Контрольная работа: Механізм обслуговування системних викликів
Користувальницький процес (диспетчер або монітор) звертається за сервісом до модуля ядра за допомогою системних викликів. Модуль ядра реєструє в ОС спеціальне логічний пристрій, видиме на рівні файлової системи як файл. Операції доступу до цього файлу (системні виклики read / write / ioctl) викликають відповідні функції в драйвері логічного пристрою. Драйвер обробляє запит процесу і поверта управління йому. Якщо операція блокуюча, то драйвер може призупинити виконання процесу до тих пір, поки він не зможе обслужити запит. Модуль ядра звертається до призначеного для користувача процесу за допомогою посилки сигналів.
Взаємодія користувальницьких процесів один з одним (наприклад, диспетчера з делегатами) здійснюється за допомогою стандартних механізмів взаємодії між процесами (IPC) ОС Linux – поділюваної пам'яті, черги повідомлень і пр. Всі делегати в сервісній ВМ є членами однієї ієрархії процесів, висхідній до диспетчера, що полегшує контроль створення поділюваних між процесами ресурсів: ресурс, який створюється з батьків, доступний нащадку, а ресурс, який створюється нащадком, не доступний батьку.
Найбільш складною є ситуація, в якій гіпервізор потрібно сповістити компоненти у віртуальній машині про деяке подію. Для цього гіпервізор використову можливість, що надається апаратурою віртуалізації, вкидати переривання виняткові ситуації у віртуальну машину за допомогою відповідних полів в керуючій структурі VMCB ВМ. Тоді після відновлення ВМ апаратура забезпечує їй доставку переривання безпосередньо перед виконанням першої інструкції в ВМ. У результаті вкидання переривання ОС передає управління на обробник (вектор) даного переривання, зареєстрований модулем ядра в таблиці обробників переривань в процесі ініціалізації системи.
Параметри події передаються через кільцевої буфер. Буфер фізично розташований в област пам'яті ВМ і розділяється між гіпервізор та ВМ за схемою «постачальник – споживач». Буфер являє собою замкнутий в кільце масив структур даних (фіксованого розміру), голова якого зрушується в міру виїмки запитів з буфера, а хвіст – в міру приміщення запитів в буфер. Якщо буфер переповнений, то доставка запиту відкладається до тих пір, поки в буфері не звільниться місце, тобто поки ОС не обробить хоча б одне з раніше згенерованих подій. Запити, які очікують доставки в ВМ, накопичуються в черзі в пам'яті гіпервізора.
Структура даних, що представляє собою елемент кільцевого буфера, єдина для всіх подій включає поля для всіх можливих параметрів фіксованої довжини. Параметри змінно довжини передаються через окремий буфер змінного розміру, розташований в пам'яті гіпервізора – сховище. Координати параметра змінної довжини – зміщення від початку сховища і довжина – специфікується в структурі даних кільцевого буфера. Наприклад, для системного виклику write структура включає 3 поля: дентифікатор файлового дескриптора, початок (зміщення) буфера в сховище довжина буфера. Для кожного довіреної процесу гіпервізор підтримує окремий екземпляр сховища.
При отриманні запиту, що містить параметри змінної довжини, код за ВМ, якому призначається цей запит (наприклад, делегат), виконує гіпервизов на доступ до сховища, передаючи координати запитуваної параметра і адреса буфера у власній пам'яті, в який повинні бути записані дані зі сховища. Гіпервізор обслугову запит і відновлює виконання ВМ. При цьому він контролює, що кордони запитувано блоку даних не виходять за межі сховища. Доступ до сховища можливий як з читання, так і по запису.
При необхідності передати запит однієї з компонент всередині ВМ гіпервізор очікує, коли виконання ВМ буде перерване за тієї чи іншої події (наприклад, за таймером), і аналізує, чи може він послати запит в даній точці. Для цього в кільцевому буфері має бути вільне місце, а переривання не повинні бути маскуватися в ВМ. Якщо це так, то гіпервізор (при необхідності) заповню сховище параметрами змінної довжини, формує структуру даних для кільцевого буфера, вказуючи в ній координати параметрів у сховище, записує сформований запит в буфер і вкидає переривання. Вкидання переривання передає управління оброблювачеві переривання, який аналізує вміст буфера і або обслуговує його самостійно, або передає запит другий компоненті, що відповідає за його обслуговування (наприклад, диспетчеру).
