JP2010170210A - Virtual machine management mechanism, virtual machine system having the same and paging processing method in the system - Google Patents
Virtual machine management mechanism, virtual machine system having the same and paging processing method in the system Download PDFInfo
- Publication number
- JP2010170210A JP2010170210A JP2009010085A JP2009010085A JP2010170210A JP 2010170210 A JP2010170210 A JP 2010170210A JP 2009010085 A JP2009010085 A JP 2009010085A JP 2009010085 A JP2009010085 A JP 2009010085A JP 2010170210 A JP2010170210 A JP 2010170210A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- page
- guest
- vmm
- paging
- virtual machine
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
Links
Images
Landscapes
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
Abstract
Description
本発明は、仮想的に計算機実行環境を提供する仮想計算機システムにおけるページフォルト処理に好適な、仮想計算機管理機構、同管理機構を有する仮想計算機システム及び同システムにおけるページング処理方法に関する。 The present invention relates to a virtual machine management mechanism suitable for page fault processing in a virtual machine system that virtually provides a computer execution environment, a virtual machine system having the management mechanism, and a paging processing method in the system.
古くから、メインフレームにおいてハードウェア（ＨＷ）による仮想計算機（Virtual Machine: VM）支援機構を使った仮想計算機システムが知られている。また、近年は、パーソナルコンピュータ（ＰＣ）に搭載されているプロセッサが同様のＶＭ支援機構をＨＷでサポートしてきたこともあり、ＰＣの世界でも計算機の仮想化技術が活用されるようになってきている。今後は個人用のＰＣや、ＰＣを用いて実現されるサーバ（いわゆるＰＣサーバ）等においても、仮想計算機の技術が広く利用されることが予測される。 For a long time, a virtual machine system using a virtual machine (VM) support mechanism by hardware (HW) in a mainframe has been known. In recent years, a processor mounted on a personal computer (PC) has supported a similar VM support mechanism by HW, and computer virtualization technology has come to be used in the PC world. Yes. In the future, it is predicted that the technology of virtual machines will be widely used in personal PCs and servers (so-called PC servers) realized using PCs.
典型的な仮想計算機システムでは、計算機（実計算機）のハードウェア上に仮想計算機管理機構（virtual machine manager/monitor: VMM）が存在する。実計算機のハードウェアは、ＣＰＵ（実ＣＰＵ）、メモリ（実メモリ）、各種入出力装置（実入出力装置）等で構成されている。ＶＭＭは一般にソフトウェアモジュールを用いて構成される。ＶＭＭは、ハードウェアを直接管理し、それを仮想化して仮想計算機（仮想マシン）を構築する。仮想計算機は、仮想ＣＰＵ、仮想入出力（Ｉ／Ｏ）装置等から構成される。つまりＶＭＭは、仮想ＣＰＵ、仮想Ｉ／Ｏ装置のイメージを作り、実ＣＰＵや実Ｉ／Ｏ装置、実メモリ等のＨＷリソースを時間的、領域的に仮想ＣＰＵ、仮想Ｉ／Ｏ装置、仮想計算機のメモリとして割り当てる。このようにしてＶＭＭは仮想計算機を構築する。仮想計算機にはゲストＯＳと呼ばれるオペレーティングシステム（ＯＳ）がロードされる。このゲストＯＳは、仮想ＣＰＵにより実行される。 In a typical virtual machine system, a virtual machine management mechanism (virtual machine manager / monitor: VMM) exists on the hardware of a computer (real machine). The hardware of the real computer is composed of a CPU (real CPU), a memory (real memory), various input / output devices (real input / output devices), and the like. The VMM is generally configured using software modules. The VMM directly manages hardware and virtualizes it to construct a virtual machine (virtual machine). The virtual machine is composed of a virtual CPU, a virtual input / output (I / O) device, and the like. In other words, the VMM creates an image of a virtual CPU and a virtual I / O device, and HW resources such as a real CPU, a real I / O device, and a real memory are temporally and regionally virtual CPUs, virtual I / O devices, and virtual computers. Allocate as memory. In this way, the VMM constructs a virtual machine. An operating system (OS) called a guest OS is loaded on the virtual machine. This guest OS is executed by a virtual CPU.
