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作者：ChenTian,DanielWaddington,Jilong4微內(nèi)核在移動設(shè)備上已成功使用。然而，隨著單核處理器向多核，眾核處理器的迅速轉(zhuǎn)變，許多重要的操作系統(tǒng)功能如物理內(nèi)存分配（PMA）必linx的整體內(nèi)核中關(guān)于PM已44微內(nèi)核中的PMA是用戶層頁理的一分該理作為立服務(wù)以少（P）而不是正常的系統(tǒng)或內(nèi)4PMAfiaco.OC上下文的解決方法。我們也討論了如何利用4微內(nèi)核設(shè)計優(yōu)勢來實現(xiàn)一個具有更高級特性的PMA48AMD服務(wù)器上進行。L4微內(nèi)核之所以在移動設(shè)備上成功使用是因為它可以為其他移動應(yīng)用androidlinux提供虛擬化和安全性。例如，L4AandroidL4Linux工程已經(jīng)成功地將AandroidLinuxL4Fiasco.OC微內(nèi)核上。OKLabslinuxPMA已經(jīng)做了大量工作，但L4微內(nèi)核中卻很少見到。種物理內(nèi)存請求。當一個應(yīng)用程序最初觸發(fā)一個虛擬內(nèi)存地址（比如由malloc分配PMA來處理頁分配的請求。這PMAVMA和缺頁機制。因此，PMA也需要對來自內(nèi)核其他部分的直接請求進行處理。相比之下，L4微內(nèi)核中的PMA和整體內(nèi)核中的大不相同，因為操作系統(tǒng)設(shè)在內(nèi)核態(tài)的軟件）為其他軟件提供最基本的包括硬件中斷/異常處理，進程管理，戶態(tài)執(zhí)行。因此，PMA被分成兩部分，一部分仍然位于內(nèi)核態(tài)，另一部分在用戶態(tài)作為服務(wù)器運行。內(nèi)核模式的PMA為各種內(nèi)核代碼產(chǎn)生的動態(tài)內(nèi)存分配請求提供服務(wù)，用戶模式的PMA主要處理其他應(yīng)用程序的內(nèi)存請求。和linux相似，應(yīng)用程序的物理內(nèi)存請求也通過缺頁處理程序（也是一個服務(wù)器）被傳遞給PMA。處理與內(nèi)存分配有關(guān)的缺頁實際上減少了考慮碎片和cache錯誤的需要，因為這當一個操作系統(tǒng)在多核和眾核處理器上運行時，PMA的可擴展性就變得很于每個cpu的列表減少合并和的內(nèi)存單元內(nèi)容。盡管之前的研究文獻[3]說linux的內(nèi)存管理中仍然有可擴展性問題，但為了提高可擴展性，通常情況下需要執(zhí)行分散。在這篇里，證明，為每個核創(chuàng)建一個PMA才可以實這恰恰對微內(nèi)核的性能至關(guān)重要。應(yīng)該注意，這一工作關(guān)注用戶態(tài)PMA，它管非常?。ㄍǔＩ儆?%。2L4微內(nèi)核體系結(jié)構(gòu)，描述了已經(jīng)1所示，因此稱作整體內(nèi)核。盡管他們已經(jīng)在不同的計算平臺上得以應(yīng)用，由于多樣性特點和可信問題造成的日益增長的復(fù)雜性已經(jīng)要求在和更新方面1同于幾百K字節(jié)，這很容易適合許多處理器類型的L2Cache。20L4/Fiasco，L4Ka::Pistachio，和NICTA::L4-embedded等等。2近年來，有的關(guān)于進一步提高微內(nèi)核性能和豐富其特點的研究，促成了Fiasco.OC，NOVA，seL4OKL4。這些設(shè)計不僅進一步優(yōu)化了PMA，一個在內(nèi)核態(tài)，使用伙伴分配算法，另一個在用戶態(tài)，使用基于AVL樹的分配算法。圖 3Fiasco.OC中的物理內(nèi)存分配的請求是如何進行處理的。首先，PMA直接進行物理內(nèi)存8%。其余的內(nèi)存由用戶PMA管理，并由應(yīng)用程序使用。從圖中可以看出，我們描述了一個非常典程首先通過虛擬內(nèi)存分配器（malloc）分配一個棧變量或堆數(shù)據(jù)（1步。write處理器的執(zhí)行從用戶態(tài)代碼轉(zhuǎn)換到內(nèi)核態(tài)的缺頁處理程序（第2步，處理器進sigma0（pager，它L4微內(nèi)核設(shè)計中的所有頁故障（3步。在一個多核環(huán)境中，有多sigma0sigma0IPC收到一個缺缺頁處理器切換回故障指令，這樣應(yīng)用程序進程可以繼續(xù)（7步2,3,6,7步IPC調(diào)用（3,6步L4微內(nèi)核設(shè)計必須為安PMA必須能夠處理來自不同進程的并發(fā)進行的請求。