VMM下Guest OS进程级管理工具设计与实现

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2024年1月9日发(作者：)

第２７卷第９期　２０１０年９月　‘计算机应用与软件　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　Ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎｓ　ａｎｄ　Ｓｏｆｔｗａｒｅ　Ｖ０１．２７　Ｎｏ．９　Ｓｅｐ．２０１０　ＶＭＭ下Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ进程级管理工具设计与实现　张纪胜　陈香兰　周学海　（中国科学技术大学计算机科学与技术系　安徽合肥２３００２７）　摘　要　目前在虚拟监控器ＶＭＭ（Ｖｉｒｔｕａｌ　Ｍａｃｈｉｎｅ　Ｍｏｎｉｔｏｒ）下还没有能高效方便地对Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ进程进行管理的工具。以ＶＭＭ是　Ｌｇｕｅｓｔ，Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ是Ｌｉｎｕｘ为运行环境，实现了名为ＧＰＭＵ（Ｇｕｅｓｔ　Ｐｒｏｃｅｓｓｅｓ　Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　Ｕｔｉｌｉｔｉｅｓ）的ＶＭＭ下Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ进程级的管理工　具原型。ＧＰＭＵ在不改动Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ和对ＶＭＭ性能影响尽可能小这两个前提下，通过直接在ＶＭＭ中动态地按需获得Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ中进　程描述符后对其操作来实现Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ进程级管理。实验结果表明ＧＰＭＵ的实现是正确有效的。还分析了ＧＰＭＵ的性能瓶颈并做　了对应的优化，典型的管理操作时间缩短为原始实现中的４１％，大幅提高了性能。　关键词　ＶＭＭ　虚拟机进程级管理工具Ｌｇｕｅｓｔ　ＤＥＳＩＧＮＩＮＧ　ＡＮＤ　ＩＭＰＬＥＭＥＮＴＩＮＧ　ＰＲｏＣＥＳＳ　ＬＥＶＥＬ　ＧＵＥＳＴ　ｏＳ　ＭＡＮＡＧＥＭＥＮＴ　ＵＴＩＬＩＴＩＥＳ　ｏＮ　ＶＭＭ　Ｚｈａｎｇ　Ｊｉｓｈｅｎｇ　Ｃｈｅｎ　Ｘｉａｎｇｌａｎ　Ｚｈｏｕ　Ｘｕｅｈａｉ　（Ｄｅｐａｒｔｍｅｎｔ　ｏｆＣｏｍｐｕｔｅｒ　Ｓｃｉｅｎｃｅ　ａｎｄ　Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ，Ｕｎｉｖｅｒｓｉｔｙ　ｆＳｃｉｏｅｎｃｅ　ａｎｄ　Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ　ｏｆＣｈｉｎａ，Ｈｅｆｅｉ　２３００２７，Ａｎｈｕｉ，Ｃｈｉａ）ｎ　Ａｂｓｔｒａｃｔ　Ｃｕｒｒｅｎｔｌｙ，ｔｈｅｒｅ　ａｒｅ　ｎｏ　ｕｔｉｌｉｔｉｅｓ　ｔｏ　ｍａｎａｇｅ　Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ｅｆｆｉｃｉｅｎｔｌｙ　ａｎｄ　ｃｏｎｖｅｎｉｅｎｔｌｙ　ｏｎ　ＶＭＭ．