继《》、《》、《》之后，知名 Linux 内核一线开采者，经典册本《Linux 建造驱动开采详解》作家宋宝华素养又给各人带来了 2025 年 Linux 内核开采中，十个最典型的patchset，为各人呈现干货满满的硬核时期年货。

作家 | 宋宝华 责编 | 张红月

出品 | CSDN（ID：CSDNnews）

从未来起，作念一个幸福的东谈主。喂马，劈柴，周游宇宙。从未来起，暖热食粮和蔬菜。我有一所屋子，面朝大海，百鸟争鸣。 ——海子《面朝大海，百鸟争鸣》

2026 农历新年的钟声行将敲响，在这全球共庆的跨年时刻，Linux 内核年度十大时期立异清点如约而至。

回望已往的一年，往常的日子里夹杂着些许苦涩与无奈。每一个微小的个体，不管心中藏着怎样的追到或昂然，皆让它随风而去吧。新的一年里，纵令现实仍有诸多敛迹，也愿各位心底决然面朝大海，百鸟争鸣。

已往的一年，内核开采者们日旰忘食地千里浸在代码的纵情宇宙中，不停提交patch，股东 Linux 内核前行。

本文将清点其中最具代表性的十个 patchset:

1

slab per-CPU cache机制：Sheaves(一捆)和barns(谷仓)

2

sched_ext: cgroup sub-scheduler支抓

3

代理奉行proxy-execution以科罚优先级翻转

4

swap table替代xarray

5

TCP零拷贝发送DMABUF

6

调度器时分片膨胀time slice extension

7

multi-kernel

8

io_uring的积贮零拷贝收包

9

io_uring dmabuf读写支抓

10

dmem cgroup

底下逐个张开刻画。

slab per-CPU cache 机制：Sheaves(一捆)和barns(谷仓)

内存料理的 buddy 是有 pcp(Per-CPU Page frame cache) 的，针对 buddy 肯求和开释的内存，治愈一定量的 Per-CPU 的 free 内存 list，以减小每次皆从底层 buddy 获取、开释 pages 的锁竞争：

对于 Linux 内核 kmalloc/kfree 底层的 slab，试验上咱们也需要访佛的 per-CPU 机制，来减小 object 肯求和开释时候跨 CPU 的锁竞争和跨 CPU 的 cache 同步等支出。Vlastimil Babka 的 patchset，把“农场”的 Sheaves 和 Barns 认识借用到内核中，以支抓 slab 的 per-CPU cache 才气。

(图源：https://www.reddit.com/r//comments/1nd8hav/what_that_means/)

Sheaves（束/捆）

字面兴味是“麦束”或“一捆”，内核中指每个 CPU 土产货的一小批 slab object缓存，用于加速土产货分派/开释，减少锁竞争。是一种per‑CPU 对象缓存，用来快速恬逸分派和开释请求。每个 CPU 治愈两个小缓存（主 sheaf 和备用 sheaf），只须其中有对象，就成功复返/放回，无须去拜访全局 slab 页或锁住别东谈主，从而提高性能。分派/开释 object 大多数情况下是土产货、无锁的操作。

Barns（谷仓/仓库）

字面兴味是“谷仓”或“仓库”，内核中指全局 slab 池（然则是按照NUMA来料理的），供各个 CPU 的 sheaves 补充或回收，其功能是保证全局内存均衡，处理 sheaves 空或满的情况。barn 里有两类部队：full（装满对象的 sheaf）和empty（空 sheaf），方便快速交换。

