *Q. + +OPERACIONES DEL DISPOSITIVO +--------------------------- + +Algunos dispositivos presentan sus interfaces de control como colecciones +de ubicaciones de memoria, pero el orden en que se accede a los registros +de control es muy importante. Por ejemplo, imagine una tarjeta ethernet con +un conjunto de registros a los que se accede a través de un registro de +puerto de dirección (A) y un registro de datos del puerto (D). Para leer el +registro interno 5, el siguiente código podría entonces ser usado: + + *A = 5; + x = *D; + +pero esto podría aparecer como cualquiera de las siguientes dos secuencias: + + STORE *A = 5, x = LOAD *D + x = LOAD *D, STORE *A = 5 + +el segundo de las cuales casi con certeza resultará en mal funcionamiento, +ya que se estableció la dirección _después_ de intentar leer el registro. + + +GARANTÍAS +--------- + +Hay algunas garantías mínimas que se pueden esperar de una CPU: + + (*) En cualquier CPU dada, los accesos a la memoria dependiente se + emitirán en orden, con respeto a sí mismo. Esto significa que para: + + Q = READ_ONCE(P); D = READ_ONCE(*Q); + + donde READ_ONCE() es LEER_UNA_VEZ(), la CPU emitirá las siguientes + operaciones de memoria: + + Q = LOAD P, D = LOAD *Q + + y siempre en ese orden. Sin embargo, en DEC Alpha, READ_ONCE() también + emite una instrucción de barrera de memoria, de modo que una CPU DEC + Alpha, sin embargo emite las siguientes operaciones de memoria: + + Q = LOAD P, MEMORY_BARRIER, D = LOAD *Q, MEMORY_BARRIER + + Ya sea en DEC Alpha o no, READ_ONCE() también evita que el compilador + haga cosas inapropiadas. + + (*) Los loads y stores superpuestos dentro de una CPU en particular + parecerán ser ordenados dentro de esa CPU. Esto significa que para: + + a = READ_ONCE(*X); WRITE_ONCE(*X, b); + + donde WRITE_ONCE() es ESCRIBIR_UNA_VEZ(), la CPU solo emitirá la + siguiente secuencia de operaciones de memoria: + + a = LOAD *X, STORE *X = b + + Y para: + + WRITE_ONCE(*X, c); d = READ_ONCE(*X); + + la CPU solo emitirá: + + STORE *X = c, d = LOAD *X + + (Los loads y stores se superponen si están destinados a piezas + superpuestas de memoria). + +Y hay una serie de cosas que _deben_ o _no_ deben asumirse: + + (*) _No_debe_ asumirse que el compilador hará lo que usted quiera + con referencias de memoria que no están protegidas por READ_ONCE() y + WRITE ONCE(). Sin ellos, el compilador tiene derecho a hacer todo tipo + de transformaciones "creativas", que se tratan en la sección BARRERA + DEL COMPILADOR. + + (*) _No_debe_ suponerse que se emitirán loads y stores independientes + en el orden dado. Esto significa que para: + + X = *A; Y = *B; *D = Z; + + podemos obtener cualquiera de las siguientes secuencias: + + X = LOAD *A, Y = LOAD *B, STORE *D = Z + X = LOAD *A, STORE *D = Z, Y = LOAD *B + Y = LOAD *B, X = LOAD *A, STORE *D = Z + Y = LOAD *B, STORE *D = Z, X = LOAD *A + STORE *D = Z, X = LOAD *A, Y = LOAD *B + STORE *D = Z, Y = LOAD *B, X = LOAD *A + + (*) Se _debe_ suponer que los accesos de memoria superpuestos pueden + fusionarse o ser descartados. Esto significa que para: + + X = *A; Y = *(A + 4); + + podemos obtener cualquiera de las siguientes secuencias: + +X = LOAD *A; Y = LOAD *(A + 4); +Y = LOAD *(A + 4); X = LOAD *A; +{X, Y} = LOAD {*A, *(A + 4) }; + + Y para: + +*A = X; *(A + 4) = Y; + + podemos obtener cualquiera de: + +STORE *A = X; STORE *(A + 4) = Y; +STORE *(A + 4) = Y; STORE *A = X; +STORE {*A, *(A + 4) } = {X, Y}; + +Y hay anti-garantías: + +(*) Estas garantías no se aplican a los campos de bits, porque los + compiladores a menudo generan código para modificarlos usando + secuencias de lectura-modificación-escritura no atómica. No intente + utilizar campos de bits para sincronizar algoritmos paralelos. + +(*) Incluso en los casos en que los campos de bits están protegidos por + cerrojos (o "cerrojos", o "locks"), todos los componentes en un campo + de bits dado deben estar protegidos por un candado. Si dos campos en un + campo de bits dado están protegidos por diferentes locks, las + secuencias de lectura-modificación-escritura no atómicas del lock + pueden causar una actualización a una campo para corromper el valor de + un campo adyacente. + +(*) Estas garantías se aplican solo a escalares correctamente alineados y + dimensionados. De "tamaño adecuado" significa actualmente variables que + son del mismo tamaño que "char", "short", "int" y "long". + "Adecuadamente alineado" significa la alineación natural, por lo tanto, + no hay restricciones para "char", alineación de dos bytes para "short", + alineación de cuatro bytes para "int", y alineación de cuatro u ocho + bytes para "long", en sistemas de 32 y 64 bits, respectivamente. Tenga + en cuenta que estos garantías se introdujeron en el estándar C11, así + que tenga cuidado cuando utilice compiladores anteriores a C11 (por + ejemplo, gcc 4.6). La parte de la norma que contiene esta garantía es + la Sección 3.14, que define "ubicación de memoria" de la siguiente + manera: + + ubicación de memoria + ya sea un objeto de tipo escalar, o una secuencia máxima + de campos de bits adyacentes, todos con ancho distinto de cero + + NOTE 1: Dos hilos de ejecución pueden actualizar y acceder + ubicaciones de memoria separadas sin interferir entre + ellos. + + NOTE 2: Un campo de bits y un miembro adyacente que no es un campo de + bits están en ubicaciones de memoria separadas. Lo mismo sucede con + dos campos de bits, si uno se declara dentro de un declaración de + estructura anidada y el otro no, o si las dos están separados por una + declaración de campo de bits de longitud cero, o si están separados por + un miembro no declarado como campo de bits. No es seguro actualizar + simultáneamente dos campos de bits en la misma estructura si entre + todos los miembros declarados también hay campos de bits, sin importar + cuál resulta ser el tamaño de estos campos de bits intermedios. + + +================================== +¿QUÉ SON LAS BARRERAS DE MEMORIA? +================================== + +Como se puede leer arriba, las operaciones independientes de memoria se +realizan de manera efectiva en orden aleatorio, pero esto puede ser un +problema para la interacción CPU-CPU y para la E/S ("I/O"). Lo que se +requiere es alguna forma de intervenir para instruir al compilador y al +CPU para restringir el orden. + +Las barreras de memoria son este tipo de intervenciones. Imponen una +percepción de orden parcial, sobre las operaciones de memoria a ambos lados +de la barrera. + +Tal cumplimiento es importante porque las CPUs y otros dispositivos en un +sistema pueden usar una variedad de trucos para mejorar el rendimiento, +incluido el reordenamiento, diferimiento y combinación de operaciones de +memoria; cargas especulativas; predicción de "branches" especulativos y +varios tipos de almacenamiento en caché. Las barreras de memoria se +utilizan para anular o suprimir estos trucos, permitiendo que el código +controle sensatamente la interacción de múltiples CPU y/o dispositivos. + + +VARIEDADES DE BARRERA DE MEMORIA +--------------------------------- + +Las barreras de memoria vienen en cuatro variedades básicas: + + (1) Barreras de memoria al escribir o almacenar (Write or store memory + barriers). + + Una barrera de memoria de escritura garantiza que todas las + operaciones de STORE especificadas antes de que la barrera aparezca + suceden antes de todas las operaciones STORE especificadas después + de la barrera, con respecto a los otros componentes del sistema. + + Una barrera de escritura es un orden parcial solo en los stores; No + es requerido que tenga ningún efecto sobre los loads. + + Se puede considerar que una CPU envía una secuencia de operaciones de + store al sistema de memoria a medida que pasa el tiempo. Todos los + stores _antes_ de una barrera de escritura ocurrirán _antes_ de todos + los stores después de la barrera de escritura. + + [!] Tenga en cuenta que las barreras de escritura normalmente deben + combinarse con read o barreras de address-dependency barriers + (dependencia de dirección); consulte la subsección + "Emparejamiento de barreras smp". + + + (2) Barrera de dependencia de dirección (histórico). + + Una barrera de dependencia de dirección es una forma más débil de + barrera de lectura. En el caso de que se realicen dos loads de manera + que la segunda dependa del resultado de la primera (por ejemplo: el + primer load recupera la dirección a la que se dirigirá el segundo + load), una barrera de dependencia de dirección sería necesaria para + asegurarse de que el objetivo de la segunda carga esté actualizado + después de acceder a la dirección obtenida por la primera carga. + + Una barrera de dependencia de direcciones es una ordenación parcial en + laods de direcciones interdependientes; no se requiere que tenga + ningún efecto en los stores, ya sean cargas de memoria o cargas + de memoria superpuestas. + + Como se mencionó en (1), las otras CPU en el sistema pueden verse como + secuencias de stores en el sistema de memoria que la considerada CPU + puede percibir. Una barrera de dependencia de dirección emitida por + la CPU en cuestión garantiza que para cualquier carga que la preceda, + si esa carga toca alguna secuencia de stores de otra CPU, entonces + en el momento en que la barrera se complete, los efectos de todos los + stores antes del cambio del load serán perceptibles por cualquier + carga emitida después la barrera de la dependencia de la dirección. + + Consulte la subsección "Ejemplos de secuencias de barrera de memoria" + para ver los diagramas mostrando las restricciones de orden. + + [!] Tenga en cuenta que la primera carga realmente tiene que tener una + dependencia de _dirección_ y no es una dependencia de control. Si la + dirección para la segunda carga depende de la primera carga, pero la + dependencia es a través de un condicional en lugar de -en realidad- + cargando la dirección en sí, entonces es una dependencia de _control_ + y se requiere una barrera de lectura completa o superior. Consulte la + subsección "Dependencias de control" para más información. + + [!] Tenga en cuenta que las barreras de dependencia de dirección + normalmente deben combinarse con barreras de escritura; consulte la + subsección "Emparejamiento de barreras smp". + + [!] Desde el kernel v5.9, se eliminó la API del kernel para barreras + de memoria de direcciones explícitas. Hoy en día, las APIs para marcar + cargas de variables compartidas, como READ_ONCE() y rcu_dereference(), + proporcionan barreras de dependencia de dirección implícitas. + + (3) Barreras de memoria al leer o cargar (Read or load memory + barriers). + + Una barrera de lectura es una barrera de dependencia de direcciones, + más una garantía de que todas las operaciones de LOAD especificadas + antes de la barrera parecerán ocurrir antes de todas las operaciones + de LOAD especificadas después de la barrera con respecto a los demás + componentes del sistema. + + Una barrera de lectura es un orden parcial solo en cargas; no es + necesario que tenga ningún efecto en los stores. + + Las barreras de memoria de lectura implican barreras de dependencia de + direcciones, y por tanto puede sustituirlas por estas. + + [!] Tenga en mente que las barreras de lectura normalmente deben + combinarse con barreras de escritura; consulte la subsección + "Emparejamiento de barreras smp". + + (4) Barreras de memoria generales + + Una barrera de memoria general proporciona la garantía de que todas + las operaciones LOAD y STORE especificadas antes de que la barrera + aparezca suceden antes de que todas las operaciones LOAD y STORE + especificadas después de la barrera con respecto a los demás + componentes del sistema. + + Una barrera de memoria general es un orden parcial tanto en + operaciones de carga como de almacenamiento. + + Las barreras de memoria generales implican barreras de memoria tanto + de lectura como de escritura, de modo que pueden sustituir a + cualquiera. + +Y un par de variedades implícitas: + + (5) ACQUIRE (de adquisición). + + Esto actúa como una barrera permeable unidireccional. Garantiza que + toda las operaciones de memoria después de la operación ACQUIRE + parezcan suceder después de la ACQUIRE con respecto a los demás + componentes del sistema. Las operaciones ACQUIRE incluyen operaciones + LOCK y smp_load_acquire(), y operaciones smp_cond_load_acquire(). + + Las operaciones de memoria que ocurren antes de una operación ACQUIRE + pueden parecer suceder después de que se complete. + + Una operación ACQUIRE casi siempre debe estar emparejada con una + operación RELEASE (de liberación). + + + (6) Operaciones RELEASE (de liberación). + + Esto también actúa como una barrera permeable unidireccional. + Garantiza que todas las operaciones de memoria antes de la operación + RELEASE parecerán ocurrir antes de la operación RELEASE con respecto a + los demás componentes del sistema. Las operaciones de RELEASE incluyen + operaciones de UNLOCK y operaciones smp_store_release(). + + Las operaciones de memoria que ocurren después de una operación + RELEASE pueden parecer suceder antes de que se complete. + + El uso de las operaciones ACQUIRE y RELEASE generalmente excluye la + necesidad de otros tipos de barrera de memoria. Además, un par + RELEASE+ACQUIRE NO garantiza actuar como una barrera de memoria + completa. Sin embargo, después de un ACQUIRE de una variable dada, + todos los accesos a la memoria que preceden a cualquier anterior + RELEASE en esa misma variable están garantizados como visibles. En + otras palabras, dentro de la sección crítica de una variable dada, + todos los accesos de todas las secciones críticas anteriores para esa + variable habrán terminado de forma garantizada. + + Esto significa que ACQUIRE actúa como una operación mínima de + "adquisición" y RELEASE actúa como una operación mínima de + "liberación". + +Un subconjunto de las operaciones atómicas descritas en atomic_t.txt +contiene variantes de ACQUIRE y RELEASE, además de definiciones +completamente ordenadas o relajadas (sin barrera semántica). Para +composiciones atómicas que realizan tanto un load como store, la semántica +ACQUIRE se aplica solo a la carga y la semántica RELEASE se aplica sólo a +la parte de la operación del store. + +Las barreras de memoria solo son necesarias cuando existe la posibilidad de +interacción entre dos CPU o entre una CPU y un dispositivo. Si se puede +garantizar que no habrá tal interacción en ninguna pieza de código en +particular, entonces las barreras de memoria son innecesarias en ese +fragmento de código. + +Tenga en cuenta que estas son las garantías _mínimas_. Diferentes +arquitecturas pueden proporcionar garantías más sustanciales, pero no se +puede confiar en estas fuera de esa arquitectura en específico. + + +¿QUÉ NO SE PUEDE ASUMIR SOBRE LAS BARRERAS DE LA MEMORIA? +--------------------------------------------------------- + +Hay ciertas cosas que las barreras de memoria del kernel Linux no +garantizan: + + (*) No hay garantía de que ninguno de los accesos a la memoria + especificados antes de una barrera de memoria estará _completo_ al + completarse una instrucción de barrera de memoria; se puede considerar + que la barrera dibuja una línea en la cola de acceso del CPU que no + pueden cruzar los accesos del tipo correspondiente. + + (*) No hay garantía de que la emisión de una barrera de memoria en una CPU + tenga cualquier efecto directo en otra CPU o cualquier otro hardware + en el sistema. El efecto indirecto será el orden en que la segunda CPU + ve los efectos de los primeros accesos que ocurren de la CPU, pero lea + el siguiente argumento: + + (*) No hay garantía de que una CPU vea el orden correcto de los efectos + de los accesos de una segunda CPU, incluso _si_ la segunda CPU usa una + barrera de memoria, a menos que la primera CPU _también_ use una + barrera de memoria coincidente (vea el subapartado "Emparejamiento de + barrera SMP"). + + (*) No hay garantía de que alguna pieza intermedia fuera del hardware[*] + del CPU no reordenará los accesos a la memoria. Los mecanismos de + coherencia de caché del CPU deben propagar los efectos indirectos de + una barrera de memoria entre las CPU, pero es posible que no lo hagan + en orden. + + [*] Para obtener información sobre bus mastering DMA y coherencia, lea: + + Documentation/driver-api/pci/pci.rst + Documentation/core-api/dma-api-howto.rst + Documentation/core-api/dma-api.rst + + +BARRERA DE DEPENDENCIA DE DIRECCIÓN (HISTÓRICO) +----------------------------------------------- + +A partir de la versión 4.15 del kernel Linux, se agregó un smp_mb() a +READ_ONCE() para DEC Alpha, lo que significa que las únicas personas que +necesitan prestar atención a esta sección son aquellas que trabajan en el +código específico de la arquitectura DEC Alpha y aquellas que trabajan en +READ_ONCE() por dentro. Para aquellos que lo necesitan, y para aquellos que +estén interesados desde un punto de vista histórico, aquí está la historia +de las barreras de dependencia de dirección. + +[!] Si bien las dependencias de direcciones se observan tanto en carga a +carga como en relaciones de carga a store, las barreras de dependencia de +dirección no son necesarias para situaciones de carga a store. + +El requisito de las barreras de dependencia de dirección es un poco sutil, +y no siempre es obvio que sean necesarias. Para ilustrar, considere la +siguiente secuencia de eventos: + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============== + { A == 1, B == 2, C == 3, P == &A, Q == &C } + B = 4; + <barrera de escritura> + WRITE_ONCE(P, &B); + Q = READ_ONCE_OLD(P); + D = *Q; + +[!] READ_ONCE_OLD() corresponde a READ_ONCE() del kernel anterior a 4.15, +que no implica una barrera de dependencia de direcciones. + +Hay una clara dependencia de dirección aquí, y parecería que al final de +la secuencia, Q debe ser &A o &B, y que: + + (Q == &A) implica (D == 1) + (Q == &B) implica (D == 4) + +¡Pero! La percepción de la CPU 2 de P puede actualizarse _antes_ de su +percepción de B, por lo tanto dando lugar a la siguiente situación: + + (Q == &B) y (D == 2) ???? + +Si bien esto puede parecer una falla en el mantenimiento de la coherencia +o la causalidad, no lo es, y este comportamiento se puede observar en +ciertas CPU reales (como DEC Alfa). + +Para lidiar con esto, READ_ONCE() proporciona una barrera de dependencia +de dirección implícita desde el lanzamiento del kernel v4.15: + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============== + { A == 1, B == 2, C == 3, P == &A, Q == &C } + B = 4; + <barrera de escritura> + WRITE_ONCE(P, &B); + Q = READ_ONCE(P); + <barrera de dependencia de dirección implícita> + D = *Q; + +Esto refuerza la ocurrencia de una de las dos implicaciones, y previene la +tercera posibilidad de surgir. + + +[!] Tenga en cuenta que esta situación extremadamente contraria a la +intuición surge más fácilmente en máquinas con cachés divididos, de modo +que, por ejemplo, un banco de caché procesa líneas de caché pares y el otro +banco procesa líneas impares de caché. El puntero P podría almacenarse en +una línea de caché impar y la variable B podría almacenarse en una línea de +caché con número par. Entonces, si el banco de números pares de la memoria +caché de la CPU de lectura está extremadamente ocupado mientras que el +banco impar está inactivo, uno podría ver el nuevo valor del puntero P +(&B), pero el antiguo valor de la variable B (2). + + +No se requiere una barrera de dependencia de dirección para ordenar +escrituras dependientes porque las CPU que admite el kernel Linux no +escriben hasta que están seguros (1) de que la escritura realmente +sucederá, (2) de la ubicación de la escritura, y (3) del valor a escribir. +Pero, por favor, lea atentamente la sección "DEPENDENCIAS DEL CONTROL" y el +archivo Documentation/RCU/rcu_dereference.rst: el compilador puede romperse +y romper dependencias en muchas formas altamente creativas. + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============== + { A == 1, B == 2, C = 3, P == &A, Q == &C } + B = 4; + <barrera de escritura> + WRITE_ONCE(P, &B); + Q = READ_ONCE_OLD(P); + WRITE_ONCE(*Q, 5); + +Por lo tanto, no se requiere ninguna barrera de dependencia de direcciones +para ordenar la lectura en Q con el load en *Q. En otras palabras, este +resultado está prohibido, incluso sin una barrera de dependencia de +dirección implícita del READ_ONCE() moderno: + + (Q == &B) && (B == 4) + +Tenga en cuenta que este patrón debe ser raro. Después de todo, el objetivo +del orden de dependencia es -prevenir- escrituras en la estructura de +datos, junto con los costosos errores de caché asociados con tales +escrituras. Este patrón se puede utilizar para registrar raras condiciones +de error y similares, y el orden natural de las CPUs evita que se pierdan +tales registros. + + +Tenga en cuenta que el orden proporcionado por una dependencia de dirección +es local para la CPU que lo contiene. Lea la sección sobre "Atomicidad +multicopia" para más información. + + +La barrera de dependencia de dirección es muy importante para el sistema +RCU, por ejemplo. Vea rcu_assign_pointer() y rcu_dereference() en +include/linux/rcupdate.h. Esto permite que el objetivo actual de un puntero +RCU sea reemplazado con un nuevo objetivo modificado, sin que el objetivo +del reemplazo parezca estar inicializado de manera incompleta. + +Consulte también la subsección sobre "Coherencia de caché" para obtener un +ejemplo más completo. + +DEPENDENCIAS DE CONTROL +----------------------- + +Las dependencias de control pueden ser un poco complicadas porque los +compiladores actuales no las entienden. El propósito de esta sección es +ayudarle a prevenir que la ignorancia del compilador rompa su código. + +Una dependencia de control load-load (de carga a carga) requiere una +barrera de memoria de lectura completa, no simplemente una barrera +(implícita) de dependencia de direcciones para que funcione correctamente. +Considere el siguiente fragmento de código: + + q = READ_ONCE(a); + <barrera implícita de dependencia de direcciones> + if (q) { + /* BUG: No hay dependencia de dirección!!! */ + p = READ_ONCE(b); + } + +Esto no tendrá el efecto deseado porque no hay una dependencia de dirección +real, sino más bien una dependencia de control que la CPU puede +cortocircuitar al intentar predecir el resultado por adelantado, para que +otras CPU vean la carga de b como si hubiera ocurrido antes que la carga de +a. En cuyo caso lo que realmente se requiere es: + + q = READ_ONCE(a); + if (q) { + <barrera de lectura> + p = READ_ONCE(b); + } + +Sin embargo, los stores no se especulan. Esto significa que ordenar -es- +provisto para dependencias de control de load-store, como en el siguiente +ejemplo: + + q = READ_ONCE(a); + if (q) { + WRITE_ONCE(b, 1); + } + +Las dependencias de control se emparejan normalmente con otros tipos de +barreras. Dicho esto, tenga en cuenta que ni READ_ONCE() ni WRITE_ONCE() +son opcionales! Sin READ_ONCE(), el compilador podría combinar la carga de +'a' con otras cargas de 'a'. Sin WRITE_ONCE(), el compilador podría +combinar el store de 'b' con otros stores de 'b'. Cualquiera de estos casos +puede dar lugar a efectos en el orden muy contrarios a la intuición. + +Peor aún, si el compilador puede probar (decir) que el valor de la +variable 'a' siempre es distinta de cero, estaría dentro de sus derechos +para optimizar el ejemplo original eliminando la declaración "if", como: + + q = a; + b = 1; /* BUG: Compilador y CPU pueden ambos reordernar!!! */ + +Así que no deje de lado READ_ONCE(). + +Es tentador tratar de hacer cumplir el orden en stores idénticos en ambos +caminos del "if" de la siguiente manera: + + q = READ_ONCE(a); + if (q) { + barrier(); + WRITE_ONCE(b, 1); + hacer_algo(); + } else { + barrier(); + WRITE_ONCE(b, 1); + hacer_otra_cosa(); + } + +Desafortunadamente, los compiladores actuales transformarán esto de la +siguiente manera en casos de alto nivel de optimización: + + q = READ_ONCE(a); + barrier(); + WRITE_ONCE(b, 1); /* BUG: No hay orden en load de a!!! */ + if (q) { + /* WRITE_ONCE(b, 1); -- movido arriba, BUG!!! */ + hacer_algo(); + } else { + /* WRITE_ONCE(b, 1); -- movido arriba, BUG!!! */ + hacer_otra_cosa(); + } + +Ahora no hay condicional entre la carga de 'a' y el store de 'b', lo que +significa que la CPU está en su derecho de reordenarlos: El condicional es +absolutamente necesario y debe estar presente en el código ensamblador +incluso después de que se hayan aplicado todas las optimizaciones del +compilador. Por lo tanto, si necesita ordenar en este ejemplo, necesita +explícitamente barreras de memoria, por ejemplo, smp_store_release(): + + + q = READ_ONCE(a); + if (q) { + smp_store_release(&b, 1); + hacer_algo(); + } else { + smp_store_release(&b, 1); + hacer_otra_cosa(); + } + +Por el contrario, sin barreras de memoria explícita, el control de un if +con dos opciones está garantizado solo cuando los stores difieren, por +ejemplo: + + q = READ_ONCE(a); + if (q) { + WRITE_ONCE(b, 1); + hacer_algo(); + } else { + WRITE_ONCE(b, 2); + hacer_otra_cosa(); + } + +Aún se requiere el inicial READ_ONCE() para evitar que el compilador toque +el valor de 'a'. + +Además, debe tener cuidado con lo que hace con la variable local 'q', de lo +contrario, el compilador podría adivinar el valor y volver a eliminar el +necesario condicional. Por ejemplo: + + q = READ_ONCE(a); + if (q % MAX) { + WRITE_ONCE(b, 1); + hacer_algo(); + } else { + WRITE_ONCE(b, 2); + hacer_otra_cosa(); + } + +Si MAX se define como 1, entonces el compilador sabe que (q % MAX) es igual +a cero, en cuyo caso el compilador tiene derecho a transformar el código +anterior en el siguiente: + + q = READ_ONCE(a); + WRITE_ONCE(b, 2); + hacer_otra_cosa(); + +Dada esta transformación, la CPU no está obligada a respetar el orden entre +la carga de la variable 'a' y el store de la variable 'b'. Es tentador +agregar una barrier(), pero esto no ayuda. El condicional se ha ido, y la +barrera no lo traerá de vuelta. Por lo tanto, si confia en este orden, debe +asegurarse de que MAX sea mayor que uno, tal vez de la siguiente manera: + + q = READ_ONCE(a); + BUILD_BUG_ON(MAX <= 1); /* Orden de carga de a con store de b */ + if (q % MAX) { + WRITE_ONCE(b, 1); + hacer_algo(); + } else { + WRITE_ONCE(b, 2); + hacer_otra_cosa(); + } + +Tenga en cuenta una vez más que los stores de 'b' difieren. Si fueran +idénticos, como se señaló anteriormente, el compilador podría sacar ese +store fuera de la declaración 'if'. + +También debe tener cuidado de no confiar demasiado en el cortocircuito +de la evaluación booleana. Considere este ejemplo: + + q = READ_ONCE(a); + if (q || 1 > 0) + WRITE_ONCE(b, 1); + +Debido a que la primera condición no puede fallar y la segunda condición es +siempre cierta, el compilador puede transformar este ejemplo de la +siguiente manera, rompiendo la dependencia del control: + + q = READ_ONCE(a); + WRITE_ONCE(b, 1); + +Este ejemplo subraya la necesidad de asegurarse de que el compilador no +pueda adivinar su código. Más generalmente, aunque READ_ONCE() fuerza +al compilador para emitir código para una carga dada, no fuerza al +compilador para usar los resultados. + +Además, las dependencias de control se aplican solo a la cláusula then y +la cláusula else de la sentencia if en cuestión. En particular, no se +aplica necesariamente al código que sigue a la declaración if: + + q = READ_ONCE(a); + if (q) { + WRITE_ONCE(b, 1); + } else { + WRITE_ONCE(b, 2); + } + WRITE_ONCE(c, 1); /* BUG: No hay orden para la lectura de 'a'. */ + +Es tentador argumentar que, de hecho, existe un orden porque el compilador +no puede reordenar accesos volátiles y tampoco puede reordenar escrituras +en 'b' con la condición. Desafortunadamente para esta línea de +razonamiento, el compilador podría compilar las dos escrituras en 'b' como +instrucciones de movimiento condicional, como en este fantástico idioma +pseudo-ensamblador: + + ld r1,a + cmp r1,$0 + cmov,ne r4,$1 + cmov,eq r4,$2 + st r4,b + st $1,c + +Una CPU débilmente ordenada no tendría dependencia de ningún tipo entre la +carga de 'a' y el store de 'c'. Las dependencias de control se extenderían +solo al par de instrucciones cmov y el store dependiente de ellas. En +resumen, las dependencias de control se aplican solo a los stores en la +cláusula then y la cláusula else de la sentencia if en cuestión (incluidas +las funciones invocado por esas dos cláusulas), no al código que sigue a +esa declaración if. + + +Tenga muy en cuenta que el orden proporcionado por una dependencia de +control es local a la CPU que lo contiene. Vea el apartado de "Atomicidad +multicopia" para más información. + + +En resumen: + + (*) Las dependencias de control pueden ordenar cargas anteriores para + stores posteriores. Sin embargo, no garantizan ningún otro tipo de + orden: No cargas previas contra cargas posteriores, ni + almacenamientos previos y luego nada. Si necesita tales formas de + orden, use smp_rmb(), smp_wmb() o, en el caso de stores anteriores y + cargas posteriores, smp_mb(). + + (*) Si ambos caminos de la declaración "if" comienzan con stores + idénticos de la misma variable, entonces esos stores deben ser + ordenados, ya sea precediéndoles a ambos con smp_mb() o usando + smp_store_release() para realizar el store. Tenga en cuenta que -no- + es suficiente usar barrier() al comienzo de cada caso de la + declaración "if" porque, como se muestra en el ejemplo anterior, la + optimización de los compiladores puede destruir la dependencia de + control respetando al pie de la letra la ley de barrier(). + + (*) Las dependencias de control requieren al menos un condicional en + tiempo de ejecución entre la carga anterior y el almacenamiento + posterior, y este condicional debe implicar la carga previa. Si el + compilador es capaz de optimizar el condicional y quitarlo, también + habrá optimizado el ordenar. El uso cuidadoso de READ_ONCE() y + WRITE_ONCE() puede ayudar a preservar el necesario condicional. + + (*) Las dependencias de control requieren que el compilador evite + reordenar las dependencia hasta su inexistencia. El uso cuidadoso de + READ_ONCE() o atomic{,64}_read() puede ayudarle a preservar la + dependencia de control. Consulte la sección BARRERA DEL COMPILADOR + para obtener más información al respecto. + + (*) Las dependencias de control se aplican solo a la cláusula then y la + cláusula else de la sentencia "if" que contiene la dependencia de + control, incluyendo cualquier función a la que llamen dichas dos + cláusulas. Las dependencias de control no se aplican al código que + sigue a la instrucción if que contiene la dependencia de control. + + (*) Las dependencias de control se emparejan normalmente con otros tipos + de barreras. + + (*) Las dependencias de control no proporcionan atomicidad multicopia. Si + usted necesita todas las CPU para ver un store dado al mismo tiempo, + emplee smp_mb(). + + (*) Los compiladores no entienden las dependencias de control. Por lo + tanto es su trabajo asegurarse de que no rompan su código. + + +EMPAREJAMIENTO DE BARRERAS SMP +------------------------------ + +Cuando se trata de interacciones CPU-CPU, ciertos tipos de barrera de +memoria deben estar siempre emparejados. La falta del apropiado +emparejamiento es casi seguro un error. + +Las barreras generales se emparejan entre sí, aunque también se emparejan +con la mayoría de otro tipo de barreras, aunque sin atomicidad multicopia. +Una barrera de adquisición se empareja con una barrera de liberación, pero +ambas también pueden emparejarse con otras barreras, incluidas, por +supuesto, las barreras generales. Una barrera de escritura se empareja con +una barrera de dependencia de dirección, una dependencia de control, una +barrera de adquisición, una barrera de liberación, una barrera de lectura +o una barrera general. Del mismo modo, una barrera de lectura se empareja +con una de dependencia de control o barrera de dependencia de dirección con +una barrera de escritura, una barrera de adquisición, una barrera de +liberación o una barrera general: + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============== + WRITE_ONCE(a, 1); + <barrera de escritura> + WRITE_ONCE(b, 2); x = READ_ONCE(b); + <barrera de lectura> + y = READ_ONCE(a); + +O bien: + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============================== + a = 1; + <barrera de escritura> + WRITE_ONCE(b, &a); x = READ_ONCE(b); + <barrera de dependencia de dirección implícita> + y = *x; + +O incluso: + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============================== + r1 = READ_ONCE(y); + <barrera general> + WRITE_ONCE(x, 1); if (r2 = READ_ONCE(x)) { + <barrera de control implícita> + WRITE_ONCE(y, 1); + } + + assert(r1 == 0 || r2 == 0); + +Básicamente, la barrera de lectura siempre tiene que estar ahí, aunque +puede ser del tipo "más débil". + +[!] Tenga en cuenta que normalmente se esperaría que los stores antes de la +barrera de escritura se hagan coincidir con los stores después de la +barrera de lectura o la barrera de dependencia de dirección, y viceversa: + + CPU 1 CPU 2 + =================== =================== + WRITE_ONCE(a, 1); }---- --->{ v = READ_ONCE(c); + WRITE_ONCE(b, 2); } \ / { w = READ_ONCE(d); + <barrera de escritura> \ <barrera de lectura> + WRITE_ONCE(c, 3); } / \ { x = READ_ONCE(a); + WRITE_ONCE(d, 4); }---- --->{ y = READ_ONCE(b); + + +EJEMPLOS DE SECUENCIAS DE BARRERA DE MEMORIA +-------------------------------------------- + +En primer lugar, las barreras de escritura actúan como orden parcial en las +operaciones de store. Considere la siguiente secuencia de eventos: + + CPU 1 + ======================= + STORE A = 1 + STORE B = 2 + STORE C = 3 + <barrera de escritura> + STORE D = 4 + STORE E = 5 + +Esta secuencia de eventos es finalizado para con el sistema de coherencia +de memoria en un orden que el resto del sistema podría percibir como el +conjunto desordenado { STORE A, STORE B, STORE C} todo ocurriendo antes del +conjunto desordenado { STORE D, STORE E}: + + + +-------+ : : + | | +------+ + | |------>| C=3 | } /\ + | | : +------+ }----- \ -----> Eventos perceptibles para + | | : | A=1 | } \/ el resto del sistema + | | : +------+ } + | CPU 1 | : | B=2 | } + | | +------+ } + | | wwwwwwwwwwwwwwww } <--- En este momento la barrera de + | | +------+ } escritura requiere que todos los + | | : | E=5 | } stores anteriores a la barrera + | | : +------+ } sean confirmados antes de que otros + | |------>| D=4 | } store puedan suceder + | | +------+ + +-------+ : : + | + | Secuencia por la cual los stores son confirmados al + | sistema de memoria por parte del CPU 1 + V + +En segundo lugar, las barreras de dependencia de dirección actúan como +órdenes parciales sobre la dirección de cargas dependientes. Considere la +siguiente secuencia de eventos: + + CPU 1 CPU 2 + ======================= ======================= + { B = 7; X = 9; Y = 8; C = &Y } + STORE A = 1 + STORE B = 2 + <barrera de escritura> + STORE C = &B LOAD X + STORE D = 4 LOAD C (consigue &B) + LOAD *C (lee B) + +Sin intervención, la CPU 2 puede percibir los eventos en la CPU 1 en orden +aleatorio a efectos prácticos, a pesar de la barrera de escritura emitida +por la CPU 1: + + +-------+ : : : : + | | +------+ +-------+ | Secuencia de + | |------>| B=2 |----- --->| Y->8 | | actualizado de + | | : +------+ \ +-------+ | percepción en CPU 2 + | CPU 1 | : | A=1 | \ --->| C->&Y | V + | | +------+ | +-------+ + | | wwwwwwwwwwwwwwww | : : + | | +------+ | : : + | | : | C=&B |--- | : : +-------+ + | | : +------+ \ | +-------+ | | + | |------>| D=4 | ----------->| C->&B |------>| | + | | +------+ | +-------+ | | + +-------+ : : | : : | | + | : : | | + | : : | CPU 2 | + | +-------+ | | + Percepción de B ---> | | B->7 |------>| | + aparentemente incorrecta! | +-------+ | | + | : : | | + | +-------+ | | + La carga de X frena ---> \ | X->9 |------>| | + el mantenimiento de \ +-------+ | | + la coherencia de B ----->| B->2 | +-------+ + +-------+ + : : + + +En el ejemplo anterior, la CPU 2 percibe que B es 7, a pesar de la carga de +*C (que sería B) viniendo después del LOAD de C. + +Sin embargo, si se colocara una barrera de dependencia de dirección entre +la carga de C y la carga de *C (es decir: B) en la CPU 2: + + CPU 1 CPU 2 + ======================= ======================= + { B = 7; X = 9; Y = 8; C = &Y } + STORE A = 1 + STORE B = 2 + <barrera de escritura> + STORE C = &B LOAD X + STORE D = 4 LOAD C (consigue &B) + <barrera de dependencia de dirección> + LOAD *C (reads B) + +entonces ocurrirá lo siguiente: + + +-------+ : : : : + | | +------+ +-------+ + | |------>| B=2 |----- --->| Y->8 | + | | : +------+ \ +-------+ + | CPU 1 | : | A=1 | \ --->| C->&Y | + | | +------+ | +-------+ + | | wwwwwwwwwwwwwwww | : : + | | +------+ | : : + | | : | C=&B |--- | : : +-------+ + | | : +------+ \ | +-------+ | | + | |------>| D=4 | ----------->| C->&B |------>| | + | | +------+ | +-------+ | | + +-------+ : : | : : | | + | : : | | + | : : | CPU 2 | + | +-------+ | | + | | X->9 |------>| | + | +-------+ | | + Se asegura de que ---> \ aaaaaaaaaaaaaaaaa | | + los efectos anteriores al \ +-------+ | | + store de C sean percibidos ----->| B->2 |------>| | + por los siguientes loads +-------+ | | + : : +-------+ + + +Y en tercer lugar, una barrera de lectura actúa como un orden parcial sobre +las cargas. Considere la siguiente secuencia de eventos: + + CPU 1 CPU 2 + ======================= ======================= + { A = 0, B = 9 } + STORE A=1 + <barrera de escritura> + STORE B=2 + LOAD B + LOAD A + +Sin intervención, la CPU 2 puede elegir percibir los eventos en la CPU 1 en +algún orden aleatorio a efectos prácticos, a pesar de la barrera de +escritura emitida por la CPU 1: + + +-------+ : : : : + | | +------+ +-------+ + | |------>| A=1 |------ --->| A->0 | + | | +------+ \ +-------+ + | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 | + | | +------+ | +-------+ + | |------>| B=2 |--- | : : + | | +------+ \ | : : +-------+ + +-------+ : : \ | +-------+ | | + ---------->| B->2 |------>| | + | +-------+ | CPU 2 | + | | A->0 |------>| | + | +-------+ | | + | : : +-------+ + \ : : + \ +-------+ + ---->| A->1 | + +-------+ + : : + +Sin embargo, si se colocara una barrera de lectura entre la carga de B y la +carga de A en la CPU 2: + + CPU 1 CPU 2 + ======================= ======================= + { A = 0, B = 9 } + STORE A=1 + <barrera de escritura> + STORE B=2 + LOAD B + <barrera de lectura> + LOAD A + +entonces el orden parcial impuesto por la CPU 1 será percibido +correctamente por la CPU 2: + + +-------+ : : : : + | | +------+ +-------+ + | |------>| A=1 |------ --->| A->0 | + | | +------+ \ +-------+ + | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 | + | | +------+ | +-------+ + | |------>| B=2 |--- | : : + | | +------+ \ | : : +-------+ + +-------+ : : \ | +-------+ | | + ---------->| B->2 |------>| | + | +-------+ | CPU 2 | + | : : | | + | : : | | + En este punto la barrera ----> \ rrrrrrrrrrrrrrrrr | | + de lectura consigue que \ +-------+ | | + todos los efectos anteriores ---->| A->1 |------>| | + al almacenamiento de B sean +-------+ | | + perceptibles por la CPU 2 : : +-------+ + + +Para ilustrar esto de manera más completa, considere lo que podría pasar si +el código contenía una carga de A a cada lado de la barrera de lectura: + + CPU 1 CPU 2 + ======================= ======================= + { A = 0, B = 9 } + STORE A=1 + <barrera de escritura> + STORE B=2 + LOAD B + LOAD A [primer load de A] + <rbarrera de lectura> + LOAD A [segundo load de A] + +Aunque las dos cargas de A ocurren después de la carga de B, ambas pueden +obtener diferentes valores: + + +-------+ : : : : + | | +------+ +-------+ + | |------>| A=1 |------ --->| A->0 | + | | +------+ \ +-------+ + | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 | + | | +------+ | +-------+ + | |------>| B=2 |--- | : : + | | +------+ \ | : : +-------+ + +-------+ : : \ | +-------+ | | + ---------->| B->2 |------>| | + | +-------+ | CPU 2 | + | : : | | + | : : | | + | +-------+ | | + | | A->0 |------>| 1st | + | +-------+ | | + En este punto la barrera ----> \ rrrrrrrrrrrrrrrrr | | + de lectura consigue que \ +-------+ | | + todos los efectos anteriores ---->| A->1 |------>| | + al almacenamiento de B sean +-------+ | | + perceptibles por la CPU 2 : : +-------+ + +Pero puede ser que la actualización a A desde la CPU 1 se vuelva +perceptible para la CPU 2 antes de que la barrera de lectura se complete de +todos modos: + + +-------+ : : : : + | | +------+ +-------+ + | |------>| A=1 |------ --->| A->0 | + | | +------+ \ +-------+ + | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 | + | | +------+ | +-------+ + | |------>| B=2 |--- | : : + | | +------+ \ | : : +-------+ + +-------+ : : \ | +-------+ | | + ---------->| B->2 |------>| | + | +-------+ | CPU 2 | + | : : | | + \ : : | | + \ +-------+ | | + ---->| A->1 |------>| 1st | + +-------+ | | + rrrrrrrrrrrrrrrrr | | + +-------+ | | + | A->1 |------>| 2nd | + +-------+ | | + : : +-------+ + +La garantía es que la segunda carga siempre dará como resultado A == 1 si +la carga de B resultó en B == 2. No existe tal garantía para la primera +carga de A; esto puede dar como resultado A == 0 o A == 1. + + +BARRERAS DE MEMORIA DE LECTURA FRENTE A ESPECULACIÓN DE CARGA +------------------------------------------------------------- + +Muchas CPU especulan con las cargas: es decir, ven que necesitarán cargar +un elemento de la memoria, y encuentran un momento en el que no están +usando el bus para ningún otra carga, y también en la carga por adelantado, +aunque en realidad no lo hayan llegado a ese punto en el flujo de ejecución +de instrucciones todavía. Esto permite que la instrucción de carga real +potencialmente complete de inmediato, porque la CPU ya tiene el valor a +mano. + +Puede resultar que la CPU en realidad no necesitara el valor, tal vez +porque una condición eludió la carga, en cuyo caso puede descartar el valor +o simplemente almacenar en caché para su uso posterior. + +Considere: + + CPU 1 CPU 2 + ======================= ======================= + LOAD B + DIVIDE } Instrucciones de división + DIVIDE } tardan mucho en terminar + LOAD A + +donde DIVIDE es DIVIDIR. Que podría aparecer como esto: + + : : +-------+ + +-------+ | | + --->| B->2 |------>| | + +-------+ | CPU 2 | + : :DIVIDE | | + +-------+ | | + La CPU ocupada con la división ---> --->| A->0 |~~~~ | | + especula sobre el LOAD de A +-------+ ~ | | + : : ~ | | + : :DIVIDE | | + : : ~ | | + Una vez completadas las divisiones --> : : ~-->| | + la CPU puede realizar el : : | | + LOAD con efecto inmediato : : +-------+ + + +Colocando una barrera de lectura o una barrera de dependencia de dirección +justo antes de la segundo carga: + + + + CPU 1 CPU 2 + ======================= ======================= + LOAD B + DIVIDE + DIVIDE + <rbarrera de lectura> + LOAD A + +obligará a reconsiderar cualquier valor obtenido especulativamente en una +medida dependiente del tipo de barrera utilizada. Si no se hizo ningún +cambio en la ubicación de memoria especulada, entonces el valor especulado +solo se usará: + + : : +-------+ + +-------+ | | + --->| B->2 |------>| | + +-------+ | CPU 2 | + : :DIVIDE | | + +-------+ | | + La CPU ocupada con la división ---> --->| A->0 |~~~~ | | + especula sobre el LOAD de A +-------+ ~ | | + : : ~ | | + : :DIVIDE | | + : : ~ | | + : : ~ | | + rrrrrrrrrrrrrrrr~ | | + : : ~ | | + : : ~-->| | + : : | | + : : +-------+ + + +pero si había una actualización o una invalidación de otra CPU pendiente, +entonces la especulación será cancelada y el valor recargado: + + : : +-------+ + +-------+ | | + --->| B->2 |------>| | + +-------+ | CPU 2 | + : :DIVIDE | | + +-------+ | | + La CPU ocupada con la división ---> --->| A->0 |~~~~ | | + especula sobre el LOAD de A +-------+ ~ | | + : : ~ | | + : :DIVIDE | | + : : ~ | | + : : ~ | | + rrrrrrrrrrrrrrrrr | | + +-------+ | | + La especulación es descartada ---> --->| A->1 |------>| | + y un valor actualizado +-------+ | | + es conseguido : : +-------+ + +ATOMICIDAD MULTICOPIA +--------------------- + +La atomicidad multicopia es una noción profundamente intuitiva sobre el +orden que no es siempre proporcionada por los sistemas informáticos reales, +a saber, que un determinada store se vuelve visible al mismo tiempo para +todos las CPU o, alternativamente, que todas las CPU acuerdan el orden en +que todos los stores se vuelven visibles. Sin embargo, el soporte para +atomicidad multicopia completa descartaría valiosas optimizaciones +hardware, por lo que una versión más débil conocida como ``otra atomicidad +multicopia'' en cambio, solo garantiza que un store dado se vuelva visible +al mismo tiempo en todas las -otras- CPUs. El resto de este documento +discute esta versión más débil, pero por brevedad lo llamaremos simplemente +``atomicidad multicopia''. + +El siguiente ejemplo demuestra la atomicidad multicopia: + + CPU 1 CPU 2 CPU 3 + ======================= ======================= ======================= + { X = 0, Y = 0 } + STORE X=1 r1=LOAD X (reads 1) LOAD Y (reads 1) + <barrera general> <barrera de lectura> + STORE Y=r1 LOAD X + +Suponga que la carga de la CPU 2 desde X devuelve 1, que luego almacena en +Y, y la carga de la CPU 3 desde Y devuelve 1. Esto indica que el store de +la CPU 1 a X precede a la carga de la CPU 2 desde X y el store de esa CPU 2 +a Y precede la carga de la CPU 3 desde Y. Además, las barreras de memoria +garantizan que la CPU 2 ejecuta su carga antes que su almacenamiento, y la +CPU 3 carga desde Y antes de cargar desde X. La pregunta entonces es +"¿Puede la carga de la CPU 3 desde X devolver 0?" + +Debido a que la carga de la CPU 3 desde X en cierto sentido viene después +de la carga de la CPU 2, es natural esperar que la carga de la CPU 3 desde +X deba devolver 1. Esta expectativa se deriva de la atomicidad multicopia: +si una carga que se ejecuta en la CPU B sigue una carga de la misma +variable que se ejecuta en la CPU A (y la CPU A no almacenó originalmente +el valor que leyó), entonces en sistemas atómicos multicopia, la carga de +la CPU B debe devolver el mismo valor que hizo la carga de la CPU A o algún +valor posterior. Sin embargo, el kernel Linux no requiere que los sistemas +sean atómicos multicopia. + +El uso de una barrera de memoria general en el ejemplo anterior compensa +cualquier falta de atomicidad multicopia. En el ejemplo, si la carga de la +CPU 2 de X devuelve 1 y la carga de la CPU 3 de Y devuelve 1, entonces la +carga de la CPU 3 desde X debe de hecho también devolver 1. + +Sin embargo, las dependencias, las barreras de lectura y las barreras de +escritura no siempre son capaces de compensar la atomicidad no multicopia. +Por ejemplo, supongamos que la barrera general de la CPU 2 se elimina del +ejemplo anterior, dejando solo la dependencia de datos que se muestra a +continuación: + + CPU 1 CPU 2 CPU 3 + ======================= ======================= ======================= + { X = 0, Y = 0 } + STORE X=1 r1=LOAD X (escribe 1) LOAD Y (lee 1) + <dependencia de datos> <barrera de lectura> + STORE Y=r1 LOAD X (lee 0) + +Esta sustitución permite que la atomicidad no multicopia se desenfrene: en +este ejemplo, es perfectamente legal que la carga de la CPU 2 desde X +devuelva 1, la carga de la CPU 3 desde Y devuelva 1, y su carga desde X +tenga valor 0. + +El punto clave es que aunque la dependencia de datos de la CPU 2 ordena su +carga y store, no garantiza ordenar el store de la CPU 1. De forma que, si +este ejemplo se ejecuta en un sistema atómico no multicopia donde las CPU 1 +y 2 comparten un buffer de almacenamiento o un nivel de caché, la CPU 2 +podría tener acceso anticipado de escritura a CPU 1. Por lo tanto, se +requieren barreras generales para garantizar que todas las CPU acurden el +orden combinado de accesos múltiples. + +Las barreras generales pueden compensar no solo la atomicidad no +multicopia, pero también pueden generar orden adicional que puede asegurar +que -todas- las CPU percibirán el mismo orden de -todas- las operaciones. +Por el contrario, una cadena de parejas de liberación-adquisición no +proporciona este orden adicional, lo que significa que solo se garantiza +que las CPU de la cadena estén de acuerdo en el orden combinado de los +accesos. Por ejemplo, cambiando a código C en deferencia al fantasma de +Herman Hollerith: + + int u, v, x, y, z; + + void cpu0(void) + { + r0 = smp_load_acquire(&x); + WRITE_ONCE(u, 1); + smp_store_release(&y, 1); + } + + void cpu1(void) + { + r1 = smp_load_acquire(&y); + r4 = READ_ONCE(v); + r5 = READ_ONCE(u); + smp_store_release(&z, 1); + } + + void cpu2(void) + { + r2 = smp_load_acquire(&z); + smp_store_release(&x, 1); + } + + void cpu3(void) + { + WRITE_ONCE(v, 1); + smp_mb(); + r3 = READ_ONCE(u); + } + +Dado que cpu0(), cpu1() y cpu2() participan en una cadena de parejas +smp_store_release()/smp_load_acquire(), el siguiente resultado estaría +prohibido: + + r0 == 1 && r1 == 1 && r2 == 1 + +Además, debido a la relación liberación-adquisición entre cpu0() y cpu1(), +cpu1() debe ver las escrituras de cpu0(), de modo que el siguiente +resultado estaría prohibido: + + r1 == 1 && r5 == 0 + +Sin embargo, el orden proporcionado por una cadena de +liberación-adquisición es local a las CPU que participan en esa cadena y no +se aplica a cpu3(), al menos aparte de los stores. Por lo tanto, es posible +el siguiente resultado: + + r0 == 0 && r1 == 1 && r2 == 1 && r3 == 0 && r4 == 0 + +Por otro lado, también el siguiente resultado es posible: + + r0 == 0 && r1 == 1 && r2 == 1 && r3 == 0 && r4 == 0 && r5 == 1 + +Aunque cpu0(), cpu1() y cpu2() verán sus respectivas lecturas y escrituras +en orden, las CPU que no participan en la cadena de liberación-adquisición +pueden estar en desacuerdo con el orden. Este desacuerdo se debe al hecho +de que las instrucciones de barrera de memoria débiles utilizadas para +implementar smp_load_acquire() y smp_store_release() no son necesarios para +ordenar stores anteriores contra cargas posteriores en todos los casos. +Esto significa que cpu3() puede ver el store de cpu0() suceder -después- de +la carga de cpu1() desde v, aunque tanto cpu0() como cpu1() están de +acuerdo en que estas dos operaciones ocurrieron en el orden previsto. + +Sin embargo, tenga en cuenta que smp_load_acquire() no es mágico. En +particular, simplemente lee de su argumento en orden. Es decir, -no- +asegura que se leerá cualquier valor en particular. Por lo tanto, los +siguiente resultados son posibles: + + r0 == 0 && r1 == 0 && r2 == 0 && r5 == 0 + +Tenga en cuenta que este resultado puede ocurrir incluso en un mítico +sistema, consistente en secuencia, donde nunca se reordena nada. + +Para reiterar, si su código requiere un orden completo de todas las +operaciones, utilice barreras generales en todo momento. + + +============================== +BARRERAS EXPLÍCITAS DEL KERNEL +============================== + +El kernel Linux tiene una variedad de diferentes barreras que actúan a +diferentes niveles: + + (*) Barrera del compilador. + + (*) Barreras de memoria de la CPU. + + +BARRERA DEL COMPILADOR +----------------------- + +El kernel de Linux tiene una función de barrera del compilador explícita +que evita que el el compilador mueva los accesos a la memoria de cualquier +lado al otro: + + barrier(); + +Esta es una barrera general: no hay variantes de barrier() para casos de +lectura-lectura o escritura-escritura. Sin embargo, READ_ONCE() y +WRITE_ONCE() pueden ser considerado como formas débiles de barrier() que +afectan solo específicos accesos marcados por READ_ONCE() o WRITE_ONCE(). + +La función barrier() produce los siguientes efectos: + + (*) Evita que el compilador reordene los accesos tras barrier() para + preceder a cualquier acceso que preceda a barrier(). Un ejemplo de uso + de esta propiedad es facilitar la comunicación entre código del + interrupt-handler (encargo de gestionar interrupciones) y el código + que fue interrumpido. + + (*) Dentro de un bucle ("loop"), obliga al compilador a cargar las + variables utilizadas en ese loop condicional en cada paso a través de + ese loop. + +Las funciones READ_ONCE() y WRITE_ONCE() pueden evitar cualquier cantidad +de optimizaciones que, si bien son perfectamente seguras en código de un +solo subproceso, pueden resultar fatales en código concurrente. Aquí hay +algunos ejemplos de tal tipo de optimizaciones: + +(*) El compilador está en su derecho de reordenar cargas y stores de la + misma variable, y en algunos casos, la CPU está dentro de su + derecho de reordenar cargas a la misma variable. Esto significa que + el siguiente código: + + a[0] = x; + a[1] = x; + + Podría resultar en un valor más antiguo de x almacenado en a[1] que en + a[0]. Evite que tanto el compilador como la CPU hagan esto de la + siguiente manera: + + a[0] = READ_ONCE(x); + a[1] = READ_ONCE(x); + + En resumen, READ_ONCE() y WRITE_ONCE() proporcionan coherencia de + caché para accesos desde múltiples CPUs a una sola variable. + + (*) El compilador tiene derecho a juntar cargas sucesivas de la misma + variable. Tal fusión puede hacer que el compilador "optimice" el + siguiente código: + + while (tmp = a) + hacer_algo_con(tmp); + + en el siguiente código, que, aunque en cierto sentido es legítimo + para un código de un solo subproceso, es casi seguro que no es lo + que el desarrollador pretendía: + + if (tmp = a) + for (;;) + hacer_algo_con(tmp); + + Use READ_ONCE() para evitar que el compilador le haga esto: + + while (tmp = READ_ONCE(a)) + hacer_algo_con(tmp); + + (*) El compilador tiene derecho a recargar una variable, por ejemplo, + en los casos en que la alta presión de los registros impida que el + compilador mantenga todos los datos de interés en registros. El + compilador podría por lo tanto, optimizar la variable 'tmp' de nuestro + ejemplo anterior: + + while (tmp = a) + hacer_algo_con(tmp); + + Esto podría resultar en el siguiente código, que es perfectamente + seguro en código de subproceso único, pero puede ser fatal en código + concurrente: + + while (a) + hacer_algo_con(a); + + Por ejemplo, la versión optimizada de este código podría resultar en + pasar un cero a hacer_algo_con() en el caso de que la variable a sea + modificada por alguna otra CPU, entre la instrucción "while" y la + llamada a hacer_algo_con(). + + De nuevo, use READ_ONCE() para evitar que el compilador haga esto: + + while (tmp = READ_ONCE(a)) + hacer_algo_con(tmp); + + Tenga en cuenta que si el compilador se queda sin registros, podría + guardar tmp en la pila ("stack"). El overhead (coste en eficiencia) de + este guardado y posterior restauración es por lo que los compiladores + recargan las variables. Hacerlo es perfectamente seguro para código de + subproceso único, por lo que debe informar al compilador sobre los + casos donde no sea seguro. + + (*) El compilador está en su derecho de omitir una carga por completo si + sabe cual será su valor. Por ejemplo, si el compilador puede probar + que el valor de la variable 'a' siempre es cero, puede optimizar este + código: + + while (tmp = a) + hacer_algo_con(tmp); + + En esto: + + do { } while (0); + + Esta transformación es una victoria para un código de un solo + subproceso, porque se deshace de una carga y un branch. El problema es + que el compilador llevará a cabo su prueba asumiendo que la CPU actual + es la única actualizando la variable 'a'. Si la variable 'a' es + compartida, entonces la prueba del compilador será errónea. Use + READ_ONCE() para decirle al compilador que no sabe tanto como cree: + + while (tmp = READ_ONCE(a)) + hacer_algo_con(tmp); + + Pero, por favor, tenga en cuenta que el compilador también está + observando de cerca lo que usted hace con el valor después de + READ_ONCE(). Por ejemplo, suponga que Ud. hace lo siguiente y MAX es + una macro de preprocesador con el valor 1: + + while ((tmp = READ_ONCE(a)) % MAX) + hacer_algo_con(tmp); + + Entonces el compilador sabe que el resultado del operador "%" aplicado + a MAX siempre será cero, nuevamente permitiendo que el compilador + optimice el código hasta su casi inexistencia. (Aún se cargará desde + la variable 'a'.) + + (*) De manera similar, el compilador tiene derecho a omitir un store por + completo si sabe que la variable ya tiene el valor almacenado. + Nuevamente, el compilador asume que la CPU actual es la única que + almacena la variable, lo que puede hacer que el compilador haga + algo incorrecto para las variables compartidas. Por ejemplo, suponga + que tiene lo siguiente: + + a = 0; + ... Código que no almacena la variable a ... + a = 0; + + El compilador observa que el valor de la variable 'a' ya es cero, por + lo que bien podría omitir el segundo store. Esto supondría una fatal + sorpresa, si alguna otra CPU hubiera almacenado la variable 'a' + mientras tanto. + + Use WRITE_ONCE() para evitar que el compilador haga este tipo de + suposición equivocada: + + WRITE_ONCE(a, 0); + ... Código que no almacena la variable a ... + WRITE_ONCE(a, 0); + + (*) El compilador tiene derecho a reordenar los accesos a memoria a menos + que le diga que no. Por ejemplo, considere la siguiente interacción + entre el código de nivel de proceso y un controlador de interrupción: + + void nivel_de_procesamiento(void) + { + msg = ACQUIRE_mensaje(); + flag = true; + } + + void controlador_interrupcion(void) + { + if (flag) + procesar_mensaje(msg); + } + + No hay nada que impida que el compilador transforme + nivel_de_procesamiento() a lo siguiente, que de hecho, bien podría ser + una victoria para código de un solo subproceso: + + void nivel_de_procesamiento(void) + { + flag = true; + msg = ACQUIRE_mensaje(); + } + + Si la interrupción ocurre entre estas dos declaraciones, entonces + controlador_interrupcion() podría recibir un mensaje ilegible. Use + READ_ONCE() para evitar esto de la siguiente manera: + + void nivel_de_procesamiento(void) + { + WRITE_ONCE(msg, ACQUIRE_mensaje()); + WRITE_ONCE(flag, true); + } + + void controlador_interrupcion(void) + { + if (READ_ONCE(flag)) + procesar_mensaje(READ_ONCE(msg)); + } + + Tenga en cuenta que los envoltorios ("wrappers") READ_ONCE() y + WRITE_ONCE() en controlador_interrupcion() son necesarios si este + controlador de interrupciones puede ser interrumpido por algo que + también accede a 'flag' y 'msg', por ejemplo, una interrupción anidada + o un NMI. De lo contrario, READ_ONCE() y WRITE_ONCE() no son + necesarios en controlador_interrupcion() aparte de con fines de + documentación. (Tenga también en cuenta que las interrupciones + anidadas no ocurren típicamente en los kernels Linux modernos, de + hecho, si un controlador de interrupciones regresa con interrupciones + habilitadas, obtendrá un WARN_ONCE().) + + Debe suponer que el compilador puede mover READ_ONCE() y WRITE_ONCE() + a código que no contiene READ_ONCE(), WRITE_ONCE(), barrier(), o + primitivas similares. + + Este efecto también podría lograrse usando barrier(), pero READ_ONCE() + y WRITE_ONCE() son más selectivos: Con READ_ONCE() y WRITE_ONCE(), el + compilador solo necesita olvidar el contenido de ubicaciones de + memoria indicadas, mientras que con barrier() el compilador debe + descartar el valor de todas las ubicaciones de memoria que tiene + actualmente almacenadas en caché, en cualquier registro de la máquina. + Por supuesto, el compilador también debe respetar el orden en que + ocurren READ_ONCE() y WRITE_ONCE(), aunque la CPU, efectivamente, no + necesita hacerlo. + + (*) El compilador tiene derecho a inventar stores para una variable, + como en el siguiente ejemplo: + + if (a) + b = a; + else + b = 42; + + El compilador podría ahorrar un branch al optimizar esto de la + siguiente manera: + + b = 42; + if (a) + b = a; + + En el código de un solo subproceso, esto no solo es seguro, sino que + también ahorra un branch. Desafortunadamente, en código concurrente, + esta optimización podría causar que alguna otra CPU vea un valor falso + de 42, incluso si la variable 'a' nunca fue cero, al cargar la + variable 'b'. Use WRITE_ONCE() para evitar esto de la siguiente + manera: + + if (a) + WRITE_ONCE(b, a); + else + WRITE_ONCE(b, 42); + + El compilador también puede inventar cargas. Estos casos suelen ser + menos perjudiciales, pero pueden dar como resultado "bouncing" de la + línea de caché y, por lo tanto, bajo rendimiento y escalabilidad. + Utilice READ_ONCE() para evitar cargas inventadas. + + (*) Para ubicaciones de memoria alineadas cuyo tamaño les permita + acceder con una sola instrucción de referencia de memoria, evite el + "desgarro de la carga" (load tearing) y "desgarro del store" (store + tearing), en el que un solo gran acceso es reemplazado por múltiples + accesos menores. Por ejemplo, dada una arquitectura que tiene + instrucciones de almacenamiento de 16 bits con campos inmediatos de 7 + bits, el compilador podría tener la tentación de usar dos + instrucciones inmediatas de almacenamiento de 16 bits para implementar + el siguiente store de 32 bits: + + p = 0x00010002; + + Tenga en cuenta que GCC realmente usa este tipo de optimización, lo + cual no es sorprendente dado que probablemente costaría más de dos + instrucciones el construir la constante y luego almacenarla. Por lo + tanto, esta optimización puede ser una victoria en un código de un + solo subproceso. De hecho, un error reciente (desde que se solucionó) + hizo que GCC usara incorrectamente esta optimización en un store + volátil. En ausencia de tales errores, el uso de WRITE_ONCE() evita el + desgarro del store en el siguiente ejemplo: + + struct __attribute__((__packed__)) foo { + short a; + int b; + short c; + }; + struct foo foo1, foo2; + ... + + foo2.a = foo1.a; + foo2.b = foo1.b; + foo2.c = foo1.c; + + Debido a que no hay envoltorios READ_ONCE() o WRITE_ONCE() y no + hay markings volátiles, el compilador estaría en su derecho de + implementar estas tres declaraciones de asignación como un par de + cargas de 32 bits, seguido de un par de stores de 32 bits. Esto + resultaría en una carga con desgarro en 'foo1.b' y store del desgarro + en 'foo2.b'. READ_ONCE() y WRITE_ONCE() nuevamente evitan el desgarro + en este ejemplo: + + foo2.a = foo1.a; + WRITE_ONCE(foo2.b, READ_ONCE(foo1.b)); + foo2.c = foo1.c; + +Aparte de esto, nunca es necesario usar READ_ONCE() y WRITE_ONCE() en una +variable que se ha marcado como volátil. Por ejemplo, dado que 'jiffies' +está marcado como volátil, nunca es necesario usar READ_ONCE(jiffies). La +razón de esto es que READ_ONCE() y WRITE_ONCE() se implementan como +conversiones volátiles, lo que no tiene efecto cuando su argumento ya está +marcado como volátil. + +Tenga en cuenta que estas barreras del compilador no tienen un efecto +directo en la CPU, que luego puede reordenar las cosas como quiera. + + +BARRERAS DE MEMORIA DE LA CPU +----------------------------- + +El kernel de Linux tiene siete barreras básicas de memoria de CPU: + +TIPO OBLIGATORIO SMP CONDICIONAL +======================= =============== =============== +GENERAL mb() smp_mb() +WRITE wmb() smp_wmb() +READ rmb() smp_rmb() +DEPEDENCIA DE DIRECCIÓN READ_ONCE() + + +Todas las barreras de memoria, excepto las barreras de dependencia de +direcciones, implican una barrera del compilador. Las dependencias de +direcciones no imponen ningún orden de compilación adicional. + +Además: en el caso de las dependencias de direcciones, se esperaría que el +compilador emita las cargas en el orden correcto (por ejemplo, `a[b]` +tendría que cargar el valor de b antes de cargar a[b]), sin embargo, no hay +garantía alguna en la especificación de C sobre que el compilador no puede +especular el valor de b (por ejemplo, es igual a 1) y carga a[b] antes que +b (ej. tmp = a[1]; if (b != 1) tmp = a[b]; ). También existe el problema de +que un compilador vuelva a cargar b después de haber cargado a[b], teniendo +así una copia más nueva de b que a[b]. Aún no se ha conseguido un consenso +acerca de estos problemas, sin embargo, el macro READ_ONCE() es un buen +lugar para empezar a buscar. + +Las barreras de memoria SMP se reducen a barreras de compilador cuando se +compila a monoprocesador, porque se supone que una CPU parecerá ser +auto-consistente, y ordenará correctamente los accesos superpuestos +respecto a sí misma. Sin embargo, consulte la subsección "Guests de +máquinas virtuales" mas adelante. + +[!] Tenga en cuenta que las barreras de memoria SMP _deben_ usarse para +controlar el orden de referencias a memoria compartida en sistemas SMP, +aunque