L4Mikrokernel der 2. Generation

Vortrag zum Seminar „Konzepte von Betriebssystemkomponenten“

Alexander Würstleinsnalwuer@cip.informatik.uni-erlangen.de

Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg

24. Juli 2006

arw (FAU) L4 24. Juli 2006 1 / 26

Inhalt

1 EinführungL4

2 MikrokernelDefinitionSubsystemeNicht im Kernel

3 L4 und die Probleme der ersten GenerationOverhead durch KontextwechselSpeichereffektePortabilität

4 Schluss

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Einführung

Kapitelübersicht

1 EinführungL4

2 MikrokernelDefinitionSubsystemeNicht im Kernel

3 L4 und die Probleme der ersten GenerationOverhead durch KontextwechselSpeichereffektePortabilität

4 Schluss

arw (FAU) L4 24. Juli 2006 3 / 26

Einführung L4

Allgemeines zu L4

Mikrokernel der 2. Generation

soll vor allem die Performanceprobleme der ersten Generationbeseitigen

entworfen und implementiert von Jochen Liedtke

mehrere Implementierungen mit kompatibler API verfügbar

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Mikrokernel

Kapitelübersicht

1 EinführungL4

2 MikrokernelDefinitionSubsystemeNicht im Kernel

3 L4 und die Probleme der ersten GenerationOverhead durch KontextwechselSpeichereffektePortabilität

4 Schluss

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Mikrokernel Definition

Was ist ein Mikrokernel?

Definition

Ein Mikrokernel ist ein Kernel, der nur aus solchen Subsystemenbesteht, die für die gewünschten Funktionen unbedingt Teil desKernels sein müssen.

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Mikrokernel Definition

Anforderungen

Interaktivität: Mehrere Benutzerprozesse, Interrupts

Unabhaengigkeit: Subsysteme können unabhängig voneinanderGarantien einhalten.

Integrität: Ein Subsystem kann sich auf die Garantien einesanderen verlassen; zwei Subsysteme müssen sicherkommunizieren können.

Die Hardware benutzt seitenbasierte Speicherverwaltung.

Der Kernel stellt dieselben Abstraktionen auf allen Architekturenzur Verfügung.

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Mikrokernel Subsysteme

Adressraumverwaltung

Ist Teil des Kernels weil...

... Trennung der Speicherbereiche sonst nicht implementiert werdenkönnte.

... Adressraumverwaltung privilegierte Operationen erfordert.

besteht aus 3 grundlegenden Operationen, grant , mapundflush

eventuell auch Zugriffsrechte (read/write)

Auslagerung („paging“) und Speicherverwaltung sind ausserhalbdes Kernels implementiert.

E/A-Ports und „memory mapped I/O“ können ebenfalls ausserhalbdes Kernels behandelt werden.

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Mikrokernel Subsysteme

Threads

Threads sind Aktivitäten, die innerhalb eines Adressraumesausgeführt werden.Sie werden charakterisiert durch:

Registerinhalte (vor allem IP und SP)Speicherbereich

Im Kernel weil...

... gewünschte Trennung der Speicherbereiche sonst nicht realisiertwerden kann. Jede Änderung im Speicherbereich eines Threads mussvom Kernel kontrolliert werden können.

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Mikrokernel Subsysteme

IPC

Im Kernel weil...

... bei der Kommunikation zwischen Threads Adressgrenzenüberschreitend Daten ausgetauscht werden müssen.

klassisch durch Austausch von Nachrichten

andere Verfahren wie Prozeduraufrufe können durchNachrichtenaustausch nachgebildet werden.

Interrupts werden auf Nachrichten abgebildet.

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Mikrokernel Subsysteme

„unique identifier“

Threads müssen Kommunikationspartner kennen

entweder Threads oder Kommunikationskanäle muessen UIDshaben

Im Kernel weil...

... nur der Kernel Integrität sicherstellen kann

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Mikrokernel Nicht im Kernel

Nicht im Kernel

Speichermanagment: Server ausserhalb des Kernels verteiltSpeicher.

Auslagerungs-Server

Gerätetreiber: Hardwarezugriffe über ge-map-ten Speicher undInterrupt-Nachrichten.

Kommunikation über Rechnergrenzen: Protokolle können überIPC benutzt werden und ihrerseits Gerätetreiber nutzen.

UNIX-Server: Systemaufrufe können emuliert werden.