当某个 CPU 的 sheaves满了或空了时，才波及到barn（谷仓）：

空 sheaves：淌若分派时 sheaves 空了，CPU 会尝试从barn取一个 full sheaf。

满 sheaves：开释时 sheaves 皆满了，会往 barn 里放一个 full sheaf 或把 sheaf 里的对象回写 slab 页面。

sched_ext: cgroup sub-scheduler 支抓

这个 patchset 来自 Tejun Heo，为 sched_ext 增多了基于 cgroup 的子调度器（sub-scheduler）支抓，使多个 BPF 调度器不错按 cgroup 层级结构协同最先：父调度器负责在不同 cgroup（佃户/分区）之间分派 CPU 资源，子调度器负责各自 cgroup 里面的任务调度。这么系统就能按 workload 分区部署不同调度计策，恬逸多佃户奇迹器和混部场景下对互异化调度（如延伸优先、迷糊优先等）的需求。比如不同的业务类型需求不相似，不错构成如基档次化的调度系统：

上图中，数据库系统的调度器能够明白查询的优先级和锁抓有者的蹙迫性（criticality）。编造机料理要津（VMM）不错与编造机里面的调度器协同，并智能地安排 vCPU 的位置。游戏引擎的调度器则知谈渲染的截止时分，以及哪些线程对延伸明锐（latency-critical）。

每个 cgroup 可绑定一个 scheduler，父 scheduler 通过 dispatch 驱动子 scheduler 得回 CPU 时分，从而形成自顶向下的带宽分派 + 组内调度两级（或多级）结构，咫尺适度最大深度SCX_SUB_MAX_DEPTH = 4，刺眼调度旅途过深、复杂度失控。

父 scheduler 在ops.dispatch()里面决定哪个子 scheduler 最先以及给几许 CPU 时分。每个 sub-scheduler 皆是沉寂实例，治愈我方的最先参数，典型包括：默许时分片（time slice）、watchdog（卡死检测）、bypass mode（旁路口头）、土产货 DSQ / runqueue 状况，因此，每个 cgroup可能成为一个沉寂调度域。父 scheduler的ops.dispatch()不错调用scx_bpf_sub_dispatch()来触发子调度器的 dispatch，child 再选具体 task 最先。

tj 的 patchset 一共 34 个 patch：

代理奉行 proxy-execution 以科罚优先级翻转

如下图，P2 求 P1 的抓有的锁，然则 P1 因为被霸占（时分片花消等原因）拿不到 CPU，从而 P2 要等很久才拿到锁，变成用户层面的卡顿体验。

代理奉行的逻辑是，在调度层面把调度高下文和奉行高下文分开。假定 P2 高下求锁而不得的时候，它会在它的 task_struct 里面纪录 block_on 什么任务上头，在这里是 P1，于是 P2 会把我方的时分（调度高下文）“捐献”给 P1 去跑，P1 用 P2 捐献给我方的时分奉行 P1 的代码（奉行高下文）。

如上图所示，咫尺 P2 把时分捐给 P1 后，很快 P1 就把锁开释了。关联词，妖魔皆在细节里，试验上，这里面有一些复杂的问题：

1. P2 把时分捐给 P1 后，P1 最先的过程中说不定会条款抓有第 2 个锁恭候，因此再次梗阻；显然咱们需要把这个捐赠的过程变成一个链条。

2. P1 和 P2 可能不在一个 CPU 上，不在一个 runqueue 上头，跨国没法捐。是以咱们很可能要把 P2 的调度高下文先迁徙到 P1 上头去给 P1。

咫尺 6.17 合入的是一个 baby step，支抓 P1 和 P2 本人在一个 CPU 上的时候的代理奉行，咫尺显然莫得试验兴味兴味，因为哪怕手机独一 8 个核，P1 和 P2 在合并个 CPU 的契机也很飘渺。然则，基于社区迭代开采的经过兴味兴味上来讲，这是极其首要的一个进展，它为 proxy execution 的将来开启了一扇大门。 对于 Donor Migration 的支抓，已成为一个单独的 patchset 来开采和 review。

proxy execution 主要由 Google 的 John Stultz 指导开采，由多名 developer 合伙孝敬，其首要主义在于改善 Android 系统的用户体验。

swap table 替代 xarray

swap table 本色上是一种替代咫尺 xarray 料理样式的，更精辟、更高性能的 swapcache 完了。

在 Linux 内核中，咱们用 xarray 来刻画一个文献的 pagecache 掷中情况。比如一个很大的文献，在 pagecache 中只掷中了很少的页。拿到相应位置的文献 offset，则可通过 xarray 树形结构的逐级查询(访佛多级页表从编造地址到物理地址的样式)来获知这些掷中页的指针，而其他绝大多数区间由于未在 pagecache 掷中，并不需要在 xarray 上分派出元数据。

