8.3 BO 校验与预留：drm_exec、ttm_bo_validate 与 dma_resv 的协同

8.1 勾勒了 amdgpu_cs_ioctl 的九步全景，8.2 讲解了前端的 chunk 解析与作业构建（第 ①—③ 阶段）。本节承接其后，聚焦第 ④ 阶段 amdgpu_cs_parser_bos——整条路径中最关键的节点之一，剖析内核如何在一致的加锁保护下，将本次提交涉及的所有 BO 拉回到 GPU 可访问的内存域，并为后续的页表更新与作业入队奠定基础。

一次命令提交要正确执行，前提是其引用的每一个 BO 都满足两个条件：其一，被稳定地锁定，使得从校验到入队的整个窗口内没有其他线程能够驱逐或搬移它；其二，处于合法的内存域（VRAM 或 GTT），即已完成驻留（resident）并具备有效的 GPU 映射。amdgpu_cs_parser_bos 正是同时达成这两点的环节，其内部由三种机制协同完成——drm_exec 负责加锁、ttm_bo_validate 负责回迁、dma_resv 则作为二者共同操作的锁与栅栏容器。

1. drm_exec：本阶段如何锁定全部 BO

命令提交需要同时锁定的 BO 往往数以百计，且不同提交所引用的集合彼此交叠。若以不一致的顺序逐个加锁，极易形成 ABBA 死锁。DRM 将「无死锁地一次性锁定一组 dma_resv」这一通用问题抽象为 drm_exec 框架——其底层基于 ww_mutex（wait/wound 互斥锁，DRM 的 reservation_ww_class 采用 Wait-Die 算法），把「预留—竞争—回退—重试」的完整逻辑封装为一组宏。该框架的原理与实现属于同步机制范畴，本专栏在 6.3.3 drm_exec — 多 BO 无死锁加锁框架 中已专文详述；本节仅从提交流程的应用视角说明它如何被使用。

在展开加锁前，parser_bos 首先取得一把贯穿全函数的外层锁 mutex_lock(&p->bo_list->bo_list_mutex)，以防 bo_list 在整个提交期间被并发修改；该锁在函数返回（无论成功或失败）时释放。随后进入 drm_exec，锁定所有对象的核心结构如下：

drm_exec_until_all_locked(&p->exec) {
r = amdgpu_vm_lock_pd(&fpriv->vm, &p->exec, 1 + p->gang_size);
drm_exec_retry_on_contention(&p->exec);
if (unlikely(r))
goto out_free_user_pages;

amdgpu_bo_list_for_each_entry(e, p->bo_list) {
r = drm_exec_prepare_obj(&p->exec, &e->bo->tbo.base,
TTM_NUM_MOVE_FENCES + p->gang_size);
drm_exec_retry_on_contention(&p->exec);
if (unlikely(r))
goto out_free_user_pages;

e->bo_va = amdgpu_vm_bo_find(vm, e->bo);
}

if (p->uf_bo) {
r = drm_exec_prepare_obj(&p->exec, &p->uf_bo->tbo.base,
TTM_NUM_MOVE_FENCES + p->gang_size);
drm_exec_retry_on_contention(&p->exec);
...
}
}

就本阶段而言，只需把握 drm_exec 的三个使用要点（其内部回退机制见 6.3.3）：

循环体内在锁定每个 BO 的同时，还通过 amdgpu_vm_bo_find 查出其 bo_va 映射句柄并缓存至 e->bo_va，供第 ⑥ 阶段 vm_handling 直接复用，省去届时的重复查找。

值得强调的是 fence slot 预留（drm_exec_prepare_obj 的第三参数）。第 ⑧ 阶段 submit 在 notifier_lock 保护下回写 fence 时禁止任何内存分配，因此所需的 dma_resv fence slot 必须在此刻提前预留妥当。gang 提交（一次提交多个 job）会为每个 job 各占一个 slot，故预留数含 gang_size。

bo_list 各 BO

VM 页目录

drm_exec

parser_bos

bo_list 各 BO

VM 页目录

drm_exec

parser_bos

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alt

[发生竞争]

loop

[每个 BO]

loop

[until_all_locked]