Ｉｎ　ｔｈｉｓ　ｐａｐｅｒ，ｗｅ　ｉｍｐｌｅｍｅｎｔ　ａ　ｐｒｏｔｏｔｙｐｅ　ｏｆ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ｌｅｖｅｌ　Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ　ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　ｕｔｉｌｉｔｙ，ｎａｍｅｄ　ａｓ　ＧＰＭＵ，ｉｎ　ａｎ　ｏｐｅｒａｔｉｏｎ　ｅｎｖｉｒｏｎｍｅｎｔ　ｔａｋｉｎｇ　Ｌｇｕｅｓｔ　ａｓ　ＶＭＭ　ａｎｄ　Ｌｉｎｕｘ　ａｓ　Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ．Ｗｉｔｈ　ｔｗｏ　ｐｒｅｒｅｑｕｉｓｉｔｅｓ，ｔｏ　ｅｎｓｕｒｅ　ｎｏ　ｍｏｄｉｉｆｃａｔｉｏｎ　ｏｎ　ｔｈｅ　Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ　ａｎｄ　ｔｏ　ｍｉｎｉｍｉｓｅ　ｔｈｅ　ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ　ｄｅｇｒａｄａｔｉｏｎ　ｏｆ　ＶＭＭ，ｔｈｅ　ＧＰＭＵ　ｉｍｐｌｅｍｅｎｔｓ　ｔｈｅ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ｌｅｖｅｌ　Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ　ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　ｖｉａ　ｏｐｅｒａｔｉｎｇ　ｔｈｅ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒｓ　ｏｆ　Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ　ｄｙｎａｍｉｃａｌｌｙ　ｏｂｔａｉｎｅｄ　ｆｒｏｍ　ＶＭＭ　ｄｉｒｅｃｔｌｙ　ａｎｄ　ｏｎ　ｄｅｍａｎｄ．Ｏｕｒ　ｅｘｐｅｒｉｍｅｎｔｓ　ｄｅｍｏｎｓｔｒａｔｅ　ｔｈｅ　ｃｏｒｒｅｃｔｎｅｓｓ　ａｎｄ　ｅｆｆｅｃｔｉｖｅｎｅｓｓ　ｏｆ　ｔｈｅ　ｉｍｐｌｅｍｅｎｔａｔｉｏｎ　ｏｆ　ＧＰＭＵ．Ｗｅ　ａｌｓｏ　ａｎａｌｙｓｅ　ＧＰＭＵ’Ｓ　ｐｅｒ－　ｆｏｒｍａｎｃｅ　ｂｏｔｔｌｅｎｅｃｋ　ａｎｄ　ｍａｋｅ　ｓｏｍｅ　ｃｏｒｒｅｓｐｏｎｄｉｎｇ　ｏｐｔｉｍｉｓａｔｉｏｎｓ．Ａｓ　ｔｈｅ　ｒｅｓｕｌｔ．ｔｈｅ　ｔｙｐｉｃａｌ　ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　ｏｐｅｒａｔｉｏｎ　ｔｉｍｅ　ｉｓ　ｒｅｄｕｃｅｄ　ｔｏ　４１％ｏｆ　ｔｈｅ　ｏｒｉｇｉｎａｌ　ｉｍｐｌｅｍｅｎｔａｔｉｏｎ，ｔｈｅ　ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ　ｉｓ　ｉｍｐｒｏｖｅｄ　ｄｒａｍａｔｉｃａｌｌｙ．　Ｋｅｙｗｏｒｄｓ　Ｖｉｒｔｕａｌ　ｍａｃｈｉｎｅ　ｍｏｎｉｔｏｒ（ＶＭＭ）　Ｖｉｒｔｕａｌ　ｍａｃｈｉｎｅ　Ｐｒｏｃｅｓｓ　ｌｅｖｅｌ　ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　ｕｔｉｌｉｔｉｅｓ　Ｌｇｕｅｓｔ　可能存在性能瓶颈的地方进行分析和优化。值得注意的是虽然　０　引　言　系统虚拟机技术通过在物理硬件上增添一层软件层虚拟出　一ＧＰＭＵ是针对ｌｇｕｅｓｔ实现的，但其实现方法是通用的，可以方便　地移植到其它ＶＭＭ下。　个或多个计算平台，这层软件层被称为虚拟监控器ＶＭＭ　，　１　实现途径　１．１客户端服务器模式　最简单的方法是在ＶＭＭ中运行一个管理程序而在Ｇｕｅｓｔ　有的时候也称为ｈｙｐｅｒｖｉｓｏｒ，如此虚拟出的系统被称为虚拟机，　有时该虚拟机也被称为Ｇｕｅｓｔ。虚拟机都在ＶＭＭ的监控和辅　助下访问底层物理硬件。因为ＶＭＭ能允许多个虚拟机透明地　复用物理机器的资源同时又能对虚拟机进行严格地监控，所以　近年来虚拟技术在企业计算、云计算、灾难恢复以及系统安全领　域得到了广泛的应用。　