在 Linux 内核的完了中，针对匿名页，也存在一种与文献页的 pagecache 访佛的东西，叫 swapcache。swapcache 可简略明白为一张表，给到一个 offset，不错查询到对应 swap slot，是否在内存也有副本，淌若有，副本是哪一个 page。

在 swapcache 的料理上，Linux 内核接受了与文献页 page cache 料理相似的作念法，以致底层 swapcache 的查询 API 皆波折是文献的 API：

咫尺 Linux 内核把 swap 分区/文献的每 64MB 组织为一个 address_space，每 64MB 动作 1 个 xarray 来刻画。

swap 相对文献其实是有显贵区别的：

1. swap 分区/文献的数目是相对有限的，通常即是 1 个，常见的设立也很难突出 4、5 个。不像文献，可能千千万万无数个。

2. swap 的大小相对来说是固定的，可测度的。比如开机设立好了，就基本不动了。 不像文献，有大有小，大则几许个 T，小则几许个 B，丰富多采。

3. swap 的拜访模子相对可控，针对特定的 workload 场景，有几许 swap 空间会被用到，相对来说是可测度的。

这为 swapcache 的至简化联想创造了可能性， swap table 的联想和完了出身了 。

假定一个swap分区是 2GB，咱们先把这 2GB swap 空间按照 2MB 拆分为cluster：

而每个 cluster 里面则有 512 个 swap slot。

swap table 的联想理念荒谬简略，它为每个 cluster 给出 512 个 unsigned long 型数据，这个 unsigned long 数据不错存放 swapcache 掷中的 page(咫尺咱们或可别扭地名称它为“folio”)的指针，或者是 shadow（用于 refault 机制），真钱投注app平台或者是 NULL。

}

这么，对于 64 位的 arm64， x86_64 等 arch 而言，每个 cluster 的 swap table 占据的内存恰巧是 4KB。

字据 swap offset，咱们通过它的高位不错找到它属于哪个 cluster，而通过它的低位不错找到它对应 512 个 slot 里面的哪一个 slot：

}

由此可见，这个检索过程是相对于 xarray 而言是更快的，相对于 xarray 原先的 O(logN)，咫尺可觉得是 O(1)。原先 swapcache 固然限制了每个 address_space 的大小为 64MB，然则树的深度如故不错达到 3 级的。

另外，由于一个 cluster 的 swap table 的内存皆聚合在合并个 page 里面，当 swap out 密集发生在合并个 cluster 的时候，它能发挥出更强的 locality 局部性，有哄骗减小 cache miss 等。xarray 的树形结构以及基于 slab 的内存料理样式，则更可能在多个 page 里面来往进步拜访。

xarray 的树料理一个更浩荡的规模，每个 address_space 为 64MB，这意味着，会跨越多个 cluster，64MB 的规模需要妥洽料理和加锁，况且 cluster 里面的拜访也需要 cluster lock。而 swap table，本人不会垮 cluster，仅在一个 cluster 里面拜访，只需要对 2MB 的 cluster 本人加锁。由此去掉了原先料理 xarray 树形结构的锁需求。

终末，大路至简，swap table 这种访佛数组的联想念念路，写出来的代码东谈主东谈主皆能看得懂。

对于 swap table 内存占用方面的优化，在[PATCH 8/9] mm， swap: implement dynamic allocation of swap table 中，Chris 和 Kairui 试验安排了 swap table 的动态开释，在一个 cluster 里面的 512 个 slot 皆没东谈主用的时候，这个 cluster 的 swap table 不错开释。