Якщо одержувачем запиту гіпервізора є користувальницький процес (наприклад, диспетчер), то доставка такого запиту здійснюється транзитом через драйвер логічного пристрою. Користувальницький процес звертається до файлу устрою і, у раз відсутності запиту на даний момент, переходить в стан очікування. Під час отримання запиту від гіпервізора обробник переривання сповіщає про це драйвер пристрою. Той, у свою чергу, читає запит з кільцевого буфера, копіює його в пам'ять процесу і виводить його зі стану очікування. Якщо запит містить параметри змінної довжини, то доступ до сховища здійснюється тим користувальницьким процесом, який безпосередньо обслуговує запит.
2. Прозоре обслуговування системних викликів
Механізм 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 нструкції 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 пам'ять процесу, і процес продовжує виконання.
При перехопленні програмного переривання гіпервізор перевіряє, що воно було виконане з контексту довіреної процесу, і що вектор переривання відповіда вектору запитів на обслуговування системних викликів (128 в ОС Linux). Дал 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 пам'яті, 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 пам'яті гіпервізор програмним чином обходить таблиці приписки процесу і обчислює умовно фізичну адресу в контексті ВМ. Далі, знаючи відображення пам'яті ВМ на машинну пам'ять, гіпервізор обчислює точне розміщення параметрів виклику у фізичній пам'яті. В процесі читання параметрів, розташованих у пам'яті процесу (наприклад, у раз системного виклику write), можлива ситуація, коли дані розташовані в сторінки пам'яті, 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 підкачу сторінку в пам'ять 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 пам'яті, зайняті вхідними параметрами системного виклику, не опиняться в фізичної пам'яті.
Після копіювання вхідних параметрів системного виклику гіпервізор відновлює виконання обчислювальної ВМ і переводить процес в стан очікування. Для цього в точц 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 віддаленого обслуговування, знову підміняє переривання, процес вдруге переходить в стан очікування. Такий циклічний процес буде повторюватися до тих пір, поки з сервісної ВМ не надійдуть результати виконання системного виклику.
При отриманні результатів з сервісної ВМ гіпервізор необхідно відновити виконання довіреної процесу з наступною інструкції, причому в регістр r / eax повинен бути записаний результат виконання виклику, а в пам'ять процесу (наприклад, у разі системного виклику read) за заданими адресами повинні бути записан вихідні дані, якщо вони є.
Гіпервізор виводить процес зі стану очікування за допомогою вкидання іншого синхронного переривання в обчислювальну ВМ, обробник якого звільняли семафор і, тим самим, відновлює виконання процесу. Процес далі виконує гіпервизов на запит результатів системного виклику. Зауважимо, що хоча гіпервизов проводиться з контексту ядра, в точці гіпервизова на апаратурі завантажені власні таблиц приписки довіреної процесу. Гіпервізор переглядає таблиці і перевіряє, що віртуальні адреси, за якими мають бути записані результати, відображені на фізичну пам'ять, і доступ до цих адресами відкрито по запису. Наявність доступу тільки з читання може означати, що дана область пам'яті є «копійований при операції запису». При наявності доступу по запису до всього необхідного діапазону адрес гіпервізор копіює результати виконання системного виклику з сховища в адресний простір процесу і відновлює виконання ВМ. В іншому випадку гіпервізор для всіх необхідних віртуальних сторінок вкидає у ВМ виключення «помилка сторінки», що дає ОС вказівку виділити пам'ять для відповідно віртуальної сторінки і відобразити її на фізичну пам'ять.
При віддаленому обслуговуванні системного виклику делегат може отримати сигнал від ОС в сервісній ВМ, наприклад, сигнал SIGPIPE про розрив мережевого з'єднання. У цьому випадку делегат сповіщає гіпервізор про здобутий сигналі, і гіпервізор доставляє сигнал довіреній процесу. Для цього він інформує про сигнал модуль ядра ОС, який, у свою чергу, доставляє сигнал процесу засобами API ядра ОС Linux. Доставка процесу сигналу може привести до його аварійного завершення. У цьому випадку монітор повідомить гіпервізор про закінчення виконання процесу, гіпервізор звільнить пам'ять, відведену під службові структури даних.