虽然ＶＭＭ能够有效地管理虚拟机，但其管理粒度是虚拟　机级的，很多情形下需要能够对虚拟机中操作系统的进程进行　ＯＳ里运行一个控制服务器具体实现管理工作。ＶＭＭ中的管理　程序通过套接字、共享内存等通信手段与控制服务器通信，由　ＶＭＭ中的管理程序发出命令指示控制服务器实现某种管理功　能并把结果传回。这种方法的好处是简单易行，能够复用操作　系统现有的管理工具。其不足在于：（１）需要Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ运行额　管理，也就是说管理粒度需要达到进程级别，比如列出当前虚拟　机操作系统中的所有进程、收集它们的负载信息、杀死其中某个　进程等等，更有甚者有时需要得到虚拟机操作系统中进程的内　核执行路径。　外控制服务程序；（２）如果Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ发生问题或者额外的控制　服务进程意外终止，此方案实现的管理工具就会失效；（３）此管　理工具应用于基于ＶＭＭ的安全解决方案时，Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ通常被　认为是不可信的，其返回的信息可能被攻击者恶意修改。　目前还没有成熟的安全高效且使用方便的虚拟机进程级管　理工具。本文先分析了两种可能的实现方法并对它们的优劣进　行分析，而后以ＶＭＭ是ｌｇｕｅｓｔ，Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ是Ｌｉｎｕｘ为例提出一种　１－２　ＶＭＭ直接操作Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ进程描述符模式　操作系统中进程描述符保存了进程的所有相关信息和控制　收稿Ｅｌ期：２００９—０４—１４。张纪胜，硕士生，主研领域：操作系统：　不需改动Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ且具有较高性能的ＧＰＭＵ实现技术，并对其　

ｌ６４　计算机应用与软件　消除额外的一次地址映射。　‘　２０１０血　结构，如果能够在ＶＭＭ中获取Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ中的进程描述符，那么　对Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ中进程的管理就能通过直接在ＶＭＭ下操作该进程　描述符进行。其优点是显而易见的，它克服了１．１节方案中的　诸多缺点。这种方案的难点在于正确完整地获取Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ中　的所有进程描述符的同时对ＶＭＭ的性能影响要尽可能小。　文献［２］中以ＶＭＭ是ＫＶＭ，Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ是Ｌｉｎｕｘ为例提出了　一Ｌｇｕｅｓｔ用影子页表来维护ｇｕｅｓｔ虚拟地址到ｈｏｓｔ物理地址　的映射关系，Ｌｇｕｅｓｔ以客户机页表为蓝本建立起影子页表，并且　会随着客户机页表的更新而更新。客户机实际上是通过影子页　表在访问真实的机器物理地址。　为方便影子页表的实现，Ｌｇｕｅｓｔ中实现了ｇｕｅｓｔ—ｐａ函数用　种直接在ＶＭＭ中获取Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ的进程描述符的方法。它主　于转换ｇｕｅｓｔ虚拟地址为对应的ｇｕｅｓｔ物理地址。此外还实现了　Ｌｇｒｅａｄ函数用于读取ｇｕｅｓｔ中某物理地址所在处的值。结合这　两个函数我们就能在ＶＭＭ里直接读取ｇｕｅｓｔ中虚拟地址所指　内存的内容。　