el uso de bloqueo en su lugar sea suficiente. + +Las barreras obligatorias no deben usarse para controlar los efectos de +SMP, ya que dichas barreras imponen una sobrecarga innecesaria en los +sistemas SMP y UP. Se pueden, sin embargo, usar para controlar los efectos +MMIO en los accesos a través de ventanas E/S de memoria relajada. Estas +barreras son necesarias incluso en sistemas que no son SMP, ya que afectan +al orden en que las operaciones de memoria aparecen en un dispositivo, al +prohibir tanto al compilador como a la CPU que sean reordenados. + + +Hay algunas funciones de barrera más avanzadas: + + (*) smp_store_mb(var, valor) + + Asigna el valor a la variable y luego inserta una barrera de memoria + completa después de ella. No se garantiza insertar nada más que una + barrera del compilador en una compilación UP. + + + (*) smp_mb__before_atomic(); + (*) smp_mb__after_atomic(); + + Estos se pueden usar con funciones RMW atómicas que no implican + barreras de memoria, pero donde el código necesita una barrera de + memoria. Ejemplos de funciones RMW atómicas que no implican una + barrera de memoria son, por ejemplo, agregar, restar, operaciones + condicionales (fallidas), funciones _relaxed, pero no atomic_read o + atomic_set. Un ejemplo común donde se puede requerir una barrera es + cuando se usan operaciones atómicas como referencia de contador. + + Estos también se utilizan para funciones atómicas RMW bitop que no + implican una barrera de memoria (como set_bit y clear_bit). + + Como ejemplo, considere una pieza de código que marca un objeto como + muerto y luego disminuye el contador de referencias del objeto: + + obj->dead = 1; + smp_mb__before_atomic(); + atomic_dec(&obj->ref_count); + + Esto asegura que la marca de muerte en el objeto se perciba como + fijada *antes* de que disminuya el contador de referencia. + + Consulte Documentation/atomic_{t,bitops}.txt para obtener más + información. + + + (*) dma_wmb(); + (*) dma_rmb(); + (*) dma_mb(); + + Estos son usados con memoria consistente para garantizar el orden de + escrituras o lecturas de memoria compartida accesible tanto para la + CPU como para un dispositivo compatible con DMA. + + Por ejemplo, considere un controlador de dispositivo que comparte + memoria con otro dispositivo y usa un valor de estado del descriptor + para indicar si el descriptor pertenece al dispositivo o a la CPU, y + un "doorbell" (timbre, punto de acceso) para avisarle cuando haya + nuevos descriptores disponibles: + + if (desc->status != DEVICE_OWN) { + /* no leer los datos hasta que tengamos el descriptor */ + dma_rmb(); + + /* leer/modificar datos */ + read_data = desc->data; + desc->data = write_data; + + /* flush de modificaciones antes de la actualización de estado */ + dma_wmb(); + + /* asignar propiedad */ + desc->status = DEVICE_OWN; + + /* notificar al dispositivo de nuevos descriptores */ + writel(DESC_NOTIFY, doorbell); + } + + El dma_rmb() nos permite garantizar que el dispositivo ha liberado su + propiedad antes de que leamos los datos del descriptor, y el dma_wmb() + permite garantizar que los datos se escriben en el descriptor antes de + que el dispositivo pueda ver que ahora tiene la propiedad. El dma_mb() + implica tanto un dma_rmb() como un dma_wmb(). Tenga en cuenta que, al + usar writel(), no se necesita un wmb() anterior para garantizar que + las escrituras de la memoria caché coherente se hayan completado antes + escribiendo a la región MMIO. El writel_relaxed() más barato no + proporciona esta garantía y no debe utilizarse aquí. + + Consulte la subsección "Efectos de barrera de E/S del kernel" para + obtener más información sobre accesorios de E/S relajados y el archivo + Documentation/core-api/dma-api.rst para más información sobre memoria + consistente. + + (*) pmem_wmb(); + + Es es para uso con memoria persistente para garantizar que los stores + para los que las modificaciones se escriben en el almacenamiento + persistente llegaron a dominio de durabilidad de la plataforma. + + Por ejemplo, después de una escritura no temporal en la región pmem, + usamos pmem_wmb() para garantizar que los stores hayan alcanzado el + dominio de durabilidad de la plataforma. Esto garantiza que los stores + han actualizado el almacenamiento persistente antes de cualquier + acceso a datos o transferencia de datos causada por instrucciones + posteriores. Esto es además del orden realizado por wmb(). + + Para la carga desde memoria persistente, las barreras de memoria de + lectura existentes son suficientes para garantizar el orden de + lectura. + + (*) io_stop_wc(); + + Para accesos a memoria con atributos de combinación de escritura (por + ejemplo, los devueltos por ioremap_wc(), la CPU puede esperar a que + los accesos anteriores se junten con posteriores. io_stop_wc() se + puede utilizar para evitar la combinación de accesos a memoria de + de escritura antes de esta macro, con los posteriores, cuando dicha + espera tenga implicaciones en el rendimiento. + +========================================= +BARRERAS DE MEMORIA IMPLÍCITAS DEL KERNEL +========================================= + +Algunas de las otras funciones en el kernel Linux implican barreras de +memoria, entre estas encontramos funciones de bloqueo y planificación +("scheduling"). + +Esta especificación es una garantía _mínima_; cualquier arquitectura +particular puede proporcionar garantías más sustanciales, pero no se puede +confiar en estas fuera de código específico de arquitectura. + + +FUNCIONES DE ADQUISICIÓN DE CERROJO +----------------------------------- + +El kernel Linux tiene una serie de abstracciones de bloqueo: + + (*) spin locks (cerrojos en loop) + (*) R/W spin lock (cerrojos de escritura/lectura) + (*) mutex + (*) semáforos + (*) R/W semáforos + +En todos los casos existen variantes de las operaciones "ACQUIRE" y +"RELEASE" para cada uno de ellos. Todas estas operaciones implican ciertas +barreras: + + (1) Implicaciones de la operación ACQUIRE: + + Las operaciones de memoria emitidas después del ACQUIRE se completarán + después de que la operación ACQUIRE haya finalizado. + + Las operaciones de memoria emitidas antes de ACQUIRE pueden + completarse después que la operación ACQUIRE se ha completado. + + (2) Implicaciones de la operación RELEASE: + + Las operaciones de memoria emitidas antes de la RELEASE se + completarán antes de que la operación de RELEASE se haya completado. + + Las operaciones de memoria emitidas después de la RELEASE pueden + completarse antes de que la operación de RELEASE se haya completado. + + (3) Implicación de ACQUIRE vs ACQUIRE: + + Todas las operaciones ACQUIRE emitidas antes de otra operación + ACQUIRE serán completadas antes de esa operación ACQUIRE. + + (4) Implicación de ACQUIRE vs RELEASE: + + Todas las operaciones ACQUIRE emitidas antes de una operación RELEASE + serán completadas antes de la operación RELEASE. + + (5) Implicación de ACQUIRE condicional fallido: + + Ciertas variantes de bloqueo de la operación ACQUIRE pueden fallar, ya + sea debido a no poder obtener el bloqueo de inmediato, o debido a que + recibieron una señal de desbloqueo mientras dormían esperando que el + cerrojo estuviera disponible. Los fallos en cerrojos no implican + ningún tipo de barrera. + +[!] Nota: una de las consecuencias de que los cerrojos en ACQUIRE y RELEASE +sean barreras unidireccionales, es que los efectos de las instrucciones +fuera de una sección crítica pueden filtrarse al interior de la sección +crítica. + +No se puede suponer que un ACQUIRE seguido de una RELEASE sea una barrera +de memoria completa dado que es posible que un acceso anterior a ACQUIRE +suceda después del ACQUIRE, y un acceso posterior a la RELEASE suceda antes +del RELEASE, y los dos accesos puedan entonces cruzarse: + + *A = a; + ACQUIRE M + RELEASE M + *B = b; + +puede ocurrir como: + + ACQUIRE M, STORE *B, STORE *A, RELEASE M + +Cuando ACQUIRE y RELEASE son bloqueo de adquisición y liberación, +respectivamente, este mismo orden puede ocurrir si el cerrojo ACQUIRE y +RELEASE son para la misma variable de bloqueo, pero solo desde la +perspectiva de otra CPU que no tiene ese bloqueo. En resumen, un ACQUIRE +seguido de un RELEASE NO puede entenderse como una barrera de memoria +completa. + +De manera similar, el caso inverso de un RELEASE seguido de un ACQUIRE no +implica una barrera de memoria completa. Por lo tanto, la ejecución de la +CPU de los tramos críticos correspondientes a la RELEASE y la ACQUIRE +pueden cruzarse, de modo que: + + *A = a; + RELEASE M + ACQUIRE N + *B = b; + +puede ocurrir como: + + ACQUIRE N, STORE *B, STORE *A, RELEASE M + +Podría parecer que este nuevo orden podría introducir un punto muerto. +Sin embargo, esto no puede suceder porque si tal punto muerto amenazara +con suceder, el RELEASE simplemente se completaría, evitando así el +interbloqueo ("deadlock", punto muerto). + + ¿Por qué funciona esto? + + Un punto clave es que solo estamos hablando de la CPU re-haciendo el + orden, no el compilador. Si el compilador (o, ya puestos, el + desarrollador) cambió las operaciones, un deadlock -podría- ocurrir. + + Pero supongamos que la CPU reordenó las operaciones. En este caso, el + desbloqueo precede al bloqueo en el código ensamblador. La CPU + simplemente eligió intentar ejecutar primero la última operación de + bloqueo. Si hay un interbloqueo, esta operación de bloqueo simplemente + esperará (o tratará de dormir, pero hablaremos de eso más adelante). La + CPU eventualmente ejecutará la operación de desbloqueo (que precedió a la + operación de bloqueo en el código ensamblador), lo que desenmascará el + potencial punto muerto, permitiendo que la operación de bloqueo tenga + éxito. + + Pero, ¿y si el cerrojo es un cerrojo que duerme ("sleeplock")? En tal + caso, el código intentará entrar al scheduler, donde eventualmente + encontrará una barrera de memoria, que forzará la operación de desbloqueo + anterior para completar, nuevamente desentrañando el punto muerto. Podría + haber una carrera de desbloqueo del sueño ("sleep-unlock race"), pero la + primitiva de bloqueo necesita resolver tales carreras correctamente en + cualquier caso. + +Es posible que los cerrojos y los semáforos no proporcionen ninguna +garantía de orden en sistemas compilados en UP, por lo que no se puede +contar con tal situación para lograr realmente nada en absoluto, +especialmente con respecto a los accesos de E/S, a menos que se combinen +con operaciones de inhabilitación de interrupciones. + +Consulte también la sección "Efectos de barrera adquiriendo intra-CPU". + + +Como ejemplo, considere lo siguiente: + + *A = a; + *B = b; + ACQUIRE + *C = c; + *D = d; + RELEASE + *E = e; + *F = f; + +La siguiente secuencia de eventos es aceptable: + + ACQUIRE, {*F,*A}, *E, {*C,*D}, *B, RELEASE + + [+] Tenga en cuenta que {*F,*A} indica un acceso combinado. + +Pero ninguno de los siguientes lo son: + + {*F,*A}, *B, ACQUIRE, *C, *D, RELEASE, *E + *A, *B, *C, ACQUIRE, *D, RELEASE, *E, *F + *A, *B, ACQUIRE, *C, RELEASE, *D, *E, *F + *B, ACQUIRE, *C, *D, RELEASE, {*F,*A}, *E + + + +FUNCIONES DE DESACTIVACIÓN DE INTERRUPCIONES +-------------------------------------------- + +Las funciones que deshabilitan interrupciones (equivalentes a ACQUIRE) y +habilitan interrupciones (equivalentes a RELEASE) actuarán únicamente como +barrera del compilador. Por consiguiente, si la memoria o la E/S requieren +barreras en tal situación, deben ser provistas por algún otro medio. + + +FUNCIONES DE DORMIR Y DESPERTAR +------------------------------- + +Dormir y despertar son eventos marcados ("flagged") en los datos globales +que se pueden ver como una interacción entre dos piezas de datos: el estado +de la task (hilo, proceso, tarea) que espera el evento y los datos globales +utilizados para indicar el evento. Para asegurarse de que estos parezcan +suceder en el orden correcto, las primitivas para comenzar el proceso de ir +a dormir, y las primitivas para iniciar un despertar implican ciertas +barreras. + +En primer lugar, el agente durmiente normalmente sigue algo similar a esta +secuencia de eventos: + + for (;;) { + set_current_state(TASK_UNINTERRUPTIBLE); + if (evento_indicado) + break; + schedule(); // planificar + } + +Una barrera de memoria general se obtiene automáticamente mediante +set_current_state() después de haber alterado el estado de la tarea: + + CPU 1 + =============================== + set_current_state(); // hacer_estado_actual() + smp_store_mb(); + STORE current->state + <barrera general> + LOAD evento_indicado + +set_current_state() puede estar envuelto por: + + prepare_to_wait(); // preparese_para_esperar(); + prepare_to_wait_exclusive(); // prepararse_para_solo_esperar(); + +que por lo tanto también implican una barrera de memoria general después de +establecer el estado. Toda la secuencia anterior está disponible en varias +formas, todas las cuales obtienen la barrera de memoria en el lugar +correcto: + + wait_event(); + wait_event_interruptible(); + wait_event_interruptible_exclusive(); + wait_event_interruptible_timeout(); + wait_event_killable(); + wait_event_timeout(); + wait_on_bit(); + wait_on_bit_lock(); + + +En segundo lugar, el código que realiza una activación normalmente se +asemeja a algo como esto: + + evento_indicado = 1; + wake_up(&event_wait_queue); // despertar + +o: + + evento_indicado = 1; + wake_up_process(event_daemon); // despertar proceso + +wake_up() ejecuta una barrera de memoria general si despierta algo. Si no +despierta nada, entonces una barrera de memoria puede o no ser ejecutada; +no debe confiar en ello. La barrera se produce antes del acceso al estado +de la tarea. En particular, se encuentra entre el STORE para indicar el +evento y el STORE para configurar TASK_RUNNING (hilo ejecutando): + + CPU 1 (Durmiente) CPU 2 (Despertadora) + =============================== =============================== + set_current_state(); STORE evento_indicado + smp_store_mb(); wake_up(); + STORE current->state ... + <barrera general> <barrera general> + LOAD evento_indicado if ((LOAD task->state) & TASK_NORMAL) + STORE task->state + +donde "task" es el subproceso que se está despertando y es igual al +"current" (hilo actual) de la CPU 1. + +Para reiterar, se garantiza la ejecución de una barrera de memoria general +mediante wake_up() si algo está realmente despierto, pero de lo contrario +no existe tal garantía. Para entender esto, considere la siguiente +secuencia de eventos, donde X e Y son ambos cero inicialmente: + + CPU 1 CPU 2 + =============================== =============================== + X = 1; Y = 1; + smp_mb(); wake_up(); + LOAD Y LOAD X + +Si ocurre una reactivación ("wakeup"), una (al menos) de las dos cargas +debe ver 1. Si, por otro lado, no ocurre una reactivación, ambas cargas +pueden ver 0. + +wake_up_process() siempre ejecuta una barrera de memoria general. La +barrera, de nuevo, ocurre antes de que se acceda al estado del hilo. En +particular, si wake_up(), en el fragmento anterior, fuera reemplazado por +una llamada a wake_up_process(), las dos cargas verían 1, garantizado. + +Las funciones de activación disponibles incluyen: + + complete(); + wake_up(); + wake_up_all(); + wake_up_bit(); + wake_up_interruptible(); + wake_up_interruptible_all(); + wake_up_interruptible_nr(); + wake_up_interruptible_poll(); + wake_up_interruptible_sync(); + wake_up_interruptible_sync_poll(); + wake_up_locked(); + wake_up_locked_poll(); + wake_up_nr(); + wake_up_poll(); + wake_up_process(); + +En términos de orden de la memoria, todas estas funciones proporcionan las +mismas garantías que un wake_up() (o más fuertes). + +[!] Tenga en cuenta que las barreras de la memoria implicadas por el +durmiente y el despierto _no_ ordenan varios stores antes del despertar con +respecto a cargas de los valores guardados después de que el durmiente haya +llamado a set_current_state(). Por ejemplo, si el durmiente hace: + + set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); + if (evento_indicado) + break; + __set_current_state(TASK_RUNNING); + hacer_algo(my_data); + +y el que despierta hace: + + my_data = valor; + evento_indicado = 1; + wake_up(&event_wait_queue); + +no existe garantía de que el cambio a event_indicated sea percibido por +el durmiente de manera que venga después del cambio a my_data. En tal +circunstancia, el código en ambos lados debe sacar sus propias barreras de +memoria entre los separados accesos a datos. Por lo tanto, el durmiente +anterior debería hacer: + + set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); + if (evento_indicado) { + smp_rmb(); + hacer_algo(my_data); + } + +y el que despierta debería hacer: + + my_data = value; + smp_wmb(); + evento_indicado = 1; + wake_up(&event_wait_queue); + +FUNCIONES VARIAS +---------------- + +Otras funciones que implican barreras: + + (*) schedule() y similares implican barreras completas de memoria. + + +======================================== +EFECTOS DE BARRERA ADQUIRIENDO INTRA-CPU +======================================== + +En los sistemas SMP, las primitivas de bloqueo proveen una forma más +sustancial de barrera: una que afecta el orden de acceso a la memoria en +otras CPU, dentro del contexto de conflicto en cualquier bloqueo en +particular. + + +ADQUISICIÓN VS ACCESOS A MEMORIA +-------------------------------- + +Considere lo siguiente: el sistema tiene un par de spinlocks (M) y (Q), y +tres CPU; entonces la siguiente secuencia de eventos debería ocurrir: + + CPU 1 CPU 2 + =============================== =============================== + WRITE_ONCE(*A, a); WRITE_ONCE(*E, e); + ACQUIRE M ACQUIRE Q + WRITE_ONCE(*B, b); WRITE_ONCE(*F, f); + WRITE_ONCE(*C, c); WRITE_ONCE(*G, g); + RELEASE M RELEASE Q + WRITE_ONCE(*D, d); WRITE_ONCE(*H, h); + +Entonces no hay garantía sobre en qué orden verá la CPU 3 los accesos a *A +hasta que *H ocurra, además de las restricciones impuestas por los bloqueos +separados en las distintas CPUs. Podría, por ejemplo, ver: + + *E, ACQUIRE M, ACQUIRE Q, *G, *C, *F, *A, *B, RELEASE Q, *D, *H, RELEASE M + +Pero no verá ninguno de: + + *B, *C or *D preceding ACQUIRE M + *A, *B or *C following RELEASE M + *F, *G or *H preceding ACQUIRE Q + *E, *F or *G following RELEASE Q + +======================================== +¿DÓNDE SE NECESITAN BARRERAS DE MEMORIA? +======================================== + +Bajo operación normal, el re-ordenamiento de una operación de memoria +generalmente no va a suponer un problema, ya que para una pieza de código +lineal de un solo subproceso seguirá pareciendo que funciona correctamente, +incluso si está en un kernel SMP. Existen, sin embargo, cuatro +circunstancias en las que reordenar definitivamente _podría_ ser un +problema: + + (*) Interacción entre procesadores. + + (*) Operaciones atómicas. + + (*) Acceso a dispositivos. + + (*) Interrupciones. + + +INTERACCIÓN ENTRE PROCESADORES +------------------------------ + +Cuando se da un sistema con más de un procesador, más de una CPU en el +sistema puede estar trabajando en el mismo conjunto de datos al mismo +tiempo. Esto puede causar problemas de sincronización, y la forma habitual +de tratar con estos es utilizar cerrojos. Sin embargo, los cerrojos son +bastante caros, por lo que puede ser preferible operar sin el uso de un +cerrojo a ser posible. En cuyo caso, es posible que las operaciones que +afectan a ambas CPU deban ordenarse cuidadosamente para evitar un +funcionamiento incorrecto. + +Considere, por ejemplo, la ruta lenta del semáforo R/W. Aquí hay un proceso +de espera en cola del semáforo, en virtud de que tiene una parte de su pila +vinculada a la lista de procesos en espera del semáforo: + + struct rw_semaphore { + ... + spinlock_t lock; + struct list_head waiters; + }; + + struct rwsem_waiter { + struct list_head list; + struct task_struct *task; + }; + +Para despertar a un proceso que espera ("waiter") en particular, las +funciones up_read() o up_write() tienen que: + + (1) leer el siguiente puntero del registro de este proceso que espera, + para saber dónde está el registro del siguiente waiter; + + (2) leer el puntero a la estructura de tareas del waiter; + + (3) borrar el puntero de la tarea para decirle al waiter que se le ha dado + el semáforo; + + (4) llamar a wake_up_process() en la tarea; y + + (5) liberar la referencia retenida en la estructura de tareas del waiter. + +En otras palabras, tiene que realizar esta secuencia de eventos: + + LOAD waiter->list.next; + LOAD waiter->task; + STORE waiter->task; + CALL wakeup + RELEASE task + +y si alguno de estos pasos ocurre fuera de orden, entonces todo puede que +funcione defectuosamente. + +Una vez que se ha puesto en cola y soltado el bloqueo de semáforo, el +proceso que espera no consigue el candado de nuevo; en cambio, solo espera +a que se borre su puntero de tarea antes de continuar. Dado que el registro +está en la pila del proceso que espera, esto significa que si el puntero de +la tarea se borra _antes_ de que se lea el siguiente puntero de la lista, +otra CPU podría comenzar a procesar el proceso que espera y podría romper +el stack del proceso que espera antes de que la función up*() tenga la +oportunidad de leer el puntero que sigue. + +Considere entonces lo que podría suceder con la secuencia de eventos +anterior: + + CPU 1 CPU 2 + =============================== =============================== + down_xxx() + Poner waiter en la "queue" (cola) + Dormir + up_yyy() + LOAD waiter->task; + STORE waiter->task; + Despertado por otro evento + <preempt> + Reanudar el procesamiento + down_xxx() regresa + llamada a foo() + foo() estropea *waiter + </preempt> + LOAD waiter->list.next; + --- OOPS --- + +Esto podría solucionarse usando el bloqueo de semáforo, pero luego la +función down_xxx() tiene que obtener innecesariamente el spinlock +nuevamente, después de ser despertado el hilo. + +La forma de lidiar con esto es insertar una barrera de memoria SMP general: + + LOAD waiter->list.next; + LOAD waiter->task; + smp_mb(); + STORE waiter->task; + CALL wakeup + RELEASE task + +En este caso, la barrera garantiza que todos los accesos a memoria antes de +la barrera parecerán suceder antes de todos los accesos a memoria después +de dicha barrera con respecto a las demás CPU del sistema. _No_ garantiza +que todos los accesos a memoria antes de la barrera se completarán en el +momento en que la instrucción de la barrera en sí se complete. + +En un sistema UP, donde esto no sería un problema, la función smp_mb() es +solo una barrera del compilador, asegurándose así de que el compilador +emita las instrucciones en el orden correcto sin realmente intervenir en la +CPU. Como solo hay un CPU, la lógica de orden de dependencias de esa CPU se +encargará de todo lo demás. + + +OPERACIONES ATÓMICAS +-------------------- + +Si bien son, técnicamente, consideraciones de interacción entre +procesadores, las operaciones atómicas se destacan especialmente porque +algunas de ellas implican barreras de memoria completa y algunas otras no, +pero se confía mucho en ellos en su conjunto a lo largo del kernel. + +Consulte Documentation/atomic_t.txt para obtener más información. + + +ACCESO A DISPOSITIVOS +--------------------- + +Un driver puede ser interrumpido por su propia rutina de servicio de +interrupción y, por lo tanto, las dos partes del driver pueden interferir +con los intentos de controlar o acceder al dispositivo. + +Esto puede aliviarse, al menos en parte, desactivando las interrupciones +locales (una forma de bloqueo), de modo que las operaciones críticas sean +todas contenidas dentro la sección de interrupción desactivada en el +controlador. Mientras la interrupción del driver está ejecutando la rutina, +es posible que el "core" del controlador no se ejecute en la misma CPU y no +se permita que su interrupción vuelva a ocurrir hasta que la interrupción +actual haya sido resuelta, por lo tanto, el controlador de interrupción no +necesita bloquearse contra esto. + +Sin embargo, considere un driver que estaba hablando con una tarjeta +ethernet que tiene un registro de direcciones y un registro de datos. Si +el core de ese controlador habla con la tarjeta estando en desactivación de +interrupción y luego se invoca el controlador de interrupción del +controlador: + + IRQ LOCALES DESACTIVADAS + writew(ADDR, 3); + writew(DATA, y); + IRQ LOCALES ACTIVADAS + <interrupción> + writew(ADDR, 4); + q = readw(DATA); + </interrupción> + +El almacenamiento en el registro de datos puede ocurrir después del segundo +almacenamiento en el registro de direcciones si las reglas de orden son lo +suficientemente relajadas: + + STORE *ADDR = 3, STORE *ADDR = 4, STORE *DATA = y, q = LOAD *DATA + +Si se relajan las reglas de orden, se debe asumir que los accesos +realizados dentro de la sección con interrupción deshabilitada pueden +filtrarse fuera de esta y pueden intercalarse con accesos realizados en una +interrupción - y viceversa - a menos que se utilicenn barreras implícita o +explícitas. + +Normalmente, esto no será un problema porque los accesos de E/S realizados +dentro de tales secciones incluirán operaciones de carga síncronas en +registros E/S estrictamente ordenados, que forman barreras de E/S +implícitas. + + +Una situación similar puede ocurrir entre una rutina de interrupción y dos +rutinas ejecutándose en separadas CPU que se comunican entre sí. Si tal +caso es probable, entonces se deben usar bloqueos de desactivación de +interrupciones para garantizar el orden. + + +===================================== + Efectos de barrera de E/S del kernel +===================================== + +La interfaz con periféricos a través de accesos de E/S es profundamente +específica para cada arquitectura y dispositivo. Por lo tanto, los drivers +que son inherentemente no portátiles pueden depender de comportamientos +específicos de sus sistemas de destino, con el fin de lograr la +sincronización de la manera más ligera posible. Para drivers que deseen ser +portátiles entre múltiples arquitecturas e implementaciones de bus, el +kernel ofrece una serie de funciones de acceso que proporcionan varios +grados de garantías de orden: + + (*) readX(), writeX(): + + Las funciones de acceso MMIO readX() y writeX() usan un puntero al + periférico al que se accede como un parámetro __iomem *. para punteros + asignados los atributos de E/S predeterminados (por ejemplo, los + devueltos por ioremap()), las garantías de orden son las siguientes: + + 1. Se ordenan todos los accesos readX() y writeX() a un mismo periférico + entre estos. Esto asegura que los registros de acceso MMIO por el + mismo subproceso de la CPU a un dispositivo en particular llegarán en + el orden del programa. + + 2. Se ordena un writeX() emitido por un subproceso de CPU que contiene un + spinlock antes de un writeX() al mismo periférico desde otro + subproceso de CPU, si emitido después de una adquisición posterior del + mismo spinlock. Esto garantiza que ese registro MMIO escribe en un + dispositivo en particular, mientras que se obtiene un spinlock en un + orden consistente con las adquisiciones del cerrojo. + + 3. Un writeX() por un subproceso de la CPU al periférico primero esperará + a la finalización de todas las escrituras anteriores en la memoria + emitidas por, o bien propagadas por, el mismo subproceso. Esto asegura + que las escrituras de la CPU a un búfer DMA de salida asignadas por + dma_alloc_coherent() serán visibles para un motor ("engine") DMA + cuando la CPU escriba en sus registros de control MMIO, para activar + la transferencia. + + 4. Un readX() de un subproceso del CPU, desde el periférico, se + completará antes de que cualquier lectura subsiguiente de memoria por + el mismo subproceso pueda comenzar. Esto asegura que las lecturas de + la CPU desde un búfer DMA entrantes asignadas por + dma_alloc_coherent(), no verán datos obsoletos después de leer el + registro de estado MMIO del motor DMA, para establecer que la + transferencia DMA se haya completado. + + 5. Un readX() por un subproceso del CPU, desde el periférico, se + completará antes de que cualquier bucle delay() subsiguiente pueda + comenzar a ejecutarse en el mismo subproceso. Esto asegura que dos + escrituras del CPU a registros MMIO en un periférico llegarán al menos + con 1us de diferencia, si la primera escritura se lee inmediatamente + de vuelta con readX() y se llama a udelay(1) antes del segundo + writeX(): + + writel(42, DEVICE_REGISTER_0); // Llega al dispositivo ... + readl(DEVICE_REGISTER_0); + udelay(1); + writel(42, DEVICE_REGISTER_1); // al menos 1us antes de esto.... + +Las propiedades de orden de los punteros __iomem obtenidos con valores de +atributos que no sean los valores por defecto (por ejemplo, los devueltos +por ioremap_wc()) son específicos de la arquitectura subyacente y, por lo +tanto, las garantías enumeradas anteriormente no pueden por lo general ser +aseguradas para accesos a este tipo de "mappings" (asignaciones). + + (*) readX_relaxed(), writeX_relaxed(): + + Son similares a readX() y writeX(), pero proporcionan una garantía de + orden de memoria más débil. Específicamente, no garantizan orden con + respecto al bloqueo, los accesos normales a la memoria o los bucles + delay() (es decir, los puntos 2-5 arriba) pero todavía se garantiza que + se ordenarán con respecto a otros accesos desde el mismo hilo de la CPU, + al mismo periférico, cuando se opera en punteros __iomem asignados con el + valor predeterminado para los atributos de E/S. + + (*) readsX(), writesX(): + + Los puntos de entrada readsX() y writesX() MMIO están diseñados para + acceder FIFOs mapeados en memoria y basados en registros que residen en + periféricos, que no son capaces de realizar DMA. Por tanto, sólo + proporcionan garantías de orden readX_relaxed() y writeX_relaxed(), como + se documentó anteriormente. + + (*) inX(), outX(): + + Los puntos de entrada inX() y outX() están destinados a acceder a mapas + de puertos "legacy" (antiguos) de periféricos de E/S, que pueden requerir + instrucciones especiales en algunas arquitecturas (especialmente, en + x86). El número de puerto del periférico que se está accedido se pasa + como un argumento. + + Dado que muchas arquitecturas de CPU acceden finalmente a estos + periféricos a través de un mapeo interno de memoria virtual, las + garantías de orden portátiles proporcionadas por inX() y outX() son las + mismas que las proporcionadas por readX() y writeX(), respectivamente, al + acceder a una asignación con los valores de atributos de E/S + predeterminados (los que haya por defecto). + + Los drivers de dispositivos pueden esperar que outX() emita una + transacción de escritura no publicada, que espera una respuesta de + finalización del periférico de E/S antes de regresar. Esto no está + garantizado por todas las arquitecturas y por lo tanto no forma parte de + la semántica de orden portátil. + + (*) insX(), outsX(): + + Como arriba, los puntos de entrada insX() y outsX() proporcionan el mismo + orden garantizado por readsX() y writesX() respectivamente, al acceder a + un mapping con los atributos de E/S predeterminados. + + (*) ioreadX(), iowriteX(): + + Estos funcionarán adecuadamente para el tipo de acceso que realmente están + haciendo, ya sea inX()/outX() o readX()/writeX(). + +Con la excepción de los puntos de entrada (insX(), outsX(), readsX() y +writesX()), todo lo anterior supone que el periférico subyacente es +little-endian y, por lo tanto, realizará operaciones de intercambio de +bytes en arquitecturas big-endian. + + +=========================================== +MODELO DE ORDEN MÍNIMO DE EJECUCIÓN ASUMIDO +=========================================== + +Debe suponerse que la CPU conceptual está débilmente ordenada, pero que +mantiene la apariencia de causalidad del programa con respecto a sí misma. +Algunas CPU (como i386 o x86_64) están más limitadas que otras (como +powerpc o frv), por lo que el caso más relajado (es decir, DEC Alpha) se +debe asumir fuera de código específico de arquitectura. + +Esto significa que se debe considerar que la CPU ejecutará su flujo de +instrucciones en el orden que se quiera - o incluso en paralelo - siempre +que si una instrucción en el flujo depende de una instrucción anterior, +entonces dicha instrucción anterior debe ser lo suficientemente