由于 swap table 的显贵上风开首于查询旅途的裁汰、locality 的擢升、lock contention 的减小，相对 xarray 加速了 swapcache 的查询、修改等操作，属于基础设施的改善，其上风在奇迹器等场景会呈现较大的实用价值，对一些要害业务的迷糊量带来擢升。

TCP 零拷贝发送 DMABUF

Device Memory TCP (devmem TCP)完成了 2 个谋划：

通过积贮发送建造 memory。底层的建造 memory 接受 dma-buf 机制；

通过积贮继承建造 memory 并成功存入土产货的建造 memory。

因此，它是一种 Direct-to-device 的积贮门径。

咱们知谈 dma-buf 提供了一种本机里面建造与建造、建造与建造分享内存的门径，之前笔者也曾在《)》中有论说。简略地来说，dma_buf 不错完了 buffer 在多个建造的分享，应用不错把一派底层驱动 A 的 buffer 导出到用户空间成为一个 fd，也不错把 fd 导入到底层驱动 B。天然，淌若进行 mmap() 得到编造地址，CPU 亦然不错在用户空间拜访到也曾得回用户空间编造地址的底层 buffer 的。

devmem TCP 试验上把 dma-buf 的传输膨胀到积贮上并非本机的建造、CPU 之间了。由于是 A 机器的 dma-buf 送到 B 机器的 dma-buf，这么幸免了建造的 dma-buf 和 host buffer 之间的拷贝。

跨节点的 device 到 device 的传输，不才面的一些应用场景中可能受益：

散布式试验，即在不同主机上的机器学习加速器（如GPU）之间交换数据。

散布式 raw block storage 应用与良友 SSD 传输多半数据。其中大部分数据不需要主机处理。

联系的 patchset 主要由 Google 的 Mina Almasry 完成，Linux 6.12 中支抓了 rx，而 6.16 内核中，也支抓了 TCP dmabuf 的 tx 旅途。继承端的网卡应支抓 header 的自动分辨，况且支抓 flow steering 、RSS，确保谋划是 devmem 的积贮包能流向正确的 RX queue。

调度器时分片膨胀 time slice extension

想象用户态的线程 A 拿到了 spinlock，由于用户态 spinlock 并不会像内核态 spinlock 那样辞让霸占，十足有可能线程 B 霸占线程 A，线程 B 可能最先很久，而假定线程 C 需要恭候线程 A 的 spinlock 开释，这个 C 的恭候可能口角常长的。

淌若咱们提供一个机制，比如线程 A 拿到了 spinlock，在 critical section 里面奉行的过程中，若发生时分片用完或者其他什么事情要霸占 A，调度器不错膨胀少量点时分片给 A，比如 50 好意思妙内让 A 不被霸占，则线程 A 约略率不错奉行完 critical section，从而笼罩一系列问题。而具体膨胀时分片的长度则可由新增的 rseq_slice_extension_nsec 这个 sysctl 决定。

用户空间线程通过 prctl() 显式地告诉内核，它需要时分片膨胀：

prctl(PR_RSEQ_SLICE_EXTENSION， PR_RSEQ_SLICE_EXTENSION_SET， +          PR_RSEQ_SLICE_EXT_ENABLE， 0， 0);

有一个 per-cpu 的 Restartable sequences（简称rseq）供用户态和内核态交互，需要时分片膨胀的一个典型的用户态伪代码如下：

淌若线程通过 prctl() 启用了该机制，就不错把 rseq::slice_ctrl::request 设为 1 来请求延长刻下时分片。当线程被中断且内核因此产生从头调度请求时，内核看到了用户态确立了 rseq::slice_ctrl::request =1，它可能选拔不立即把线程换下 CPU，而是批准一次 rseq_slice_extension_nsec 时分片膨胀并成功复返用户态接续奉行。