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L4 und die Probleme der ersten Generation

Kapitelübersicht

1 EinführungL4

2 MikrokernelDefinitionSubsystemeNicht im Kernel

3 L4 und die Probleme der ersten GenerationOverhead durch KontextwechselSpeichereffektePortabilität

4 Schluss

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L4 und die Probleme der ersten Generation Overhead durch Kontextwechsel

Kontextwechsel

„widely believed“: Adressraumwechsel und Threadwechsel sindprinzipiell teuer.

Wird scheinbar durch Messungen bestätigt.Wechsel zerlegbar in 2 Vorgänge:

Wechsel zwischen Kernel und UserAdressraumwechsel

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L4 und die Probleme der ersten Generation Overhead durch Kontextwechsel

Kernel-User-Wechsel

Wie funktionierts?

Stack wechseln

in privilegierten Modus des Prozessors wechseln

eigentlich nur ein spezieller Funktionsaufruf

Was kostets?

Messung per getpid auf einem 50 MHz486er

Mach: 18 µs=̂900 Takte, davon 800 Takteoverhead

L31: maximal bis 180 Takte, minimal 123, davon 15 bzw. 57overhead

Ursache: Andere Implementierung

1Vorgänger zu L4arw (FAU) L4 24. Juli 2006 15 / 26

L4 und die Probleme der ersten Generation Overhead durch Kontextwechsel

kurzer Ausflug: TLB

Definition

Der Translation Lookaside Buffer (TLB) ist ein Bestandteil der MMU,der die Zuordnung von logischen zu physikalischen Adressen cached.Ein tagged TLB speichert zusaetzlich zu jedem Paar aus logischer undphysikalischer Adresse eine ID fuer den Adressraum.

Bei einem untagged TLB wird der Inhalt des TLB bei einemAdressraumwechsel ungültig („TLB flush“).

Wird bei einem Speicherzugriff die Adresse nicht im TLB gefunden(„TLB miss“), muss in der Seitentabelle nachgesehen werden.

Die Kosten dafuer sind hoch.

Die Kosten fallen je nach „working set“ eines Threads mehrmalsan.

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L4 und die Probleme der ersten Generation Overhead durch Kontextwechsel

Adressraumwechsel

Kosten und Verfahren sehr stark architekturabhängig

Kosten ergeben sich aus Wechsel der Segment- oderSeitentabelle und TLB flush

bei tagged-TLB-Architekturen sehr billig weil TLB flush wegfällt

bei Architekturen ohne tagged TLB im schlimmsten Fall einigehundert Takte overhead

durch geschickte Wahl des Verfahrens sind die Kosten aberminimierbar

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L4 und die Probleme der ersten Generation Overhead durch Kontextwechsel

Threadwechsel

im Beispiel RPC, bei dem1 byte verschickt wird

Kosten setzen sich ausAdressraumwechsel,system call,Parameterübergabe undStackwechsel zusammen

schnell genug um auchInterrupts zu bearbeiten

Messwerte

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L4 und die Probleme der ersten Generation Speichereffekte

Speichereffekte

memory cycle overheadper instruction (MCPI)

bei Mach laut Messungenbis zu 0.25 Takte proProzessorbefehl

Ursache sind gegenseitigeVerdrängungen aus demCache zwischen Kernelund Anwendungen

als Lösung wird eineVerkleinerung des „cacheworking set“ angegeben

Messwerte

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L4 und die Probleme der ersten Generation Portabilität

Portabilität von Mikrokerneln

Probleme

früher: Mikrokernel hatten eine Abstraktion für die Hardware

Abstraktion erzeugt overhead und verhindert spezielleOptimierungen

speziell Adressraumwechsel sollten für die Architektur optimiertsein

selbst zwischen 486 und Pentium bestehen signifikanteUnterschiede

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L4 und die Probleme der ersten Generation Portabilität

Portabilität von Mikrokerneln

Auswirkungen

anderer Prozessor bedingt anderes Design

Mikrokernel sind nicht portabel

aber ein prozessorspezifischer Mikrokernel kann Basis fuer einportables Betriebssystem sein

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Schluss

Kapitelübersicht

1 EinführungL4

2 MikrokernelDefinitionSubsystemeNicht im Kernel

3 L4 und die Probleme der ersten GenerationOverhead durch KontextwechselSpeichereffektePortabilität

4 Schluss

arw (FAU) L4 24. Juli 2006 22 / 26

Schluss

andere Ansätze

andere Ansätze

Synthesis: „Compiler“ im Kernel integriert, der bei Systemaufrufenzur Laufzeit optimierten Code für diesen speziellen Systemaufrufmit diesen speziellen Parametern generiert

Spin: Erweiterung dazu, ermöglicht vom Benutzer geschriebenezur Laufzeit übersetzte Systemaufrufe

