[MIT 6.S081] Lec 18: OS Organization 笔记
2021/11/29 6:09:35
本文主要是介绍[MIT 6.S081] Lec 18: OS Organization 笔记,对大家解决编程问题具有一定的参考价值,需要的程序猿们随着小编来一起学习吧!
Lec 18: OS Organization
- Ref: https://github.com/huihongxiao/MIT6.S081/tree/master/lec18-os-organization-robert
- Preparation: The Performance of micro-Kernel-Based Systems (1997)
宏内核
Linux, Unix 和 XV6 等传统方式实现的操作系统成为宏内核.
宏内核优点
内核庞大且高度抽象.
- 可移植性
- 向应用程序隐藏复杂性
- 帮助管理资源.
- 所有内核子系统集成在一个程序中, 数据共享
- 内核所有代码以完整的硬件权限运行
宏内核缺点
- 庞大->复杂->容易有 Bug->带来安全问题
- 通用目的(General-Purpose)->运行变慢
- 太大而去掉非常复杂的抽象
- 缺乏可扩展性(Extensibility)
微内核
核心观点
- 进程间通信(Inter-Process Communication, IPC)
- 线程或任务
- 内核只需要支持进程/任务/线程, 以及 IPC 作为信息传递途径
微内核优点(动机)
- 微内核更小
- 美感(sense of aesthetic), 设计小而专注
- 更安全
- 可验证正确性和安全性
- 程序更易被优化, 运行速度更快
- 更具灵活性
- 大部分功能和函数位于用户空间
- 代码更模块化
- 更容易定制
- 系统更加健壮
- 模拟或运行多个操作系统
微内核的挑战
- 最小化系统调用 API
- 需要开发一些用户空间服务以支持操作系统
- IPC 的性能
L4 微内核
- 只有 7 个系统调用
- Thread Create: 创建新线程, 若地址空间或任务不存在则会创建任务
- Send/Recv IPC
- Mapping: 映射内存页面到当前任务或其它任务的地址空间
- Dev Access: 特权任务可以将硬件控制寄存器映射到本任务的地址空间中
- 设备中断转换为 IPC 信息. 包括对 Page Fault的处理, 由每个任务关联的 Pager Task 处理
- 内核进行线程调度和上下文切换.
- 程序不大
- 只有 任务, 线程, 地址空间, IPC 这些基础的抽象
IPC 性能
传统管道实现
- 异步传输
- 需要内核缓冲区存放信息
两个用户进程间通信需要: - 4 个相同调用, 2 个 send, 2 个 write
- 8 次用户空间与内核空间的切换
- recv 时需要 sleep 等待数据
- 用户进程切换时需要至少一次线程调度和上下文切换
L4 fast IPC
- 同步传输: P1 调用 send 时会等待 P2 调用 recv, 当两个进程都进入内核后, 直接将消息从 P1 拷贝至 P2(相当于 P1 进入内核返回到 P2)
- 无缓冲(Unbuffered): IPC 过程无需将数据由用户空间拷贝至内核空间
- 零拷贝(Zero Copy): 当消息极小时, 可以直接在寄存器中传递, 无需拷贝
- Page Mapping: 对于极长消息, 可以在 IPC 中携带页面映射, 页面会再次映射到目标任务的地址空间
- RPC: 使用 call 系统调用, 结合 send 和 recv 系统调用: 发送消息的同时等待其它任务的请求消息
在 L4 微内核上运行 Linux
- L4 作为内核运行在底部, Linux 作为一个服务运行在用户空间(作为一个任务)
- 每一个 Linux 用户进程又作为一个独立的 L4 任务运行. Linux 进程执行系统调用时会转换为发送到 Linux 任务的 IPC 消息并返回.
- L4 只有一个内核线程运行 Linux 内核, 而非每个用户进程对应一个 L4 内核线程. 用户进程的内核线程由 Linux 内核线程实现.
- L4 控制用户进程的调度运行
- 缺点: 缺乏和 Linux 一样复杂的线程调度机制
微内核的影响
- 有关虚拟内存使用的系统调用. 导致了 mmap 等系统调用合并到 Linux 系统
- 将操作系统作为一个用户程序运行在另一操作系统之上
- Linux 演进出了可加载的内核模块
- 基于 IPC 的 Client-Server 支持
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