2.1 Точка обслуговування системного виклику
У переважній більшості випадків системний виклик може бути асоційований з ресурсами якої-небудь однієї з віртуальних машин або на підставі номера системного виклику, або на підставі його параметрів. Зокрема, системний виклик socket, що створює кінцеву точку для мережевої взаємодії і повертає файловий дескриптор для роботи з нею, повинен обслуговуватися в сервісній ВМ. Системний виклик write вимагає додаткового аналізу файлового дескриптора, що передається в параметрах дзвінка. Якщо дескриптор асоційований з сокетом, то він повинен обслуговуватися в сервісній ВМ, в іншому випадку – в обчислювальній ВМ.
ОС в обох ВМ підтримують набори файлових дескрипторів для довіреної процесу і його делегати незалежно один від одного. Якщо гіпервізор після віддаленого обслуговування системного виклику поверне довіреній процесу ідентифікатор файлового дескриптора, отриманого від делегата, без будь-яких змін, то це може призвести до наявності в пам'яті довіреної процесу двох ідентичних дескрипторів, які насправді відповідають різним ресурсів в тій і іншій ВМ. У подальшому, при виконанні довіреною процесом системного виклику для такого дескриптора гіпервізор не зможе розрізнити, чи відноситься виклик до локального ресурсу в обчислювальній ВМ або віддаленого в сервісній ВМ.
Для вирішення цієї проблеми гіпервізор реалізує додатковий рівень абстракц файлових дескрипторів для довірених процесів. Файлові дескриптори, що зберігаються в пам'яті довіреної процесу (в якихось змінних), являють собою не реальні дескриптори, призначені ядром ОС в обчислювальній або сервісній ВМ, а ндекси в таблиці віддалених ресурсів, підтримуваної гіпервізора. Гіпервізор перехоплює і обробляє всі системні виклики довіреної процесу, у яких вхідні або вихідні параметри містити файлові дескриптори. Якщо параметр вхідний, то гіпервізор витягує з таблиці віддалених ресурсів фактичний файловий дескриптор, модифікує параметри системного виклику і передає його на обслуговування т ВМ, яка є власником ресурсу з цим дескриптором. Якщо параметр вихідний, то гіпервізор створює новий запис у таблиці віддалених ресурсів, позначаючи, яка з віртуальних машин є власником ресурсу, і модифікує вихідні параметри процесу, підставляючи індекс створеної запису замість фактичного значення дескриптора. Компонента гіпервізора, що відповідає за обробку файлових дескрипторів, враховує особливості виділення вільних дескрипторів ОС Linux, включаючи нюанси роботи системних викликів dup2 і fcntl. Таким чином, за значенням, передається довіреною процесом, завжди можна визначити віртуальну машину – власника ресурсу та номер файлового дескриптора в її контексті.
У ряді випадків виконання системного виклику може задіяти ресурси обох ВМ. Зокрема, параметри системного виклику select і його аналогів, а саме, набори файлових дескрипторів, для яких процес очікує виникнення відповідних подій, можуть одночасно ставитися до ресурсів як обчислювальної, так і сервісної ВМ. Такий виклик повинен обслуговуватися одночасно в обох ВМ, інакше програма може перестати виконуватися коректно. При цьому системний виклик в кожній віртуальній машині повинен обслуговуватися тільки з тими параметрами (файловий дескриптор), які відносяться до ресурсів даної ВМ.
При перехопленні запиту на виконання системного виклику, що вимагає одночасного виконання в обох ВМ, гіпервізор, використовуючи таблицю віддалених ресурсів, розшивають фактичні параметри на два непересічних набору (по одному для кожно з ВМ) і виконує виклик одночасно в обох ВМ з відповідними наборами параметрів. Модифікований набір параметрів записується в пам'ять довіреної процесу поверх оригінального. Перед поверненням управління процесу (після обслуговування системного виклику) гіпервізор відновлює вихідний набір параметрів, можливо, коректуючи його з урахуванням результатів системного виклику, отриманих з сервісної ВМ. Підсумковим результатом виконання системного виклику є результат тієї ВМ, яка хронологічно першою закінчила виконання своєї частини виклику, результати другий ВМ відкидаються.
Після отримання результатів від однієї з ВМ гіпервізор виробляє скасування виконання системного виклику в іншій ВМ. Механізм скасування виконання системного виклику реалізований в обох віртуальних машинах по-різному. У разі обчислювальної ВМ модуль ядра посилає довіреній процесу певний сигнал (не використовується процесом). При цьому модуль системи захисту безпосередньо перед посилкою сигналу реєструє для процесу спеціальний «порожній» обробник сигналу, що представля собою адресу RET інструкції в коді довіреної програми. Адреса інструкц вказується в паспорті завдання. Реєстрація обробника гарантує, що посилка сигналу не призведе до аварійного останову процесу. У сервісній ВМ всі системн виклики, які можуть виконуватися одночасно в обох ВМ, виконуються в окремому потоці (нитки) делегати. Скасування виконання системного виклику проводиться за допомогою примусового завершення цього потоку.