要通过截获ＶＭＭ中写页目录寄存器（在Ｘ８６上即ＣＲ３寄存　器）的操作，从而在每次Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ进程切换时获取Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ中　进程的页目录地址，将此地址和对应的Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ进程描述符地　址保存在内存缓冲区中，当需要时以Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ进程的页目录地　址为关键字在内存缓冲区中查找。这种方法的不足在于：（１）　以页目录地址为关键字并不能标识所有进程，因为Ｌｉｎｕｘ系统　中并非所有进程都有独立的页目录地址。例如内核线程　（ｋｅｒｎｅｌ　ｔｈｒｅａｄ）和以ＣＬＯＮＥ—ＶＭ标志调用ｃｌｏｎｅ函数生成的轻　量级进程是没有自己独立的页目录地址的。（２）每当Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ　２．３所有进程描述符的获取　Ｌｉｎｕｘ内核中的进程描述符是类型为ｔａｓｋ—ｓｔｒｕｃｔ的结构体，　所有进程相关的信息都保存在这个结构体中。从Ｌｉｎｕｘ２．６内　核开始引入ｔｈｒｅａｄ—ｉｎｆｏ结构体用来保存访问最频繁的原来位于　ｔａｓｋ—ｓｔｒｕｃｔ结构体中的内容，ｔａｓｋ—ｓｔｒｕｃｔ结构体不再位于内核堆　栈的顶端。Ｌｉｎｕｘ内核为每个进程分配（ＴＨＲＥＡＤ—ＯＲＤＥＲ＋１）　进程切换时都需要以Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ进程页目录地址为关键字在缓　冲区中查找是否在缓冲区中已经有记录，Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ进程切换时　间大幅增加严重影响ＶＭＭ性能。（３）进程消亡时需要在缓冲　区中查找该进程对应的记录并删除，这不仅再一次降低ＶＭＭ　性能，更为严重的是ＶＭＭ很难得知Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ中哪一个进程消　个页面用来存放ｔｈｒｅａｄ～ｉｎｆｏ结构体和内核态进程堆栈。　ＴＨＲＥＡＤ—ＯＲＤＥＲ在内核编译配置时根据是否使用独立的中断　堆栈确定为零或为一。　如图１所示，ｔｈｒｅａｄ—ｉｎｆｏ结构体和内核态堆栈存在于一个　有（ＴＨＲＥＡＤ—ＯＲＤＥＲ＋１）个页面的内存区域上，ｔｈｒｅａｄ—ｉｎｆｏ结　构体位于内存区域的前端，内核态堆栈从内存区域的末尾往下　增长　Ｊ。ｔａｓｋｓｔｍｃｔ结构体中有一个ｓｔａｃｋ指针指向对应的　—亡、何时消亡。进程消亡时从缓冲区中删除记录的操作在文献　［２］中被忽略了。综上所述文献［２］中的方法并不能完整获得　Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ中所有进程描述符，并且对ＶＭＭ性能影响极大。　ＧＰＭＵ是通过在ＶＭＭ直接操作进程描述符来实现的，同时　为保证正确完整性，以进程描述符来唯一标识一个进程；为减少　对ＶＭＭ性能的影响，我们结合Ｌｉｎｕｘ系统中进程描述符的特点　从ＶＭＭ动态按需获得Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ所有进程描述符。　ｔｈｒｅａｄ—ｉｎｆｏ，同时ｔｈｒｅａｄ—ｉｎｆｏ结构体中也有个ｔａｓｋ指向对应的　ｒ－蕊　一ｌ’　ｔａｓｋｓｔｅｅｔｏ　ｒ—２基于Ｌｇｕｅｓｔ实现ＧＰＭＵ　２．１　Ｌｇｕｅｓｔ简介　Ｌｇｕｅｓｔ＿ｊｌ　是由ＩＢＭ工程师Ｒｕｓｔｙ　Ｒｕｓｓｅｌｌ开发的一种半虚　图１　ｔａｓｋ—ｓｔｅｅｔ、ｔｒｈｒｅａｄ—ｉｎｆｏ和内核堆栈关系示意图　Ｘ８６平台下ＥＳＰ寄存器是ＣＰＵ堆栈指针寄存器，用来指示　当前栈顶位置。执行这样一条ｃ语言语句后Ｐ＝ｅｓｐ＆　（ＴＨＲＥＡＤ—ＳＩＺＥ一１），Ｐ将指向进程的ｔｈｒｅａｄ—ｉｎｆｏ结构体，于是　Ｐ一＞ｔａｓｋ将会指向进程的ｔａｓｋ—ｓｔｒｕｃｔ结构体。