completa[*] +antes de que la posterior instrucción puede proceder; en otras palabras: +siempre que la apariencia de causalidad se mantenga. + + [*] Algunas instrucciones tienen más de un efecto, como cambiar el + código de condición, cambio de registros o cambio de memoria - y + distintas instrucciones pueden depender de diferentes efectos. + +Una CPU puede también descartar cualquier secuencia de instrucciones que +termine sin tener efecto final. Por ejemplo, si dos instrucciones +adyacentes cargan un valor inmediato en el mismo registro, la primera puede +descartarse. + + +De manera similar, se debe suponer que el compilador podría reordenar la +corriente de instrucciones de la manera que crea conveniente, nuevamente +siempre que la apariencia de causalidad se mantenga. + + +===================================== +EFECTOS DE LA MEMORIA CACHÉ DE LA CPU +===================================== + +La forma en que se perciben las operaciones de memoria caché en todo el +sistema se ve afectada, hasta cierto punto, por los cachés que se +encuentran entre las CPU y la memoria, y por el sistema de coherencia en +memoria que mantiene la consistencia de estado en el sistema. + +En cuanto a la forma en que una CPU interactúa con otra parte del sistema a +través del caché, el sistema de memoria tiene que incluir los cachés de la +CPU y barreras de memoria, que en su mayor parte actúan en la interfaz +entre la CPU y su caché (las barreras de memoria lógicamente actúan sobre +la línea de puntos en el siguiente diagrama): + + <--- CPU ---> : <----------- Memoria -----------> + : + +--------+ +--------+ : +--------+ +-----------+ + | Core | | Cola | : | Cache | | | +---------+ + | CPU | | de | : | CPU | | | | | + | |--->| acceso |----->| |<-->| | | | + | | | a | : | | | |--->| Memoria | + | | | memoria| : | | | | | | + +--------+ +--------+ : +--------+ | Mecanismo | | | + : | de | +---------+ + : | Coherencia| + : | de la | +--------+ + +--------+ +--------+ : +--------+ | cache | | | + | Core | | Cola | : | Cache | | | | | + | CPU | | de | : | CPU | | |--->| Dispos | + | |--->| acceso |----->| |<-->| | | itivo | + | | | a | : | | | | | | + | | | memoria| : | | | | +--------+ + +--------+ +--------+ : +--------+ +-----------+ + : + : + +Aunque es posible que una carga o store en particular no aparezca fuera de +la CPU que lo emitió, ya que puede haber sido satisfecha dentro del propio +caché de la CPU, seguirá pareciendo como si el acceso total a la memoria +hubiera tenido lugar para las otras CPUs, ya que los mecanismos de +coherencia de caché migrarán la cacheline sobre la CPU que accede y se +propagarán los efectos en caso de conflicto. + +El núcleo de la CPU puede ejecutar instrucciones en el orden que considere +adecuado, siempre que parezca mantenerse la causalidad esperada del +programa. Algunas de las instrucciones generan operaciones de carga y +almacenamiento que luego van a la cola de accesos a memoria a realizar. El +núcleo puede colocarlos en la cola en cualquier orden que desee, y +continuar su ejecución hasta que se vea obligado a esperar que una +instrucción sea completada. + +De lo que se ocupan las barreras de la memoria es de controlar el orden en +que los accesos cruzan, desde el lado de la CPU, hasta el lado de memoria, +y el orden en que los otros observadores perciben los efectos en el sistema +que sucedan por esto. + +[!] Las barreras de memoria _no_ son necesarias dentro de una CPU +determinada, ya que las CPU siempre ven sus propias cargas y stores como si +hubieran sucedido en el orden del programa. + +[!] Los accesos a MMIO u otros dispositivos pueden pasar por alto el +sistema de caché. Esto depende de las propiedades de la ventana de memoria +a través de la cual se accede a los dispositivos y/o el uso de +instrucciones especiales de comunicación con dispositivo que pueda tener la +CPU. + + +COHERENCIA DE CACHÉ FRENTE A DMA +--------------------------------- + +No todos los sistemas mantienen coherencia de caché con respecto a los +dispositivos que realizan DMA. En tales casos, un dispositivo que intente +DMA puede obtener datos obsoletos de la RAM, porque las líneas de caché +"sucias" pueden residir en los cachés de varias CPU, y es posible que no +se hayan vuelto a escribir en la RAM todavía. Para hacer frente a esto, la +parte apropiada del kernel debe vaciar los bits superpuestos de caché en +cada CPU (y tal vez también invalidarlos). + +Además, los datos enviados por DMA a RAM, por un dispositivo, pueden ser +sobrescritos por líneas de caché sucias que se escriben de nuevo en la RAM +desde el caché de una CPU, después de que el dispositivo haya puesto sus +propios datos, o las líneas de caché presentes en el caché de la CPU pueden +simplemente ocultar el hecho de que la memoria RAM se haya actualizado, +hasta el momento en que la caché se descarta de la memoria caché de la CPU +y se vuelve a cargar. Para hacer frente a esto, la parte apropiada del +kernel debe invalidar los bits superpuestos del caché en cada CPU. + +Consulte Documentation/core-api/cachetlb.rst para obtener más información +sobre administración de la memoria caché. + + +COHERENCIA DE CACHÉ FRENTE A MMIO +--------------------------------- + +La E/S mapeada en memoria generalmente se lleva a cabo a través de +ubicaciones de memoria que forman parte de una ventana del espacio de +memoria de la CPU, que tiene diferentes propiedades asignadas que la +ventana habitual dirigida a RAM. + +Entre dichas propiedades, suele existir el hecho de que tales accesos +eluden el almacenamiento en caché por completo e ir directamente a los +buses del dispositivo. Esto significa que los accesos MMIO pueden, en +efecto, superar los accesos a la memoria caché que se emitieron +anteriormente. Una barrera de memoria no es suficiente en tal caso, sino +que el caché debe ser vaciado entre la escritura de la memoria caché, y el +acceso MMIO, si los dos son de cualquier manera dependiente. + + +======================= +COSAS QUE HACEN LAS CPU +======================= + +Un programador podría dar por sentado que la CPU realizará las operaciones +de memoria exactamente en el orden especificado, de modo que si a la CPU se +entrega, por ejemplo, el siguiente fragmento de código a ejecutar: + + a = READ_ONCE(*A); + WRITE_ONCE(*B, b); + c = READ_ONCE(*C); + d = READ_ONCE(*D); + WRITE_ONCE(*E, e); + +esperarían entonces que la CPU complete la operación de memoria para cada +instrucción antes de pasar a la siguiente, lo que lleva a una definida +secuencia de operaciones vistas por observadores externos en el sistema: + + LOAD *A, STORE *B, LOAD *C, LOAD *D, STORE *E. + +La realidad es, por supuesto, mucho más intrincada. Para muchas CPU y +compiladores, la anterior suposición no se sostiene porque: + + (*) es más probable que las cargas deban completarse de inmediato para + permitir progreso en la ejecución, mientras que los stores a menudo se + pueden aplazar sin problema; + + (*) las cargas se pueden hacer especulativamente, y el resultado es + descartado si resulta innecesario; + + (*) las cargas se pueden hacer de forma especulativa, lo que lleva a que + se haya obtenido el resultado en el momento equivocado de la secuencia + de eventos esperada; + + (*) el orden de los accesos a memoria se puede reorganizar para promover + un mejor uso de los buses y cachés de la CPU; + + (*) las cargas y los stores se pueden combinar para mejorar el rendimiento + cuando se habla con memoria o hardware de E/S, que puede realizar + accesos por lotes a ubicaciones adyacentes, reduciendo así los costes + de configuración de transacciones (la memoria y los dispositivos PCI + pueden ambos pueden hacer esto); y + + (*) la caché de datos de la CPU puede afectar al orden, y mientras sus + mecanismos de coherencia pueden aliviar esto, una vez que el store + haya accedido al caché- no hay garantía de que la gestión de la + coherencia se propague en orden a otras CPU. + +Entonces, digamos que lo que otra CPU podría observar en el fragmento de +código anterior es: + + LOAD *A, ..., LOAD {*C,*D}, STORE *E, STORE *B + + (Donde "LOAD {*C,*D}" es una carga combinada) + + +Sin embargo, se garantiza que una CPU es autoconsistente: verá que sus + _propios_ accesos parecen estar correctamente ordenados, sin necesidad de +barrera de memoria. Por ejemplo con el siguiente código: + + U = READ_ONCE(*A); + WRITE_ONCE(*A, V); + WRITE_ONCE(*A, W); + X = READ_ONCE(*A); + WRITE_ONCE(*A, Y); + Z = READ_ONCE(*A); + +y asumiendo que no hay intervención de una influencia externa, se puede +suponer que el resultado final se parecerá a: + + U == el valor original de *A + X == W + Z == Y + *A == Y + +El código anterior puede hacer que la CPU genere la secuencia completa de +accesos de memoria: + + U=LOAD *A, STORE *A=V, STORE *A=W, X=LOAD *A, STORE *A=Y, Z=LOAD *A + +en ese orden, pero, sin intervención, la secuencia puede contener casi +cualquier combinación de elementos combinados o descartados, siempre que la +perspectiva del programa del mundo siga siendo consistente. Tenga en cuenta +que READ_ONCE() y WRITE_ONCE() -no- son opcionales en el ejemplo anterior, +ya que hay arquitecturas donde una CPU determinada podría reordenar cargas +sucesivas en la misma ubicación. En tales arquitecturas, READ_ONCE() y +WRITE_ONCE() hacen lo que sea necesario para evitar esto, por ejemplo, en +Itanium los casts volátiles utilizados por READ_ONCE() y WRITE_ONCE() hacen +que GCC emita las instrucciones especiales ld.acq y st.rel +(respectivamente) que impiden dicha reordenación. + +El compilador también puede combinar, descartar o diferir elementos de la +secuencia antes incluso de que la CPU los vea. + +Por ejemplo: + + *A = V; + *A = W; + +puede reducirse a: + + *A = W; + +ya que, sin una barrera de escritura o WRITE_ONCE(), puede que se asuma +que el efecto del almacenamiento de V a *A se pierde. Similarmente: + + *A = Y; + Z = *A; + +puede, sin una barrera de memoria o un READ_ONCE() y WRITE_ONCE(), esto +sea reducido a: + + *A = Y; + Z = Y; + +y la operación LOAD nunca aparezca fuera de la CPU. + + +Y LUEGO ESTÁ EL ALFA +-------------------- + +La CPU DEC Alpha es una de las CPU más relajadas que existen. No solo eso, +algunas versiones de la CPU Alpha tienen un caché de datos dividido, lo que +les permite tener dos líneas de caché relacionadas semánticamente, +actualizadas en momentos separados. Aquí es donde la barrera de dependencia +de dirección realmente se vuelve necesaria, ya que se sincronizan ambos +cachés con el sistema de coherencia de memoria, lo que hace que parezca un +cambio en el puntero, frente a que los nuevos datos se produzcan en el +orden correcto. + +Alpha define el modelo de memoria del kernel Linux, aunque a partir de +v4.15, la adición al kernel de Linux de smp_mb() a READ_ONCE() en Alpha +redujo en gran medida su impacto en el modelo de memoria. + + +GUESTS DE MÁQUINAS VIRTUALES +----------------------------- + +Los "guests" (invitados) que se ejecutan en máquinas virtuales pueden verse +afectados por los efectos de SMP incluso si el "host" (huésped) en sí se +compila sin compatibilidad con SMP. Este es un efecto de la interacción con +un host SMP mientras ejecuta un kernel UP. El uso obligatorio de barreras +para este caso de uso sería posible, pero a menudo no son óptimas. + +Para hacer frente a este caso de manera óptima, están disponibles macros de +bajo nivel virt_mb() etc. Estas tienen el mismo efecto que smp_mb(), etc. +cuando SMP está habilitado, pero generan código idéntico para sistemas SMP +y no SMP. Por ejemplo, los invitados de máquinas virtuales debería usar +virt_mb() en lugar de smp_mb() al sincronizar contra un (posiblemente SMP) +anfitrión. + +Estos son equivalentes a sus contrapartes smp_mb() etc. en todos los demás +aspectos, en particular, no controlan los efectos MMIO: para controlar los +efectos MMIO, utilice barreras obligatorias. + + +================ +EJEMPLOS DE USOS +================ + +BUFFERS CIRCULARES +------------------ + +Las barreras de memoria se pueden utilizar para implementar almacenamiento +en búfer circular, sin necesidad de un cerrojo para serializar al productor +con el consumidor. Vea: + + Documentation/core-api/circular-buffers.rst + +para más detalles. + + +=========== +REFERENCIAS +=========== + +Alpha AXP Architecture Reference Manual, Segunda Edición (por Sites & Witek, +Digital Press) + Capítulo 5.2: Physical Address Space Characteristics + Capítulo 5.4: Caches and Write Buffers + Capítulo 5.5: Data Sharing + Capítulo 5.6: Read/Write Ordering + +AMD64 Architecture Programmer's Manual Volumen 2: System Programming + Capítulo 7.1: Memory-Access Ordering + Capítulo 7.4: Buffering and Combining Memory Writes + +ARM Architecture Reference Manual (ARMv8, for ARMv8-A architecture profile) + Capítulo B2: The AArch64 Application Level Memory Model + +IA-32 Intel Architecture Software Developer's Manual, Volumen 3: +System Programming Guide + Capítulo 7.1: Locked Atomic Operations + Capítulo 7.2: Memory Ordering + Capítulo 7.4: Serializing Instructions + +The SPARC Architecture Manual, Version 9 + Capítulo 8: Memory Models + Appendix D: Formal Specification of the Memory Models + Appendix J: Programming with the Memory Models + +Storage in the PowerPC (por Stone and Fitzgerald) + +UltraSPARC Programmer Reference Manual + Capítulo 5: Memory Accesses and Cacheability + Capítulo 15: Sparc-V9 Memory Models + +UltraSPARC III Cu User's Manual + Capítulo 9: Memory Models + +UltraSPARC IIIi Processor User's Manual + Capítulo 8: Memory Models + +UltraSPARC Architecture 2005 + Capítulo 9: Memory + Appendix D: Formal Specifications of the Memory Models + +UltraSPARC T1 Supplement to the UltraSPARC Architecture 2005 + Capítulo 8: Memory Models + Appendix F: Caches and Cache Coherency + +Solaris Internals, Core Kernel Architecture, p63-68: + Capítulo 3.3: Hardware Considerations for Locks and + Synchronization + +Unix Systems for Modern Architectures, Symmetric Multiprocessing and Caching +for Kernel Programmers: + Capítulo 13: Other Memory Models + +Intel Itanium Architecture Software Developer's Manual: Volumen 1: + Sección 2.6: Speculation + Sección 4.4: Memory Access diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/process/coding-style.rst b/Documentation/translations/sp_SP/process/coding-style.rst new file mode 100644 index 000000000000..a0261ba5b902 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/sp_SP/process/coding-style.rst @@ -0,0 +1,1315 @@ +.. include:: ../disclaimer-sp.rst + +:Original: :ref:`Documentation/process/coding-style.rst <submittingpatches>` +:Translator: Carlos Bilbao <carlos.bilbao@amd.com> + +.. _sp_codingstyle: + +Estilo en el código del kernel Linux +===================================== + +Este es un breve documento que describe el estilo preferido en el código +del kernel Linux. El estilo de código es muy personal y no **forzaré** mi +puntos de vista sobre nadie, pero esto vale para todo lo que tengo que +mantener, y preferiría que para la mayoría de otras cosas también. Por +favor, por lo menos considere los argumentos expuestos aquí. + +En primer lugar, sugeriría imprimir una copia de los estándares de código +GNU, y NO leerlo. Quémelos, es un gran gesto simbólico. + +De todos modos, aquí va: + + +1) Sangría +----------- + +Las tabulaciones tienen 8 caracteres y, por lo tanto, las sangrías también +tienen 8 caracteres. Hay movimientos heréticos que intentan hacer sangría +de 4 (¡o incluso 2!) caracteres de longitud, y eso es similar a tratar de +definir el valor de PI como 3. + +Justificación: La idea detrás de la sangría es definir claramente dónde +comienza y termina un bloque de control. Especialmente, cuando ha estado +buscando en su pantalla durante 20 horas seguidas, le resultará mucho más +fácil ver cómo funciona la sangría si tiene sangrías grandes. + +Bueno, algunas personas dirán que tener sangrías de 8 caracteres hace que +el código se mueva demasiado a la derecha y dificulta la lectura en una +pantalla de terminal de 80 caracteres. La respuesta a eso es que si +necesita más de 3 niveles de sangría, está en apuros de todos modos y +debería arreglar su programa. + +En resumen, las sangrías de 8 caracteres facilitan la lectura y tienen la +ventaja añadida de advertirle cuando está anidando sus funciones demasiado +profundo. Preste atención a esa advertencia. + +La forma preferida de facilitar múltiples niveles de sangría en una +declaración de switch es para alinear el ``switch`` y sus etiquetas +``case`` subordinadas en la misma columna, en lugar de hacer ``doble +sangría`` (``double-indenting``) en etiquetas ``case``. Por ejemplo: + +.. code-block:: c + + switch (suffix) { + case 'G': + case 'g': + mem <<= 30; + break; + case 'M': + case 'm': + mem <<= 20; + break; + case 'K': + case 'k': + mem <<= 10; + fallthrough; + default: + break; + } + +No ponga varias declaraciones en una sola línea a menos que tenga algo que +ocultar: + +.. code-block:: c + + if (condición) haz_esto; + haz_otra_cosa; + +No use comas para evitar el uso de llaves: + +.. code-block:: c + + if (condición) + haz_esto(), haz_eso(); + +Siempre use llaves para múltiples declaraciones: + +.. code-block:: c + + if (condición) { + haz_esto(); + haz_eso(); + } + +Tampoco ponga varias asignaciones en una sola línea. El estilo de código +del kernel es súper simple. Evite las expresiones engañosas. + + +Aparte de los comentarios, la documentación y excepto en Kconfig, los +espacios nunca se utilizan para la sangría, y el ejemplo anterior se rompe +deliberadamente. + +Consiga un editor decente y no deje espacios en blanco al final de las +líneas. + +2) Rompiendo líneas y strings largos +------------------------------------ + +El estilo de código tiene todo que ver con la legibilidad y la +mantenibilidad usando herramientas disponibles comúnmente. + +El límite preferido en la longitud de una sola línea es de 80 columnas. + +Las declaraciones de más de 80 columnas deben dividirse en partes, a menos +que exceder las 80 columnas aumente significativamente la legibilidad y no +oculte información. + +Los descendientes siempre son sustancialmente más cortos que el padre y +se colocan sustancialmente a la derecha. Un estilo muy usado es alinear +descendientes a un paréntesis de función abierto. + +Estas mismas reglas se aplican a los encabezados de funciones con una larga +lista de argumentos. + +Sin embargo, nunca rompa los strings visibles para el usuario, como los +mensajes printk, porque eso rompe la capacidad de grep a estos. + + +3) Colocación de llaves y espacios +---------------------------------- + +El otro problema que siempre surge en el estilo C es la colocación de +llaves. A diferencia del tamaño de la sangría, existen pocas razones +técnicas para elegir una estrategia de ubicación sobre la otra, pero la +forma preferida, como mostraron los profetas Kernighan y Ritchie, es poner +la llave de apertura en la línea, y colocar la llave de cierre primero, +así: + +.. code-block:: c + + if (x es verdad) { + hacemos y + } + +Esto se aplica a todos los bloques de declaraciones que no son funciones +(if, switch, for, while, do). Por ejemplo: + +.. code-block:: c + + switch (action) { + case KOBJ_ADD: + return "add"; + case KOBJ_REMOVE: + return "remove"; + case KOBJ_CHANGE: + return "change"; + default: + return NULL; + } + +Sin embargo, hay un caso especial, a saber, las funciones: tienen la llave +de apertura al comienzo de la siguiente línea, así: + +.. code-block:: c + + int funcion(int x) + { + cuerpo de la función + } + +Gente hereje de todo el mundo ha afirmado que esta inconsistencia es... +bueno... inconsistente, pero todas las personas sensatas saben que +(a) K&R tienen **razón** y (b) K&R tienen razón. Además, las funciones son +especiales de todos modos (no puede anidarlas en C). + +Tenga en cuenta que la llave de cierre está vacía en su línea propia, +**excepto** en los casos en que es seguida por una continuación de la misma +declaración, es decir, un ``while`` en una sentencia do o un ``else`` en +una sentencia if, como en: + +.. code-block:: c + + do { + cuerpo del bucle do + } while (condition); + +y + +.. code-block:: c + + if (x == y) { + .. + } else if (x > y) { + ... + } else { + .... + } + +Justificación: K&R. + +Además, tenga en cuenta que esta colocación de llaves también minimiza el +número de líneas vacías (o casi vacías), sin pérdida de legibilidad. Así, +como el suministro de nuevas líneas en su pantalla no es un recurso +renovable (piense en pantallas de terminal de 25 líneas), tienes más líneas +vacías para poner comentarios. + +No use llaves innecesariamente donde una sola declaración sea suficiente. + +.. code-block:: c + + if (condition) + accion(); + +y + +.. code-block:: none + + if (condición) + haz_esto(); + else + haz_eso(); + +Esto no aplica si solo una rama de una declaración condicional es una sola +declaración; en este último caso utilice llaves en ambas ramas: + +.. code-block:: c + + if (condición) { + haz_esto(); + haz_eso(); + } else { + en_otro_caso(); + } + +Además, use llaves cuando un bucle contenga más de una declaración simple: + +.. code-block:: c + + while (condición) { + if (test) + haz_eso(); + } + +3.1) Espacios +************* + +El estilo del kernel Linux para el uso de espacios depende (principalmente) +del uso de función versus uso de palabra clave. Utilice un espacio después +de (la mayoría de) las palabras clave. Las excepciones notables son sizeof, +typeof, alignof y __attribute__, que parecen algo así como funciones (y +generalmente se usan con paréntesis en Linux, aunque no son requeridos en +el idioma, como en: ``sizeof info`` después de que ``struct fileinfo info;`` +se declare). + +Así que use un espacio después de estas palabras clave:: + + if, switch, case, for, do, while + +pero no con sizeof, typeof, alignof, o __attribute__. Por ejemplo, + +.. code-block:: c + + + s = sizeof(struct file); + +No agregue espacios alrededor (dentro) de expresiones entre paréntesis. +Este ejemplo es **malo**: + +.. code-block:: c + + + s = sizeof( struct file ); + +Al declarar datos de puntero o una función que devuelve un tipo de puntero, +el uso preferido de ``*`` es adyacente al nombre del dato o nombre de la +función y no junto al nombre del tipo. Ejemplos: + +.. code-block:: c + + + char *linux_banner; + unsigned long long memparse(char *ptr, char **retptr); + char *match_strdup(substring_t *s); + +Use un espacio alrededor (a cada lado de) la mayoría de los operadores +binarios y ternarios, como cualquiera de estos:: + + = + - < > * / % | & ^ <= >= == != ? : + +pero sin espacio después de los operadores unarios:: + + & * + - ~ ! sizeof typeof alignof __attribute__ defined + +sin espacio antes de los operadores unarios de incremento y decremento del +sufijo:: + + ++ -- + +y sin espacio alrededor de los operadores de miembros de estructura ``.`` y +``->``. + +No deje espacios en blanco al final de las líneas. Algunos editores con +``inteligente`` sangría insertarán espacios en blanco al comienzo de las +nuevas líneas como sea apropiado, para que pueda comenzar a escribir la +siguiente línea de código de inmediato. Sin embargo, algunos de estos +editores no eliminan los espacios en blanco si finalmente no termina +poniendo una línea de código allí, como si dejara una línea en blanco. Como +resultado, termina con líneas que contienen espacios en blanco al final. + +Git le advertirá sobre los parches que introducen espacios en blanco al +final y puede, opcionalmente, eliminar los espacios en blanco finales por +usted; sin embargo, si se aplica una serie de parches, esto puede hacer que +los parches posteriores de la serie fallen al cambiar sus líneas de +contexto. + + +4) Nomenclatura +--------------- + +C es un lenguaje espartano, y sus convenciones de nomenclatura deberían +seguir su ejemplo. A diferencia de los programadores de Modula-2 y Pascal, +los programadores de C no usan nombres cuquis como +EstaVariableEsUnContadorTemporal. Un programador de C lo llamaría +variable ``tmp``, que es mucho más fácil de escribir, y no es mas difícil +de comprender. + +SIN EMBARGO, mientras que los nombres de mayúsculas y minúsculas están mal +vistos, los nombres descriptivos para las variables globales son +imprescindibles. Llamar a una función global ``foo`` es un delito. + +Una variable GLOBAL (para usar solo si **realmente** las necesita) necesita +tener un nombre descriptivo, al igual que las funciones globales. Si tiene +una función que cuenta el número de usuarios activos, debe llamar a esta +``contar_usuarios_activos()`` o similar, **no** debe llamarlo ``cntusr()``. + +Codificar el tipo de una función en el nombre (lo llamado notación húngara) +es estúpido: el compilador conoce los tipos de todos modos y puede +verificar estos, y solo confunde al programador. + +Los nombres de las variables LOCALES deben ser breves y directos. Si usted +tiene algún contador aleatorio de tipo entero, probablemente debería +llamarse ``i``. Llamarlo ``loop_counter`` no es productivo, si no hay +posibilidad de ser mal entendido. De manera similar, ``tmp`` puede ser casi +cualquier tipo de variable que se utiliza para contener un valor temporal. + +Si tiene miedo de mezclar los nombres de las variables locales, tiene otro +problema, que se denomina síndrome de +función-crecimiento-desequilibrio-de-hormona. Vea el capítulo 6 (Funciones). + +Para nombres de símbolos y documentación, evite introducir nuevos usos de +'master / slave' (maestro / esclavo) (o 'slave' independientemente de +'master') y 'lista negra / lista blanca' (backlist / whitelist). + +Los reemplazos recomendados para 'maestro / esclavo' son: + '{primary,main} / {secondary,replica,subordinate}' + '{initiator,requester} / {target,responder}' + '{controller,host} / {device,worker,proxy}' + 'leader / follower' + 'director / performer' + +Los reemplazos recomendados para 'backlist / whitelist' son: + 'denylist / allowlist' + 'blocklist / passlist' + +Las excepciones para la introducción de nuevos usos son mantener en espacio +de usuario una ABI/API, o al actualizar la especificación del código de un +hardware o protocolo existente (a partir de 2020) que requiere esos +términos. Para nuevas especificaciones, traduzca el uso de la terminología +de la especificación al estándar de código del kernel donde sea posible. + +5) Typedefs +----------- + +Por favor no use cosas como ``vps_t``. +Es un **error** usar typedef para estructuras y punteros. cuando ve un + +.. code-block:: c + + + vps_t a; + +en el código fuente, ¿qué significa? +En cambio, si dice + +.. code-block:: c + + struct virtual_container *a; + +puede decir qué es ``a`` en realidad. + +Mucha gente piensa que los typedefs ``ayudan a la legibilidad``. No. Son +útiles solamente para: + + (a) objetos totalmente opacos (donde el typedef se usa activamente para + **ocultar** cuál es el objeto). + + Ejemplo: ``pte_t`` etc. objetos opacos a los que solo puede acceder + usando las funciones de acceso adecuadas. + + .. note:: + + La opacidad y las ``funciones de acceso`` no son buenas por sí + mismas. La razón por la que los tenemos para cosas como pte_t, etc. + es que hay real y absolutamente **cero** información accesible de + forma portátil allí. + + (b) Tipos enteros claros, donde la abstracción **ayuda** a evitar + confusiones, ya sea ``int`` o ``long``. + + u8/u16/u32 son definiciones tipográficas perfectamente correctas + aunque encajan en la categoría (d) mejor que aquí. + + .. note:: + + De nuevo - debe haber una **razón** para esto. si algo es + ``unsigned long``, entonces no hay razón para hacerlo + + typedef unsigned long mis_flags_t; + + pero si hay una razón clara de por qué bajo ciertas circunstancias + podría ser un ``unsigned int`` y bajo otras configuraciones podría + ser ``unsigned long``, entonces, sin duda, adelante y use un typedef. + + (c) cuando lo use para crear literalmente un tipo **nuevo** para + comprobación de tipos. + + (d) Nuevos tipos que son idénticos a los tipos estándar C99, en ciertas + circunstancias excepcionales. + + Aunque sólo costaría un corto período de tiempo para los ojos y + cerebro para acostumbrarse a los tipos estándar como ``uint32_t``, + algunas personas se oponen a su uso de todos modos. + + Por lo tanto, los tipos ``u8/u16/u32/u64`` específicos de Linux y sus + equivalentes con signo, que son idénticos a los tipos estándar son + permitidos, aunque no son obligatorios en el nuevo código de su + elección. + + Al editar código existente que ya usa uno u otro conjunto de tipos, + debe ajustarse a las opciones existentes en ese código. + + (e) Tipos seguros para usar en el espacio de usuario. + + En ciertas estructuras que son visibles para el espacio de usuario, no + podemos requerir tipos C99 y o utilizat el ``u32`` anterior. Por lo + tanto, usamos __u32 y tipos similares en todas las estructuras que se + comparten con espacio de usuario. + +Tal vez también haya otros casos, pero la regla básicamente debería ser +NUNCA JAMÁS use un typedef a menos que pueda coincidir claramente con una +de estas reglas. + +En general, un puntero o una estructura que tiene elementos que pueden +ser razonablemente accedidos directamente, **nunca** deben ser un typedef. + +6) Funciones +------------ + +Las funciones deben ser cortas y dulces, y hacer una sola cosa. Deberían +caber en una o dos pantallas de texto (el tamaño de pantalla ISO/ANSI es +80x24, como todos sabemos), y hacer una cosa y hacerla bien. + +La longitud máxima de una función es inversamente proporcional a la +complejidad y el nivel de sangría de esa función. Entonces, si tiene una +función conceptualmente simple que es solo una larga (pero simple) +declaración de case, donde tiene que hacer un montón de pequeñas cosas para +un montón de diferentes casos, está bien tener una función más larga. + +Sin embargo, si tiene una función compleja y sospecha que un estudiante de +primer año de secundaria menos que dotado podría no comprender de qué se +trata la función, debe adherirse a los límites máximos tanto más de +cerca. Use funciones auxiliares con nombres descriptivos (puede pedirle al +compilador que los alinee si cree que es crítico para el rendimiento, y +probablemente lo hará mejor de lo que usted hubiera hecho). + +Otra medida de la función es el número de variables locales. Estas no deben +exceder de 5 a 10, o está haciendo algo mal. Piense de nuevo en la función +y divida en partes más pequeñas. Un cerebro humano puede generalmente +realiza un seguimiento de aproximadamente 7 cosas diferentes, cualquier +elemento más y se confunde. Usted sabe que es brillante, pero tal vez le +gustaría entender lo que hizo dentro de 2 semanas. + +En los archivos fuente, separe las funciones con una línea en blanco. Si la +función es exportada, la macro **EXPORT** debería ponerse inmediatamente +después de la función de cierre de línea de llave. Por ejemplo: + +.. code-block:: c + + int sistema_corriendo(void) + { + return estado_sistema == SISTEMA_CORRIENDO; + } + EXPORT_SYMBOL(sistema_corriendo); + +6.1) Prototipos de funciones +**************************** + +En los prototipos de funciones, incluya nombres de parámetros con sus tipos +de datos. Aunque esto no es requerido por el lenguaje C, se prefiere en +Linux porque es una forma sencilla de añadir información valiosa para el +lector. + +No utilice la palabra clave ``extern`` con declaraciones de función ya que +esto hace las líneas más largas y no es estrictamente necesario. + +Al escribir prototipos de funciones, mantenga el `orden de los elementos regular +<https://lore.kernel.org/mm-commits/CAHk-=wiOCLRny5aifWNhr621kYrJwhfURsa0vFPeUEm8mF0ufg@mail.gmail.com/>`_. +Por ejemplo, usando este ejemplo de declaración de función:: + + __init void * __must_check action(enum magic value, size_t size, u8 count, + char *fmt, ...) __printf(4, 5) __malloc; + +El orden preferido de elementos para un prototipo de función es: + +- clase de almacenamiento (a continuación, ``static __always_inline``, + teniendo en cuenta que ``__always_inline`` es técnicamente un atributo + pero se trata como ``inline``) +- atributos de clase de almacenamiento (aquí, ``__init`` -- es decir, + declaraciones de sección, pero también cosas como ``__cold``) +- tipo de retorno (aquí, ``void *``) +- atributos de tipo de retorno (aquí, ``__must_check``) +- nombre de la función (aquí, ``action``) +- parámetros de la función (aquí, ``(enum magic value, size_t size, u8 count, char *fmt, ...)