于是，基于同步的鎖便成Linux2.6.24版本使用的伙伴分配器使用了每核列表，該列表由每個核的鎖保護，用來空白頁。在NUMA體系結(jié)構(gòu)的出現(xiàn)后，Linux內(nèi)核2.6.30版本使用了另外一種分配計劃，為每個NUMA域分配一個分配器。但在L4微內(nèi)核中還沒有進行充分研究。為了解決這一問題，我們首先測量內(nèi)存fiasco.OCL4Re4所示，隨著發(fā)送內(nèi)存分配和釋放請求的核的數(shù)目的增多，請求處理的時間也顯著增長。超過48核后，分配時間從25x開始下降，釋放時間從2x開始下降。圖 sigma0IPCPMA的不可擴展。默認情況下，sigma0是系統(tǒng)中僅有的頁表器。當來自不同核的多個請求需要同時被處理時，內(nèi)核的PF處理器需要將它們集成起來，一并發(fā)送給IPC（IPC的兩部分）PMA的可擴展性有很大的負影響。L4IPC機制對整個操作系統(tǒng)體系結(jié)構(gòu)而336步中，一個物理頁的請求需要和核內(nèi)的IPC（如同一個核上IPC的兩部分）10x20x。IPC要包含處理器間中斷（IPI）的處理，這引起了內(nèi)核模式核硬件上的一PMAL4PMA的可擴展性問題，如并發(fā)頁請求的N倍，NN個實現(xiàn)PMA圖 Fiasco.OC上實現(xiàn)每核一個頁表器和默認的頁表器，moe是默認的加載器（Linuxinit進程。為了實現(xiàn)每PFA來管理分配給其所在核的內(nèi)存區(qū)域。有許多適合物AVL樹在fiasco.OC中，一個進程（任務(wù)）的內(nèi)核數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)包含了一塊可以指向任何合TLB問題在實現(xiàn)期間，我們注意到，當頁表器處理空閑請求時，TLBfiasco.OCTLB。由于刷新進實際上是讓頁表器進程重新形成TLB。然而，在我們的設(shè)計中，這一刷新可被TLBTLB相關(guān)的地址空間ID（ASID或支持單個TLB條目失效的指令。PMA的方案已經(jīng)實現(xiàn)了更好的性能，但利用微內(nèi)核一致體存取。如圖8所示。圖 一個具有更高級特性的可擴展的平衡方案來保持所有PMA的一個良好的負載平衡。如圖8所示，實現(xiàn)負載平衡特性的一個簡單的設(shè)計是讓每個PMA當前PMA中未使用內(nèi)存的平衡。詳細的實現(xiàn)如下。在對一個應(yīng)用程序的請求進行服PMAPMA應(yīng)當回復(fù)這些請求并且給請求者傳送要避免過量的IPC開銷。PMA的實現(xiàn)可以采用多種算法，比如基于樹的算法，伙伴算法，平板分配存模式而定。由于L4微內(nèi)核的設(shè)計，我們可以修改基本的每核一個PMA的實現(xiàn)，這樣每個PMA就可以定制化了，如圖8中間所示。要使得一個應(yīng)用程序可以定制它的本地PMA，需要實現(xiàn)一系列現(xiàn)實的頁表IPCPMAAPI可以確定什么PMA算法有可能對正在運行的應(yīng)用程序產(chǎn)生更好的性能。由于應(yīng)用程序和頁表器存在于同一個核上，并且這些頁表器API被調(diào)用的頻率非常低，這一特點獲APIPMA重塑引起的額外的開銷。為了保證這點，開發(fā)者應(yīng)當通過剖析或編譯器分析了解或獲得應(yīng)用程序的性能和PMA算法的聯(lián)4.3非一致體存取的意隨著上核的個數(shù)的增加，非一致性體存?。∟UMA）的設(shè)計變得流行。在NUMA下，一個核對它本地內(nèi)存的大大快于偏遠內(nèi)存。因此，當收到一個頁分配請求時，PMA需要分配一個本地的頁，以實現(xiàn)更好的性NUMA域（7的第一步ACPI表中提取NUMANUMANUMA域中，內(nèi)存應(yīng)該被進為基礎(chǔ)的實現(xiàn)作為比較，其sigma0被所有進程使用。軟件L4Re僅僅理2GB虛擬內(nèi)存范圍。另外，調(diào)用不僅回收虛擬內(nèi)存，也給PMA硬件實驗運行在AMDMagnycours服務(wù)器上，配備有四個AMDOpteron6174由于32位地址空間的限制，使用了4GB的DRAM。PMAL4RePMA10000個頁。L4Re內(nèi)存分配benark也采取相同的配置。9PMA48核時，時間的下降也僅僅只有5%。而在使用L4Re原生PMA的例子中，性能的下降超過了240%。1010顯示了結(jié)果。盡管我們LR4ePMA（4所示）而言好得多，因L4RePMA中，分配和釋放的下降各自超過了2500%230%。