事实上在ＧＰＭＵ　拟化解决方案，从２．６．２３开始集成进Ｌｉｎｕｘ内核。它由一个名　为１ｇ的Ｌｉｎｕｘ内核可加载模块和一个应用层的名为Ｌａｕｎｃｈｅｒ应　用程序组成。ｌｇ主要负责ＣＰＵ、内存、中断等的虚拟以及ｈｏｓｔ与　ｇｕｅｓｔ的切换。ｌｇ内核模块加载时分配一块内存并映射到ｖｍａｌ—　ｌｏｃ区域之上的一段目前没用到的地址空间中，然后加载一段短　实现过程中，我们正是通过下面基于同样原理的内联函数来得　到进程的进程描述符的：第二条语句执行完之后Ｐ的值是Ｇｕｅｓｔ　０Ｓ中进程的ｔｈｒｅａｄ—ｉｎｆｏ结构体地址，但此地址是ｇｕｅｓｔ中的虚　小精悍的ｓｗｉｔｃｈｅｒ代码到这段地址空间中。ｓｗｉｔｃｈｅｒ的主要功　能是负责在ｈｏｓｔ和ｇｕｅｓｔ之间切换，比如页目录、通用寄存器的　切换等等。同时ｌｇ还导出了／ｄｅｖ／ｌｇｕｅｓｔ设备文件接口给应用　层的Ｌａｕｎｃｈｅｒ使用。应用层的Ｌａｕｎｃｈｅｒ启动时映射了一块内　存作为虚拟机的物理内存，然后通过／ｄｅｖ／ｌｕｅｓｇｔ设备文件接口　和Ｉｇ内核模块交互从而虚拟出一个ｇｕｅｓｔ环境。　拟地址，我们不能直接用Ｐ一＞ｔａｓｋ来得到其ｔａｓｋ成员的值，需　要调用ｇｕｅｓｔ—ｐａ函数将ｇｕｅｓｔ虚拟地址转换为ｇｕｅｓｔ物理地址，　最后调用ｌｇｒｅａｄ读出进程描述符地址。　ｓｔａｔｉｃ　ｉｎｌｉｎｅ　ｓｔｒｕｃｔ　ｔａｓｋ—ｓｔｅｅｔｒ　ｇ　ｃｕｒｒｅｎｔ（ｓｔｒｅｅｔ　ｌｇ＿ｃｐｕ　ｃｐｕ）　　｛ｓｔｒｕｃｔ　ｔａｓｋｓｔｒｕｃｔ　—２．２影子页表　Ｇｕｅｓｔ有自己的页表用来将Ｇｕｅｓｔ的虚拟地址映射到Ｇｕｅｓｔ　的物理地址，但Ｇｕｅｓｔ的物理地址通常并不是ｈｏｓｔ中的物理地　Ｐ：　Ｐ＝一（ＴＨＲＥＡＤ—ＳＩＺＥ一１）＆ｃｐｕ一＞ｒｅｇｓ一＞ｅｓｐ；　Ｐ＝ｇｕｅｓｔ—ｐａ（ｃｐｕ，Ｐ一＞ｔａｓｋ）；　Ｐ　ｌｇｒｅａｄ（ｃｐｕ，Ｐ，ｕｎｓｉｇｎｅｄ　ｌｏｎｇ）；　址，所以要访问真实的的物理内存还需要一个把经Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ页　表转换得到的ｇｕｅｓｔ的物理地址转换为ｈｏｓｔ中物理地址的机制。　这样访问内存需要经过ｇｕｅｓｔ虚拟地址到ｇｕｅｓｔ物理地址再到　ｒｅｔｕｒｎ　Ｐ；　ｔａｓｋ＿ｓｔｒｕｃｔ结构体有一个类型为ｓｔｒｕｃｔ　ｌｉｓｔ—ｈｅａｄ名为ｔａｓｋｓ　ｈｏｓｔ物理地址两次映射，这极大影响了ＶＭＭ的性能。现在大多　数ＶＭＭ包括ｌｇｕｅｓｔ在内都使用一种被称为影子页表的技术来　的成员，Ｌｉｎｕｘ内核通过这个成员将系统中的所有进程的进程描　述符链接在一起。只要依次遍历此链表即可获得系统中所有进　

第９期　张纪胜等：ＶＭＭ下Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ进程级管理工具设计与实现　（２）消除重复获取进程描述符表地址的操作　ｌ６５　程的进程描述符，但同样要注意访问指针时将ｇｕｅｓｔ虚拟地址转　换为ｇｕｅｓｔ物理地址。　整个流程的算法的Ｃ伪码如下：　ｉｎｉｔｔａｓｋ＝ｔａｓｋ＝Ｐ＝ｇ在原始实现中，每次动态获取所有进程描述符时，都先要通　过保存的ＥＳＰ寄存器值获得Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ某一个进程描述符地址，　其实这不是必需的。我们第一次动态获取Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ中所有进　程描述符后可以找到０号进程也即ｓｗａｐｐｅｒ进程的描述符，此进　ｃｕｒｒｅｎｔ（ｅｐｕ）；　ｄｏ｛　对ｔａｓｋ所表示的进程进行各种进程粒度的管理操作；　Ｐ＝＆ｔａｓｋ一＞ｔａｓｋｓ：　程是Ｌｉｎｕｘ系统中的第一个进程而且在系统运行期间永不消　亡。