``, + teniendo en cuenta que los nombres de los parámetros siempre deben + incluirse) +- atributos de parámetros de función (aquí, ``__printf(4, 5)``) +- atributos de comportamiento de la función (aquí, ``__malloc``) + +Tenga en cuenta que para una **definición** de función (es decir, el cuerpo +real de la función), el compilador no permite atributos de parámetros de +función después de parámetros de la función. En estos casos, deberán ir +tras los atributos de clase (por ejemplo, tenga en cuenta el cambio de +posición de ``__printf(4, 5)`` a continuación, en comparación con el +ejemplo de **declaración** anterior):: + + static __always_inline __init __printf(4, 5) void * __must_check action(enum magic value, + size_t size, u8 count, char *fmt, ...) __malloc + { + ... + } + +7) Salida centralizada de funciones +----------------------------------- + +Aunque desaprobado por algunas personas, el equivalente de la instrucción +goto es utilizado con frecuencia por los compiladores, en forma de +instrucción de salto incondicional. + +La declaración goto es útil cuando una función sale desde múltiples +ubicaciones y se deben realizar algunos trabajos comunes, como la limpieza. +Si no se necesita limpieza, entonces simplemente haga return directamente. + +Elija nombres de etiquetas que digan qué hace el goto o por qué existe el +goto. Un ejemplo de un buen nombre podría ser ``out_free_buffer:`` +(``salida_liberar_buffer``) si al irse libera ``buffer``. Evite usar +nombres GW-BASIC como ``err1:`` y ``err2:``, ya que tendría que volver a +numerarlos si alguna vez agrega o elimina rutas de salida, y hacen que sea +difícil de verificar que sean correctos, de todos modos. + +La razón para usar gotos es: + +- Las declaraciones incondicionales son más fáciles de entender y seguir. +- se reduce el anidamiento +- errores al no actualizar los puntos de salida individuales al hacer + modificaciones son evitados +- ahorra el trabajo del compilador de optimizar código redundante ;) + +.. code-block:: c + + int fun(int a) + { + int result = 0; + char *buffer; + + buffer = kmalloc(SIZE, GFP_KERNEL); + if (!buffer) + return -ENOMEM; + + if (condition1) { + while (loop1) { + ... + } + result = 1; + goto out_free_buffer; + } + ... + out_free_buffer: + kfree(buffer); + return result; + } + +Un tipo común de error a tener en cuenta es "un error de error" que es algo +así: + +.. code-block:: c + + err: + kfree(foo->bar); + kfree(foo); + return ret; + +El error en este código es que en algunas rutas de salida, ``foo`` es NULL. +Normalmente la solución para esto es dividirlo en dos etiquetas de error +``err_free_bar:`` y ``err_free_foo:``: + +.. code-block:: c + + err_free_bar: + kfree(foo->bar); + err_free_foo: + kfree(foo); + return ret; + +Idealmente, debería simular errores para probar todas las rutas de salida. + + +8) Comentarios +-------------- + +Los comentarios son buenos, pero también existe el peligro de comentar +demasiado. NUNCA trate de explicar CÓMO funciona su código en un +comentario: es mucho mejor escribir el código para que el +**funcionamiento** sea obvio y es una pérdida de tiempo explicar código mal +escrito. + +Generalmente, desea que sus comentarios digan QUÉ hace su código, no CÓMO. +Además, trate de evitar poner comentarios dentro del cuerpo de una función: +si la función es tan compleja que necesita comentar por separado partes de +esta, probablemente debería volver al capítulo 6 una temporada. Puede +hacer pequeños comentarios para notar o advertir sobre algo particularmente +inteligente (o feo), pero trate de evitar el exceso. En su lugar, ponga los +comentarios al principio de la función, diga a la gente lo que hace y +posiblemente POR QUÉ hace esto. + +Al comentar las funciones de la API del kernel, utilice el formato +kernel-doc. Consulte los archivos en :ref:`Documentation/doc-guide/ <doc_guide>` +y ``scripts/kernel-doc`` para más detalles. + +El estilo preferido para comentarios largos (de varias líneas) es: + +.. code-block:: c + + /* + * Este es el estilo preferido para comentarios + * multilínea en el código fuente del kernel Linux. + * Por favor, utilícelo constantemente. + * + * Descripción: Una columna de asteriscos en el lado izquierdo, + * con líneas iniciales y finales casi en blanco. + */ + +Para archivos en net/ y drivers/net/, el estilo preferido para comentarios +largos (multi-linea) es un poco diferente. + +.. code-block:: c + + /* El estilo de comentario preferido para archivos en net/ y drivers/net + * se asemeja a esto. + * + * Es casi lo mismo que el estilo de comentario generalmente preferido, + * pero no hay una línea inicial casi en blanco. + */ + +También es importante comentar los datos, ya sean tipos básicos o +derivados. Para este fin, use solo una declaración de datos por línea (sin +comas para múltiples declaraciones de datos). Esto le deja espacio para un +pequeño comentario sobre cada elemento, explicando su uso. + +9) Has hecho un desastre +--------------------------- + +Está bien, todos lo hacemos. Probablemente un antiguo usuario de Unix le +haya dicho que ``GNU emacs`` formatea automáticamente las fuentes C por +usted, y ha notado que sí, lo hace, pero los por defecto que tiene son +menos que deseables (de hecho, son peores que los aleatorios) escribiendo - +un número infinito de monos escribiendo en GNU emacs nunca harán un buen +programa). + +Por lo tanto, puede deshacerse de GNU emacs o cambiarlo y usar valores más +sanos. Para hacer esto último, puede pegar lo siguiente en su archivo +.emacs: + +.. code-block:: none + + (defun c-lineup-arglist-tabs-only (ignored) + "Line up argument lists by tabs, not spaces" + (let* ((anchor (c-langelem-pos c-syntactic-element)) + (column (c-langelem-2nd-pos c-syntactic-element)) + (offset (- (1+ column) anchor)) + (steps (floor offset c-basic-offset))) + (* (max steps 1) + c-basic-offset))) + + (dir-locals-set-class-variables + 'linux-kernel + '((c-mode . ( + (c-basic-offset . 8) + (c-label-minimum-indentation . 0) + (c-offsets-alist . ( + (arglist-close . c-lineup-arglist-tabs-only) + (arglist-cont-nonempty . + (c-lineup-gcc-asm-reg c-lineup-arglist-tabs-only)) + (arglist-intro . +) + (brace-list-intro . +) + (c . c-lineup-C-comments) + (case-label . 0) + (comment-intro . c-lineup-comment) + (cpp-define-intro . +) + (cpp-macro . -1000) + (cpp-macro-cont . +) + (defun-block-intro . +) + (else-clause . 0) + (func-decl-cont . +) + (inclass . +) + (inher-cont . c-lineup-multi-inher) + (knr-argdecl-intro . 0) + (label . -1000) + (statement . 0) + (statement-block-intro . +) + (statement-case-intro . +) + (statement-cont . +) + (substatement . +) + )) + (indent-tabs-mode . t) + (show-trailing-whitespace . t) + )))) + + (dir-locals-set-directory-class + (expand-file-name "~/src/linux-trees") + 'linux-kernel) + +Esto hará que emacs funcione mejor con el estilo de código del kernel para +C en archivos bajo ``~/src/linux-trees``. + +Pero incluso si no logra que emacs realice un formateo correcto, no todo +está perdido: use ``indent``. + +Ahora bien, de nuevo, la sangría de GNU tiene la misma configuración de +muerte cerebral que GNU emacs tiene, por lo que necesita darle algunas +opciones de línea de comando. Sin embargo, eso no es tan malo, porque +incluso los creadores de GNU indent reconocen la autoridad de K&R (la gente +de GNU no es mala, solo están gravemente equivocados en este asunto), por +lo que simplemente de a la sangría las opciones ``-kr -i8`` (significa +``K&R, guiones de 8 caracteres``), o use ``scripts/Lindent``, que indenta +con ese estilo. + +``indent`` tiene muchas opciones, y especialmente cuando se trata de +comentar reformateos, es posible que desee echar un vistazo a la página del +manual. Pero recuerde: ``indent`` no es la solución para una mala +programación. + +Tenga en cuenta que también puede usar la herramienta ``clang-format`` para +ayudarlo con estas reglas, para volver a formatear rápidamente partes de su +código automáticamente, y revisar archivos completos para detectar errores +de estilo del código, errores tipográficos y posibles mejoras. También es +útil para ordenar ``#includes``, para alinear variables/macros, para +redistribuir texto y otras tareas similares. Vea el archivo +:ref:`Documentation/process/clang-format.rst <clangformat>` para más +detalles. + +10) Archivos de configuración de Kconfig +---------------------------------------- + +Para todos los archivos de configuración de Kconfig* en todo el árbol +fuente, la sangría es algo diferente. Las líneas bajo una definición +``config`` están indentadas con una tabulación, mientras que el texto de +ayuda tiene una sangría adicional de dos espacios. Ejemplo:: + + config AUDIT + bool "Soporte para auditar" + depends on NET + help + Habilita la infraestructura de auditoría que se puede usar con otro + subsistema kernel, como SELinux (que requiere esto para + registro de salida de mensajes avc). No hace auditoría de llamadas al + sistema sin CONFIG_AUDITSYSCALL. + +Características seriamente peligrosas (como soporte de escritura para +ciertos filesystems) deben anunciar esto de forma destacada en su cadena de +solicitud:: + + config ADFS_FS_RW + bool "ADFS write support (DANGEROUS)" + depends on ADFS_FS + ... + +Para obtener la documentación completa sobre los archivos de configuración, +consulte el archivo Documentation/kbuild/kconfig-language.rst. + + +11) Estructuras de datos +------------------------ + +Las estructuras de datos que tienen visibilidad fuera del contexto de un +solo subproceso en el que son creadas y destruidas, siempre debe tener +contadores de referencia. En el kernel, la recolección de basura no existe +(y fuera, la recolección de basura del kernel es lenta e ineficiente), lo +que significa que absolutamente **tiene** para hacer referencia y contar +todos sus usos. + +El conteo de referencias significa que puede evitar el bloqueo y permite +que múltiples usuarios tengan acceso a la estructura de datos en paralelo - +y no tengan que preocuparse de que la estructura, de repente, desaparezca +debajo de su control, solo porque durmieron o hicieron otra cosa por un +tiempo. + +Tenga en cuenta que el bloqueo **no** reemplaza el recuento de referencia. +El bloqueo se utiliza para mantener la coherencia de las estructuras de +datos, mientras que la referencia y contar es una técnica de gestión de +memoria. Por lo general, ambos son necesarios, y no deben confundirse entre +sí. + +De hecho, muchas estructuras de datos pueden tener dos niveles de conteo de +referencias, cuando hay usuarios de diferentes ``clases``. El conteo de +subclases cuenta el número de usuarios de la subclase y disminuye el conteo +global solo una vez, cuando el recuento de subclases llega a cero. + +Se pueden encontrar ejemplos de este tipo de ``recuento de referencias de +niveles múltiples`` en la gestión de memoria (``struct mm_struct``: +mm_users y mm_count), y en código del sistema de archivos +(``struct super_block``: s_count y s_active). + +Recuerde: si otro hilo puede encontrar su estructura de datos y usted no +tiene un recuento de referencias, es casi seguro que tiene un error. + +12) Macros, Enums y RTL +------------------------ + +Los nombres de macros que definen constantes y etiquetas en enumeraciones +(enums) están en mayúsculas. + +.. code-block:: c + + #define CONSTANTE 0x12345 + +Se prefieren los enums cuando se definen varias constantes relacionadas. + +Se aprecian los nombres de macro en MAYÚSCULAS, pero las macros que se +asemejan a funciones puede ser nombradas en minúscula. + +Generalmente, las funciones en línea son preferibles a las macros que se +asemejan a funciones. + +Las macros con varias instrucciones deben contenerse en un bloque do-while: + +.. code-block:: c + + #define macrofun(a, b, c) \ + do { \ + if (a == 5) \ + haz_esto(b, c); \ + } while (0) + +Cosas a evitar al usar macros: + +1) macros que afectan el flujo de control: + +.. code-block:: c + + #define FOO(x) \ + do { \ + if (blah(x) < 0) \ + return -EBUGGERED; \ + } while (0) + +es una **muy** mala idea. Parece una llamada de función pero sale de la +función de ``llamada``; no rompa los analizadores internos de aquellos que +leerán el código. + +2) macros que dependen de tener una variable local con un nombre mágico: + +.. code-block:: c + + #define FOO(val) bar(index, val) + +puede parecer algo bueno, pero es confuso como el infierno cuando uno lee +el código, y es propenso a romperse por cambios aparentemente inocentes. + +3) macros con argumentos que se usan como valores l: FOO(x) = y; le van +a morder si alguien, por ejemplo, convierte FOO en una función en línea. + +4) olvidarse de la precedencia: las macros que definen constantes usando +expresiones deben encerrar la expresión entre paréntesis. Tenga cuidado con +problemas similares con macros usando parámetros. + +.. code-block:: c + + #define CONSTANTE 0x4000 + #define CONSTEXP (CONSTANTE | 3) + +5) colisiones de espacio de nombres ("namespace") al definir variables +locales en macros que se asemejan a funciones: + +.. code-block:: c + + #define FOO(x) \ + ({ \ + typeof(x) ret; \ + ret = calc_ret(x); \ + (ret); \ + }) + +ret es un nombre común para una variable local -es menos probable que +__foo_ret colisione (coincida) con una variable existente. + +El manual de cpp trata las macros de forma exhaustiva. El manual interno de +gcc también cubre RTL, que se usa frecuentemente con lenguaje ensamblador +en el kernel. + +13) Imprimir mensajes del kernel +-------------------------------- + +A los desarrolladores del kernel les gusta ser vistos como alfabetizados. +Cuide la ortografía de los mensajes del kernel para causar una buena +impresión. No utilice contracciones incorrectas como ``dont``; use +``do not`` o ``don't`` en su lugar. Haga sus mensajes concisos, claros e +inequívocos. + +Los mensajes del kernel no tienen que terminar con un punto. + +Imprimir números entre paréntesis (%d) no agrega valor y debe evitarse. + +Hay varias modelos de macros de diagnóstico de driver en <linux/dev_printk.h> +que debe usar para asegurarse de que los mensajes coincidan con el +dispositivo correcto y driver, y están etiquetados con el nivel correcto: +dev_err(), dev_warn(), dev_info(), y así sucesivamente. Para mensajes que +no están asociados con un dispositivo particular, <linux/printk.h> define +pr_notice(), pr_info(), pr_warn(), pr_err(), etc. + +Crear buenos mensajes de depuración puede ser todo un desafío; y una vez +los tiene, pueden ser de gran ayuda para la resolución remota de problemas. +Sin embargo, la impresión de mensajes de depuración se maneja de manera +diferente a la impresión de otros mensajes que no son de depuración. +Mientras que las otras funciones pr_XXX() se imprimen incondicionalmente, +pr_debug() no lo hace; se compila fuera por defecto, a menos que DEBUG sea +definido o se establezca CONFIG_DYNAMIC_DEBUG. Eso es cierto para dev_dbg() +también, y una convención relacionada usa VERBOSE_DEBUG para agregar +mensajes dev_vdbg() a los ya habilitados por DEBUG. + +Muchos subsistemas tienen opciones de depuración de Kconfig para activar +-DDEBUG en el Makefile correspondiente; en otros casos, los archivos +usan #define DEBUG. Y cuando un mensaje de depuración debe imprimirse +incondicionalmente, por ejemplo si es ya dentro de una sección #ifdef +relacionada con la depuración, printk(KERN_DEBUG ...) puede ser usado. + +14) Reservando memoria +---------------------- + +El kernel proporciona los siguientes asignadores de memoria de propósito +general: kmalloc(), kzalloc(), kmalloc_array(), kcalloc(), vmalloc() y +vzalloc(). Consulte la documentación de la API para obtener más información. +a cerca de ellos. :ref:`Documentation/core-api/memory-allocation.rst +<memory_allocation>` + +La forma preferida para pasar el tamaño de una estructura es la siguiente: + +.. code-block:: c + + p = kmalloc(sizeof(*p), ...); + +La forma alternativa donde se deletrea el nombre de la estructura perjudica +la legibilidad, y presenta una oportunidad para un error cuando se cambia +el tipo de variable de puntero, pero el tamaño correspondiente de eso que +se pasa a un asignador de memoria no. + +Convertir el valor devuelto, que es un puntero vacío, es redundante. La +conversión desde el puntero vacío a cualquier otro tipo de puntero está +garantizado por la programación en idioma C. + +La forma preferida para asignar una matriz es la siguiente: + +.. code-block:: c + + p = kmalloc_array(n, sizeof(...), ...); + +La forma preferida para asignar una matriz a cero es la siguiente: + +.. code-block:: c + + p = kcalloc(n, sizeof(...), ...); + +Ambos casos verifican el desbordamiento en el tamaño de asignación n * +sizeof (...), y devuelven NULL si esto ocurrió. + +Todas estas funciones de asignación genéricas emiten un volcado de pila +(" stack dump") en caso de fallo cuando se usan sin __GFP_NOWARN, por lo +que no sirve de nada emitir un mensaje de fallo adicional cuando se +devuelva NULL. + +15) La enfermedad de inline +---------------------------- + +Parece haber una común percepción errónea de que gcc tiene una magica +opción "hazme más rápido" de aceleración, llamada ``inline`` (en línea). +Mientras que el uso de inlines puede ser apropiado (por ejemplo, como un +medio para reemplazar macros, consulte el Capítulo 12), muy a menudo no lo +es. El uso abundante de la palabra clave inline conduce a una mayor kernel, +que a su vez ralentiza el sistema en su conjunto, debido a una mayor huella +de icache para la CPU, y sencillamente porque hay menos memoria disponible +para el pagecache. Solo piense en esto; un fallo en la memoria caché de la +página provoca una búsqueda de disco, que tarda fácilmente 5 milisegundos. +Hay MUCHOS ciclos de CPU que puede entrar en estos 5 milisegundos. + +Una razonable regla general es no poner funciones inline que tengan más de +3 líneas de código en ellas. Una excepción a esta regla son los casos en +que se sabe que un parámetro es una constante en tiempo de compilación, y +como resultado de esto, usted *sabe*, el compilador podrá optimizar la +mayor parte de su función en tiempo de compilación. Para un buen ejemplo de +este último caso, véase la función en línea kmalloc(). + +A menudo, la gente argumenta que agregar funciones en línea que son +estáticas y se usan solo una vez, es siempre una victoria ya que no hay +perdida de espacio. Mientras esto es técnicamente correcto, gcc es capaz de +incorporarlos automáticamente sin ayuda, y esta el problema de +mantenimiento de eliminar el inline, cuando un segundo usuario supera el +valor potencial de la pista que le dice a gcc que haga algo que habría +hecho de todos modos. + +16) Valores devueltos por función y sus nombres +----------------------------------------------- + +Las funciones pueden devolver valores de muchos tipos diferentes, y uno de +lo más común es un valor que indica si la función tuvo éxito o ha fallado. +Dicho valor se puede representar como un número entero de código de error +(-Exxx = falla, 0 = éxito) o un booleano ``con éxito`` (0 = falla, distinto +de cero = éxito). + +La mezcla de estos dos tipos de representaciones es una fuente fértil de +errores difíciles de encontrar. Si el lenguaje C incluyera una fuerte +distinción entre enteros y booleanos, el compilador encontraría estos +errores por nosotros... pero no lo hace. Para ayudar a prevenir tales +errores, siga siempre esta convención:: + + Si el nombre de una función es una acción o un comando imperativo, + la función debe devolver un número entero de código de error. si el nombre + es un predicado, la función debe devolver un valor booleano "exitoso". + +Por ejemplo, ``agregar trabajo`` es un comando, y la función +agregar_trabajo() devuelve 0 en caso de éxito o -EBUSY en caso de fracaso. +De la misma manera, ``dispositivo PCI presente`` es un predicado, y la +función pci_dev_present() devuelve 1 si tiene éxito en encontrar un +dispositivo coincidente o 0 si no es así. + +Todas las funciones EXPORTed (exportadas) deben respetar esta convención, +al igual que todas las funciones publicas. Las funciones privadas +(estáticas) no lo necesitan, pero es recomendado que lo hagan. + +Las funciones cuyo valor devuelto es el resultado real de un cálculo, en +lugar de una indicación de si el cómputo tuvo éxito, no están sujetas a +esta regla. Generalmente indican fallo al devolver valores fuera del rango +de resultados. Los ejemplos típicos serían funciones que devuelven +punteros; estos usan NULL o el mecanismo ERR_PTR para informar de fallos. + +17) Usando bool +---------------- + +El tipo bool del kernel Linux es un alias para el tipo C99 _Bool. Los +valores booleanos pueden solo evaluar a 0 o 1, y la conversión implícita o +explícita a bool convierte automáticamente el valor en verdadero o falso. +Cuando se utilizan tipos booleanos, +!! no se necesita construcción, lo que elimina una clase de errores. + +Cuando se trabaja con valores booleanos, se deben usar las definiciones +verdadera y falsa, en lugar de 1 y 0. + +Los tipos de devolución de función bool y las variables de pila siempre +se pueden usar cuando esto sea adecuado. Se recomienda el uso de bool para +mejorar la legibilidad y, a menudo, es una mejor opción que 'int' para +almacenar valores booleanos. + +No use bool si el diseño de la línea de caché o el tamaño del valor son +importantes, ya que su tamaño y la alineación varía según la arquitectura +compilada. Las estructuras que son optimizadas para la alineación y el +tamaño no debe usar bool. + +Si una estructura tiene muchos valores verdadero/falso, considere +consolidarlos en un bitfield con miembros de 1 bit, o usando un tipo de +ancho fijo apropiado, como u8. + +De manera similar, para los argumentos de función, se pueden consolidar +muchos valores verdaderos/falsos en un solo argumento bit a bit 'flags' y +'flags' a menudo, puede ser una alternativa de argumento más legible si los +sitios de llamada tienen constantes desnudas de tipo verdaderas/falsas. + +De lo contrario, el uso limitado de bool en estructuras y argumentos puede +mejorar la legibilidad. + +18) No reinvente las macros del kernel +--------------------------------------- + +El archivo de cabecera include/linux/kernel.h contiene una serie de macros +que debe usar, en lugar de programar explícitamente alguna variante de +estos por usted mismo. Por ejemplo, si necesita calcular la longitud de una +matriz, aproveche la macro + +.. code-block:: c + + #define ARRAY_SIZE(x) (sizeof(x) / sizeof((x)[0])) + +De manera similar, si necesita calcular el tamaño de algún miembro de la +estructura, use + +.. code-block:: c + + #define sizeof_field(t, f) (sizeof(((t*)0)->f)) + +También hay macros min() y max() que realizan una verificación estricta de +tipos si lo necesita. Siéntase libre de leer detenidamente ese archivo de +encabezado para ver qué más ya está definido y que no debe reproducir en su +código. + +19) Editores modeline y otros desastres +--------------------------------------- + +Algunos editores pueden interpretar la información de configuración +incrustada en los archivos fuente, indicado con marcadores especiales. Por +ejemplo, emacs interpreta las líneas marcadas como esto: + +.. code-block:: c + + -*- mode: c -*- + +O así: + +.. code-block:: c + + /* + Local Variables: + compile-command: "gcc -DMAGIC_DEBUG_FLAG foo.c" + End: + */ + +Vim interpreta los marcadores que se ven así: + +.. code-block:: c + + /* vim:set sw=8 noet */ + +No incluya ninguno de estos en los archivos fuente. La gente tiene sus +propias configuraciones del editor, y sus archivos de origen no deben +anularlos. Esto incluye marcadores para sangría y configuración de modo. +La gente puede usar su propio modo personalizado, o puede tener algún otro +método mágico para que la sangría funcione correctamente. + + +20) Ensamblador inline +----------------------- + +En el código específico de arquitectura, es posible que deba usar +ensamblador en línea para interactuar con funcionalidades de CPU o +plataforma. No dude en hacerlo cuando sea necesario. Sin embargo, no use +ensamblador en línea de forma gratuita cuando C puede hacer el trabajo. +Puede y debe empujar el hardware desde C cuando sea posible. + +Considere escribir funciones auxiliares simples que envuelvan bits comunes +de ensamblador, en lugar de escribirlos repetidamente con ligeras +variaciones. Recuerde que el ensamblador en línea puede usar parámetros C. + +Las funciones de ensamblador grandes y no triviales deben ir en archivos .S, +con su correspondientes prototipos de C definidos en archivos de encabezado +en C. Los prototipos de C para el ensamblador deben usar ``asmlinkage``. + +Es posible que deba marcar su declaración asm como volátil, para evitar que +GCC la elimine si GCC no nota ningún efecto secundario. No siempre es +necesario hacerlo, sin embargo, y hacerlo innecesariamente puede limitar la +optimización. + +Al escribir una sola declaración de ensamblador en línea que contiene +múltiples instrucciones, ponga cada instrucción en una línea separada en +una string separada, y termine cada string excepto la última con ``\n\t`` +para indentar correctamente la siguiente instrucción en la salida en +ensamblador: + +.. code-block:: c + + asm ("magic %reg1, #42\n\t" + "more_magic %reg2, %reg3" + : /* outputs */ : /* inputs */ : /* clobbers */); + +21) Compilación condicional +--------------------------- + +Siempre que sea posible, no use condicionales de preprocesador (#if, +#ifdef) en archivos .c; de lo contrario, el código es más difícil de leer y +la lógica más difícil de seguir. En cambio, use dichos condicionales en un +archivo de encabezado que defina funciones para usar en esos archivos .c, +proporcionando versiones de código auxiliar sin operación en el caso #else, +y luego llame a estas funciones incondicionalmente desde archivos .c. El +compilador evitará generar cualquier código para las llamadas restantes, +produciendo resultados idénticos, pero la lógica es fácil de seguir. + +Prefiera compilar funciones completas, en lugar de porciones de funciones o +porciones de expresiones. En lugar de poner un ifdef en una expresión, +divida la totalidad de la expresión con una función de ayuda independiente +y aplique el condicional a esa función. + +Si tiene una función o variable que puede potencialmente quedar sin usar en +una configuración en particular, y el compilador advertiría sobre su +definición sin usar, marque la definición como __maybe_unused en lugar de +envolverla en un preprocesador condicional. (Sin embargo, si una función o +variable *siempre* acaba sin ser usada, bórrela.) + +Dentro del código, cuando sea posible, use la macro IS_ENABLED para +convertir un símbolo Kconfig en una expresión booleana de C, y utilícelo en +un condicional de C normal: + +.. code-block:: c + + if (IS_ENABLED(CONFIG_SOMETHING)) { + ... + } + +El compilador "doblará"" constantemente el condicional e incluirá o +excluirá el bloque de código al igual que con un #ifdef, por lo que esto no +agregará ningún tiempo de gastos generales en ejecución. Sin embargo, este +enfoque todavía permite que el compilador de C vea el código dentro del +bloque, y verifique que sea correcto (sintaxis, tipos, símbolo, referencias, +etc.). Por lo tanto, aún debe usar un #ifdef si el código dentro del bloque +hace referencia a símbolos que no existirán si no se cumple la condición. + +Al final de cualquier bloque #if o #ifdef no trivial (más de unas pocas +líneas), incluya un comentario después de #endif en la misma línea, +anotando la expresión condicional utilizada. Por ejemplo: + +.. code-block:: c + + #ifdef CONFIG_SOMETHING + ... + #endif /* CONFIG_SOMETHING */ + +22) No rompa el kernel +----------------------- + +En general, la decisión de romper el kernel pertenece al usuario, más que +al desarrollador del kernel. + +Evite el panic() +**************** + +panic() debe usarse con cuidado y principalmente solo durante el arranque +del sistema. panic() es, por ejemplo, aceptable cuando se queda sin memoria +durante el arranque y no puede continuar. + +Use WARN() en lugar de BUG() +**************************** + +No agregue código nuevo que use cualquiera de las variantes BUG(), como +BUG(), BUG_ON() o VM_BUG_ON(). En su lugar, use una variante WARN*(), +preferiblemente WARN_ON_ONCE(), y posiblemente con código de recuperación. +El código de recuperación no es requerido si no hay una forma razonable de +recuperar, al menos parcialmente. + +"Soy demasiado perezoso para tener en cuenta los errores" no es una excusa +para usar BUG(). Importantes corrupciones internas sin forma de continuar +aún pueden usar BUG(), pero necesitan una buena justificación. + +Use WARN_ON_ONCE() en lugar de WARN() o WARN_ON() +************************************************* + +Generalmente, se prefiere WARN_ON_ONCE() a WARN() o WARN_ON(), porque es +común que una condición de advertencia dada, si ocurre, ocurra varias +veces. Esto puede llenar el registro del kernel, e incluso puede ralentizar +el sistema lo suficiente como para que el registro excesivo se convierta en +su propio, adicional problema. + +No haga WARN a la ligera +************************ + +WARN*() está diseñado para situaciones inesperadas que nunca deberían +suceder. Las macros WARN*() no deben usarse para nada que se espera que +suceda durante un funcionamiento normal. No hay "checkeos" previos o +posteriores a la condición, por ejemplo. De nuevo: WARN*() no debe usarse +para una condición esperada que vaya a activarse fácilmente, por ejemplo, +mediante acciones en el espacio del usuario. pr_warn_once() es una +alternativa posible, si necesita notificar al usuario de un problema. + +No se preocupe sobre panic_on_warn de usuarios +********************************************** + +Algunas palabras más sobre panic_on_warn: Recuerde que ``panic_on_warn`` es +una opción disponible del kernel, y que muchos usuarios configuran esta +opción. Esta es la razón por la que hay un artículo de "No haga WARN a la +ligera", arriba. Sin embargo, la existencia de panic_on_warn de usuarios no +es una razón válida para evitar el uso juicioso de WARN*(). Esto se debe a +que quien habilita panic_on_warn, explícitamente pidió al kernel que +fallara si se dispara un WARN*(), y tales usuarios deben estar preparados +para afrontar las consecuencias de un sistema que es algo más probable que +se rompa. + +Use BUILD_BUG_ON() para aserciones en tiempo de compilación +*********************************************************** + +El uso de BUILD_BUG_ON() es aceptable y recomendado, porque es una aserción +en tiempo de compilación, que no tiene efecto en tiempo de ejecución. + +Apéndice I) Referencias +----------------------- + +The C Programming Language, Segunda edicion +por Brian W. Kernighan and Dennis M. Ritchie. +Prentice Hall, Inc., 1988. +ISBN 0-13-110362-8 (paperback), 0-13-110370-9 (hardback). + +The Practice of Programming +por Brian W. Kernighan and Rob Pike. +Addison-Wesley, Inc., 1999. +ISBN 0-201-61586-X. + +manuales GCC - en cumplimiento con K&R y este texto - para cpp, gcc, +detalles de gcc y sangría, todo disponible en https://www.gnu.org/manual/ + +WG14 es el grupo de trabajo de estandarización internacional de la +programación en lenguaje C, URL: http://www.open-std.org/JTC1/SC22/WG14/ + +:ref:`process/coding-style.rst <codingstyle>` del kernel, por greg@kroah.com at OLS 2002: +http://www.kroah.com/linux/talks/ols_2002_kernel_codingstyle_talk/html/ diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/process/index.rst b/Documentation/translations/sp_SP/process/index.rst new file mode 100644 index 000000000000..49a05f6a5544 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/sp_SP/process/index.rst @@ -0,0 +1,15 @@ +.. raw:: latex + + \renewcommand\thesection* + \renewcommand\thesubsection* + +.. include:: ../disclaimer-sp.rst + +.. _sp_process_index: + +.. toctree:: + :maxdepth: 1 + + submitting-patches + kernel-docs + coding-style diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/process/kernel-docs.rst b/Documentation/translations/sp_SP/process/kernel-docs.rst new file mode 