Механізм обслуговування системних викликів
Контрольная работа - Компьютеры, программирование
Другие контрольные работы по предмету Компьютеры, программирование
?анізм системних викликів в процесорах сімейства x86 може бути реалізований різними способами. Історично для цього використовувалися програмні переривання (інструкція INTn), зокрема, в ОС Linux для виконання системного виклику використовується вектор 128. Повернення з системного виклику проводився за допомогою інструкції IRET. При виконанні інструкцій INTn і IRET процесор проводить ряд перевірок контексту виконання інструкції і його параметрів. Часте виконання процесом системних викликів може справити значний вплив на продуктивність системи. Як рішення, виробники процесорів запропонували додаткову пару інструкцій, спеціально призначених для швидкого переходу в режим ядра на задану адресу і назад: SYENTER / SYSEXIT від Intel і SYSCALL / SYSRET від AMD. Використання цих інструкцій є переважним, однак оригінальний механізм виконання системних викликів на базі програмних переривань, як і раніше підтримується з міркувань зворотної сумісності додатків.
У розглянутій у цій роботі системі віддаленого обслуговування системних викликів потрібно, щоб довірені програми використовували для виконання системних викликів механізм програмних переривань. Це зумовлено можливістю перехоплення інструкції програмного переривання і повернення з переривання безпосередньо за допомогою апаратури віртуалізації. Решта процеси в обчислювальній ВМ можуть використовувати довільні механізми системних викликів. З міркувань підвищення продуктивності перехоплення програмного переривання (інструкція INTn) встановлюється, тільки коли управління передається довіреній процесу, що дозволяє запобігти виходу з ВМ, якщо ця інструкція виконувалася будь-яким іншим (недоверенним) процесом.
Прапор перехоплення інструкції IRET, у свою чергу, встановлюється при кожному поверненні управління ВМ, якщо в системі виконується хоча б один довірений процес. Лише перехоплюючи всі такі інструкції, гіпервізор може відстежити момент, коли ОС передає управління довіреній процесу. Це необхідно для коректного відновлення процесу після отримання результатів з сервісної ВМ. Якщо результати готові, і повернення управління відбувається на наступну інструкцію після запиту на системний виклик, то гіпервізор записує результати, отримані з сервісної ВМ, на регістри і в память процесу, і процес продовжує виконання.
При перехопленні програмного переривання гіпервізор перевіряє, що воно було виконане з контексту довіреної процесу, і що вектор переривання відповідає вектору запитів на обслуговування системних викликів (128 в ОС Linux). Далі гіпервізор перевіряє, чи потрібне обслуговувати даний системний виклик віддалено в сервісній ВМ або локально в обчислювальній ВМ. Правила такого аналізу системних викликів будуть розглянуті в наступному розділі. Якщо виклик локальний, то гіпервізор просто відновлює управління ВМ, передаючи управління ядру ОС. Якщо виклик віддалений, то гіпервізор копіює параметри системного виклику з регістрів і, можливо, з адресного простору процесу у власну область памяті, формує запит і відправляє його в сервісну ВМ. Схема механізму прозорого обслуговування системних викликів наведена на рисунку 4.
Рисунок 4. Прозоре обслуговування системного виклику в обчислювальній ВМ
Для визначення адреси параметрів системного виклику у фізичній памяті гіпервізор програмним чином обходить таблиці приписки процесу і обчислює умовно фізичну адресу в контексті ВМ. Далі, знаючи відображення памяті ВМ на машинну память, гіпервізор обчислює точне розміщення параметрів виклику у фізичній памяті. В процесі читання параметрів, розташованих у памяті процесу (наприклад, у разі системного виклику write), можлива ситуація, коли дані розташовані в сторінки памяті, відкачати ОС на зовнішній пристрій.
Гіпервізор, виявивши відкачаний сторінку, вкидає у ВМ виключення помилка сторінки з адресою, відповідним відсутньої сторінці, і поновлює управління ВМ. ОС підкачує сторінку в память і повертає керування процесу за адресою інструкції виконання системного виклику. Процес повторно виконує системний виклик, і гіпервізор заново починає копіювання параметрів. Такий процес буде повторюватися до тих пір, поки всі сторінки памяті, зайняті вхідними параметрами системного виклику, не опиняться в фізичної памяті.
Після копіювання вхідних параметрів системного виклику гіпервізор відновлює виконання обчислювальної ВМ і переводить процес в стан очікування. Для цього в точці виконання системного виклику він вкидає синхронне переривання, для якого модуль ядра в обчислювальній ВМ зареєстрував обробник. В результаті, замість переривання 128, відповідного системним викликам, апаратура доставляє інше переривання.
Отримавши управління, обробник здійснює доступ до закритого семафор, що переводить процес в стан очікування штатними засобами ОС. Процес чекає відкриття семафора в режимі, допускають обробку зовнішніх подій. У разі надходження сигналу для процесу ОС перериває очікування семафора. Модуль ядра при цьому імітує запит на виконання неіснуючого системного виклику (наприклад, з номером 9999). Ядро ОС, зрозуміло, не буде виконувати цей запит, однак до того, як повернути управління процесу, він виконає обробку надійшли сигналів.
Після обслуговування сигналу ОС повертає управління процесу на вихідну інструкцію системного виклику, і процес повторно виконує запит на системний виклик. Гіпервізор перехоплює його, визначає, що в даний час системний виклик знаходиться в процесі