一旦得到该进程描述符地址后完全可以保存以便后面使　用，代价就是多用了一个４字节的静态变量存储它，换来的收益　是消除了后面动态获取过程中每次都要重新获取进程描述符地　址的操作，这包括一次ｇｕｅｓｔ—ｐａ函数调用、一次ｌｇｒｅａｄ函数调　用。这是典型的以空间换时间的优化方法。　（３）优化效果　／／读出类型为ｓｔｒｕｅｔ　ｌｉｓｔ—ｈｅａｄ的ｔａｓｋｓ成员的值　ｌ＝ｌｇｒｅａｄ（ｃｐｕ，ｇｕｅｓｔ—ｐａ（ｃｐｕ，Ｐ），ｓｔｍｃｔ　ｆｉｓｔ—ｈｅａｄ）；　／／将链表的下一个指针赋给Ｐ　Ｐ＝１．ｎｅｘｔ；　／／读出Ｐ的值　Ｐ　ｌｇｒｅａｄ（ｅｐｕ，ｇｕｅｓｔ．．ｐａ（ｃｐｕ，Ｐ），ｓｔｒｕｃｔ　１ｉｓ｛一ｈｅａｄ　）；　／／得到Ｐ所在链表的ｔａｓｋ—ｓｔｒｕｃｔ结构体指针　ｔａｓｋ＝ｈｓｔｅｎｔｒｙ（Ｐ，ｓｔｒｕｃｔ　ｔａｓｋ—ｓｔｒｕｅｔ，ｔａｓｋｓ）；　—为测试优化效果我们以获得Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ中所有进程的进程　名这样一个应用为例，在同一台ＰＣ机上分别测试了对于同样　｝ｗｈｉｌｅ（ｉｎｉｔｔａｓｋ！＝ｔａｓｋ）　的Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ实例的原始实现，经步骤（１）优化和再经步骤（２）优　化后的动态获取所有进程描述符的所用时间。　３效果与性能分析　３．１正确性验证　我们构建了ＧＰＭＵ的原型，该原型中的ＶＭＭ为Ｌｉｎｕｘ　ｋｅｒ．．　ｎｅｌ　２．６．２９中的ｌｇｕｅｓｔ，Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ是运行同一个版本内核的Ｄｅｂｉ—　表１原始实现、经（１）优化以及再经　（２）优化后获取所有进程描述符时间　原始　（１）优化后　（１）＋（２）优化后　时间（单位时钟周期）　１９３８８　８１９４　８０９５　ａｎ　Ｌｉｎｕｘ系统。实验的硬件平台是一个Ｐｅｎｔｉｕｍ４　１．６０ＧＨｚ　ＣＰＵ、２５６Ｍ　ＲＡＭ的ＰＣ机。在ＧＰＭＵ中实现了获得所有进程列　表、查看特定进程负载等几个管理命令。正确性是通过比较　从表１可以看出经步骤（１）优化后，获得Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ中所有　进程描述符的时间从原始实现的１９３８８个时钟周期减小为８１９４　个时钟周期，为原始实现的４２％，有超过一倍的性能提升。在　此基础上再经步骤（２）优化后，获得Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ所有进程的进程　ＧＰＭＵ中命令的返回结果和Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ中对应功能的管理命令的　返回结果来验证的。实验结果表明实现方案是正确有效的。　描述符时间从８１９４个时钟周期再减少为８０９５个时钟周期（大　概５．０５９个微秒），为原始实现的４１％，在步骤（１）的基础上再　次减少了１％的时间花费。　３．２性能测量方法　我们的方法是在需要时才去获取Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ所有进程描述　符，然后对进程描述符做相应操作从而实现进程级的管理，唯一　的瓶颈在动态获取所有进程描述符的操作上。为精确测量获得　所有进程描述符这一操作的时间，我们利用了自Ｐｅｎｔｉｕｍ处理　器以来就有的ｒｄｔｓｃ指令读取处理器的时间印戳计数器　Ｊ，该计　４　结论　本文在不改动Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ和尽可能不影响ＶＭＭ性能的前提　下，以ＶＭＭ是ｌｕｅｓｔ，Ｇｕｅｓｔｇ　ＯＳ是Ｌｉｎｕｘ为例设计并实现了　数器每个时钟周期加１。为方便使用我们实现了如下的宏，调　用ｒｄｔｓｅ（１ｏｗ）即能将处理器当前时间印戳计数器值读入变量　ｌｏｗ（为ｕｎｓｉｇｎｅｄ　ｌｏｎｇ型）中。　