Exokernel: auf die R2000-Architektur zugeschnitten, stellt aberkeine Abstraktion bereit sondern nur architekturabhängigeBausteine („primitives“)

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Schluss

Zusammenfassung

Zusammenfassung

Mikrokernel bieten nur einen minimalen Satz an Abstraktionen

Für unsere angegebenen Anforderungen: Adressräume, Threads,IPC, UIDs

Das Design muss genau auf die Eigenheiten der Architekturrücksicht nehmen

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Schluss

aus der Presse

auf slashdot.org

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Schluss

Quellen

J. LiedtkeOn µ-Kernel Construction.ACM Operating Systems Review, Dezember 1995, Proceedings ofthe 15th ACM Symposium on Operating Systems Principles(SOSP ’95).

H. Hartig et. al.The Performance of µ-Kernel-Based Systems.ACM Operating Systems Review, Dezember 1996, Proceedings ofthe 16th ACM Symposium on Operating Systems Principles(SOSP ’96).

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L4L4Linux, DROPS und Benchmarks

Vortrag zum Seminar „Konzepte von Betriebssystemkomponenten“

Alexander Würstleinarw@arw.name

Friedrich-Alexander-Universität Erlangen-Nürnberg

24. Juli 2006

arw (FAU) L4 24. Juli 2006 1 / 17

Inhalt

1 L4LinuxAllgemeinesImplementierung

2 DROPS

3 Benchmarks

4 Schluss

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L4Linux

Kapitelübersicht

1 L4LinuxAllgemeinesImplementierung

2 DROPS

3 Benchmarks

4 Schluss

arw (FAU) L4 24. Juli 2006 3 / 17

L4Linux Allgemeines

Allgemeines zu L4Linux

Modifiziertes Linux als Prozess in L4

Paravirtualisierung: Hardwarezugriff über modifizierte Treiber, dieMechanismen des Wirtssystems nutzen

Entwickelt für die Benutzung in „DROPS“

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L4Linux Implementierung

Implementierung von L4Linux

Änderungen an Linux nur im architekturabhängigen TeilInterrupthandlerSpeicherverwaltung

L4 unverändert

Linux-Gerätetreiber unverändert

Linux-Benutzerprozesse sind einzelne L4-Prozesse

Syscalls werden auf L4-IPC abgebildet

Scheduling durch L4

Binärkompatibel zu x86 Linux

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DROPS

Kapitelübersicht

1 L4LinuxAllgemeinesImplementierung

2 DROPS

3 Benchmarks

4 Schluss

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DROPS

DROPS

Echtzeitsystem zusammen mitbenutzerinteraktivem„time-sharing“ L4Linux

Aufbauend auf L4 und L4Linux

Managment vonSystemresourcen

Akronym

DresdenReal-timeOperatingSystem Project

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DROPS

DROPS

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DROPS

Implementierung von DROPS

Resourcentrennung für CPU, Speicher, Netzwerk, SCSI, Cacheuvm.

Resourcentrennung erfordert Gerätetreiber in L4

Treiber in Linux durch Stubs ersetzt

Managmentprozess in L4 erhält beim Booten alle Resourcen

Dieser delegiert an Echtzeitprozesse und L4Linux

gezähmtes („tamed“) L4Linux

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Benchmarks

Kapitelübersicht

1 L4LinuxAllgemeinesImplementierung

2 DROPS

3 Benchmarks

4 Schluss

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Benchmarks

Benchmarks

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Benchmarks

Benchmarks

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Benchmarks

Benchmarks

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Schluss

Kapitelübersicht

1 L4LinuxAllgemeinesImplementierung

2 DROPS

3 Benchmarks

4 Schluss

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Schluss

Zusammenfassung

L4 deutlich schneller als Mach

L4Linuxmit etwa 5 % Einbußen gegenüber nativem Linux

Aber bei speziellen Operationen oft nur halb so schnell

Echtzeitsystem koexistiert mit L4Linux

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Schluss

Quellen

J. LiedtkeOn µ-Kernel Construction.ACM Operating Systems Review, Dezember 1995, Proceedings ofthe 15th ACM Symposium on Operating Systems Principles(SOSP ’95).

H. Härtig et. al.The Performance of µ-Kernel-Based Systems.ACM Operating Systems Review, Dezember 1996, Proceedings ofthe 16th ACM Symposium on Operating Systems Principles(SOSP ’96).

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Schluss

Quellen

H. Härtig, M. Hohmuth, J. WolterTaming Linux.Proceedings of PART ’98: The 5th Australasian Conference onParallel and Real-Time Systems, September 1998, Springer.

div. Autorenhttp://os.inf.tu-dresden.de/

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