100644 index 000000000000..2f9b3df8f8fa --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/sp_SP/process/kernel-docs.rst @@ -0,0 +1,187 @@ +.. include:: ../disclaimer-sp.rst + +:Original: :ref:`Documentation/process/kernel-docs.rst <kernel_docs>` +:Translator: Carlos Bilbao <carlos.bilbao@amd.com> + +.. _sp_kernel_docs: + +Índice de documentación adicional del kernel +============================================ + +La necesidad de un documento como este se hizo evidente en la lista de +correo de linux-kernel cuando las mismas preguntas, solicitando sugerencias +e información, aparecieron una y otra vez. + +Afortunadamente, a medida que más y más gente accede a GNU/Linux, más +desarrolladores se interesan por el kernel. Sin embargo, leer las fuentes +no siempre es suficiente. Es fácil entender el código, pero se pierden los +conceptos, la filosofía y decisiones de diseño detrás de dicho código. + +Desafortunadamente, no existen muchos documentos disponibles para que los +principiantes comiencen. Y, aunque existieran, no habría ningún lugar +"conocido" que les pudiera seguir la pista. Estas líneas tratan de cubrir +esta carencia. + +POR FAVOR, si conoce algún documento que no figura aquí, o si escribe un +nuevo documento, incluya una referencia aquí, siguiendo el proceso de envío +de parches del kernel. Cualquier corrección, idea o comentario también es +bienvenida. + +Todos los documentos se catalogan con los siguientes campos: el "Título", +el "Autor"/es, la "URL" donde se encuentran, algunas "Palabras clave" +útiles para buscar temas específicos, y una breve "Descripción" del +documento en cuestión. + +.. note:: + + Los documentos de cada sección en este documento están ordenados por su + fecha de publicación, del más reciente al más antiguo. Los maintainers + deben ir retirando recursos obsoletos o anticuados. + +Documentos en el árbol del kernel Linux +----------------------------------------- + +Los libros de Sphinx deben compilarse con ``make {htmldocs | pdfdocs | epubdocs}``. + + * Título: **linux/Documentation** + + :Autor: Many. + :Ubicación: Documentation/ + :Palabras Clave: archivos de texto, Sphinx. + :Descripción: Documentación que viene con las fuentes del kernel, + dentro del directorio Documentation. Algunas páginas de este documento + (incluido este documento en sí) se han trasladado allí, y podrían + estar más actualizadas que la versión web. + +Documentos en línea +------------------- + + * Título: **Linux Kernel Mailing List Glossary** + + :Autor: various + :URL: https://kernelnewbies.org/KernelGlossary + :Fecha: rolling version + :Palabras Clave: glosario terminos, linux-kernel. + :Descripción: De la Introducción: "This glossary is intended as + a brief description of some of the acronyms and terms you may hear + during discussion of the Linux kernel". + + * Título: **The Linux Kernel Module Programming Guide** + + :Autor: Peter Jay Salzman, Michael Burian, Ori Pomerantz, Bob Mottram, + Jim Huang. + :URL: https://sysprog21.github.io/lkmpg/ + :Fecha: 2021 + :Palabras Clave: modules, GPL book, /proc, ioctls, system calls, + interrupt handlers, llamadas al sistema, interrupciones. + :Descripción: Un muy buen libro GPL sobre el tema de la programación + de módulos. Muchos ejemplos. Actualmente la nueva versión está + siendo mantenida activamente ent https://github.com/sysprog21/lkmpg. + +Libros publicados +----------------- + + * Título: **Linux Kernel Programming: A Comprehensive Guide to Kernel Internals, Writing Kernel Modules, and Kernel Synchronization** + + :Autor: Kaiwan N. Billimoria + :Publica: Packt Publishing Ltd + :Fecha: 2021 + :Paginas: 754 + :ISBN: 978-1789953435 + + * Título: **Linux Kernel Development, 3rd Edition** + + :Autor: Robert Love + :Publica: Addison-Wesley + :Fecha: July, 2010 + :Paginas: 440 + :ISBN: 978-0672329463 + :Notas: Libro fundacional + +.. _sp_ldd3_published: + + * Título: **Linux Device Drivers, 3rd Edition** + + :Authors: Jonathan Corbet, Alessandro Rubini, and Greg Kroah-Hartman + :Publica: O'Reilly & Associates + :Fecha: 2005 + :Paginas: 636 + :ISBN: 0-596-00590-3 + :Notas: Libro fundacional. Más información en + http://www.oreilly.com/catalog/linuxdrive3/ + formato PDF, URL: https://lwn.net/Kernel/LDD3/ + + * Título: **The Design of the UNIX Operating System** + + :Autor: Maurice J. Bach + :Publica: Prentice Hall + :Fecha: 1986 + :Paginas: 471 + :ISBN: 0-13-201757-1 + :Notas: Libro fundacional + +Recursos varios +--------------- + + * Título: **Cross-Referencing Linux** + + :URL: https://elixir.bootlin.com/ + :Palabras Clave: Browsing source code. + :Descripción: Otro navegador de código fuente del kernel Linux que se + encuentra en la web. Muchas referencias cruzadas a variables y + funciones. Puedes ver dónde se definen y dónde se utilizan. + + * Título: **Linux Weekly News** + + :URL: https://lwn.net + :Palabras Clave: latest kernel news, noticias del kernel Linux. + :Descripción: El título lo dice todo (Noticias Semanales de Linux). + Hay una sección fija sobre el kernel, resumiendo el trabajo de sus + desarrolladores, correcciones de errores, nuevas funciones y + versiones, producido durante la semana. + + * Título: **The home page of Linux-MM** + + :Autor: The Linux-MM team. + :URL: https://linux-mm.org/ + :Palabras Clave: memory management, Linux-MM, mm patches, TODO, docs, + mailing list, administración de memoria, Linux-MM, parches mm, listas + de correo. + :Descripción: Sitio dedicado al desarrollo de la gestión de memoria + de Linux. Parches relacionados con la memoria, HOWTOs, enlaces, + desarrolladores de mm... ¡Si está interesado en el desarrollo de la + gestión de memoria no te lo pierdas! + + * Título: **Kernel Newbies IRC Channel and Website** + + :URL: https://www.kernelnewbies.org + :Palabras Clave: IRC, newbies, channel, asking doubts, canal, dudas, + novatos, preguntar. + :Descripción: #kernelnewbies en irc.oftc.net. + #kernelnewbies es una red de IRC dedicada al hacker del kernel + 'novato'. La audiencia se compone principalmente de personas que + quieren aprender sobre el kernel, trabajar en proyectos del kernel + o hackers profesionales del kernel que quieren ayudar a la gente + menos experimentada. + #kernelnewbies es parte de la red OFTC IRC. + Pruebe con irc.oftc.net como su servidor y luego haga /join + #kernelnewbies. + El sitio web kernelnewbies también alberga artículos, documentos, FAQs... + + * Título: **linux-kernel mailing list archives and search engines** + + :URL: http://vger.kernel.org/vger-lists.html + :URL: http://www.uwsg.indiana.edu/hypermail/linux/kernel/index.html + :URL: http://groups.google.com/group/mlist.linux.kernel + :Palabras Clave: linux-kernel, archives, buscar, search, archivos. + :Descripción: Algunos de los archivadores de listas de correo del + kernel de Linux. Si usted tiene uno mejor/otro, por favor hágamelo + saber. + +------- + +Este documento se basaba originalmente en: + + https://www.dit.upm.es/~jmseyas/linux/kernel/hackers-docs.html + +escrito por Juan-Mariano de Goyenche diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/process/submitting-patches.rst b/Documentation/translations/sp_SP/process/submitting-patches.rst new file mode 100644 index 000000000000..bf95ceb5e865 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/sp_SP/process/submitting-patches.rst @@ -0,0 +1,894 @@ +.. include:: ../disclaimer-sp.rst + +:Original: :ref:`Documentation/process/submitting-patches.rst <submittingpatches>` +:Translator: Carlos Bilbao <carlos.bilbao@amd.com> + +.. _sp_submittingpatches: + +Envío de parches: la guía esencial para incluir su código en el kernel +======================================================================= + +Para una persona o empresa que desee enviar un cambio al kernel Linux, +el proceso puede en ocasiones resultar desalentador si no se está +familiarizado con "el sistema". Este texto es una colección de sugerencias +que pueden aumentar considerablemente las posibilidades de que se acepte su +cambio. + +Este documento contiene una gran cantidad de sugerencias en un formato +relativamente conciso. Para obtener información detallada sobre cómo +funciona el proceso de desarrollo del kernel, consulte +Documentation/process/development-process.rst. Además, lea +Documentation/process/submit-checklist.rst para obtener una lista de +elementos a verificar antes de enviar código. Para los parches de +"binding" del árbol de dispositivos, lea +Documentation/devicetree/bindings/submitting-patches.rst. + +Esta documentación asume que está usando ``git`` para preparar sus parches. +Si no está familiarizado con ``git``, le recomendamos que aprenda a +usarlo, le hará la vida como desarrollador del kernel y en general mucho +más sencilla. + +Algunos subsistemas y árboles de mantenimiento cuentan con información +adicional sobre su flujo de trabajo y expectativas, consulte +:ref:`Documentation/process/maintainer-handbooks.rst <maintainer_handbooks_main>`. + +Obtenga el código fuente actual +-------------------------------- + +Si no tiene a mano un repositorio con el código fuente actual del kernel, +use ``git`` para obtener uno. Querrá comenzar con el repositorio principal, +que se puede descargar con:: + + git clone git://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/torvalds/linux.git + +Tenga en cuenta, sin embargo, que es posible que no desee desarrollar con +el árbol principal directamente. La mayoría de los maintainers de +subsistemas usan sus propios árboles de código fuente y quieren ver parches +preparados para esos árboles. Revise el campo **T:** para el subsistema +en el archivo MAINTAINERS para encontrar dicho árbol, o simplemente +pregunte al maintainer si el árbol no está listado allí. + +.. _sp_describe_changes: + +Describa sus cambios +--------------------- + +Describa su problema. Sea su parche una corrección de un error de una +línea o 5000 líneas para una nuevo "feature", debe haber un problema +subyacente que le motivó a hacer ese trabajo. Convenza al revisor de que +hay un problema que merece la pena solucionar y de que tiene sentido que +lea más allá del primer párrafo. + +Describa el impacto relativo al usuario. Cosas que estropeen el kernel y +los bloqueos son bastante convincentes, pero no todos los errores son tan +evidentes. Incluso si se detectó un problema durante la revisión del +código, describa el impacto que cree pueda tener en los usuarios. Tenga en +cuenta que la mayoría de instalaciones de Linux ejecutan kernels desde +árboles estables secundarios o árboles específicos de proveedor/producto +que seleccionan ("cherry-pick") solo parches específicos de upstream, así +que incluya cualquier cosa que pueda ayudar a dirigir su cambio +aguas abajo: circunstancias que producen cierta situación, extractos de +dmesg, descripciones del error fatal, regresiones de rendimiento, picos de +latencia, bloqueos, etc. + +Cuantifique optimizaciones y beneficios/perdidas. Si asegura mejoras en +rendimiento, consumo de memoria, huella del stack o tamaño de binario, +incluya números que lo respalden. Pero también describa costes no obvios. +Las optimizaciones generalmente no son gratuitas, sino un equilibrio entre +CPU, memoria y legibilidad; o, cuando se trata de heurísticas, entre +diferentes cargas de trabajo. Describa las desventajas esperadas de su +optimización para que el revisor pueda comparar las perdidas con los +beneficios. + +Una vez establecido el problema, describa lo que realmente está haciendo +al respecto en detalles técnicos. Es importante describir el cambio en +lenguaje sencillo para que el revisor verifique que el código se está +comportando como se pretende. + +El maintainer le agradecerá que escriba la descripción de su parche en un +formato que se pueda incorporar fácilmente en la gestión del código fuente +del sistema, ``git``, como un "commit log" (registros de los commits). +Consulte :ref:`sp_the_canonical_patch_format`. + +Resuelva solo un problema por parche. Si su descripción comienza a ser muy +larga, eso es una señal de que probablemente necesite dividir su parche. +Lea :ref:`split_changes`. + +Cuando envíe o vuelva a enviar un parche o una serie de parches, incluya la +descripción completa del parche y justificación del mismo. No se limite a +decir que esa es la versión N del parche (serie). No espere que el +maintainer del subsistema referencie versiones de parches anteriores o use +referencias URL para encontrar la descripción del parche y colocarla en el +parche. Es decir, el parche (serie) y su descripción deben ser +independientes. Esto beneficia tanto a los maintainers como a los +revisores. Algunos revisores probablemente ni siquiera recibieran versiones +anteriores del parche. + +Describa sus cambios en la forma imperativa, por ejemplo, "hacer que xyzzy +haga frotz" en lugar de "[Este parche] hace que xyzzy haga frotz" o "[Yo] +Cambié xyzzy para que haga frotz", como si estuviera dando órdenes al +código fuente para cambiar su comportamiento. + +Si desea hacer referencia a un commit específico, no se limite a hacer +referencia al ID SHA-1 del commit. Incluya también el resumen de una línea +del commit, para que sea más fácil para los revisores saber de qué se +trata. +Ejemplo:: + + Commit e21d2170f36602ae2708 ("video: quitar platform_set_drvdata() + innecesario") eliminó innecesario platform_set_drvdata(), pero dejó la + variable "dev" sin usar, bórrese. + +También debe asegurarse de utilizar al menos los primeros doce caracteres +del identificador SHA-1. El repositorio del kernel contiene muchos *muchos* +objetos, por lo que las colisiones con identificaciones más cortas son una +posibilidad real. Tenga en cuenta que, aunque no hay colisión con su +identificación de seis caracteres ahora, esa condición puede cambiar dentro +de cinco años. + +Si las discusiones relacionadas o cualquier otra información relativa al +cambio se pueden encontrar en la web, agregue las etiquetas 'Link:' que +apunten a estos. En caso de que su parche corrija un error, por poner un +ejemplo, agregue una etiqueta con una URL que haga referencia al informe en +los archivos de las listas de correo o un rastreador de errores; si el +parche es el resultado de alguna discusión anterior de la lista de correo o +algo documentado en la web, referencie esto. + +Cuando se vincule a archivos de listas de correo, preferiblemente use el +servicio de archivador de mensajes lore.kernel.org. Para crear la URL del +enlace, utilice el contenido del encabezado ("header") ``Message-Id`` del +mensaje sin los corchetes angulares que lo rodean. +Por ejemplo:: + + Link: https://lore.kernel.org/r/30th.anniversary.repost@klaava.Helsinki.FI/ + +Verifique el enlace para asegurarse de que realmente funciona y apunta al +mensaje correspondiente. + +Sin embargo, intente que su explicación sea comprensible sin recursos +externos. Además de dar una URL a un archivo o error de la lista de correo, +resuma los puntos relevantes de la discusión que condujeron al parche tal y +como se envió. + +Si su parche corrige un error en un commit específico, por ejemplo +encontró un problema usando ``git bisect``, utilice la etiqueta 'Fixes:' +con los primeros 12 caracteres del ID SHA-1 y el resumen de una línea. No +divida la etiqueta en varias líneas, las etiquetas están exentas de la +regla "ajustar a 75 columnas" para simplificar análisis de scripts. Por +ejemplo:: + + Fixes: 54a4f0239f2e ("KVM: MMU: hacer que kvm_mmu_zap_page() + devuelva la cantidad de páginas que realmente liberó") + +Las siguientes configuraciones de ``git config`` se pueden usar para +agregar un bonito formato y generar este estilo con los comandos +``git log`` o ``git show``:: + + [core] + abbrev = 12 + [pretty] + fixes = Fixes: %h (\"%s\") + +Un ejemplo de uso:: + + $ git log -1 --pretty=fixes 54a4f0239f2e + Fixes: 54a4f0239f2e ("KVM: MMU: hacer que kvm_mmu_zap_page() devuelva la cantidad de páginas que realmente liberó") + +.. _sp_split_changes: + +Separe sus cambios +------------------- + +Separe cada **cambio lógico** en un parche separado. + +Por ejemplo, si sus cambios incluyen correcciones de errores y mejoras en +el rendimiento de un controlador, separe esos cambios en dos o más parches. +Si sus cambios incluyen una actualización de la API y una nueva controlador +que usa esta nueva API, sepárelos en dos parches. + +Por otro lado, si realiza un solo cambio en numerosos archivos, agrupe esos +cambios en un solo parche. Por lo tanto, un solo cambio lógico estará +contenido en un solo parche. + +El punto a recordar es que cada parche debe realizar un cambio que puede +ser verificado por los revisores fácilmente. Cada parche debe ser +justificable por sus propios méritos. + +Si un parche depende de otro parche para que un cambio sea completo, eso +está bien. Simplemente incluya que **"este parche depende del parche X"** +en la descripción de su parche. + +Cuando divida su cambio en una serie de parches, tenga especial cuidado en +asegurarse de que el kernel se compila y ejecuta correctamente después de +cada parche en la serie. Los desarrolladores que usan ``git bisect`` +para rastrear un problema pueden terminar dividiendo su serie de parches en +cualquier punto; no le agradecerán si introdujo errores a la mitad. + +Si no puede condensar su conjunto de parches en un conjunto más pequeño de +parches, solo publique, más o menos 15 a la vez, y espere la revisión e +integración. + + +Revise el estilo en sus cambios +-------------------------------- + +Revise su parche para ver si hay violaciones de estilo básico, cuyos +detalles pueden ser encontrados en Documentation/process/coding-style.rst. +No hacerlo simplemente desperdicia el tiempo de los revisores y su parche +será rechazado, probablemente sin siquiera ser leído. + +Una excepción importante es cuando se mueve código de un archivo a otro. +En tal caso, en absoluto debe modificar el código movido en el mismo parche +en que lo mueve. Esto divide claramente el acto de mover el código y sus +cambios. Esto ayuda mucho a la revisión de la diferencias reales y permite +que las herramientas rastreen mejor el historial del código en sí. + +Verifique sus parches con el verificador de estilo de parches antes de +enviarlos (scripts/checkpatch.pl). Tenga en cuenta, sin embargo, que el +verificador de estilo debe ser visto como una guía, no como un reemplazo +del juicio humano. Si su código es mejor con una violación entonces +probablemente sea mejor dejarlo estar. + +El verificador informa a tres niveles: + - ERROR: cosas que es muy probable que estén mal + - WARNING: Advertencia. Cosas que requieren una revisión cuidadosa + - CHECK: Revisar. Cosas que requieren pensarlo + +Debe poder justificar todas las violaciones que permanezcan en su parche. + + +Seleccione los destinatarios de su parche +------------------------------------------ + +Siempre debe incluir en copia a los apropiados maintainers del subsistema +en cualquier parche con código que mantengan; revise a través del archivo +MAINTAINERS y el historial de revisión del código fuente para ver quiénes +son esos maintainers. El script scripts/get_maintainer.pl puede ser muy +útil en este paso (pase rutas a sus parches como argumentos para +scripts/get_maintainer.pl). Si no puede encontrar un maintainer del +subsistema en el que está trabajando, Andrew Morton +(akpm@linux-foundation.org) sirve como maintainer de último recurso. + +Normalmente, también debe elegir al menos una lista de correo para recibir +una copia de su conjunto de parches. linux-kernel@vger.kernel.org debe +usarse de forma predeterminada para todos los parches, pero el volumen en +esta lista ha hecho que muchos desarrolladores se desconecten. Busque en el +archivo MAINTAINERS una lista específica de los subsistemas; su parche +probablemente recibirá más atención allí. Sin embargo, no envíe spam a +listas no relacionadas. + +Muchas listas relacionadas con el kernel están alojadas en vger.kernel.org; +puedes encontrar un listado de estas en +http://vger.kernel.org/vger-lists.html. Existen listas relacionadas con el +kernel alojadas en otros lugares, no obstante. + +¡No envíe más de 15 parches a la vez a las listas de correo de vger! + +Linus Torvalds es el árbitro final de todos los cambios aceptados en el +kernel de Linux. Su dirección de correo electrónico es +<torvalds@linux-foundation.org>. Recibe muchos correos electrónicos y, en +este momento, muy pocos parches pasan por Linus directamente, por lo que +normalmente debe hacer todo lo posible para -evitar- enviarle un correo +electrónico. + +Si tiene un parche que corrige un error de seguridad explotable, envíe ese +parche a security@kernel.org. Para errores graves, se debe mantener un +poco de discreción y permitir que los distribuidores entreguen el parche a +los usuarios; en esos casos, obviamente, el parche no debe enviarse a +ninguna lista pública. Revise también +Documentation/admin-guide/security-bugs.rst. + +Los parches que corrigen un error grave en un kernel en uso deben dirigirse +hacia los maintainers estables poniendo una línea como esta:: + + CC: stable@vger.kernel.org + +en el área de sign-off de su parche (es decir, NO un destinatario de correo +electrónico). También debe leer +Documentation/process/stable-kernel-rules.rst además de este documento. + +Si los cambios afectan las interfaces del kernel para el usuario, envíe al +maintainer de las MAN-PAGES (como se indica en el archivo MAINTAINERS) un +parche de páginas de manual, o al menos una notificación del cambio, para +que alguna información se abra paso en las páginas del manual. Los cambios +de la API del espacio de usuario también deben copiarse en +linux-api@vger.kernel.org. + + +Sin MIME, enlaces, compresión o archivos adjuntos. Solo texto plano +-------------------------------------------------------------------- + +Linus y otros desarrolladores del kernel deben poder leer y comentar sobre +los cambios que está enviando. Es importante para un desarrollador kernel +poder "citar" sus cambios, utilizando herramientas estándar de correo +electrónico, de modo que puedan comentar sobre partes específicas de su +código. + +Por este motivo, todos los parches deben enviarse por correo electrónico +"inline". La forma más sencilla de hacerlo es con ``git send-email``, que +es muy recomendable. Un tutorial interactivo para ``git send-email`` está +disponible en https://git-send-email.io. + +Si elige no usar ``git send-email``: + +.. warning:: + + Tenga cuidado con el ajuste de palabras de su editor que corrompe su + parche, si elige cortar y pegar su parche. + +No adjunte el parche como un archivo adjunto MIME, comprimido o no. Muchas +populares aplicaciones de correo electrónico no siempre transmiten un MIME +archivo adjunto como texto sin formato, por lo que es imposible comentar +en su código. Linus también necesita un poco más de tiempo para procesar un +archivo adjunto MIME, disminuyendo la probabilidad de que se acepte su +cambio adjunto en MIME. + +Excepción: si su proveedor de correo está destrozando parches, entonces +alguien puede pedir que los vuelva a enviar usando MIME. + +Consulte Documentation/process/email-clients.rst para obtener sugerencias +sobre cómo configurar su cliente de correo electrónico para que envíe sus +parches intactos. + +Responda a los comentarios de revisión +--------------------------------------- + +Es casi seguro que su parche recibirá comentarios de los revisores sobre +maneras en que se pueda mejorar el parche, en forma de respuesta a su +correo electrónico. Debe responder a esos comentarios; ignorar a los +revisores es una buena manera de ser ignorado de vuelta. Simplemente puede +responder a sus correos electrónicos para contestar a sus comentarios. +Revisiones a los comentarios o preguntas que no conduzcan a un cambio de +código deben casi con certeza generar un comentario o una entrada en el +"changelog" para que el próximo revisor entienda lo que está pasando. + +Asegúrese de decirles a los revisores qué cambios está haciendo y de +agradecerles que dediquen su tiempo. La revisión del código es un proceso +agotador y lento, y los revisores a veces se ponen de mal humor. Sin +embargo, incluso en ese caso, responda cortésmente y aborde los problemas +que hayan señalado. Al enviar un siguiente versión, agregue un +``patch changelog`` (registro de cambios en los parches) a la carta de +presentación ("cover letter") o a parches individuales explicando la +diferencia con la presentación anterior (ver +:ref:`sp_the_canonical_patch_format`). + +Consulte Documentation/process/email-clients.rst para obtener +recomendaciones sobre clientes de correo electrónico y normas de etiqueta +en la lista de correo. + +.. _sp_resend_reminders: + +No se desanime o impaciente +--------------------------- + +Después de haber entregado su cambio, sea paciente y espere. Los revisores +son personas ocupadas y es posible que no lleguen a su parche de inmediato. + +Érase una vez, los parches solían desaparecer en el vacío sin comentarios, +pero el proceso de desarrollo funciona mejor que eso ahora. Debería +recibir comentarios dentro de una semana más o menos; si eso no sucede, +asegúrese de que ha enviado sus parches al lugar correcto. Espere un mínimo +de una semana antes de volver a enviar o hacer ping a los revisores, +posiblemente más durante periodos de mucho trabajo ocupados como "merge +windows". + +También está bien volver a enviar el parche o la serie de parches después +de un par de semanas con la palabra "RESEND" (reenviar) añadida a la línea +de asunto:: + + [PATCH Vx RESEND] sub/sys: Resumen condensado de parche + +No incluya "RESEND" cuando envíe una versión modificada de su parche o +serie de parches: "RESEND" solo se aplica al reenvío de un parche o serie +de parches que no hayan sido modificados de ninguna manera con respecto a +la presentación anterior. + + +Incluya PATCH en el asunto +-------------------------- + +Debido al alto tráfico de correo electrónico a Linus y al kernel de Linux, +es común prefijar su línea de asunto con [PATCH]. Esto le permite a Linus +y otros desarrolladores del kernel distinguir más fácilmente los parches de +otras discusiones por correo electrónico. + +``git send-email`` lo hará automáticamente. + + +Firme su trabajo: el Certificado de Origen del Desarrollador +------------------------------------------------------------ + +Para mejorar el seguimiento de quién hizo qué, especialmente con parches +que pueden filtrarse hasta su destino final a través de varias capas de +maintainers, hemos introducido un procedimiento de "sign-off" (aprobación) +en parches que se envían por correo electrónico. + +La aprobación es una simple línea al final de la explicación del parche, +que certifica que usted lo escribió o que tiene derecho a enviarlo como un +parche de código abierto. Las reglas son bastante simples: si usted puede +certificar lo siguiente: + +Certificado de Origen del Desarrollador 1.1 +^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^ + +Al hacer una contribución a este proyecto, certifico que: + + (a) La contribución fue creada en su totalidad o en parte por mí y + tengo derecho a enviarlo bajo la licencia de código abierto + indicada en el documento; o + + (b) La contribución se basa en trabajo previo que, hasta donde yo + soy consciente, está cubierto por una licencia de código + abierto apropiada y tengo el derecho bajo esa licencia de + presentar tal trabajo con modificaciones, ya sean creadas en su + totalidad o en parte por mí, bajo la misma licencia de código + (salvo que sea permitido presentar bajo una licencia diferente), + tal y como se indica en el documento; o + + (c) La contribución me fue proporcionada directamente por alguna + otra persona que certificó (a), (b) o (c) y no he modificado + esto. + + (d) Entiendo y acepto que este proyecto y la contribución + son públicos y que un registro de la contribución (incluyendo + toda la información personal que envío con él, incluida mi + firma) es mantenida indefinidamente y puede ser redistribuida + de manera consistente con este proyecto o la(s) licencia(s) de + código abierto involucradas. + +entonces simplemente incluya una línea que rece:: + + Signed-off-by: Random J Developer <random@developer.example.org> + +usando su nombre real (lamentablemente, no pseudónimos ni contribuciones +anónimas). Esto se hará por usted automáticamente si usa ``git commit -s``. +Las reversiones de código también deben incluir "Signed-off-by". +``git revert -s`` hace eso por usted. + +Algunas personas también ponen etiquetas adicionales al final. Simplemente +serán ignoradas por ahora, pero puede hacer esto para marcar procedimientos +internos de su empresa o simplemente señalar algún detalle especial sobre +la firma. + +Cualquier otro SoB (Signed-off-by:) después del SoB del autor es de +personas que manipulen y transporten el parche, pero no participaron en su +desarrollo. Las cadenas de SoB deben reflejar la ruta **real** del parche +de cómo se propagó a los maintainers y, en última instancia, a Linus, con +la primera entrada de SoB que señala la autoría principal de un solo autor. + + +Cuándo usar Acked-by:, Cc: y Co-developed-by por: +------------------------------------------------- + +La etiqueta Signed-off-by: indica que el firmante estuvo involucrado en el +desarrollo del parche, o que él/ella se encontraba en el camino de entrega +del parche. + +Si una persona no estuvo directamente involucrada en la preparación o +administración de un parche pero desea expresar y registrar su aprobación, +entonces puede pedir que se agregue una línea Acked-by: al registro de +cambios del parche. + +Acked-by: a menudo lo usa el maintainer del código afectado cuando ese +maintainer no contribuyó ni envió el parche. + +Acked-by: no es tan formal como Signed-off-by:. Es una manera de marcar que +el "acker" ha revisado al menos ese parche y ha indicado su aceptación. Por +los merge de parches a veces convertirán manualmente el "sí, me parece bien" +de un acker en un Acked-by: (pero tenga en cuenta que por lo general es +mejor pedir un acuse de recibo explícito). + +Acked-by: no necesariamente indica el reconocimiento de todo el parche. +Por ejemplo, si un parche afecta a varios subsistemas y tiene un +Acked-by: de un maintainer del subsistema, entonces esto generalmente +indica el reconocimiento de solo la parte que afecta el código de ese +maintainer. Buen juicio debe ejercitarse aquí. En caso de duda, la gente +debe consultar la discusión original en los archivos de la lista de correo. + +Si una persona ha tenido la oportunidad de comentar un parche, pero no lo +ha hecho, puede incluir opcionalmente una etiqueta ``Cc:`` al parche. +Esta es la única etiqueta que se puede agregar sin una acción explícita por +parte de la persona a la que se nombre - pero debe indicar que esta persona +fue copiada en el parche. Esta etiqueta documenta que las partes +potencialmente interesadas han sido incluidas en la discusión. + +Co-developed-by: establece que el parche fue co-creado por múltiples +desarrolladores; se utiliza para dar atribución a los coautores (además del +autor atribuido por la etiqueta From:) cuando varias personas trabajan en +un solo parche. Ya que Co-developed-by: denota autoría, cada +Co-developed-by: debe ser inmediatamente seguido de Signed-off-by: del +coautor asociado. Se mantiene el procedimiento estándar, es decir, el orden +de las etiquetas Signed-off-by: debe reflejar el historial cronológico del +parche en la medida de lo posible, independientemente de si el autor se +atribuye a través de From: o Co-developed-by:. Cabe destacar que el último +Signed-off-by: siempre debe ser del desarrollador que envía el parche. + +Tenga en cuenta que la etiqueta From: es opcional cuando el autor From: es +también la persona (y correo electrónico) enumerados en la línea From: del +encabezado del correo electrónico. + +Ejemplo de un parche enviado por el From: autor:: + + <changelog> + + Co-developed-by: Primer coautor <primer@coauthor.example.org> + Signed-off-by: Primer coautor <primer@coauthor.example.org> + Co-developed-by: Segundo coautor <segundo@coautor.ejemplo.org> + Signed-off-by: Segundo coautor <segundo@coautor.ejemplo.org> + Signed-off-by: Autor del From <from@author.example.org> + +Ejemplo de un parche enviado por un