3. Продуктивність системи
Описана в цій роботі система реалізована на базі монітора віртуальних машин KVM [9]. KVM включений в основну гілку розробки ядра ОС Linux і являє собою модуль, що динамічно завантажений в ядро базової (хост) операційної системи Linux. Управління виконанням ВМ реалізується спільно ядром хост системи, модулем KVM та користувацький програмою QEMU. QEMU віртуалізується периферійні пристрої та забезпечує спільний доступ віртуальних машин до обладнання, встановленого на комп'ютері і керованого базовою системою.
Реалізація, представлена в цій роботі, побудована на базової операційної системи Linux з ядром версії 2.6.31.6 і моніторі віртуальних машин KVM версії 88. Сумарний обсяг коду компонент системи складає близько 16 тис. рядків. Віртуальні машини виконуються під управлінням ОС Linux з дистрибутива Fedora версії 9 зі штатним ядром версії 2.6.27.12–78.2.8.fc9.i686. На комп'ютері встановлений чотирьохядерних процесор Phenom 9750 компанії AMD з тактовою частотою 2.4 Ггц 2 Гбайта оперативної пам'яті. Даний процесор підтримує технологію апаратно віртуалізації, включаючи віртуалізацію пам'яті на базі вкладених (NPT) таблиць приписки віртуальної машини. Базова операційна система використовує всі чотири ядра процесора (ядро базової ОС зібрано в SMP-конфігурації). Кожній віртуальній машині виділяється по одному віртуальному процесору і по 512 Мбайт оперативно пам'яті.
Для проведення ряду тестів використовується другий комп'ютер такої ж конфігурації. В обох комп'ютерах встановлені 100 Мбіт-ві мережеві адаптери, пов'язані один з одним через мережевий концентратор (хаб). До концентратора підключені тільки дані дві машини.
Доступ віртуальної машини до мережі здійснюється за допомогою створення в базовій ОС штатними засобами ядра ОС програмного мережевого інтерфейсу (TAP0). Цей нтерфейс є образом мережевого інтерфейсу (ETH0) віртуальної машини в базовій системі. Прив'язка інтерфейсу TAP0 до фізичної середовищі здійснюється через програмний Ethernet-міст (bridge) в ядрі базової ОС, також організовуваний штатними засобами ОС Linux. Така конфігурація (мал. 1) дозволяє відкрити ВМ для нших машин в мережі, на відміну від конфігурації QEMU за замовчуванням, що приховує ВМ від інших машин в мережі за допомогою механізму трансляц мережевих адрес (NAT) і роздільної лише вихідні з'єднання в ВМ.
Для тестування продуктивності ми використовували чотири спеціально розроблених синтетичних тесту, моделюючих «важкі» для системи сценарії використання, і три типових програми: утиліту тестування продуктивності мережі TTCP, програму віддаленого доступу SSH і веб-сервер Apache.
Синтетичн тести засновані на виконанні системного виклику select () з одним або двома файловий дескриптор. Один з дескрипторів (локальний), позначимо його LocalFD, являє собою файл, відкритий в контексті обчислювальної ВМ, другий (віддалений), позначимо його RemoteFD, – сокет, створений в сервісній ВМ. У всіх тестах, крім першого, виконання системного виклику вимагає взаємодії між ВМ. Тести запускаються з контексту обчислювальної ВМ.
Рисунок 5. Конфігурація мережі для тестування продуктивності.
Обрамлення дескриптора квадратними дужками означає, що запитувана операція не може бути виконана для даного ресурсу, і системний виклик заблокує виконання відповідного користувацького процесу в одній з ВМ. Відсутність квадратних дужок означа можливість виконання операції і негайне повернення управління для користувача процесу. Тоді синтетичні тести перевіряють наступні сценарії виконання системного виклику:
· select (LocalFD);
· select (RemoteFD);
· select (LocalFD, [RemoteFD]);
· select ([LocalFD], RemoteFD).