当内核容或时分片膨胀时，会把 rseq::slice_ctrl::request 清零，并将 rseq::slice_ctrl::granted 置为 1，暗意膨胀已批准；淌若在膨胀之后线程仍然被resched（被换下 CPU），内核会再把 granted 位清零，用来示知用户态此次膨胀也曾收尾或失效。

基于 RSEQ 的时分片膨胀使命，主要由 Thomas Gleixner 和 Peter Zijlstra 完成。

multi-kernel

Cong Wang 在 LKML 发送了一个 RFC 序列，支抓 multi-kernel。multi-kernel 与容器、hypervisor 皆有本色不同，它在合并台机器上并行最先多个 Linux kernel，每个 kernel 独占一部分硬件，并通过音书通讯协调。

在 Cong Wang 提议的门径中，host kernel 料理 spawn kernel。

Host kernel 负责：硬件资源料理、创建 / 松手子 kernel、跨 kernel 协调。Spawn kernel 负责跑应用、具备沉寂调度 / 内存 / IO 并与其他 kernel 破损。Cong Wang 的 multi-kernel 完了不错笼统为：

用 kexec 在同机启动多个 Linux

用 CPU / 内存 / IO 硬件分区作念破损

用 IPI + 分享内存通讯

用 hotplug + DT overlay 动态调资源

用硬件 queue 切分 IO

每 workload 跑定制 kernel

这个 multi-kernel 决策将来会走向何方、能否在 Linux 内核上游社区引起裕如关注和插足，皆会是很值得不雅察的看点。

io_uring 的积贮零拷贝收包

由 Pavel Begunkov 和 David Wei 完成的使命，风雅合入 Linux 内核 6.15，为 io_uring 增多了零拷贝继承（zero-copy receive）支抓，使数据能够成功批量、快速地继承并写入应用要津内存，而无需再从内核内存中拷贝一份。

io_uring 的零拷贝与 DPDK 有很大不同，DPDK 十足 bypass 了内核，而 io_uring 这种内核为 userspace 提供的 async I/O 口头，则仍然重用了内核的积贮机制，如下图，鉴戒硬件的支抓，payload 被硬件成功 DMA 到 userspace 的 buffers。

io_uring 提供了一种“羼杂旁路（hybrid bypass）”机制：在保抓与 Linux 内核体系细致集成的同期，完了了显贵的性能擢升。比较 DPDK 这种十足旁路（full bypass）决策，它在使用上愈加浅易，对现有系统的侵入性也更低。

它的系数使命经过如下：

在 io_uring中，用户和内核通过 2 个 queue 交互：SQ（Submission Queue）、CQ（Completion Queue）。

由于 DMA 要成功往 userspace 的 buffers 里面传输数据，是以 buffer 需要在内核 pin 住，联系 API 是：io_uring_register_buffers()。

与前边的 devmem TCP 相似，该机制也依赖于硬件的报文头/数据分辨（header/data split）、流量指导（flow steering）以及 RSS（继承端膨胀），以确保数据包头部保留在内核内存中，而独一谋划流量才会被导向设立为零拷贝的硬件继承部队。

io_uring dmabuf 读写支抓

这个 patchset 试图让存储建造（如 NVMe）不错成功 DMA 到 dmabuf 所代表的内存，而不是走用户页缓存 / copy 旅途。

用户态发起：

    { dma_buf_fd， file_fd });

即：

提供 dmabuf fd

提供谋划 file fd（如 nvme block）

发起读：

io_uring_prep_read_fixed(...， reg_buf_idx);

慎重这套才气不是给通用文献 I/O 准备的，而是给高性能数据管线 / 建造纵贯 pipeline 用的，不是 ext4 / f2fs 等文献读写。

该 patchset 把 dmabuf 封装成一种可被 block 层提交和 DMA 的 buffer 类型，让存储建造不错成功对 dmabuf 作念 DMA。主要完了旨趣（4 步）:

A.注册：dmabuf → dma_token

用户用 dmabuf fd 注册 io_uring buffer 时：

dma_buf_get()

dma_buf_attach(target_device)

dma_buf_map_attachment()