全部对象一次性锁定成功后退出循环

amdgpu_vm_lock_pd

1

锁定 PD 的 dma_resv

2

drm_exec_prepare_obj(bo, 预留 N slot)

3

锁定 dma_resv

4

retry_on_contention → 回退全部锁，重来

5

2. userptr：加锁之前的页面抓取

对于用户指针型 BO（userptr，即以进程虚拟地址注册、无独立显存后备的 BO），parser_bos 在进入 drm_exec 加锁循环之前先行抓取其后备页面：

amdgpu_bo_list_for_each_userptr_entry(e, p->bo_list) {
e->range = amdgpu_hmm_range_alloc(NULL);
r = amdgpu_ttm_tt_get_user_pages(bo, e->range);
...
for (i = 0; i < bo->tbo.ttm->num_pages; i++)
if (bo->tbo.ttm->pages[i] != hmm_pfn_to_page(...))
userpage_invalidated = true;
e->user_invalidated = userpage_invalidated;
}

关键点：

• HMM range：通过 amdgpu_hmm_range_alloc 分配一段 HMM range，再由 amdgpu_ttm_tt_get_user_pages 走 hmm_range_fault 路径抓取当前有效的物理页。HMM 使内核得以在不 pin 住页面的前提下追踪其变化——若 CPU 侧发生迁移或换出，mmu_notifier 会通知驱动。
• 失效标记：将新抓取的页与 BO 当前记录的页逐一比对，若不一致则置 user_invalidated，留待加锁之后处理。
• 顺序考量：get_user_pages 可能触发缺页、睡眠乃至内存回收，故不能在持有 dma_resv 锁时执行；因此该步骤必须前置于 drm_exec 循环。

加锁完成后，才对被标记失效的 userptr 做校验与页面回填：

amdgpu_bo_list_for_each_userptr_entry(e, p->bo_list) {
usermm = amdgpu_ttm_tt_get_usermm(e->bo->tbo.ttm);
if (usermm && usermm != current->mm)
return –EPERM; /* 禁止跨进程引用他人的 userptr */

if (amdgpu_ttm_tt_is_userptr(...) && e->user_invalidated) {
amdgpu_bo_placement_from_domain(e->bo, AMDGPU_GEM_DOMAIN_CPU);
ttm_bo_validate(&e->bo->tbo, &e->bo->placement, &ctx);
amdgpu_ttm_tt_set_user_pages(e->bo->tbo.ttm, e->range);
}
}

即：先做归属校验（userptr 只能由注册它的进程引用），再对失效者重新绑定新页。此处 userptr 与 SVM/HMM 的缺页处理同源，详见第十章。

3. ttm_bo_validate：把 BO 拉回合法内存域

锁定就绪后，parser_bos 依次校验所有对象的驻留状态。真正的搬移由 amdgpu_cs_bo_validate 完成，其内部封装 ttm_bo_validate：

static int amdgpu_cs_bo_validate(void *param, struct amdgpu_bo *bo)
{
struct ttm_operation_ctx ctx = {
.interruptible = true,
.no_wait_gpu = false,
.resv = bo->tbo.base.resv,
};
...
if (bo->tbo.pin_count)
return 0; /* 已 pin，无须搬移 */

/* 依据 move 配额选择目标域 */
if (p->bytes_moved < p->bytes_moved_threshold && ...)
domain = bo->preferred_domains;
else
domain = bo->allowed_domains;

retry:
amdgpu_bo_placement_from_domain(bo, domain);
r = ttm_bo_validate(&bo->tbo, &bo->placement, &ctx);
p->bytes_moved += ctx.bytes_moved;
if (r == –ENOMEM && domain != bo->allowed_domains) {
domain = bo->allowed_domains; /* 降级重试 */
goto retry;
}
return r;
}