このような仮想計算機システムでは、目的に合わせて複数のゲストＯＳを稼動させることができる。これは、通常の計算機システム（非仮想計算機システム）にはない、仮想計算機システムの利点である。 In such a virtual machine system, a plurality of guest OSs can be operated in accordance with the purpose. This is an advantage of the virtual computer system that is not found in a normal computer system (non-virtual computer system).
ところで、一般にＯＳは十分な大きさ（記憶容量）の主メモリを必要とする。主メモリの記憶容量が少ないとページング処理が多発し処理効率（処理性能）が落ちる。仮想計算機システムにおいては、実計算機に搭載される主メモリを各ゲストＯＳで分け合って使う必要がある。このため、ゲストＯＳの数が多くなるほど各ゲストＯＳに割り当てられる記憶容量（の平均値）は少なくなる。そこで、例えば非特許文献１では、ＶＭＭによるオンデマンドページングと、共通のデータを有するページをゲストＯＳ間で共有する技術とが提案されている。 By the way, the OS generally requires a sufficiently large (storage capacity) main memory. If the storage capacity of the main memory is small, paging processing occurs frequently, and processing efficiency (processing performance) decreases. In the virtual machine system, it is necessary to share the main memory installed in the real machine with each guest OS. For this reason, as the number of guest OSs increases, the storage capacity (average value) assigned to each guest OS decreases. Therefore, for example, Non-Patent Document 1 proposes on-demand paging by VMM and a technique for sharing a page having common data between guest OSes.
ここで例に取り上げる仮想計算機システムにおけるＶＭＭも、ゲストＯＳに割り当てられたメモリ（メモリ領域、メモリ空間）に対してデマンドページング処理を行うものとする。ＶＭＭのメモリマネージャは、ページアウトしてもペナルティが少ないページを、適切なアルゴリズムによってページアウト対象として選択し、ページアウト処理を行う。適切なアルゴリズムには、通常はＬＲＵ（Least Recently Used）アルゴリズムが用いられることが多い。このアルゴリズムによれば、最近の使用頻度が少ないページがページアウト対象として選択される。ページアウト対象のページ（メモリページ）は、ＣＰＵに内蔵されているメモリ管理ユニット（ＭＭＵ）の管理テーブル上でＶＭＭによって「無効」として登録され、当該ページ（内のデータ）が外部記憶装置に書き出される。このページの書き出し（つまりページアウト）が終わり次第、そのページは他の目的で使用される。 The VMM in the virtual machine system taken as an example here also performs demand paging processing on the memory (memory area, memory space) allocated to the guest OS. The memory manager of the VMM selects a page with a small penalty even if it is paged out as a page-out target by an appropriate algorithm, and performs a page-out process. Usually, an LRU (Least Recently Used) algorithm is often used as an appropriate algorithm. According to this algorithm, a page with a low recent use frequency is selected as a page-out target. The page to be paged out (memory page) is registered as “invalid” by the VMM on the management table of the memory management unit (MMU) built in the CPU, and the page (internal data) is written to the external storage device. It is. As soon as this page is written (ie, paged out), it is used for other purposes.
その後、ゲストＯＳがページアウトされているページにアクセスすると、当該ページはＭＭＵの管理テーブル上で「無効」として登録されているので、当該ＭＭＵによってページフォルトトラップが発生される。するとＶＭＭに制御が渡り、ＶＭＭは、ページフォルトトラップが発生したページを対象とするページインの処理を行う。このページにアクセスしようとしたゲストＯＳは通常「ブロック状態」となり動作することができず、ＶＭＭによるページイン処理が終わるまで当該ＶＭＭによって実行を待たされる。 Thereafter, when the guest OS accesses a page that has been paged out, the page is registered as “invalid” in the management table of the MMU, and therefore a page fault trap is generated by the MMU. Then, control is passed to the VMM, and the VMM performs page-in processing for the page where the page fault trap has occurred. The guest OS trying to access this page is normally in a “blocked state” and cannot operate, and the VMM waits for execution until the page-in processing by the VMM is completed.