→ stable

然后封装成一个里靠近象：dma_token，它代表一块可 DMA 的分享内存。

B. 提交 IO：新 iterator 类型

新增一种 buffer 迭代器：ITER_DMA_TOKEN

提交 read/write 时：

SQE → dma_token → iov_iter

让 block 层识别这是 dmabuf，而不是用户页。

C. 构建 bio / request

block 层纠正后不错：

bio → dma_token → sg_table

不再依赖 page，而是成功用 dmabuf 的 scatter-gather 表。

D. Driver DMA

以 NVMe 为例：

sg_table → PRP / SGL → device DMA → dmabuf

完了有储建造成功 DMA 到 dmabuf 内存。

dmem cgroup

在较早的内核中，cgroup 也曾不错料理普通系统内存（RSS、swap 等），但短缺针对 GPU / 加速器建造内存的妥洽计量与限制机制。

dmem cgroup 是用来对“建造专有内存（device memory）”作念资源破损与计量的 cgroup 适度器。它管的不是普通 DRAM，而是 GPU、accelerator 和其他的 device 土产货内存。dmem cgroup 主义在于：

让 cgroup 能统计建造内存使用量；

能针对这些内存确立 min/low/max 限制；

能在资源过度使用时作念 eviction（回收/终结）

在 Linux 6.14 中，DMEM cgroup 支抓也曾集成到 Intel Xe 内核图形驱动中，用于字据 cgroup 层级限制显存（vRAM）的使用。这个用于显存内存计数的 DMEM cgroup 代码，也不错“沉静地”被其他依赖 TTM（Translation Table Maps）进行内存料理的内核图形驱动复用。

dmem 的 cgroup 接口如下：

dmem.current：刻下 cgroup 使用的 device memory 字节数；

dmem.max， dmem.min， dmem.low： nested-keyed（支抓层级键值），用于设立不同 cgroup 的内存资源限制；

dmem.capacity：走漏该内存区域的最大容量，仅存在于 root。

dmem 的系数完了旨趣如下：

作家简介

宋宝华，经典念书《Linux建造驱动开采详解》作家。Linux 干线内核dma-mapping benchmark、SWAP、THP 的治愈者或审核者，累计给 Linux 干线内核孝敬数百个补丁。在 Linux 调度器、内存料理、ARM arch、DMA、中断、驱动等规模有往常的孝敬，是 SCHED_CLUSTER、PER_NUMA CMA、zswap 硬件压缩解压、ARM64 TLB batch unmap、swap entries 批量 unmap、mTHP swap-in、madvise PER_VMA lock 等特质的 author 或 co-author。

参考文献：

[1]slab sheaves和barns

https://lore.kernel.org/linux-mm/20260123-sheaves-for-all-v4-0-041323d506f7@suse.cz/

[2]sched-ext sub-schedulers:

https://lore.kernel.org/lkml/20260121231140.832332-1-tj@kernel.org/

[3]代理奉行Proxy Execution:

https://lwn.net/ml/all/20250712033407.2383110-1-jstultz@google.com/

https://lwn.net/ml/all/20250722070600.3267819-1-jstultz@google.com/

[5]scheduler时分片膨胀：

https://lore.kernel.org/lkml/20251215155615.870031952@linutronix.de/

[6]tcp dmabuf tx零拷贝：

https://lore.kernel.org/netdev/20250508004830.4100853-1-almasrymina@google.com/

[7] io_uring zero_copy rx:

https://lwn.net/Articles/1004591/

[8] io_uring file->dmabuf:

https://lore.kernel.org/all/cover.1763725387.git.asml.silence@gmail.com/

[9]dmem cgroup:

https://lore.kernel.org/lkml/20241204134410.1161769-1-dev@lankhorst.se/

[10]swap table:

https://lore.kernel.org/linux-mm/20250822192023.13477-1-ryncsn@gmail.com/

https://lore.kernel.org/linux-mm/20250514201729.48420-25-ryncsn@gmail.com/

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