Co-developed-by: autor:: + + From: Autor del From <from@author.example.org> + + <changelog> + + Co-developed-by: Co-Autor aleatorio <aleatorio@coauthor.example.org> + Signed-off-by: Coautor aleatorio <aleatorio@coauthor.example.org> + Signed-off-by: Autor del From <from@author.example.org> + Co-developed-by: Coautor que envió <sub@coauthor.example.org> + Signed-off-by: Coautor que envía <sub@coauthor.example.org> + +Uso de Reported-by:, Tested-by:, Reviewed-by:, Suggested-by: y Fixes: +---------------------------------------------------------------------- + +La etiqueta Reported-by (Reportado-por) otorga crédito a las personas que +encuentran errores y los reportan. Por favor, tenga en cuenta que si se +informó de un error en privado, debe pedir primero permiso antes de usar la +etiqueta Reported-by. La etiqueta está destinada a errores; por favor no la +use para acreditar peticiones de características. + +Una etiqueta Tested-by: indica que el parche se probó con éxito (en algún +entorno) por la persona nombrada. Esta etiqueta informa a los maintainers +de que se han realizado algunas pruebas, proporciona un medio para ubicar +"testers" (gente que pruebe) otros parches futuros y asegura el crédito +para los testers. + +Reviewed-by: en cambio, indica que el parche ha sido revisado y encontrado +aceptable de acuerdo con la Declaración del Revisor: + +Declaración de Supervisión del Revisor +^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^ + +Al ofrecer mi etiqueta Reviewed-by:, afirmo que: + +(a) He llevado a cabo una revisión técnica de este parche para +evaluar su idoneidad y preparación para su inclusión en +el kernel principal. + +(b) Cualquier problema, inquietud o pregunta relacionada con el parche +han sido comunicados al remitente. Estoy satisfecho +con la respuesta del remitente a mis comentarios. + +(c) Si bien puede haber cosas que podrían mejorarse con esta +entrega, creo que es, en este momento, (1) una +modificación valiosa al kernel, y (2) libre de conocidas +cuestiones que argumentarían en contra de su inclusión. + +(d) Si bien he revisado el parche y creo que es correcto, +no hago (a menos que se indique explícitamente en otro lugar) ninguna +garantía o avales de que logrará su definido +propósito o función en cualquier situación dada. + +Una etiqueta Reviewed-by es una declaración de opinión de que el parche es +una modificación apropiada al kernel sin que haya ningún problema grave +a nivel técnico. Cualquier revisor interesado (que haya hecho el trabajo) +puede ofrecer una etiqueta Reviewed-by para un parche. Esta etiqueta sirve +para dar crédito a revisores e informar a los maintainers del grado de +revisión que se ha hecho en el parche. Las etiquetas Reviewed-by, cuando +las otorgan revisores conocidos por entender del tema y realizar +revisiones exhaustivas, normalmente aumentan la probabilidad de que su +parche entre en el kernel. + +Las etiquetas Tested-by y Reviewed-by, una vez recibidas en la lista de +correo por el tester o revisor, deben ser incluidas por el autor de los +parches pertinentes al enviar próximas versiones. Sin embargo, si el parche +ha cambiado sustancialmente en la siguiente versión, es posible que estas +etiquetas ya no sean aplicables y, por lo tanto, deben eliminarse. Por lo +general, se debe mencionar la eliminación de las etiquetas Tested-by o +Reviewed-by de alguien en el registro de cambios del parche (después del +separador '---'). + +Una etiqueta Suggested-by: indica que la idea del parche es sugerida por la +persona nombrada y asegura el crédito a la persona por la idea. Tenga en +cuenta que esto no debe agregarse sin el permiso del "reporter", +especialmente si la idea no fue publicada en un foro público. Dicho esto, +si diligentemente acreditamos a los reporters de ideas, con suerte, se +sentirán inspirados para ayudarnos nuevamente en el futuro. + +Una etiqueta Fixes: indica que el parche corrige un problema en un commit +anterior. Esto se utiliza para facilitar descubrir dónde se originó un +error, lo que puede ayudar a revisar una corrección de errores. Esta +etiqueta también ayuda al equipo del kernel estable a determinar qué +versiones estables del kernel deberían recibir su corrección. Este es el +método preferido para indicar un error corregido por el parche. Revise +:ref:`describe_changes` para más detalles. + +Nota: Adjuntar una etiqueta Fixes: no subvierte las reglas estables del +proceso del kernel ni el requisito de CC: stable@vger.kernel.org en todos +los parches candidatos de ramas estables. Para obtener más información, lea +Documentation/process/stable-kernel-rules.rst. + +.. _sp_the_canonical_patch_format: + +Formato de parche canónico +--------------------------- + +Esta sección describe cómo debe darse formato al propio parche. Tenga en +cuenta que, si tiene sus parches almacenados en un repositorio ``git``, el +parche con formato adecuado se puede obtener con ``git format-patch``. Las +herramientas no pueden crear el texto necesario, sin embargo, así que lea +las instrucciones a continuación de todos modos. + +La línea de asunto del parche canónico es:: + + Asunto: [PATCH 001/123] subsistema: frase de resumen + +El cuerpo del mensaje del parche canónico contiene lo siguiente: + + - Una línea ``from`` que especifica el autor del parche, seguida de una + línea vacía (solo es necesario si la persona que envía el parche no es + el autor). + + - El cuerpo de la explicación, línea envuelta en 75 columnas, que se + copiara en el registro de cambios permanente para describir este parche. + + - Una línea vacía. + + - Las líneas ``Signed-off-by:``, descritas anteriormente, que + también vaya en el registro de cambios. + + - Una línea de marcador que contiene simplemente ``---``. + + - Cualquier comentario adicional que no sea adecuado para el registro de + cambios. + + - El parche real (output de ``diff``). + +El formato de la línea de asunto hace que sea muy fácil ordenar los correos +electrónicos alfabéticamente por línea de asunto - prácticamente cualquier +lector de correo electrónico permite esto, ya que debido a que el número de +secuencia se rellena con ceros, el orden numérico y alfabético es el mismo. + +El ``subsistema`` en el asunto del correo electrónico debe identificar qué +área o subsistema del kernel está siendo parcheado. + +La ``frase de resumen`` en el Asunto del correo electrónico debe describir +de forma concisa el parche que contiene ese correo electrónico. La +``frase resumen`` no debe ser un nombre de archivo. No use la mismo ``frase +resumen`` para cada parche en una serie completa de parches (donde una +`` serie de parches`` (patch series) es una secuencia ordenada de múltiples +parches relacionados). + +Tenga en cuenta que la ``frase de resumen`` de su correo electrónico se +convierte en un identificador global único para ese parche. Se propaga por +hasta el registro de cambios de ``git``. La ``frase resumida`` se puede +usar más adelante en discusiones de desarrolladores que se refieran al +parche. La gente querrá buscar en Google la ``frase de resumen`` para leer +la discusión al respecto del parche. También será lo único que la gente +podrá ver rápidamente cuando, dos o tres meses después, estén pasando por +quizás miles de parches usando herramientas como ``gitk`` o ``git log +--oneline``. + +Por estas razones, el ``resumen`` no debe tener más de 70-75 caracteres, y +debe describir tanto lo que cambia el parche como por qué el parche podría +ser necesario. Es un reto ser tanto sucinto como descriptivo, pero eso es +lo que un resumen bien escrito debería hacer. + +La ``frase de resumen`` puede estar precedida por etiquetas encerradas en +corchetes: "Asunto: [PATCH <etiqueta>...] <frase de resumen>". Las +etiquetas no se consideran parte de la frase de resumen, pero describen +cómo debería ser tratado el parche. Las etiquetas comunes pueden incluir un +descriptor de versión si las múltiples versiones del parche se han enviado +en respuesta a comentarios (es decir, "v1, v2, v3") o "RFC" para indicar +una solicitud de comentarios. + +Si hay cuatro parches en una serie de parches, los parches individuales +pueden enumerarse así: 1/4, 2/4, 3/4, 4/4. Esto asegura que los +desarrolladores entiendan el orden en que se deben aplicar los parches y +que han revisado o aplicado todos los parches de la serie de parches. + +Aquí hay algunos buenos ejemplos de Asuntos:: + + Asunto: [PATCH 2/5] ext2: mejorar la escalabilidad de la búsqueda de mapas de bits + Asunto: [PATCH v2 27/01] x86: corregir el seguimiento de eflags + Asunto: [PATCH v2] sub/sys: resumen conciso del parche + Asunto: [PATCH v2 M/N] sub/sys: resumen conciso del parche + +La línea ``from`` debe ser la primera línea en el cuerpo del mensaje, +y tiene la forma:: + + From: Autor del parche <autor@ejemplo.com> + +La línea ``From`` especifica quién será acreditado como el autor del parche +en el registro de cambios permanente. Si falta la línea ``from``, entonces +la línea ``From:`` del encabezado del correo electrónico se usará para +determinar el autor del parche en el registro de cambios. + +La explicación estará incluida en el commit del changelog permanente, por +lo que debería tener sentido para un lector competente que hace mucho tiempo +ha olvidado los detalles de la discusión que podrían haber llevado a +este parche. Incluidos los síntomas del fallo que el parche trate +(mensajes de registro del kernel, mensajes de oops, etc.) son especialmente +útiles para personas que podrían estar buscando en los registros de +commits en busca de la aplicación del parche. El texto debe estar escrito +con tal detalle que cuando se lea semanas, meses o incluso años después, +pueda dar al lector la información necesaria y detalles para comprender el +razonamiento de **por qué** se creó el parche. + +Si un parche corrige una falla de compilación, puede que no sea necesario +incluir _todos_ los errores de compilación; pero lo suficiente como para +que sea probable que alguien que busque el parche puede encontrarlo. Como +en la ``frase de resumen``, es importante ser tanto sucinto como +descriptivo. + +La línea marcadora ``---`` cumple el propósito esencial de marcar para +herramientas de manejo de parches donde termina el mensaje de registro de +cambios. + +Un buen uso de los comentarios adicionales después del marcador ``---`` es +para ``diffstat``, para mostrar qué archivos han cambiado, y el número de +líneas insertadas y eliminadas por archivo. Un ``diffstat`` es +especialmente útil en parches más grandes. Si va a incluir un ``diffstat`` +después del marcador ``---``, utilice las opciones ``diffstat`` +``-p 1 -w 70`` para que los nombres de archivo se enumeran desde la parte +superior del árbol de fuentes del kernel y no use demasiado espacio +horizontal (que encaje fácilmente en 80 columnas, tal vez con alguna +indentación). (``git`` genera diffstats apropiados por defecto). + +Otros comentarios relevantes solo en el momento o para el maintainer, pero +no adecuados para el registro de cambios permanente, también debe ir aquí. +Un buen ejemplo de tales comentarios podría ser ``registros de cambios de +parches`` que describen qué ha cambiado entre la versión v1 y v2 del +parche. + +Por favor, ponga esta información **después** de la línea ``---`` que +separa el registro de cambios del resto del parche. La información de la +versión no forma parte del registro de cambios que se incluye con el árbol +git. Es información adicional para los revisores. Si se coloca encima de la +etiquetas de commit, necesita interacción manual para eliminarlo. Si esta +debajo de la línea de separación, se quita automáticamente al aplicar el +parche:: + + <mensaje de commit> + ... + Signed-off-by: Autor <autor@correo> + --- + V2 -> V3: función auxiliar redundante eliminada + V1 -> V2: estilo de código limpio y comentarios de revisión abordados + + ruta/al/archivo | 5+++-- + ... + +Revise más detalles sobre el formato de parche adecuado en las siguientes +referencias + +.. _sp_backtraces: + +Retrocesos en mensajes de confirmación +^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^ + +Los "backtraces" (deshacer el camino) ayuda a documentar la cadena de +llamadas que conducen a un problema. Sin embargo, no todos los rastreos son +útiles. Por ejemplo, las tempranas cadenas de llamadas de inicio son únicas +y obvias. Sin embargo, al copiar la salida completa de dmesg textualmente, +incluye información que distrae, como marcas de tiempo, listas de módulos, +registro y volcados de pila. + +Por lo tanto, los backtraces más útiles deben contener los datos +relevantes de la información vertida, lo que hace que sea más fácil +centrarse en el verdadero tema. Este es un ejemplo de un backtrace bien +recortado:: + + error de acceso de MSR no verificado: WRMSR a 0xd51 (intentó escribir 0x0000000000000064) + en rIP: 0xffffffffae059994 (native_write_msr+0x4/0x20) + Rastreo de llamadas: + mba_wrmsr + update_domains + rdtgroup_mkdir + +.. _sp_explicit_in_reply_to: + +In-Reply-To explicitos en las cabeceras +--------------------------------------- + +Puede ser útil agregar manualmente encabezados In-Reply-To: a un parche +(por ejemplo, al usar ``git send-email``) para asociar el parche con una +discusión anterior relevante, por ejemplo para vincular una corrección de +errores al correo electrónico con el informe de errores. Sin embargo, para +una serie de parches múltiples, generalmente es mejor evitar usar +In-Reply-To: para vincular a versiones anteriores de la serie. De esta +forma, varias versiones del parche no se convierten en un inmanejable +bosque de referencias en clientes de correo electrónico. Si un enlace es +útil, puede usar el redirector https://lore.kernel.org/ (por ejemplo, en +el texto de la carta de introducción del correo electrónico) para vincular +a una versión anterior de la serie de parches. + + +Proporcionar información de árbol base +-------------------------------------- + +Cuando otros desarrolladores reciben sus parches y comienzan el proceso de +revisión, a menudo es útil para ellos saber en qué parte del historial del +árbol deben colocar su trabajo. Esto es particularmente útil para CI +automatizado de procesos que intentan ejecutar una serie de pruebas para +establecer la calidad de su envío antes de que el maintainer comience la +revisión. + +Si está utilizando ``git format-patch`` para generar sus parches, puede +incluir automáticamente la información del árbol base en su envío usando el +parámetro ``--base``. La forma más fácil y conveniente de usar esta opción +es con "topical branches" (ramas de temas):: + + $ git checkout -t -b my-topical-branch master + Branch 'my-topical-branch' set up to track local branch 'master'. + Switched to a new branch 'my-topical-branch' + + [realice sus cambios y ediciones] + + $ git format-patch --base=auto --cover-letter -o outgoing/ master + outgoing/0000-cover-letter.patch + outgoing/0001-First-Commit.patch + outgoing/... + +Cuando abra ``outgoing/0000-cover-letter.patch`` para editar, tenga en +cuenta que tendrá el tráiler ``base-commit:`` al final, que proporciona al +revisor y a las herramientas de CI suficiente información para realizar +correctamente ``git am`` sin preocuparse por los conflictos:: + + $ git checkout -b patch-review [base-commit-id] + Switched to a new branch 'patch-review' + $ git am patches.mbox + Applying: First Commit + Applying: ... + +Consulte ``man git-format-patch`` para obtener más información al respecto +de esta opción. + +.. Note:: + + La función ``--base`` se introdujo en la versión 2.9.0 de git. + +Si no está utilizando git para dar forma a sus parches, aún puede incluir +el mismo tráiler ``base-commit`` para indicar el hash de confirmación del +árbol en que se basa su trabajo. Debe agregarlo en la carta de presentación +o en el primer parche de la serie y debe colocarse ya sea bajo la línea +``---`` o en la parte inferior de todos los demás contenido, justo antes de +su firma del correo electrónico. + + +Referencias +----------- + +"The perfect patch" (tpp) por Andrew Morton. + <https://www.ozlabs.org/~akpm/stuff/tpp.txt> + +"Linux kernel patch submission format" por Jeff Garzik. + <https://web.archive.org/web/20180829112450/http://linux.yyz.us/patch-format.html> + +"How to piss off a kernel subsystem maintainer" por Greg Kroah-Hartman. + <http://www.kroah.com/log/linux/maintainer.html> + + <http://www.kroah.com/log/linux/maintainer-02.html> + + <http://www.kroah.com/log/linux/maintainer-03.html> + + <http://www.kroah.com/log/linux/maintainer-04.html> + + <http://www.kroah.com/log/linux/maintainer-05.html> + + <http://www.kroah.com/log/linux/maintainer-06.html> + +NO!!!! Gente, no mas bombas enormes de parches a linux-kernel@vger.kernel.org! + <https://lore.kernel.org/r/20050711.125305.08322243.davem@davemloft.net> + +Kernel Documentation/process/coding-style.rst + +Email de Linus Torvalds sobre la forma canónica de los parches: + <https://lore.kernel.org/r/Pine.LNX.4.58.0504071023190.28951@ppc970.osdl.org> + +"On submitting kernel patches" por Andi Kleen + Algunas estrategias para conseguir incluir cambios complicados o + controvertidos. + + http://halobates.de/on-submitting-patches.pdf diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/wrappers/memory-barriers.rst b/Documentation/translations/sp_SP/wrappers/memory-barriers.rst new file mode 100644 index 000000000000..50715b7d51b9 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/sp_SP/wrappers/memory-barriers.rst @@ -0,0 +1,19 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + This is a simple wrapper to bring memory-barriers.txt (Spanish + translation) into the RST world until such a time as that file can be + converted directly. + +==================================== +Barreras de Memoria del kernel Linux +==================================== + +.. raw:: latex + + \footnotesize + +.. include:: ../memory-barriers.txt + :literal: + +.. raw:: latex + + \normalsize diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/core-api/errseq.rst b/Documentation/translations/zh_CN/core-api/errseq.rst new file mode 100644 index 000000000000..815fb303ea2f --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/core-api/errseq.rst @@ -0,0 +1,145 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0+ + +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/core-api/errseq.rst + +:翻译: + + 周彬彬 Binbin Zhou <zhoubinbin@loongson.cn> + +:校译: + + 吴想成 Wu Xiangcheng <bobwxc@email.cn> + +================ +errseq_t数据类型 +================ + +``errseq_t`` 是一种在一个地方记录错误的方法，并允许任意数量的 ``订阅者`` 判断自上 +次采样点以来是否发生了变化。 + +最初的用例是跟踪文件同步系统调用（ ``fsync``, ``fdatasync``, ``msync`` 和 +``sync_file_range`` ）的错误，但它也可以用于其他情况。 + +它被实现为一个无符号的32位值。低位被指定保存错误代码（在1和MAX_ERRNO之间）。高位 +用作计数器。这里是用原子操作而不是锁来完成的，因此可以从任何上下文中调用这些函数。 + +请注意，如果频繁记录新错误，则存在冲突风险，因为我们用作计数器的位很少。 + +为了缓解这种情况，错误值和计数器之间的位被用作一个标志，以判断自记录新值以来是否 +对该值进行了采样。这使我们能够避免在上次记录错误后没有人取样的情况下碰撞计数器。 + +因此，我们得到了一个类似这样的值： + ++--------------------------------------+------+------------------------+ +| 31..13 | 12 | 11..0 | ++--------------------------------------+------+------------------------+ +| 计数器 | 标志 | 错误值 | ++--------------------------------------+------+------------------------+ + +总体思路是让 ``观察者`` 对errseq_t值进行采样，并将其保留为运行游标。该值稍后可用 +于判断自采样完成后是否发生了任何新错误，并原子地记录检查时的状态。这使得我们能在 +一个地方记录错误，然后有许多 ``观察者`` 可以判断自上次检查以来该值是否发生了变化。 + +新的errseq_t应始终清零。全零的errseq_t值是从未出现错误的特殊（但常见）情况。因此， +如果您希望知道自首次初始化以来是否曾经有过错误集，则全零值被用作 ``纪元`` 。 + +API的使用方法 +============= + +让我给你们讲一个关于员工drone的故事。现在，他总体上是个好员工，但公司有点...管理 +繁重。他今天必须向77名主管汇报，明天 ``大老板`` 要从外地赶来，他肯定也会考验这个 +可怜的家伙。 + +他们都把工作交给他去做---多到他都记不住谁交给他什么了，但这并不是什么大问题。主管 +们只想知道他什么时候完成他们迄今为止交给他的所有工作，以及自从他们上次询问以来他 +是否犯了任何错误。 + +他可能在他们实际上并没有交给他的工作上犯了错误，但他无法在那么详细的层面上记录事 +情，他所能记得的只是他最近犯的错误。 + +下面是我们 ``worker_drone`` 的表达式:: + + struct worker_drone { + errseq_t wd_err; /* 用来记录错误 */ + }; + +每天， ``worker_drone`` 都是以一张白纸开始的:: + + struct worker_drone wd; + + wd.wd_err = (errseq_t)0; + +主管们进来后对当天的工作进行初步了解。他们并不关心在他们观察开始之前发生的任何事 +情:: + + struct supervisor { + errseq_t s_wd_err; /* wd_err的私有“游标” */ + spinlock_t s_wd_err_lock; /* 保护s_wd_err */ + } + + struct supervisor su; + + su.s_wd_err = errseq_sample(&wd.wd_err); + spin_lock_init(&su.s_wd_err_lock); + +现在他们开始给他布置任务。每隔几分钟，他们就要求他完成迄今为止交给他的所有工作。 +然后问他是否有犯任何错误:: + + spin_lock(&su.su_wd_err_lock); + err = errseq_check_and_advance(&wd.wd_err, &su.s_wd_err); + spin_unlock(&su.su_wd_err_lock); + +到目前为止，它只是不断返回0。 + +现在，这家公司的老板非常吝啬，给了他不合格的设备来完成他的工作。偶尔设备会出现故 +障，导致他犯错。他重重地叹了一口气，并把它记录下来:: + + errseq_set(&wd.wd_err, -EIO); + +...然后继续工作。主管们最终会再次检查，他们在下次检查时都会发现这个错误。后续的调 +用将返回0，直到记录下另一个错误，此时将向每个调用报告一次。 + +请注意，主管们无法知道他们犯了多少错误，只能知道自上次检查以来是否犯了一个错误， +以及记录的最新值。 + +偶尔，大老板会来抽查，要求员工为他做一次性的工作。他并不像主管们那样全职观察员工， +但他确实需要知道在他的工作处理过程中是否发生了错误。 + +他只需对员工当前的errseq_t进行采样，然后用它来判断后来是否发生了错误:: + + errseq_t since = errseq_sample(&wd.wd_err); + /* 提交一些工作，等待完成 */ + err = errseq_check(&wd.wd_err, since); + +由于他只是要在那个点之后丢弃 ``since`` ，所以他不需要在这里推进它。同时他也不需要 +任何锁，因为它不能被其他人使用。 + +序列化更新errseq_t游标 +====================== + +请注意，errseq_t API在check_and_advance_operation期间不保护errseq_t游标。只有典型 +的错误代码是被原子化处理的。在多任务同时使用同一个errseq_t游标的情况下，对该游标 +的更新进行序列化是很重要的。 + +如果不这样做，那么游标就有可能向后移动。在这种情况下，同一个错误可能被报告多次。 + +因此，通常先执行errseq_check检查是否有任何变化，然后在获取锁后才执行 +errseq_check_and_advance。例如:: + + if (errseq_check(&wd.wd_err, READ_ONCE(su.s_wd_err)) { + /* su.s_wd_err被s_wd_err_lock保护 */ + spin_lock(&su.s_wd_err_lock); + err = errseq_check_and_advance(&wd.wd_err, &su.s_wd_err); + spin_unlock(&su.s_wd_err_lock); + } + +这就避免了自上次检查以来没有任何变化的常见情况下的自旋锁。 + +函数 +==== + +该API在以下内核代码中: + +lib/errseq.c diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/core-api/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/core-api/index.rst index 37756d240b5e..922cabf7b5dd 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/core-api/index.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/core-api/index.rst @@ -48,12 +48,12 @@ circular-buffers generic-radix-tree packing + this_cpu_ops -Todolist: - +======= +Todolist: - this_cpu_ops timekeeping errseq diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/core-api/this_cpu_ops.rst b/Documentation/translations/zh_CN/core-api/this_cpu_ops.rst new file mode 100644 index 000000000000..bea5ee8eb8a0 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/core-api/this_cpu_ops.rst @@ -0,0 +1,285 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0+ + +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/core-api/this_cpu_ops.rst + +:翻译: + + 周彬彬 Binbin Zhou <zhoubinbin@loongson.cn> + +:校译: + + 吴想成 Wu Xiangcheng <bobwxc@email.cn> + +============ +this_cpu操作 +============ + +:作者: Christoph Lameter, 2014年8月4日 +:作者: Pranith Kumar, 2014年8月2日 + +this_cpu操作是一种优化访问与当前执行处理器相关的每CPU变量的方法。这是通过使用段寄 +存器（或专用寄存器，cpu在其中永久存储特定处理器的每CPU区域的起始）来完成的。 + +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 +每CPU变量进行操作的指令中。 + +这意味着在偏移量的计算和对数据的操作之间不存在原子性问题。因此，没有必要禁用抢占 +或中断来确保处理器在计算地址和数据操作之间不被改变。 + +读取-修改-写入操作特别值得关注。通常处理器具有特殊的低延迟指令，可以在没有典型同 +步开销的情况下运行，但仍提供某种宽松的原子性保证。例如，x86可以执行RMW（读取， +修改，写入）指令，如同inc/dec/cmpxchg，而无需锁前缀和相关的延迟损失。 + +对没有锁前缀的变量的访问是不同步的，也不需要同步，因为我们处理的是当前执行的处理 +器所特有的每CPU数据。只有当前的处理器可以访问该变量，因此系统中的其他处理器不存在 +并发性问题。 + +请注意，远程处理器对每CPU区域的访问是特殊情况，可能会影响通过 ``this_cpu_*`` 的本 +地RMW操作的性能和正确性（远程写操作）。 + +this_cpu操作的主要用途是优化计数器操作。 + +定义了以下具有隐含抢占保护的this_cpu()操作。可以使用这些操作而不用担心抢占和中断:: + + this_cpu_read(pcp) + this_cpu_write(pcp, val) + this_cpu_add(pcp, val) + this_cpu_and(pcp, val) + this_cpu_or(pcp, val) + this_cpu_add_return(pcp, val) + this_cpu_xchg(pcp, nval) + this_cpu_cmpxchg(pcp, oval, nval) + this_cpu_cmpxchg_double(pcp1, pcp2, oval1, oval2, nval1, nval2) + this_cpu_sub(pcp, val) + this_cpu_inc(pcp) + this_cpu_dec(pcp) + this_cpu_sub_return(pcp, val) + this_cpu_inc_return(pcp) + this_cpu_dec_return(pcp) + + +this_cpu操作的内部工作 +---------------------- + +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 +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 +在指令中编码完成的。 + +例如:: + + DEFINE_PER_CPU(int, x); + int z; + + z = this_cpu_read(x); + +产生的单指令为:: + + mov ax, gs:[x] + +而不是像每CPU操作那样，先是一系列的地址计算，然后从该地址获取。在this_cpu_ops之前， +这样的序列还需要先禁用/启用抢占功能，以防止内核在计算过程中将线程移动到不同的处理 +器上。 + +请思考下面this_cpu操作:: + + this_cpu_inc(x) + +这将产生如下单指令（无锁前缀！）:: + + inc gs:[x] + +而不是在没有段寄存器的情况下所需要的以下操作:: + + int *y; + int cpu; + + cpu = get_cpu(); + y = per_cpu_ptr(&x, cpu); + (*y)++; + put_cpu(); + +请注意，这些操作只能用于为特定处理器保留的每CPU数据。如果不在上下文代码中禁用抢占， +``this_cpu_inc()`` 将仅保证每CPU的某一个计数器被正确地递增，但不能保证操作系统不 +会在this_cpu指令执行的前后直接移动该进程。一般来说，这意味着每个处理器的单个计数 +器的值是没有意义的。所有每CPU计数器的总和才是唯一有意义的值。 + +每CPU变量的使用是出于性能的考虑。如果多个处理器同时处理相同的代码路径，可以避免缓 +存行跳转。每个处理器都有自己的每CPU变量，因此不会发生并发缓存行更新。为这种优化必 +须付出的代价是，当需要计数器的值时要将每CPU计数器相加。 + + +特殊的操作 +---------- + +:: + + y = this_cpu_ptr(&x) + +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。 +``this_cpu_ptr`` 避免了通用 ``get_cpu``/``put_cpu`` 序列所需的多个步骤。没有可用 +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。 + +请注意，这个操作通常是在抢占被禁用后再在代码段中使用。然后该指针用来访问临界区中 +的本地每CPU数据。当重新启用抢占时，此指针通常不再有用，因为它可能不再指向当前处理 +器的每CPU数据。 + +每CPU变量和偏移量 +----------------- + +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 +样。不能直接对偏移量解引用，必须用处理器每CPU区域基指针加上偏移量，以构成有效地址。 + +因此，在每CPU操作的上下文之外使用x或&x是无效的，这种行为通常会被当作一个空指针的 +解引用来处理。 + +:: + + DEFINE_PER_CPU(int, x); + +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 +个cpu变量。 + +:: + + int __percpu *p = &x; + +&x和p是每CPU变量的偏移量。 ``this_cpu_ptr()`` 使用每CPU变量的偏移量，这让它看起来 +有点奇怪。 + + +每CPU结构体字段的操作 +--------------------- + +假设我们有一个每CPU结构:: + + struct s { + int n,m; + }; + + DEFINE_PER_CPU(struct s, p); + + +这些字段的操作非常简单:: + + this_cpu_inc(p.m) + + z = this_cpu_cmpxchg(p.m, 0, 1); + + +如果我们有一个相对于结构体s的偏移量:: + + struct s __percpu *ps = &p; + + this_cpu_dec(ps->m); + + z = this_cpu_inc_return(ps->n); + + +如果我们后面不使用 ``this_cpu ops`` 来操作字段，则指针的计算可能需要使用 +``this_cpu_ptr()``:: + + struct s *pp; + + pp = this_cpu_ptr(&p); + + pp->m--; + + z = pp->n++; + + +this_cpu ops的变体 +------------------ + +this_cpu的操作是中断安全的。一些架构不支持这些每CPU的本地操作。在这种情况下，该操 +作必须被禁用中断的代码所取代，然后做那些保证是原子的操作，再重新启用中断。当然这 +样做是很昂贵的。如果有其他原因导致调度器不能改变我们正在执行的处理器，那么就没有 +理由禁用中断了。为此，我们提供了以下__this_cpu操作。 + +这些操作不能保证并发中断或抢占。如果在中断上下文中不使用每CPU变量并且调度程序无法 +抢占，那么它们是安全的。如果在操作进行时仍有中断发生，并且中断也修改了变量，则无 +法保证RMW操作是安全的:: + + __this_cpu_read(pcp) + __this_cpu_write(pcp, val) + __this_cpu_add(pcp, val) + __this_cpu_and(pcp, val) + __this_cpu_or(pcp, val) + __this_cpu_add_return(pcp, val) + __this_cpu_xchg(pcp, nval) + __this_cpu_cmpxchg(pcp, oval, nval) + __this_cpu_cmpxchg_double(pcp1, pcp2, oval1, oval2, nval1, nval2) + __this_cpu_sub(pcp, val) + __this_cpu_inc(pcp) + __this_cpu_dec(pcp) + __this_cpu_sub_return(pcp, val) + __this_cpu_inc_return(pcp) + __this_cpu_dec_return(pcp) + + +将增加x，并且不会回退到在无法通过地址重定位和同一指令中的读取-修改-写入操作实现原 +子性的平台上禁用中断的代码。 + + +&this_cpu_ptr(pp)->n 对比 this_cpu_ptr(&pp->n) +---------------------------------------------- + +第一个操作使用偏移量并形成一个地址，然后再加上n字段的偏移量。这可能会导致编译器产 +生两条加法指令。 + +第二个操作先加上两个偏移量，然后进行重定位。恕我直言，第二种形式看起来更干净，而 +且更容易与 ``()`` 结合。第二种形式也与 ``this_cpu_read()`` 和大家的使用方式一致。 + + +远程访问每CPU数据 +----------------- + +每CPU数据结构被设计为由一个CPU独占使用。如果您按预期使用变量，则 ``this_cpu_ops()`` +保证是 ``原子的`` ，因为没有其他CPU可以访问这些数据结构。 + +在某些特殊情况下，您可能需要远程访问每CPU数据结构。通常情况下，进行远程读访问是安 +全的，这经常是为了统计计数器值。远程写访问可能会出现问题，因为this_cpu操作没有锁 +语义。远程写可能会干扰this_cpu RMW操作。 + +除非绝对必要，否则强烈建议不要对每CPU数据结构进行远程写访问。请考虑使用IPI来唤醒 +远程CPU，并对其每CPU区域进行更新。 + +要远程访问每CPU数据结构，通常使用 ``per_cpu_ptr()`` 函数:: + + + DEFINE_PER_CPU(struct data, datap); + + struct data *p = per_cpu_ptr(&datap, cpu); + +这清楚地表明，我们正准备远程访问每CPU区域。 + +您还可以执行以下操作以将datap偏移量转换为地址:: + + struct data *p = this_cpu_ptr(&datap); + +但是，将通过this_cpu_ptr计算的指针传递给其他cpu是不寻常的，应该避免。 + +远程访问通常只用于读取另一个cpu的每CPU数据状态。由于this_cpu操作宽松的同步要求， +写访问可能会导致奇特的问题。 + +下面的情况说明了写入操作的一些问题，由于两个每CPU变量共享一个缓存行，但宽松的同步 +仅应用于更新缓存行的一个进程。 + +考虑以下示例:: + + + struct test { + atomic_t a; + int b; + }; + + DEFINE_PER_CPU(struct test, onecacheline); + +如果一个处理器远程更新字段 ``a`` ，而本地处理器将使用this_cpu ops来更新字段 ``b`` ， +会发生什么情况，这一点值得注意。应避免在同一缓存行内同时访问数据。此外，可能还需 +要进行代价高昂的同步。在这种情况下，通常建议使用IPI，而不是远程写入另一个处理器的 +每CPU区域。 + +即使在远程写很少的情况下，请记住远程写将从最有可能访问它的处理器中逐出缓存行。如 +果处理器唤醒时发现每CPU区域缺少本地缓存行，其性能和唤醒时间将受到影响。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/doc-guide/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/doc-guide/index.rst index 5151953c196f..78c2e9a1697f 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/doc-guide/index.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/doc-guide/index.rst @@ -19,7 +19,7 @@ contributing maintainer-profile -.. only:: 子项目与HTML +.. only:: subproject and html 目录 ==== diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/index.rst index ec99ef5fe990..3660a3451c86 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/index.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/index.rst @@ -71,6 +71,7 @@ TODOList: dev-tools/index dev-tools/testing-overview kernel-hacking/index + rust/index TODOList: @@ -90,12 +91,12 @@ TODOList: admin-guide/index admin-guide/reporting-issues.rst + userspace-api/index TODOList: * 内核构建系统 <kbuild/index> * 用户空间工具 <tools/index> -* userspace-api/index 也可参考独立于内核文档的 `Linux 手册页 <https://www.kernel.org/doc/man-pages/>`_ 。 @@ -124,13 +125,13 @@ TODOList: 其他文档 -------- -有几份未排序的文档似乎不适合放在文档的其他部分，或者可能需要进行一些调整和/或 +有几份未分类的文档似乎不适合放在文档的其他部分，或者可能需要进行一些调整和/或 转换为reStructureText格式，也有可能太旧。 -TODOList: - -* staging/index +.. toctree:: + :maxdepth: 2 + staging/index 索引和表格 ---------- diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/loongarch/introduction.rst b/Documentation/translations/zh_CN/loongarch/introduction.rst index f3ec25b163d7..470c38ae2caf 100644 --- a/Documentation/translations/zh_CN/loongarch/introduction.rst +++ b/Documentation/translations/zh_CN/loongarch/introduction.rst @@ -338,15 +338,15 @@ Loongson与LoongArch的开发者网站（软件与文档资源）： LoongArch指令集架构的文档： - https://github.com/loongson/LoongArch-Documentation/releases/latest/download/LoongArch-Vol1-v1.00-CN.pdf （中文版） + 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-v1.00-EN.pdf （英文版） + https://github.com/loongson/LoongArch-Documentation/releases/latest/download/LoongArch-Vol1-v1.02-EN.pdf （英文版） LoongArch的ELF psABI文档： - https://github.com/loongson/LoongArch-Documentation/releases/latest/download/LoongArch-ELF-ABI-v1.00-CN.pdf （中文版） + https://github.com/loongson/LoongArch-Documentation/releases/latest/download/LoongArch-ELF-ABI-v2.00-CN.pdf （中文版） - https://github.com/loongson/LoongArch-Documentation/releases/latest/download/LoongArch-ELF-ABI-v1.00-EN.pdf （英文版） + https://github.com/loongson/LoongArch-Documentation/releases/latest/download/LoongArch-ELF-ABI-v2.00-EN.pdf （英文版） Loongson与LoongArch的Linux内核源码仓库： diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/rust/arch-support.rst b/Documentation/translations/zh_CN/rust/arch-support.rst new file mode 100644 index 000000000000..afbd02afec45 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/rust/arch-support.rst @@ -0,0 +1,23 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/rust/arch-support.rst + +:翻译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + +架构支持 +======== + +目前，Rust编译器（``rustc``）使用LLVM进行代码生成，这限制了可以支持的目标架构。此外，对 +使用LLVM/Clang构建内核的支持也有所不同（请参见 Documentation/kbuild/llvm.rst ）。这 +种支持对于使用 ``libclang`` 的 ``bindgen`` 来说是必需的。 + +下面是目前可以工作的架构的一般总结。支持程度与 ``MAINTAINERS`` 文件中的``S`` 值相对应: + +============ ================ ============================================== +架构 支持水平 限制因素 +============ ================ ============================================== +``x86`` Maintained 只有 ``x86_64`` +============ ================ ============================================== diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/rust/coding-guidelines.rst b/Documentation/translations/zh_CN/rust/coding-guidelines.rst new file mode 100644 index 000000000000..6c0bdbbc5a2a --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/rust/coding-guidelines.rst @@ -0,0 +1,192 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/rust/coding-guidelines.rst + +:翻译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + +编码指南 +======== + +本文档描述了如何在内核中编写Rust代码。 + + +风格和格式化 +------------ + +代码应该使用 ``rustfmt`` 进行格式化。这样一来，一个不时为内核做贡献的人就不需要再去学 +习和记忆一个样式指南了。更重要的是，审阅者和维护者不需要再花时间指出风格问题，这样就可以 +减少补丁落地所需的邮件往返。 + +.. note:: ``rustfmt`` 不检查注释和文档的约定。因此，这些仍然需要照顾到。 + +使用 ``rustfmt`` 的默认设置。这意味着遵循Rust的习惯性风格。例如，缩进时使用4个空格而 +不是制表符。 + +在输入、保存或提交时告知编辑器/IDE进行格式化是很方便的。然而，如果因为某些原因需要在某 +个时候重新格式化整个内核Rust的源代码，可以运行以下程序:: + + make LLVM=1 rustfmt + +也可以检查所有的东西是否都是格式化的（否则就打印一个差异），例如对于一个CI，用:: + + make LLVM=1 rustfmtcheck + +像内核其他部分的 ``clang-format`` 一样， ``rustfmt`` 在单个文件上工作，并且不需要 +内核配置。