このように、ＶＭＭによってゲストＯＳのメモリ領域にデマンドページングを実施することにより、実メモリよりも見かけ上多くのメモリを各ゲストＯＳが使用できるようになる。しかしながら、ＶＭＭによるデマンドページングでは、以下に述べるような不具合が発生する可能性がある。 Thus, by performing demand paging on the memory area of the guest OS by the VMM, each guest OS can use an apparently larger amount of memory than the real memory. However, the demand paging by VMM may cause the following problems.
まず、ＶＭＭによるデマンドページングを説明する前に、通常の計算機システムにおける典型的なＯＳのページング処理について説明する。典型的なＯＳは、当該ＯＳのカーネル内のメモリ領域（カーネル領域、カーネル空間）を対象とするデマンドページング処理を行わないことが多い。一方、ＯＳ上で実行されるユーザプロセスに割り当てられるメモリの管理には仮想記憶方式が採用されおり、当該メモリはカーネルによるデマンドページング処理の対象されることが多い。 First, before explaining demand paging by VMM, typical OS paging processing in a normal computer system will be explained. A typical OS often does not perform demand paging processing for a memory area (kernel area, kernel space) in the kernel of the OS. On the other hand, a virtual storage system is adopted for managing the memory allocated to the user process executed on the OS, and the memory is often subjected to demand paging processing by the kernel.
このようなＯＳにおいては、ユーザプロセスのメモリ空間（仮想アドレス空間）の全てに実メモリ内のページ（実ページ）が割り当てられているとは限らない。このため、アクセス頻度が低い仮想アドレス空間内のページ（仮想ページ）はページアウトの対象となり、カーネルにより外部記憶装置にページ（内のデータ）が書き出された（データの退避）後、そのページは開放されて他の用途に使用される。ユーザプロセスが再びそのページ（を指定する仮想アドレス）にアクセスすると、そのページには実ページが割り当てられていない（つまりＭＭＵに無効なページとして登録されている）のでページフォルトトラップが発生する。 In such an OS, a page (real page) in the real memory is not always allocated to the entire memory space (virtual address space) of the user process. For this reason, a page (virtual page) in the virtual address space with low access frequency is subject to page-out, and after the page (internal data) is written to the external storage device by the kernel (data is saved), the page is deleted. Is opened and used for other purposes. When the user process accesses the page again (the virtual address that designates it), a page fault trap occurs because a real page is not assigned to the page (that is, it is registered as an invalid page in the MMU).
カーネル（ＯＳのカーネル）は、ページフォルトトラップ発生を機にユーザプロセスからＣＰＵを奪う。そしてカーネルは、当該カーネルによるページイン処理として、ページフォルトトラップが発生したページ（仮想アドレス空間内のページ）への新たな実ページの割り当てと、そのページに対する外部記憶装置からの退避データの読み込みとを行う。この処理にはＩ／Ｏ処理が伴い、比較的長い時間がかかる。このため、ページフォルトを起こしたユーザプロセスは、その処理の間ブロックされる（つまりページイン待ち状態として待機状態になる）。そこでカーネルは、他の実行可能なユーザプロセスを選択し、この選択されたユーザプロセスにＣＰＵを割り当てる。その後、ページインのためのＩ／Ｏ処理が完了すると、Ｉ／Ｏ完了割り込みが発生する。 The kernel (OS kernel) takes the CPU from the user process when a page fault trap occurs. Then, as a page-in process by the kernel, the kernel allocates a new real page to the page (page in the virtual address space) in which the page fault trap has occurred, reads the saved data from the external storage device, and I do. This process involves I / O processing and takes a relatively long time. For this reason, the user process that has caused the page fault is blocked during the process (that is, the page enters a waiting state as a page-in waiting state). The kernel then selects another executable user process and assigns a CPU to the selected user process. Thereafter, when the I / O processing for page-in is completed, an I / O completion interrupt is generated.