要点：

• move 节流（throttling）：p->bytes_moved 与 bytes_moved_threshold 构成一次提交的搬移预算。预算充足时使用 BO 的 preferred_domains（通常为高带宽的 VRAM）；预算耗尽则退让至 allowed_domains（含 GTT），以避免单次提交把整块 VRAM 耗尽而饿死其他进程。可见 VRAM（bytes_moved_vis）另有独立配额。
• 域降级重试：若首选域因 -ENOMEM 无法容纳，则降级到 allowed_domains 再试一次——这保证了即便 VRAM 紧张，提交仍能以 GTT 驻留的方式成功，而非直接失败。
• ctx.resv：将 ttm_bo_validate 的操作绑定到该 BO 已锁定的 dma_resv，使 TTM 内部的驱逐等待与本阶段的锁保持一致。

parser_bos 分两轮触发校验：先经 amdgpu_vm_validate 校验 VM 自身的页表相关 BO，再遍历 drm_exec 已锁定的每个对象逐一 amdgpu_cs_bo_validate：

r = amdgpu_vm_validate(p->adev, &fpriv->vm, NULL, amdgpu_cs_bo_validate, p);
...
drm_exec_for_each_locked_object(&p->exec, index, obj) {
r = amdgpu_cs_bo_validate(p, gem_to_amdgpu_bo(obj));
...
}

4. 三者协同的全景

至此可以看清 drm_exec、ttm_bo_validate、dma_resv 三者的分工与耦合：

三者以 dma_resv 为交汇点：drm_exec 锁定它、ttm_bo_validate 在它的保护下搬移、submit 最终向它回写完成 fence。这一设计使得"锁定—验证—回写"在同一把锁的语义下前后连贯，无缝衔接。

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锁定

ctx.resv 保护下搬移

add_fence 至预留 slot

预留 slot 供

驻留就绪后交由

BO 的 dma_resv（锁 + fence 容器）

drm_exec无死锁加锁

ttm_bo_validate回迁至合法域

submit ⑧回写完成 fence

5. 收尾：user-fence BO 与 GDS 资源

校验通过后，parser_bos 完成两项收尾工作：

• user-fence BO 的 GART 映射：若存在 uf_bo，调用 amdgpu_ttm_alloc_gart 为其建立 GART 映射，并将其 GPU 偏移累加到 gang_leader->uf_addr，使 GPU 完成时能将信号写入该地址。
• GDS / GWS / OA 全局资源：通过 amdgpu_job_set_resources 把 bo_list 中的 GDS（Global Data Share）、GWS（Global Wave Sync）、OA（Ordered Append）对象绑定到各 job。

随后 parser_bos 返回，控制权交回 amdgpu_cs_ioctl 主流程，进入第 ⑤ 阶段 patch_jobs。

错误回退：上述任一步骤失败均跳转至 out_free_user_pages——释放各 userptr 的 HMM range、解锁 bo_list_mutex 后返回；而 drm_exec 已持有的 BO 锁则由其框架在上层统一 backoff，与 8.1 所述整体回滚一致，确保不残留半锁定状态。

6. 小结

• amdgpu_cs_parser_bos 是命令提交中"锁定 + 验证"的核心阶段，同时保证 BO 被稳定锁定且处于合法内存域；
• drm_exec 无死锁地一次性锁定全部 dma_resv，并为后续回写 fence 预留 slot；
• userptr 型 BO 在加锁之前经 HMM range 抓取页面并标记失效，加锁后再做归属校验与页面回填；
• ttm_bo_validate（经 amdgpu_cs_bo_validate 封装）在 move 节流与域降级策略下将 BO 回迁至 VRAM 或 GTT；
• 三种机制以 dma_resv 为交汇点协同，使"锁定—验证—回写"在同一锁语义下前后连贯。

下一节 8.4 将进入依赖与同步点，阐述命令提交如何收集 in-fence（显式依赖 syncobj / 隐式依赖 dma_resv）并生成 out-fence，对应第 ③ ⑦ 阶段的依赖 chunk 解析与 amdgpu_cs_sync_rings。至于第 ⑥ 阶段 amdgpu_cs_vm_handling 涉及的 GPUVM 页表更新，属于 GPU 地址空间管理范畴，留待第九章 GPUVM 专门展开。