有时，它甚至可以与破碎的代码一起工作。 + + +注释 +---- + +“普通”注释（即以 ``//`` 开头，而不是 ``///`` 或 ``//!`` 开头的代码文档）的写法与文 +档注释相同，使用Markdown语法，尽管它们不会被渲染。这提高了一致性，简化了规则，并允许在 +这两种注释之间更容易地移动内容。比如说: + +.. code-block:: rust + + // `object` is ready to be handled now. + f(object); + +此外，就像文档一样，注释在句子的开头要大写，并以句号结束（即使是单句）。这包括 ``// SAFETY:``, +``// TODO:`` 和其他“标记”的注释，例如: + +.. code-block:: rust + + // FIXME: The error should be handled properly. + +注释不应该被用于文档的目的：注释是为了实现细节，而不是为了用户。即使源文件的读者既是API +的实现者又是用户，这种区分也是有用的。事实上，有时同时使用注释和文档是很有用的。例如，用 +于 ``TODO`` 列表或对文档本身的注释。对于后一种情况，注释可以插在中间；也就是说，离要注 +释的文档行更近。对于其他情况，注释会写在文档之后，例如: + +.. code-block:: rust + + /// Returns a new [`Foo`]. + /// + /// # Examples + /// + // TODO: Find a better example. + /// ``` + /// let foo = f(42); + /// ``` + // FIXME: Use fallible approach. + pub fn f(x: i32) -> Foo { + // ... + } + +一种特殊的注释是 ``// SAFETY:`` 注释。这些注释必须出现在每个 ``unsafe`` 块之前，它们 +解释了为什么该块内的代码是正确/健全的，即为什么它在任何情况下都不会触发未定义行为，例如: + +.. code-block:: rust + + // SAFETY: `p` is valid by the safety requirements. + unsafe { *p = 0; } + +``// SAFETY:`` 注释不能与代码文档中的 ``# Safety`` 部分相混淆。 ``# Safety`` 部 +分指定了（函数）调用者或（特性）实现者需要遵守的契约。 +``// SAFETY:`` 注释显示了为什么一个（函数）调用者或（特性）实现者实际上尊重了 +``# Safety`` 部分或语言参考中的前提条件。 + + +代码文档 +-------- + +Rust内核代码不像C内核代码那样被记录下来（即通过kernel-doc）。取而代之的是用于记录Rust +代码的常用系统：rustdoc工具，它使用Markdown（一种轻量级的标记语言）。 + +要学习Markdown，外面有很多指南。例如： + +https://commonmark.org/help/ + +一个记录良好的Rust函数可能是这样的: + +.. code-block:: rust + + /// Returns the contained [`Some`] value, consuming the `self` value, + /// without checking that the value is not [`None`]. + /// + /// # Safety + /// + /// Calling this method on [`None`] is *[undefined behavior]*. + /// + /// [undefined behavior]: https://doc.rust-lang.org/reference/behavior-considered-undefined.html + /// + /// # Examples + /// + /// ``` + /// let x = Some("air"); + /// assert_eq!(unsafe { x.unwrap_unchecked() }, "air"); + /// ``` + pub unsafe fn unwrap_unchecked(self) -> T { + match self { + Some(val) => val, + + // SAFETY: The safety contract must be upheld by the caller. + None => unsafe { hint::unreachable_unchecked() }, + } + } + +这个例子展示了一些 ``rustdoc`` 的特性和内核中遵循的一些惯例: + + - 第一段必须是一个简单的句子，简要地描述被记录的项目的作用。进一步的解释必须放在额 + 外的段落中。 + + - 不安全的函数必须在 ``# Safety`` 部分记录其安全前提条件。 + + - 虽然这里没有显示，但如果一个函数可能会恐慌，那么必须在 ``# Panics`` 部分描述发 + 生这种情况的条件。 + + 请注意，恐慌应该是非常少见的，只有在有充分理由的情况下才会使用。几乎在所有的情况下， + 都应该使用一个可失败的方法，通常是返回一个 ``Result``。 + + - 如果提供使用实例对读者有帮助的话，必须写在一个叫做``# Examples``的部分。 + + - Rust项目（函数、类型、常量……）必须有适当的链接(``rustdoc`` 会自动创建一个 + 链接)。 + + - 任何 ``unsafe`` 的代码块都必须在前面加上一个 ``// SAFETY:`` 的注释，描述里面 + 的代码为什么是正确的。 + + 虽然有时原因可能看起来微不足道，但写这些注释不仅是记录已经考虑到的问题的好方法， + 最重要的是，它提供了一种知道没有额外隐含约束的方法。 + +要了解更多关于如何编写Rust和拓展功能的文档，请看看 ``rustdoc`` 这本书，网址是: + + https://doc.rust-lang.org/rustdoc/how-to-write-documentation.html + + +命名 +---- + +Rust内核代码遵循通常的Rust命名空间: + + https://rust-lang.github.io/api-guidelines/naming.html + +当现有的C语言概念（如宏、函数、对象......）被包装成Rust抽象时，应该使用尽可能接近C语 +言的名称，以避免混淆，并在C语言和Rust语言之间来回切换时提高可读性。例如，C语言中的 +``pr_info`` 这样的宏在Rust中的命名是一样的。 + +说到这里，应该调整大小写以遵循Rust的命名惯例，模块和类型引入的命名间隔不应该在项目名称 +中重复。例如，在包装常量时，如: + +.. code-block:: c + + #define GPIO_LINE_DIRECTION_IN 0 + #define GPIO_LINE_DIRECTION_OUT 1 + +在Rust中的等价物可能是这样的（忽略文档）。: + +.. code-block:: rust + + pub mod gpio { + pub enum LineDirection { + In = bindings::GPIO_LINE_DIRECTION_IN as _, + Out = bindings::GPIO_LINE_DIRECTION_OUT as _, + } + } + +也就是说， ``GPIO_LINE_DIRECTION_IN`` 的等价物将被称为 ``gpio::LineDirection::In`` 。 +特别是，它不应该被命名为 ``gpio::gpio_line_direction::GPIO_LINE_DIRECTION_IN`` 。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/rust/general-information.rst b/Documentation/translations/zh_CN/rust/general-information.rst new file mode 100644 index 000000000000..6b91dfe1834a --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/rust/general-information.rst @@ -0,0 +1,75 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/rust/general-information.rst + +:翻译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + + +基本信息 +======== + +本文档包含了在内核中使用Rust支持时需要了解的有用信息。 + + +代码文档 +-------- + +Rust内核代码使用其内置的文档生成器 ``rustdoc`` 进行记录。 + +生成的HTML文档包括集成搜索、链接项（如类型、函数、常量）、源代码等。它们可以在以下地址阅读 +（TODO：当在主线中时链接，与其他文档一起生成）： + + http://kernel.org/ + +这些文档也可以很容易地在本地生成和阅读。这相当快（与编译代码本身的顺序相同），而且不需要特 +殊的工具或环境。这有一个额外的好处，那就是它们将根据所使用的特定内核配置进行定制。要生成它 +们，请使用 ``rustdoc`` 目标，并使用编译时使用的相同调用，例如:: + + make LLVM=1 rustdoc + +要在你的网络浏览器中本地阅读该文档，请运行如:: + + xdg-open rust/doc/kernel/index.html + +要了解如何编写文档，请看 coding-guidelines.rst 。 + + +额外的lints +----------- + +虽然 ``rustc`` 是一个非常有用的编译器，但一些额外的lints和分析可以通过 ``clippy`` +（一个Rust linter）来实现。要启用它，请将CLIPPY=1传递到用于编译的同一调用中，例如:: + + make LLVM=1 CLIPPY=1 + +请注意，Clippy可能会改变代码生成，因此在构建产品内核时不应该启用它。 + +抽象和绑定 +---------- + +抽象是用Rust代码包装来自C端的内核功能。 + +为了使用来自C端的函数和类型，需要创建绑定。绑定是Rust对那些来自C端的函数和类型的声明。 + +例如，人们可以在Rust中写一个 ``Mutex`` 抽象，它从C端包装一个 ``Mutex结构体`` ，并 +通过绑定调用其函数。 + +抽象并不能用于所有的内核内部API和概念，但随着时间的推移，我们打算扩大覆盖范围。“Leaf” +模块（例如，驱动程序）不应该直接使用C语言的绑定。相反，子系统应该根据需要提供尽可能安 +全的抽象。 + + +有条件的编译 +------------ + +Rust代码可以访问基于内核配置的条件性编译: + +.. code-block:: rust + + #[cfg(CONFIG_X)] // Enabled (`y` or `m`) + #[cfg(CONFIG_X="y")] // Enabled as a built-in (`y`) + #[cfg(CONFIG_X="m")] // Enabled as a module (`m`) + #[cfg(not(CONFIG_X))] // Disabled diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/rust/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/rust/index.rst new file mode 100644 index 000000000000..b01f887e7167 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/rust/index.rst @@ -0,0 +1,28 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/rust/index.rst + +:翻译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + +Rust +==== + +与内核中的Rust有关的文档。若要开始在内核中使用Rust，请阅读quick-start.rst指南。 + +.. toctree:: + :maxdepth: 1 + + quick-start + general-information + coding-guidelines + arch-support + +.. only:: subproject and html + + Indices + ======= + + * :ref:`genindex` diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/rust/quick-start.rst b/Documentation/translations/zh_CN/rust/quick-start.rst new file mode 100644 index 000000000000..a4b8e8a50a89 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/rust/quick-start.rst @@ -0,0 +1,211 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/rust/quick-start.rst + +:翻译: + + 司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn> + + +快速入门 +======== + +本文介绍了如何开始使用Rust进行内核开发。 + + +构建依赖 +-------- + +本节描述了如何获取构建所需的工具。 + +其中一些依赖也许可以从Linux发行版中获得，包名可能是 ``rustc`` , ``rust-src`` , +``rust-bindgen`` 等。然而，在写这篇文章的时候，它们很可能还不够新，除非发行版跟踪最 +新的版本。 + +为了方便检查是否满足要求，可以使用以下目标:: + + make LLVM=1 rustavailable + +这会触发与Kconfig用来确定是否应该启用 ``RUST_IS_AVAILABLE`` 相同的逻辑；不过，如 +果Kconfig认为不该启用，它会列出未满足的条件。 + + +rustc +***** + +需要一个特定版本的Rust编译器。较新的版本可能会也可能不会工作，因为就目前而言，内核依赖 +于一些不稳定的Rust特性。 + +如果使用的是 ``rustup`` ，请进入检出的源代码目录并运行:: + + rustup override set $(scripts/min-tool-version.sh rustc) + +或者从以下网址获取一个独立的安装程序或安装 ``rustup`` ： + + https://www.rust-lang.org + + +Rust标准库源代码 +**************** + +Rust标准库的源代码是必需的，因为构建系统会交叉编译 ``core`` 和 ``alloc`` 。 + +如果正在使用 ``rustup`` ，请运行:: + + rustup component add rust-src + +这些组件是按工具链安装的，因此以后升级Rust编译器版本需要重新添加组件。 + +否则，如果使用独立的安装程序，可以将Rust仓库克隆到工具链的安装文件夹中:: + + git clone --recurse-submodules \ + --branch $(scripts/min-tool-version.sh rustc) \ + https://github.com/rust-lang/rust \ + $(rustc --print sysroot)/lib/rustlib/src/rust + +在这种情况下，以后升级Rust编译器版本需要手动更新这个克隆的仓库。 + + +libclang +******** + +``bindgen`` 使用 ``libclang`` （LLVM的一部分）来理解内核中的C代码，这意味着需要安 +装LLVM；同在开启 ``CC=clang`` 或 ``LLVM=1`` 时编译内核一样。 + +Linux发行版中可能会有合适的包，所以最好先检查一下。 + +适用于部分系统和架构的二进制文件也可到以下网址下载： + + https://releases.llvm.org/download.html + +或者自行构建LLVM，这需要相当长的时间，但并不是一个复杂的过程： + + https://llvm.org/docs/GettingStarted.html#getting-the-source-code-and-building-llvm + +请参阅 Documentation/kbuild/llvm.rst 了解更多信息，以及获取预构建版本和发行包 +的进一步方法。 + + +bindgen +******* + +内核的C端绑定是在构建时使用 ``bindgen`` 工具生成的。这需要特定的版本。 + +通过以下方式安装它（注意，这将从源码下载并构建该工具）:: + + cargo install --locked --version $(scripts/min-tool-version.sh bindgen) bindgen + + +开发依赖 +-------- + +本节解释了如何获取开发所需的工具。也就是说，在构建内核时不需要这些工具。 + + +rustfmt +******* + +``rustfmt`` 工具被用来自动格式化所有的Rust内核代码，包括生成的C绑定（详情请见 +coding-guidelines.rst ）。 + +如果使用的是 ``rustup`` ，它的 ``默认`` 配置文件已经安装了这个工具，因此不需要做什么。 +如果使用的是其他配置文件，可以手动安装该组件:: + + rustup component add rustfmt + +独立的安装程序也带有 ``rustfmt`` 。 + + +clippy +****** + +``clippy`` 是一个Rust linter。运行它可以为Rust代码提供额外的警告。它可以通过向 ``make`` +传递 ``CLIPPY=1`` 来运行（关于细节，详见 general-information.rst ）。 + +如果正在使用 ``rustup`` ，它的 ``默认`` 配置文件已经安装了这个工具，因此不需要做什么。 +如果使用的是另一个配置文件，该组件可以被手动安装:: + + rustup component add clippy + +独立的安装程序也带有 ``clippy`` 。 + + +cargo +***** + +``cargo`` 是Rust的本地构建系统。目前需要它来运行测试，因为它被用来构建一个自定义的标准 +库，其中包含了内核中自定义 ``alloc`` 所提供的设施。测试可以使用 ``rusttest`` Make 目标 +来运行。 + +如果使用的是 ``rustup`` ，所有的配置文件都已经安装了该工具，因此不需要再做什么。 + +独立的安装程序也带有 ``cargo`` 。 + + +rustdoc +******* + +``rustdoc`` 是Rust的文档工具。它为Rust代码生成漂亮的HTML文档（详情请见 general-information.rst ）。 + +``rustdoc`` 也被用来测试文档化的Rust代码中提供的例子（称为doctests或文档测试）。 +``rusttest`` 是本功能的Make目标。 + +如果使用的是 ``rustup`` ，所有的配置文件都已经安装了这个工具，因此不需要做什么。 + +独立的安装程序也带有 ``rustdoc`` 。 + + +rust-analyzer +************* + +`rust-analyzer <https://rust-analyzer.github.io/>`_ 语言服务器可以和许多编辑器 +一起使用，以实现语法高亮、补全、转到定义和其他功能。 + +``rust-analyzer`` 需要一个配置文件， ``rust-project.json``, 它可以由 ``rust-analyzer`` +Make 目标生成。 + + +配置 +---- + +Rust支持（CONFIG_RUST）需要在 ``General setup`` 菜单中启用。在其他要求得到满足的情 +况下，该选项只有在找到合适的Rust工具链时才会显示（见上文）。相应的，这将使依赖Rust的其 +他选项可见。 + +之后，进入:: + + Kernel hacking + -> Sample kernel code + -> Rust samples + +并启用一些内置或可加载的样例模块。 + + +构建 +---- + +用完整的LLVM工具链构建内核是目前支持的最佳设置。即:: + + make LLVM=1 + +对于不支持完整LLVM工具链的架构，使用:: + + make CC=clang + +使用GCC对某些配置也是可行的，但目前它是非常试验性的。 + + +折腾 +---- + +要想深入了解，请看 ``samples/rust/`` 下的样例源代码、 ``rust/`` 下的Rust支持代码和 +``Kernel hacking`` 下的 ``Rust hacking`` 菜单。 + +如果使用的是GDB/Binutils，而Rust符号没有被demangled，原因是工具链还不支持Rust的新v0 +mangling方案。有几个办法可以解决： + + - 安装一个较新的版本（GDB >= 10.2, Binutils >= 2.36）。 + + - 一些版本的GDB（例如vanilla GDB 10.1）能够使用嵌入在调试信息(``CONFIG_DEBUG_INFO``) + 中的pre-demangled的名字。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/staging/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/staging/index.rst new file mode 100644 index 000000000000..bb55c81c84a3 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/staging/index.rst @@ -0,0 +1,26 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/staging/index.rst + +:翻译: + + 李睿 Rui Li <me@lirui.org> + +未分类文档 +========== + +.. toctree:: + :maxdepth: 2 + + xz + +TODOList: + +* crc32 +* lzo +* remoteproc +* rpmsg +* speculation +* static-keys +* tee diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/staging/xz.rst b/Documentation/translations/zh_CN/staging/xz.rst new file mode 100644 index 000000000000..211c487bcb62 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/staging/xz.rst @@ -0,0 +1,100 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/staging/xz.rst + +:翻译: + + 李睿 Rui Li <me@lirui.org> + +=================== +Linux中的XZ数据压缩 +=================== + +介绍 +==== + +XZ是一种通用的数据压缩格式，其具有高压缩率和相对快的解压速度。主要的压缩算法（ +过滤器）是LZMA2。额外的过滤器可以被用来进一步提高压缩率，比如用来提高可执行数据 +压缩率的Branch/Call/Jump (BCJ)过滤器。 + +XZ解压器在Linux中被称作XZ Embedded。它支持LZMA2过滤器和可选的BCJ过滤器，并支持 +CRC32完整性校验。你可以在XZ Embedded的主页<https://tukaani.org/xz/embedded.html> +中找到最新版本和关于在Linux内核之外使用源码的信息。 + +对于用户空间来说，XZ Utils提供了类似于zlib的压缩库和类似于gzip的命令行工具。 +XZ Utils可以从<https://tukaani.org/xz/>下载。 + +内核中的XZ相关组件 +================== + +xz_dec模块为XZ解压器提供了单次调用（缓冲区到缓冲区）和多次调用（有状态）的 +API。xz_dec模块的用法记录在include/linux/xz.h中。 + +xz_dec_test模块用于测试xz_dec。除非你想魔改XZ解压器，否则xz_dec_test是 +没有用的。xz_dec_test会动态分配一个字符设备主设备号，你可以从用户空间向它 +写入.xz文件，解压的输出会被丢弃。关注dmesg可以找到xz_dec_test输出的诊断信息。 +详细内容请查看xz_dec_test的源码。 + +为了解压内核镜像、初始ram文件系统和初始ram磁盘，lib/decompress_unxz.c实现 +了一个包装函数。它的API与其他 decompress_*.c 文件相同，那些API定义在 +include/linux/decompress/generic.h中。 + +scripts/xz_wrap.sh是一个XZ Utils中的xz命令行工具包装器。这个包装器会 +设置合适的压缩选项来压缩内核镜像。 + +在内核的makefiles中，提供了使用$(call if_needed)的两个命令。内核镜像应该 +使用$(call if_needed,xzkern)来压缩，它会使用BCJ过滤器和一个大LZMA2字典。 +它还会附加一个四字节的包含源文件大小的预告，这会在启动代码中被用到。其他文件 +应该使用$(call if_needed,xzmisc)来压缩，它会使用1 MiB的LZMA2字典并禁用 +BCJ过滤器。 + +关于压缩选项的说明 +================== + +因为XZ Embedded只支持没有完整性校验的数据流或者CRC32，请确保你在编码未来将被 +内核解码的文件时没有使用其他完整性校验方式。使用liblzma时，你需要使用LZMA_CHECK_NONE +或LZMA_CHECK_CRC32。使用xz命令行工具时，使用--check=none或--check=crc32。 + +除非有其他环节会验证解压数据的完整性，否则强烈使用CRC32。双重验证可能会浪费 +CPU周期。请注意头部总是会包含用于解压器验证的CRC32，你只能修改或禁用解压后数据 +的完整性校验方式。 + +在用户中间中，LZMA2通常使用几兆字节大小的字典。解码器需要在RAM中放置字典， +因此大字典不能被用于那些意在被内核解码的文件。1 MiB在内核中大概是可接受的最大 +字典大小（可能对初始ram文件系统也适用）。XZ Utils中的预设值可能并不适合创建 +内核文件，所以请别犹豫使用自定义设置。比如:: + + xz --check=crc32 --lzma2=dict=512KiB inputfile + +使用上面字典大小的一个例外是在单一调用模式下使用解码器。解压内核自身就是一个例 +子。在单一调用模式下，内存用量并不和字典大小有关，这种情况就是使用大字典的好地 +方：为了最大化压缩，字典至少应该和解压后的数据一样大。 + +未来计划 +======== + +如果有人认为有用的话，可能会考虑创建一个受限的XZ编码器。LZMA2的压缩速率比Deflate +或LZO等要慢，即使在最快的配置选项下。所以并不清楚LZMA2编码器是否需要并入内核。 + +有计划在解压代码中支持有限的随机访问读数据。不知道这能否在内核中有任何用，但是我 +知道这会在一些Linux内核以外的嵌入式项目中有用。 + +.xz文件格式规范的一致性 +======================= + +在一些边缘情况下，为了简化事情牺牲了尽早地检测错误。因为并不会导致安全问题，实际 +上是没有关系的。但在测试代码的时候知道这一点很好，比如测试来自XZ Utils的文件。 + +报告错误 +======== + +请在报告错误前确认是否已经在上游修复。可以从<https://tukaani.org/xz/embedded.html> +获取最新的源码。 + +可以通过联系<lasse.collin@tukaani.org>或者访问Freenode上的#tukaani +联系Larhzu。我并不经常阅读LKML或者其他内核相关的邮件列表，所以如果要告知我什么事情 +，你应该通过我的私人邮箱或者IRC联系我。 + +请不要因为内核中XZ的实现或关于XZ Utils的问题打扰Igor Pavlov。虽然这两种实现 +包含了建立在Igor Pavlov的代码上的重要源码，但并不由他维护和提供支持。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/accelerators/ocxl.rst b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/accelerators/ocxl.rst new file mode 100644 index 000000000000..845b932bf935 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/accelerators/ocxl.rst @@ -0,0 +1,168 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/userspace-api/accelerators/ocxl.rst + +:翻译: + + 李睿 Rui Li <me@lirui.org> + +===================================== +OpenCAPI （开放相干加速器处理器接口） +===================================== + +*OpenCAPI: Open Coherent Accelerator Processor Interface* + +OpenCAPI是处理器和加速器之间的一个接口，致力于达到低延迟和高带宽。该规范 +由 `OpenCAPI Consortium <http://opencapi.org/>`_ 开发。 + +它允许加速器（可以是FPGA、ASIC等）使用虚拟地址连贯地访问主机内存。一个OpenCAPI +设备也可以托管它自己的内存，并可以由主机访问。 + +OpenCAPI在Linux中称为“ocxl”，它作为“cxl”（用于powerpc的IBM CAPI接口的驱动）的 +开放、处理器无关的演进，这么命名是为了避免与ISDN CAPI子系统相混淆。 + + +高层视角 +======== + +OpenCAPI定义了一个在物理链路层上实现的数据链路层（TL）和传输层（TL）。任何 +实现DL和TL的处理器或者设备都可以开始共享内存。 + +:: + + +-----------+ +-------------+ + | | | | + | | | Accelerated | + | Processor | | Function | + | | +--------+ | Unit | +--------+ + | |--| Memory | | (AFU) |--| Memory | + | | +--------+ | | +--------+ + +-----------+ +-------------+ + | | + +-----------+ +-------------+ + | TL | | TLX | + +-----------+ +-------------+ + | | + +-----------+ +-------------+ + | DL | | DLX | + +-----------+ +-------------+ + | | + | PHY | + +---------------------------------------+ + + Processor：处理器 + Memory：内存 + Accelerated Function Unit：加速函数单元 + + + +设备发现 +======== + +OpenCAPI依赖一个在设备上实现的与PCI类似的配置空间。因此主机可以通过查询 +配置空间来发现AFU。 + +OpenCAPI设备在Linux中被当作类PCI设备（有一些注意事项）。固件需要对硬件进行 +抽象，就好像它是一个PCI链路。许多已有的PCI架构被重用：在模拟标准PCI时， +设备被扫描并且BAR（基址寄存器）被分配。像“lspci”的命令因此可以被用于查看 +哪些设备可用。 + +配置空间定义了可以在物理适配器上可以被找到的AFU，比如它的名字、支持多少内 +存上下文、内存映射IO（MMIO）区域的大小等。 + + + +MMIO +==== + +OpenCAPI为每个AFU定义了两个MMIO区域： + +* 全局MMIO区域，保存和整个AFU相关的寄存器。 +* 每个进程的MMIO区域，对于每个上下文固定大小。 + + + +AFU中断 +======= + +OpenCAPI拥有AFU向主机进程发送中断的可能性。它通过定义在传输层的“intrp_req” +来完成，指定一个定义中断的64位对象句柄。 + +驱动允许一个进程分配中断并获取可以传递给AFU的64位对象句柄。 + + + +字符设备 +======== + +驱动为每个在物理设备上发现的AFU创建一个字符设备。一个物理设备可能拥有多个 +函数，一个函数可以拥有多个AFU。不过编写这篇文档之时，只对导出一个AFU的设备 +测试过。 + +字符设备可以在 /dev/ocxl/ 中被找到，其命名为： +/dev/ocxl/<AFU 名称>.<位置>.<索引> + +<AFU 名称> 是一个最长20个字符的名称，和在AFU配置空间中找到的相同。 +<位置>由驱动添加，可在系统有不止一个相同的OpenCAPI设备时帮助区分设备。 +<索引>也是为了在少见情况下帮助区分AFU，即设备携带多个同样的AFU副本时。 + + + +Sysfs类 +======= + +添加了代表AFU的ocxl类。查看/sys/class/ocxl。布局在 +Documentation/ABI/testing/sysfs-class-ocxl 中描述。 + + + +用户API +======= + +打开 +---- + +基于在配置空间中找到的AFU定义，AFU可能支持在多个内存上下文中工作，这种情况 +下相关的字符设备可以被不同进程多次打开。 + + +ioctl +----- + +OCXL_IOCTL_ATTACH: + + 附加调用进程的内存上下文到AFU，以允许AFU访问其内存。 + +OCXL_IOCTL_IRQ_ALLOC: + + 分配AFU中断，返回标识符。 + +OCXL_IOCTL_IRQ_FREE: + + 释放之前分配的AFU中断。 + +OCXL_IOCTL_IRQ_SET_FD: + + 将一个事件文件描述符和AFU中断关联，因此用户进程可以在AFU发送中断时收到通 + 知。 + +OCXL_IOCTL_GET_METADATA: + + 从卡中获取配置信息，比如内存映射IO区域的大小、AFU版本和当前上下文的进程 + 地址空间ID（PASID）。 + +OCXL_IOCTL_ENABLE_P9_WAIT: + + 允许AFU唤醒执行“等待”的用户空间进程。返回信息给用户空间，允许其配置AFU。 + 注意这只在POWER9上可用。 + +OCXL_IOCTL_GET_FEATURES: + + 报告用户空间可用的影响OpenCAPI的CPU特性。 + + +mmap +---- + +一个进程可以mmap每个进程的MMIO区域来和AFU交互。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/ebpf/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/ebpf/index.rst new file mode 100644 index 000000000000..d52c7052f101 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/ebpf/index.rst @@ -0,0 +1,22 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/userspace-api/ebpf/index.rst + +:翻译: + + 李睿 Rui Li <me@lirui.org> + +eBPF 用户空间API +================ + +eBPF是一种在Linux内核中提供沙箱化运行环境的机制，它可以在不改变内核源码或加载 +内核模块的情况下扩展运行时和编写工具。eBPF程序能够被附加到各种内核子系统中，包 +括网络，跟踪和Linux安全模块(LSM)等。 + +关于eBPF的内部内核文档，请查看 Documentation/bpf/index.rst 。 + +.. toctree:: + :maxdepth: 1 + + syscall diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/ebpf/syscall.rst b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/ebpf/syscall.rst new file mode 100644 index 000000000000..47e2a59ae45d --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/ebpf/syscall.rst @@ -0,0 +1,29 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/userspace-api/ebpf/syscall.rst + +:翻译: + + 李睿 Rui Li <me@lirui.org> + +eBPF Syscall +------------ + +:作者: + - Alexei Starovoitov <ast@kernel.org> + - Joe Stringer <joe@wand.net.nz> + - Michael Kerrisk <mtk.manpages@gmail.com> + +bpf syscall的主要信息可以在 `man-pages`_ 中的 `bpf(2)`_ 找到。 + +bpf() 子命令参考 +~~~~~~~~~~~~~~~~ + +子命令在以下内核代码中： + +include/uapi/linux/bpf.h + +.. Links: +.. _man-pages: https://www.kernel.org/doc/man-pages/ +.. _bpf(2): https://man7.org/linux/man-pages/man2/bpf.2.html diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/futex2.rst b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/futex2.rst new file mode 100644 index 000000000000..04f9d62db1f7 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/futex2.rst @@ -0,0 +1,80 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/userspace-api/futex2.rst + +:翻译: + + 李睿 Rui Li <me@lirui.org> + +====== +futex2 +====== + +:作者: André Almeida <andrealmeid@collabora.com> + +futex，或者称为快速用户互斥锁（fast user mutex），是一组允许用户空间创建高性能同步 +机制的系统调用，比如用户空间中的互斥锁，信号量和条件变量。C标准库，如glibc，使用它作 +为实现更多高级接口的方式，如pthreads。 + +futex2是初代futex系统调用的后续版本，旨在克服原有接口的限制。 + +用户API +======= + +``futex_waitv()`` +----------------- + +等待一个futex数组，可由其中任意一个唤醒:: + + futex_waitv(struct futex_waitv *waiters, unsigned int nr_futexes, + unsigned int flags, struct timespec *timeout, clockid_t clockid) + + struct futex_waitv { + __u64 val; + __u64 uaddr; + __u32 flags; + __u32 __reserved; + }; + +用户空间设置一个struct futex_waitv数组（最多128项），设置 ``uaddr`` 为等待的 +地址， ``val`` 为期望值， ``flags`` 为指定的类型（如private）和futex的大小。 +``__reserved`` 需要置为0，但是它可用作未来扩展。指向数组第一个元素的指针作为 +``waiters`` 传递。如果 ``waiters`` 或任何的 ``uaddr`` 地址无效，将返回 ``-EFAULT`` 。 + +如果用户空间拥有32位的指针，那么需要做显式转换来保证高位清零。 ``uintptr_t`` 设计 +得很精巧，在32/64位的指针上都正常工作。 + +``nr_futexes`` 指定了数组的大小。不在[1,128]区间内的值会使系统调用返回 ``-EINVAL`` 。 + +系统调用的 ``flags`` 参数需要置0，但可用作未来扩展。 + +对于每个 ``waiters`` 数组中的项，在 ``uaddr`` 的当前值会和 ``val`` 比较。如果 +不一致，系统调用会撤销截至目前完成的所有工作，并返回 ``-EAGAIN`` 。如果所有测试 +和验证都通过，系统调用会等待直到以下情况之一发生： + +- 指定的timeout超时，返回 ``-ETIMEOUT`` 。 +- 一个信号被传递给睡眠中的任务，返回 ``-ERESTARTSYS`` 。 +- 某个列表中的futex被唤醒，返回那个被唤醒的futex的索引。 + +关于如何使用接口的例子可以在 ``tools/testing/selftests/futex/functional/futex_waitv.c`` +中找到。 + +超时 +---- + +``struct timespec *timeout`` 是一个指向绝对超时时间的可选参数。你需要在 ``clockid`` +参数中指定要使用的时钟类型。支持 ``CLOCK_MONOTONIC`` 和 ``CLOCK_REALTIME`` 。这个 +系统调用只接受64位的timespec结构体。 + +futex的类型 +----------- + +futex既可以是私有的也可以是共享的。私有用于多个进程共享同样的内存空间，并且futex的虚拟 +地址对所有进程都是一样的。这允许在内核中进行优化。要使用私有futex，需要在futex标志中指定 +``FUTEX_PRIVATE_FLAG`` 。对于那些不在同一内存空间共享的进程，可以让同一个futex拥有不同 +的虚拟地址（例如使用基于文件的共享内存），这需要不同的内部机制来使得正确进入队列。这是默认 +的行为，而且对私有futex和共享futex都适用。 + +futex可以是不同的大小：8，16，32或64位。目前只支持32位大小的futex，并且需要通过 ``FUTEX_32`` +标志指定。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/index.rst b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/index.rst new file mode 100644 index 000000000000..5dc0f2e69c17 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/index.rst @@ -0,0 +1,50 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/userspace-api/index.rst + +:翻译: + + 李睿 Rui Li <me@lirui.org> + +========================= +Linux 内核用户空间API指南 +========================= + +.. _man-pages: https://www.kernel.org/doc/man-pages/ + +尽管许多用户空间API的文档被记录在别处（特别是在 man-pages_ 项目中）， +在代码树中仍然可以找到有关用户空间的部分信息。这个手册意在成为这些信息 +聚集的地方。 + +.. class:: toc-title + + 目录 + +.. toctree:: + :maxdepth: 2 + + no_new_privs + seccomp_filter + accelerators/ocxl + ebpf/index + sysfs-platform_profile + futex2 + +TODOList: + +* landlock +* unshare +* spec_ctrl +* ioctl/index +* iommu +* media/index +* netlink/index +* vduse + +.. only:: subproject and html + + Indices + ======= + + * :ref:`genindex` diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/no_new_privs.rst b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/no_new_privs.rst new file mode 100644 index 000000000000..81bd16ce3ad2 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/no_new_privs.rst @@ -0,0 +1,57 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/userspace-api/no_new_privs.rst + +:翻译: + + 李睿 Rui Li <me@lirui.org> + +============ +无新权限标志 +============ + +execve系统调用可以给一个新启动的程序授予它的父程序本没有的权限。最明显的两个 +例子就是setuid/setgid控制程序和文件的能力。为了避免父程序也获得这些权限，内 +核和用户代码必须小心避免任何父程序可以颠覆子程序的情况。比如： + + - 程序在setuid后，动态装载器处理 ``LD_*`` 环境变量的不同方式。 + + - 对于非特权程序，chroot是不允许的，因为这会允许 ``/etc/passwd`` 在继承 + chroot的程序眼中被替换。 + + - 执行代码对ptrace有特殊处理。 + +这些都是临时性的修复。 ``no_new_privs`` 位（从 Linux 3.5 起）是一个新的通 +用的机制来保证一个进程安全地修改其执行环境并跨execve持久化。任何任务都可以设 +置 ``no_new_privs`` 。一旦该位被设置，它会在fork、clone和execve中继承下去 +，并且不能被撤销。在 ``no_new_privs`` 被设置的情况下， ``execve()`` 将保证 +不会授予权限去做任何没有execve调用就不能做的事情。比如， setuid 和 setgid +位不会再改变 uid 或 gid；文件能力不会被添加到授权集合中，并且Linux安全模块（ +LSM）不会在execve调用后放松限制。 + +设置 ``no_new_privs`` 使用:: + + prctl(PR_SET_NO_NEW_PRIVS, 1, 0, 0, 0); + +不过要小心，Linux安全模块（LSM）也可能不会在 ``no_new_privs`` 模式下收紧约束。 +（这意味着一个一般的服务启动器在执行守护进程前就去设置 ``no_new_privs`` 可能 +会干扰基于LSM的沙箱。） + +请注意， ``no_new_privs`` 并不能阻止不涉及 ``execve()`` 的权限变化。一个拥有 +适当权限的任务仍然可以调用 ``setuid(2)`` 并接收 SCM_RIGHTS 数据报。 + +目前来说， ``no_new_privs`` 有两大使用场景： + + - 为seccomp模式2沙箱安装的过滤器会跨execve持久化，并能够改变新执行程序的行为。 + 非特权用户因此在 ``no_new_privs`` 被设置的情况下只允许安装这样的过滤器。 + + - ``no_new_privs`` 本身就能被用于减少非特权用户的攻击面。如果所有以某个 uid + 运行的程序都设置了 ``no_new_privs`` ，那么那个 uid 将无法通过攻击 setuid， + setgid 和使用文件能力的二进制来提权；它需要先攻击一些没有被设置 ``no_new_privs`` + 位的东西。 + +将来，其他潜在的危险的内核特性可能被非特权任务利用，即使 ``no_new_privs`` 被置位。 +原则上，当 ``no_new_privs`` 被置位时， ``unshare(2)`` 和 ``clone(2)`` 的几个选 +项将是安全的，并且 ``no_new_privs`` 加上 ``chroot`` 是可以被认为比 chroot本身危 +险性小得多的。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/seccomp_filter.rst b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/seccomp_filter.rst new file mode 100644 index 000000000000..ede8b37c953f --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/seccomp_filter.rst @@ -0,0 +1,293 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/userspace-api/seccomp_filter.rst + +:翻译: + + 李睿 Rui Li <me@lirui.org> + +================================== +Seccomp BPF (基于过滤器的安全计算) +================================== + +*Seccomp: SECure COMPuting* + +介绍 +==== + +大量系统调用被暴露给每个用户空间进程，但其中又有许多系统调用在进程的整个生命 +周期中都没被使用。随着系统调用的改变和成熟，缺陷被找到并消除。允许某一部分应 +用程序仅能访问一部分系统调用是有好处的，这会缩小内核暴露给应用程序的面积。 +系统调用过滤器就是为这些应用程序而生的。 + +Seccomp过滤提供了一种为进程指定一个处理系统调用的过滤器的方法。这个过滤器体 +现为一个伯克利包过滤器（BPF）程序，就像套接字过滤器一样，不同在于前者处理的 +数据和正在进行的系统调用有关：系统调用号和系统调用参数。这样使用一种长期与 +用户空间和直接数据打交道的语言来表达系统调用过滤成为了可能。 + +此外，BPF让seccomp用户不再成为在系统调用干预框架（system call interposition +frameworks）中常见的检查-使用竞态攻击（TOCTOU）的受害者。BPF程序可能无法解引 +用指针，这就限制了所有过滤器仅能直接评估系统调用参数。 + +这不是什么 +========== + +系统调用过滤并不是一个沙箱。它提供了一种明确定义的机制来最小化内核暴露面。它 +旨在成为一个沙箱开发者使用的工具。除此之外，逻辑行为和信息流的策略应该结合其他 +系统加固手段或者可能由你选择的内核安全模块（LSM）来管理。易于表达的动态过滤器 +为这条路提供了更多选择（比如避免病态的大小或者选择允许 socketcall() 中的多路 +系统调用），但将其理解为更完整的沙箱解决方案是错误的。 + +用法 +==== + +添加了一个额外的seccomp模式，它可以使用和严格seccomp相同的 prctl(2) 调用来启用。 +如果架构有 ``CONFIG_HAVE_ARCH_SECCOMP_FILTER`` 标志，那么可以添加以下过滤器： + +``PR_SET_SECCOMP``: + 现在需要添加一个额外的参数来指定使用BPF程序的新过滤器。 + BPF程序将在反应系统调用号、参数和其他元数据的seccomp_data结构体之上执行。 + BPF程序必须返回允许的值之一来告知内核应该采取什么行动。 + + 用法:: + + prctl(PR_SET_SECCOMP, SECCOMP_MODE_FILTER, prog); + + 'prog' 参数是一个指向 sock_fprog 结构体的指针，其中包含了过滤器程序。如 + 果程序是无效的，该调用会返回 -1 并设置 errno 为 ``EINVAL`` 。 + + 如果 ``fork`` / ``clone`` 和 ``execve`` 被 @prog 所允许，任何子进程都将 + 受到和父进程相同的过滤器和系统调用ABI的约束。 + + 在调用之前，进程必须调用 ``prctl(PR_SET_NO_NEW_PRIVS, 1)`` 或者在它的 + 命名空间内以 ``CAP_SYS_ADMIN`` 权限运行。如果以上条件不满足，会返回 + ``-EACCES`` 。这一要求保证了过滤器程序不能用于比安装过滤器的进程拥有更高 + 权限的子进程。 + + 另外，如果 ``prctl(2)`` 被安装的过滤器所允许，就可以叠加额外的过滤器。这会增 + 加评估时间，但是可以进一步降低执行进程时的攻击面。 + +以上调用在成功时返回0，失败时返回一个非零的值。 + +返回值 +====== + +一个seccomp过滤器可能返回下列任意值。如果多个过滤器存在，评估一个指定系统调用的 +返回值总会使用最高优先级的值。（比如 ``SECCOMP_RET_KILL_PROCESS`` 总是被优先 +返回。） + +按照优先级排序，它们是： + +``SECCOMP_RET_KILL_PROCESS``: + 使得整个进程立即结束而不执行系统调用。进程的退出状态 (``status & 0x7f``) 将 + 是 ``SIGSYS`` ，而不是 ``SIGKILL`` 。 + +``SECCOMP_RET_KILL_THREAD``: + 使得线程立即结束而不执行系统调用。线程的退出状态 (``status & 0x7f``) 将是 + 是 ``SIGSYS`` ，而不是 ``SIGKILL`` 。 + +``SECCOMP_RET_TRAP``: + 使得内核向触发进程发送一个 ``SIGSYS`` 信号而不执行系统调用。 + ``siginfo->si_call_addr`` 会展示系统调用指令的位置， ``siginfo->si_syscall`` + 和 ``siginfo->si_arch`` 会指出试图进行的系统调用。程序计数器会和发生了系统 + 调用的一样（即它不会指向系统调用指令）。返回值寄存器会包含一个与架构相关的值—— + 如果恢复执行，需要将其设为合理的值。（架构依赖性是因为将其替换为 ``-ENOSYS`` + 会导致一些有用的信息被覆盖。） + + 返回值的 ``SECCOMP_RET_DATA`` 部分会作为 ``si_errno`` 传递。 + + 由seccomp触发的 ``SIGSYS`` 会有一个 ``SYS_SECCOMP`` 的 si_code 。 + +``SECCOMP_RET_ERRNO``: + 使得返回值的低16位作为errno传递给用户空间，而不执行系统调用。 + +``SECCOMP_RET_USER_NOTIF``: + 使得一个 ``struct seccomp_notif`` 消息被发送到已附加的用户空间通知文件描述 + 符。如果没有被附加则返回 ``-ENOSYS`` 。下面会讨论如何处理用户通知。 + +``SECCOMP_RET_TRACE``: + 当返回的时候，这个值会使得内核在执行系统调用前尝试去通知一个基于 ``ptrace()`` + 的追踪器。如果没有追踪器， ``-ENOSYS`` 会返回给用户空间，并且系统调用不会执行。 + + 如果追踪器通过 ``ptrace(PTRACE_SETOPTIONS)`` 请求了 ``PTRACE_O_TRACESECCOMP``， + 那么它会收到 ``PTRACE_EVENT_SECCOMP`` 通知。BPF程序返回值的 ``SECCOMP_RET_DATA`` + 部分会通过 ``PTRACE_GETEVENTMSG`` 提供给追踪器。 + + 追踪器可以通过改变系统调用号到-1来跳过系统调用。或者追踪器可以改变系统调用号到 + 一个有效值来改变请求的系统调用。如果追踪器请求跳过系统调用，那么系统调用将返回 + 追踪器放在返回值寄存器中的值。 + + 在追踪器被通知后，seccomp检查不会再次运行。（这意味着基于seccomp的沙箱必须禁止 + ptrace的使用，甚至其他沙箱进程也不行，除非非常小心；ptrace可以通过这个机制来逃 + 逸。） + +``SECCOMP_RET_LOG``: + 使得系统调用在被记录之后再运行。这应该被应用开发者用来检查他们的程序需要哪些 + 系统调用，而不需要反复通过多个测试和开发周期来建立清单。 + + 只有在 actions_logged sysctl 字符串中出现 "log" 时，这个操作才会被记录。 + +``SECCOMP_RET_ALLOW``: + 使得系统调用被执行。 + +如果多个追踪器存在，评估系统调用的返回值将永远使用最高优先级的值。 + +优先级只通过 ``SECCOMP_RET_ACTION`` 掩码来决定。当多个过滤器返回相同优先级的返回 +值时，只有来自最近安装的过滤器的 ``SECCOMP_RET_DATA`` 会被返回。 + +隐患 +==== + +最需要避免的隐患是在过滤系统调用号时却不检查架构值。因为在任何支持多个系统调用 +约定的架构上，系统调用号可能根据具体调用而不同。如果不同调用约定中的调用号有重叠， +那么过滤器的检查可能被滥用。请总是检查架构值！ + +例子 +==== + +``samples/seccomp/`` 文件夹包含了x86专用和更通用的使用高层宏接口来生成BPF程序的 +例子。 + +用户空间通知 +============ + +``SECCOMP_RET_USER_NOTIF`` 返回值会让seccomp过滤器传递一个特定的系统调用给用户 +空间处理。这可能会对像容器管理器的程序有用，它们希望拦截特定的系统调用（如 ``mount()``， +``finit_module()`` 等等）并改变其行为。 + +传递 ``SECCOMP_FILTER_FLAG_NEW_LISTENER`` 参数给 ``seccomp()`` 系统调用可以取 +得通知文件描述符： + +.. code-block:: c + + fd = seccomp(SECCOMP_SET_MODE_FILTER, SECCOMP_FILTER_FLAG_NEW_LISTENER, &prog); + +成功情况下会返回一个对过滤器监听的文件描述符，然后可以通过 ``SCM_RIGHTS`` 或类似 +的方式传递。需要注意的是，过滤器文件描述符针对的是一个特定的过滤器而不是特定的进程。 +所以如果这个进程后来fork了，来自两个进程的通知都会出现在同一个过滤器文件描述符中。 +对于过滤器文件描述符的读写也是同步的，所以一个过滤器文件描述符可以安全地拥有多个读者。 + +seccomp通知文件描述符由两个结构体组成： + +.. code-block:: c + + struct seccomp_notif_sizes { + __u16 seccomp_notif; + __u16 seccomp_notif_resp; + __u16 seccomp_data; + }; + + struct seccomp_notif { + __u64 id; + __u32 pid; + __u32 flags; + struct seccomp_data data; + }; + + struct seccomp_notif_resp { + __u64 id; + __s64 val; + __s32 error; + __u32 flags; + }; + +``struct seccomp_notif_sizes`` 结构体可以用于确定seccomp通知中各种结构体的大小。 +``struct seccomp_data`` 的大小可能未来会改变，所以需要使用下面的代码： + +.. code-block:: c + + struct seccomp_notif_sizes sizes; + seccomp(SECCOMP_GET_NOTIF_SIZES, 0, &sizes); + +来决定需要分配的多种结构体的大小。请查看 samples/seccomp/user-trap.c 中的例子。 + +用户可以通过 ``ioctl(SECCOMP_IOCTL_NOTIF_RECV)`` (或 ``poll()``) 读取seccomp +通知文件描述符来接收一个 ``struct seccomp_notif`` ，其中包含五个成员：结构体的 +输入长度，每个过滤器唯一的 ``id`` ， 触发请求进程的 ``pid`` （如果进程的pid命名空 +间对于监听者的pid命名空间不可见的话，可能为0）。通知还包含传递给seccomp的 ``data`` +和一个过滤器标志。在调用ioctl前结构体应该被清空。 + +之后用户空间可以根据这些信息决定做什么，并通过 ``ioctl(SECCOMP_IOCTL_NOTIF_SEND)`` +发送一个响应，表示应该给用户空间返回什么。 ``struct seccomp_notif_resp`` 的 ``id`` +成员应该和 ``struct seccomp_notif`` 的 ``id`` 一致。 + +用户空间也可以通过 ``ioctl(SECCOMP_IOCTL_NOTIF_ADDFD)`` 向通知进程添加文件描述 +符。 ``struct seccomp_notif_addfd`` 的 ``id`` 成员应该和 ``struct seccomp_notif`` +的 ``id`` 保持一致。 ``newfd_flags`` 标志可以被用于在通知进程的文件描述符上设置 +O_CLOEXEC 等标志。如果监督者（supervisor）向文件描述符注入一个特定的数字，可以使用 +``SECCOMP_ADDFD_FLAG_SETFD`` 标志，并设置 ``newfd`` 成员为要使用的特定数字。 +如果文件描述符已经在通知进程中打开，那它将被替换。监督者也可以添加一个文件描述符， +并使用 ``SECCOMP_ADDFD_FLAG_SEND`` 标志原子响应，返回值将是注入的文件描述符编号。 + +通知进程可以被抢占，导致通知被终止。这可能在尝试代表通知进程执行长时间且通常可重试 +（如挂载文件系统）的操作时导致问题。另外，在安装过滤器的时候， +``SECCOMP_FILTER_FLAG_WAIT_KILLABLE_RECV`` 可以被设置。这个标志使得当监督者收到用 +户通知时，通知进程会忽略非致命信号，直到响应被发送。在用户空间收到通知之前发出的信号 +将被正常处理。 + +值得注意的是， ``struct seccomp_data`` 包含了系统调用寄存器参数的值，但是不包含指向 +内存的指针。进程的内存可以通过 ``ptrace()`` 或 ``/proc/pid/mem`` 由合适的特权跟踪 +访问。但是，需要注意避免之前提到的TOCTOU攻击：所有从被跟踪者内存中读到的参数都应该先 +读到追踪器的内存中，再做出策略决定。这样就可以对系统调用的参数做原子决定。 + +Sysctls +======= + +Seccomp的sysctl文件可以在 ``/proc/sys/kernel/seccomp/`` 文件夹中找到。这里有对文件 +夹中每个文件的描述： + +``actions_avail``: + 以字符串形式保存seccomp返回值（参考上文的 ``SECCOMP_RET_*`` 宏）的只读有序 + 列表。从左往右按照最少许可返回值到最多许可返回值排序。 + + 这个列表代表了内核支持的seccomp返回值集合。一个用户空间程序可以使用这个列表来在 + 程序建立时确定在 ``seccomp.h`` 中找到的动作是否和当前运行内核实际支持的动作有所 + 不同。 + +``actions_logged``: + 允许被记录的seccomp返回值（参考上文的 ``SECCOMP_RET_*`` 宏）的可读写有序列表。 + 对文件写入不需要是有序的，但从文件读取将采用与actions_avail sysctl一致的方式排序。 + + ``allow`` 字符串在 ``actions_logged`` sysctl中不被接收，因为不可能记录 + ``SECCOMP_RET_ALLOW`` 动作。尝试向sysctl写入 ``allow`` 会导致返回一个EINVAL。 + +添加架构支持 +============ + +请查看 ``arch/Kconfig`` 了解权威要求。总的来说如果一个架构同时支持ptrace_event和 +seccomp，那么它将可以通过较小的修改支持seccomp过滤器： ``SIGSYS`` 支持和seccomp +返回值检查。然后必须将 ``CONFIG_HAVE_ARCH_SECCOMP_FILTER`` 添加到它的架构特定 +的Kconfig中。 + +注意事项 +======== + +vDSO可能导致一些系统调用完全在用户空间中运行，当你在不同机器上跑程序时可能导致回退 +到真正系统调用的意外发生。为了在x86上最小化这些意外的发生，请确保你在测试时把 +``/sys/devices/system/clocksource/clocksource0/current_clocksource`` 设置为 +``acpi_pm`` 之类的值。 + +在x86-64上，vsyscall模拟默认开启。（vsyscalls是vDSO调用的传统变体。）目前，模拟 +vsyscalls会遵守seccomp，但是有一些奇怪情况： + +- ``SECCOMP_RET_TRAP`` 的返回值会设置一个指向给定vsyscall入口的 ``si_call_addr``， + 而不是'syscall'指令之后的地址。任何想重新开始调用的代码都需要注意 (a) ret指令 + 已被模拟，(b) 试图恢复系统调用将再次触发标准vsyscall模拟安全检查，使得恢复系统 + 调用在大部分情况下没有意义。 + +- ``SECCOMP_RET_TRACE`` 的返回值将像往常一样给追踪器发出信号，但是系统调用可能不能 + 使用orig_rax寄存器改变为另一个系统调用。可能只能改变为-1来跳过当前模拟的调用。 + 任何其他改变都可能终止进程。追踪器看到的rip值将是系统调用的入口地址；这和正常行为 + 不同。追踪器禁止修改rip或者rsp。（不要依赖其他改变来终止进程，它们可能正常工作。 + 比如在一些内核中，选择一个只存在于未来内核中的系统调用将被正确模拟，返回一个 + ``-ENOSYS`` 。） + +要检测这个古怪的行为，可以检查 ``addr & ~0x0C00 == 0xFFFFFFFFFF600000``。（对于 +``SECCOMP_RET_TRACE`` ，使用rip。对于 ``SECCOMP_RET_TRAP`` ，使用 +``siginfo->si_call_addr`` 。）不要检测其他条件：未来内核可能会改进vsyscall模拟， +当前内核在vsyscall=native模式下会有不同表现，但在这些情况下， ``0xF...F600{0,4,8,C}00`` +处的指令将不是系统调用。 + +请注意，现代系统根本不可能使用vsyscalls —— 它们是一种遗留功能，而且比标准系统调用 +慢得多。 新的代码将使用vDSO，而vDSO发出的系统调用与正常的系统调用没有区别。 diff --git a/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/sysfs-platform_profile.rst b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/sysfs-platform_profile.rst new file mode 100644 index 000000000000..7d21740db125 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/zh_CN/userspace-api/sysfs-platform_profile.rst @@ -0,0 +1,40 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 +.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst + +:Original: Documentation/userspace-api/sysfs-platform_profile.rst + +:翻译: + + 李睿 Rui Li <me@lirui.org> + +========================================================== +平台配置文件选择（如 /sys/firmware/acpi/platform_profile） +========================================================== + +现代系统中平台性能、温度、风扇和其他硬件相关的特性通常是可以动态配置的。平台 +配置通常会根据当前的状态由一些自动机制（很可能存在于内核之外）来自动调整。 + +这些平台自动调整机制通常能够被配置成多个平台配置文件中的一个，要么偏向节能运 +行，要么偏向性能运行。 + +platform_profile属性的目的是提供一个通用的sysfs API来选择这些平台自动配置 +机制的配置文件。 + +需要注意的是，这个API只能用作选择平台配置文件，用来监测所产生的性能特征并不 +是其目标。监测性能最好使用设备/供应商提供的工具，比如turbostat。 + +具体来说，当选择高性能配置文件时，真实能达到的性能可能受制于多种因素，比如： +其他组件的发热，房间温度，笔记本底部的自由空气流动等。让用户空间知道任何阻碍 +达到要求性能水平的局部最优条件，显然不是这个API的目标。 + +由于数字本身并不能代表一个配置文件会调整的多个变量（功耗，发热等），这个API +使用字符串来描述多种配置文件。为了保证用户空间能够获得一致的体验， +sysfs-platform_profile ABI 文档定义了一个固定的配置文件名集合。驱动程序 +*必须* 将它们内置的配置文件表示映射到这个固定的集合中。 + +如果映射时没有很好的匹配，可以添加一个新的配置文件名称。驱动希望引入的新配置 +文件名称时必须： + + 1. 解释为什么无法使用已有的配置文件名称。 + 2. 添加一个新的配置文件名称，以及预期行为的清晰描述，保存到 + sysfs-platform_profile ABI文档中。 |