Виконання системного виклику select (LocalFD) не вимагає взаємодії між віртуальними машинами і характеризує «обчислювальні» накладні витрати усередин обчислювальної ВМ на перехоплення системних викликів, аналіз фактичних параметрів та ін Виконання системного виклику select (RemoteFD) показу сумарний час, необхідне на доставку запиту делегату в сервісну ВМ, виконання системного виклику в ній і повернення результатів процесу, яка перебуває весь цей час у стані очікування.
Виконання системного виклику select з двома дескрипторах включає в себе взаємодію між віртуальними машинами і, крім того, вимагає виконання скасування системного виклику в тій ВМ, в якій процес був заблокований, а саме, в тій ВМ, дескриптор ресурсу якої обрамлений квадратними дужками. Слід відзначити принципову відмінність третього і четвертого тесту. У тесті select (LocalFD, [RemoteFD]) скасування системного виклику, виконуваного делегатом в сервісній ВМ, проводиться асинхронно для процесу в обчислювальній ВМ, і він може продовжити своє виконання, не чекаючи підтвердження від мережевої ВМ. Така оптимізація можлива, оскільки для нормального продовження виконання процесу досить результатів, одержуваних локально від ядра обчислювальної ВМ. У свою чергу, в тесті select ([LocalFD], RemoteFD) процес не може продовжити виконання, поки виконання системного виклику не буде перервано, що призводить до додаткових накладних витрат.
У таблиці 1 вказано час виконання тестів (у секундах) у циклі з 100 тисяч терацій. Перший рядок таблиці характеризують виконання тесту select (LocalFD) в базовій системі. Другий рядок показує час виконання тесту select (LocalFD) у ВМ із включеним механізмом відстеження виконання процесу. Зростання часу виконання на один порядок обумовлено витратами на перехоплення інструкції INTn, що ініціює системний виклик і, головне, інструкції IRET, що реалізує повернення в призначений для користувача режим як з системного виклику, так з обробників переривань. Ми очікуємо, що за рахунок адаптації пропонованої системи під механізм швидкого виконання системних викликів (SYSCALL / SYSRET), підтримуваний сучасними процесорами сімейства x86, даний показник може бути покращено.
Показник у третьому рядку таблиці говорить про те, що власне обчислювальні витрати системи (за винятком перехоплення двох інструкцій) складають близько 20%. Четвертий рядок характеризує накладних витрати на асинхронну скасування частини системного виклику, виконуваної делегатом в сервісній ВМ. Відзначимо, що кілька послідовних операцій скасування також виконуються асинхронно, і синхронізація здійснюється тільки при наступному виконанні «істотного» (не скасовується) віддаленого системного виклику. Крім того, делегат не буде виконувати системний виклик, якщо виявить, що для нього вже надійшла команда на скасування. Таке можливо в силу асинхронності виконання віртуальних машин.
У тесті select (LocalFD, [RemoteFD]) синхронізація здійснюється тільки після вихід з циклу при закритті «віддаленого» сокета (системний виклик close). При наявності великої кількості послідовно скасованих системних викликів (100 тисяч в даному випадку) така операція синхронізації може займати тривалий час, що й відбито в таблиці. Безпосередньо при виході з основного циклу час виконання тесту складає всього 15 секунд. Подальша операція закриття сокета, що вимага синхронізації операцій скасування, вимагає додаткових 16 секунд.
Останн два рядки таблиці характеризують повноцінне віддалене обслуговування системного виклику. Шостий рядок таблиці показує накладні витрати на скасування локально частини системного виклику в обчислювальній ВМ, яка завжди виконується синхронно для процесу.
Таблиця 1. Час виконання синтетичних тестів
| Тест | Час (сек.) |
| Базова система | 1 |
| Віртуальна машина | 9 |
| select(LocalFD) | 11 |
| select (LocalFD, [RemoteFD]) | 15 (31) |
| select(RemoteFD) | 189 |
| select([LocalFD], RemoteFD) | 253 |
Синтетичн тести показують, що при найгіршому сценарії час виконання системного виклику може зростати до 250 разів. Однак на практиці це не робить істотного впливу на час виконання програми в цілому. По-перше, більшість системних викликів, що вимагають видаленого виконання, включає в себе передачу даних через периферійний пристрій (зокрема, через мережу). По-друге, додаток, як правило, виконує також інші дії, які нівелюють дані накладні витрати, наприклад, воно може часто перебуває у стані очікування відкриття семафора.