性能敏感度意到，性能對于未解決的頁數(shù)很敏感，比如在開始前已經(jīng)分配的頁數(shù)。如圖1150頁（200KB的內(nèi)存）1000頁（4MB的內(nèi)存）PMA中內(nèi)存片的分配和回收。因此，顯著的頁數(shù)越多，樹中的節(jié)點越多，11L4微內(nèi)核一樣，物理分配器是在默認頁表程序，sigma0中實現(xiàn)的。正如可擴展性問題。本文的目標就是通過實現(xiàn)每核一個PMA，解決這一問題。L4GenodeLabsGenode的內(nèi)存分配器使用鎖來并行。這一設(shè)計也引起了可擴展性問題。和Fiasco.OC相似，幾個其他可擴展的微內(nèi)核設(shè)計也已經(jīng)被提出了。例如，服務(wù)配置多個服務(wù)器。由Research和ETHZurichSystemsGroup開發(fā)HeliOS也是有微軟開發(fā)的，目的是面向多樣平臺。這些工作中，物理內(nèi) 里提到的觀點不僅適合L4微內(nèi)核，而且也可以用于實現(xiàn)上述提CPU列表的伙伴分配器，但今后，我們計劃在如下兩方面繼續(xù)我們的研究。首先，在PMA中實L4微內(nèi)核中物理內(nèi)存分配器的可擴展性問題的根源。Fiasco.OCL4微內(nèi)核體系結(jié)構(gòu)的上下文中提出了一種可擴展的物理內(nèi)存48L4微內(nèi)核上每核一個PMA設(shè)計的可擴展性結(jié)果。M.Accetta,R.Baron,W.Bolosky,R.Golub,DavidandRashid,A.Tevanian,M.Young.Mach:Anewkernelfoundationforunixdevelopment.InProceedingsoftheUSENIXSummerConference,pages93–113,1986.A.Baumann,P.Barham,P.-E.Dagand,T.L.Harris,R.Isaacs,S.Peter,T.multicoresystems.InSOSP,pages29–44,2009.S.Boyd-Wickizer,A.T.Clements,Y.Mao,A.Pesterev,M.F.Kaashoek,R.Morris,andN.Zeldovich.Anysisoflinuxscalabilitytomanycores.InProceedingsofthe9thUSENIXconferenceonOperatingsystemsdesignandimplementation,OSDI’10,pages1–8,Berkeley,CA,USA,2010.USENIXAssociation.[4][5][6][7][8][9][10]G.C.HuntandJ.R.Larus.Singularity:rethinkingthesoftwarestack.SIGOPSOper.Syst.Rev.,41(2):37–49,Apr.2007.G.Klein,P.Derrin,andK.Elphinstone.Experiencereport:verifyingahigh-performancemicrokernel.InProceedingsofthe14thACMSIGNinternationalconferenceonFunctionalprogramming,ICFP’09,pages91–96,J.Liedtke.Onmicrokernelconstruction.InProceedingsoftheSymposiumonOperatingSystemPrinciples,pages237–250,1995.J.Liedtke,K.Elphinstone,S.Sch¨onberg,H.H¨artig,G.Heiser,N.andT.Jaeger.Achievedipcperformance(stillthefoundationforextensibility).InProceedingsofthe6thWorkshoponHotTopicsinOperatingSystems(HotOS-VI),CapeCod,MA,May5–61997.E.B.Nightingale,O.Hodson,R.McIlroy,C.Hawblitzel,andG.heterogeneousmultiprocessingwithsalitekernels.InProceedingsoftheACMSIGOPS22ndsymposiumonOperatingsystemsprinciples,SOSP’09,pages221–234,2009.U.SteinbergandB.Kauer.Nova:amicrohypervisor-basedsecur