＃ｄｅｆｉｎｅ　ｒｄｔｓｃ（１ｏｗ）＼…ａｓｍ一…ｖｏｌａｔｉｌｅ一（”ｒｄｔｓｅ＇　：”＝ａ”（１ｏｗ）：　：　ｅｄｘ”）　Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ进程级的管理工具ＧＰＭＵ。本文接着分析了可能存在　的性能瓶颈并做了对应的有效的优化。结果表明本文的方案是　正确有效的，并且不需要改动Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ，对ＶＭＭ性能的影响是　微乎其微的。目前ＧＰＭＵ中实现的管理命令比较少，增添更多　的ＧＰＭＵ管理命令是下一步的工作。　在获取Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ所有进程的进程描述符前调用一次，获取　Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ所有进程的进程描述符后再调用一次，两次得到的计　数器的差值即为所用时间，其单位为测试机器的时钟周期。　参考文献　３．３性能瓶颈和优化　（１）优化ｔａｓｋ—ｓｔｒｕｃｔ结构体的地址转换过程　［１］Ｊａｍｅｓ　Ｅ　Ｓｍｉｔｈ，Ｒａｖｉ　Ｎａｉｒ．虚拟机一系统与进程的通用平台［Ｍ］．北　京：电子工业出版社，２００６．　我们每次获得进程描述符时，都需要调用ｇｕｅｓｔ一３３ａ函数把　Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ中的虚拟地址转换为Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ中的物理地址，然后通　过ｌｇｒｅａｄ读取该地址处值。其中ｇｕｅｓｔ—ｐａ函数是通过查询　Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ页目录表得到要转换的虚拟地址所对应的页表地址，　［２］康华．从ＶＭＭ中识别ＧＵＥＳＴ　ＯＳ中的用户进程［ＥＢ／ＯＬ］．ｈｔｔｐ：／／　ｂｌｏｇ．ｃｓｄｎ．ｎｅｔ／ｋａｎｇｈｕａ／ａｒｅｈｉｖｅ／２００７／ｌＯ／１　１／１８２０７８５．ａｓｐｘ．　［３］Ｃｏｒｂｅｔ．Ａｎ　ｉｎｔｒｏｄｕｃｔｉｏｎ　ｔｏ　ｌｇｕｅ￣ｔ［ＥＢ／ＯＬ］．ｈｔｔｐ：／／１ｗｎ．ｎｅｔ／　Ａｒｔｉｃｌｅｓ／２１８７６６／．　进而再查询此页表得到Ｇｕｅｓｔ　ＯＳ中物理地址的，这一过程是非　常耗费时间的。我们知道Ｌｉｎｕｘ内核中进程描述符ｔａｓｋ—ｓｔｒｕｃｔ　［４］Ｒｕｓｔｙ　Ｒｕｓｓｅｌ１．Ｄｏｅｕｍｅｎｔ／ｌｇｕｅｓｔ，ｄｒｉｖｅｒｓ／ｌｇｕｅｓｔ　ｕｎｄｅｒ　Ｌｉｎｕｘ　ｋｅｒｎｅｌ　ｓｏｕｌ￣ｅ．　［５］Ｄａｎｉｅｌ　Ｐ，Ｂｏｖｅｔ，Ｍａｒｃｏ　Ｃｅｓａｔｉ．Ｕｎｄｅｒｓｔａｎｄｉｎｇ　ｔｈｅ　Ｌｉｎｕｘ　Ｋｅｒｎｅｌ［Ｍ］．０　ＲＥＩＬＬＹ，２００６．　分配在内核的直接映射物理内存的逻辑地址空间中，其虚拟地　址到物理地址映射关系是非常简单的，通常只相差一个常量偏　移。在这种情形下，可以用简单地减去一个常量偏移操作来替　代ｇｕｅｓｔ—ｐａ函数调用。由此带来的性能提升是惊人的。　［６］Ｉｎｔｅｌ　Ｃｏｒｐｏｒａｔｉｏｎ．Ｉｎｔｅｌ　６４　ａｎｄ　ＩＡ一３２　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅｓ　Ｓｏｆｔｗａｒｅ　Ｄｅｖｅｌｏｐ－－　ｅｒ　ｓ　Ｍａｎｕａｌ［ＥＢ／ＯＬ］．ｈｔｔｐ：／／ｗｗｗ．ｉｎｔｅ１．ｃｏｒｎ／ｐｒｏｄｕｃｔｓ／ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ／　ｍａｌｌＩ】ａｌｓ／．　

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