На малюнку 6 наведено результати тестування системи на утиліті TTCP, що виконує в циклі передачу пакетів між двома машинами в мережі. Перша діаграма відповіда оригінальній TTCP утиліті, друга – модифікованої, в яку ми додали виконання системного виклику select перед кожною посилкою пакета. Системний виклик select в даному випадку виконується віддалено, тобто відповідає синтетичному тесту select (RemoteFD). При виконанні оригінальної утиліти накладні витрати на віддалене обслуговування системних викликів склали всього 2% від сумарного часу виконання програми. Додавання системного виклику select збільшило накладн витрати до 31%, однак навіть у цьому випадку вони значно менше витрат в синтетичному тесті select (RemoteFD), де час виконання збільшилося в 189 разів.
Ми також тестували пропоновану систему на утиліті віддаленого доступу SSH за допомогою копіювання файлу між двома машинами в мережі, а також на веб-сервер Apache, запускаючи для нього пакет тестів навантажувального тестування Flood. В обох випадках час виконання тестів варіювалося в межах 1% від їх виконання на базовій системі. Таким чином, ми вважаємо, що пропонований механізм віддаленого обслуговування системних викликів є досить ефективним для його використання в промислових завданнях.
Рисунок 6. Час виконання утиліти TTCP (сек)
Висновок
У даній роботі представлено підхід до віддаленого виконання системних викликів користувацького процесу, що не вимагає внесення будь-яких змін (у тому числі, перекомпіляції) ні в код процесу, ні в код операційної системи. Особливістю розглянутого підходу є те, що процесу може бути наданий контрольований доступ до таких ресурсів, до яких операційна система, під управлінням якої виконується процес, ні прямої, ні опосередкованої доступу не має. Це дозволяє надавати селективний доступ до ресурсів, що вимагає контролю (наприклад, мереж Інтернет), окремим довіреною користувальницьким процесам, залишаючи в той же час ці ресурси недоступними іншим процесам і навіть ядру операційної системи.
Пропонований підхід заснований на виконанні операційної системи (і керованих нею процесів) всередині апаратної віртуальної машини. Монітор віртуальних машин (гіпервізор) перехоплює системні виклики окремих довірених процесів і при необхідност передає їх на обслуговування сервісної машині. Сервісна машина може бути інший віртуальною машиною, виконується паралельно, або іншої фізичної машиною, з якою у гіпервізора є канал зв'язку.
Розглянутий підхід реалізовано на базі монітора віртуальних машин KVM. В якості сервісно машини використовувалася паралельно виконує віртуальна машина, а в якост контрольованих ресурсів було вибрані мережеві ресурси (у т.ч. ресурси Інтернету). Тестування продуктивності системи показало, що на реальних додатках накладні витрати на віддалене обслуговування системних викликів укладаються в межі 3 відсотків.
Література
1.Tanenbaum, A.S., Herder, J.N., Bos, H. Can We Make Operating Systems Reliable and Secure?. Computer 39, 5 (May 2006), pp. 44–51.
2.Burdonov, I., Kosachev, A., Iakovenko, P. Virtualization-based separation of privilege: working with sensitive data in untrusted environment. In Proceedings of the 1st Eurosys Workshop on Virtualization Technology for Dependable Systems, New York, NY, USA, 2009, ACM, pp. 1–6.
3.Яковенко П.М. Контроль доступу процесів до мережевих ресурсів на базі апаратної віртуалізації. Методи засоби обробки інформації. Праці Третьої Всеросійської наукової конференції, М, 2009, стор 355–360.
4.Chen, X., Garfinkel, T., Lewis, E.C., Subrahmanyam, P., Waldspurger, C.A., Boneh, D., Dwoskin, J., Ports, D.R. Overshadow: a virtualization-based approach to retrofitting protection in commodity operating systems. In Proceedings of the 13th international Conference on Architectural Support For Programming Languages and Operating Systems, ACM, 2008, pp. 2–13.
5.Adams, K., Agesen, O. A comparison of software and hardware techniques for x86 virtualization. In Proceedings of the 12th international Conference on Architectural Support For Programming Languages and Operating Systems, ACM, 2006, pp. 2–13.
6.VirtualSquare: Remote System Call.
7.Sun Microsystems, Inc. RPC: Remote Procedure Call. Protocol Specification. Version 2. Network working group. RFC 1057. 1988.
8.Sun Microsystems, Inc. NFS: Network File System Protocol Specification. Network working group. RFC 1094. 1989.
9.Shah. A. Deep Virtue: Kernel-based virtualization with KVM. Linux Magazine (86), 2008, pp. 37–39.