Ｉ／Ｏ完了割り込みが発生すると、カーネルは、その割り込みを受けて処理を開始する。するとカーネルは、ページイン待ちでブロックされていたユーザプロセスを実行可能状態にして再スケジューリングする。その後、実行可能状態にされたユーザプロセスに、しかるべきタイミングでＣＰＵが割り当てられる。これにより、ＣＰＵが割り当てられたユーザプロセスでは、ページフォルトを起こした状態から処理が再開される。 When an I / O completion interrupt occurs, the kernel receives the interrupt and starts processing. The kernel then reschedules the user process that was blocked waiting for page-in to an executable state. Thereafter, the CPU is assigned to the user process that has been made executable at an appropriate timing. Thereby, in the user process to which the CPU is assigned, the processing is resumed from the state where the page fault has occurred.
上述の典型的なＯＳの説明では、カーネル内のページフォルトは起こらないものとしている。しかし、例えばマイクロソフト社のＷｉｎｄｏｗｓ（登録商標）など、カーネル内でのページングを実現しているＯＳもある。このようなＯＳにおいても、ユーザプロセスの場合と同様に、ページフォルトを起こしたカーネル内のスレッド（処理の流れ）は一時的にページイン処理待ちとなってブロックされる。そして、ユーザプロセスの場合と同様に、カーネルにより、他の実行可能なカーネル内のスレッド（カーネルスレッド）にＣＰＵが渡される。これにより、システム全体としてはＣＰＵを使い続けることができる。 In the above description of the typical OS, a page fault in the kernel does not occur. However, there are OSs that realize paging in the kernel, such as Windows (registered trademark) of Microsoft Corporation. Even in such an OS, as in the case of the user process, the thread (processing flow) in the kernel that has caused the page fault is temporarily blocked waiting for page-in processing. As in the case of the user process, the CPU passes the CPU to a thread (kernel thread) in another executable kernel. As a result, the entire system can continue to use the CPU.
なお、ページングを行うカーネルを「ページャブルなカーネル」と呼ぶことがある。ページャブルなカーネルにおいても、全ての領域がページング可能であることは少ない。つまり、特定領域はページング管理の対象外であり、常にページを貼り付けておかなければいけない領域が存在していることが多い。このような特定領域として、例えばページフォルト処理をするためのメモリ領域等が知られている。 Note that a paging kernel may be referred to as a “pageable kernel”. Even in a pageable kernel, the entire area is rarely pageable. In other words, the specific area is not subject to paging management, and there are often areas where pages must always be pasted. As such a specific area, for example, a memory area for performing page fault processing is known.
ＯＳ（のカーネル）は、ＶＭＭと同様にメモリマネージャを有している。ＯＳのメモリマネージャは、当該ＯＳ上で実行されるユーザプロセス（のメモリ空間）に割り当てられているページを必要に応じてページアウトする。このページアウトされているページにユーザプロセスがアクセスしようとすると、メモリフォールトトラップが発生する。すると、ＯＳのメモリマネージャによりページインの処理が行われる。 The OS (the kernel) has a memory manager as in the VMM. The OS memory manager pages out pages allocated to a user process (memory space) executed on the OS as necessary. When a user process tries to access the page that has been paged out, a memory fault trap occurs. Then, page-in processing is performed by the OS memory manager.
トラップを起こしたユーザプロセス（より詳細には、トラップ発生の要因となった、ページアウトされているページにアクセスしたユーザプロセス）は、ＯＳ（のカーネル）によって「ページイン待ち状態（ブロック状態）」に設定される。そしてＯＳによって、他の実行可能なユーザプロセスが選択されて、その選択されたプロセスにＣＰＵがディスパッチされる。ここでＯＳが、カーネル内のメモリ領域（カーネル空間）でのページングもサポートしているものとする。つまり、カーネル内でページング可能なメモリ領域があり、そのメモリ領域はページング対象になるものとする。このページング可能なメモリ領域内のページがページアウトされると、カーネル内で、このページアウトされたページにアクセスしようとしたカーネルスレッドは、やはりページフォルトラップを起こす。すると、ページフォルトラップを起こしたカーネルスレッドは、ページイン処理が完了するまでブロックされる。この場合、他の実行可能なカーネルスレッドが選択されて制御が切り替わることで、システム全体としては処理が進む。 The user process that caused the trap (more specifically, the user process that accessed the page that was paged out that caused the trap occurrence) is “waiting for page-in (block state)” by the OS (kernel). Set to Then, another executable user process is selected by the OS, and the CPU is dispatched to the selected process. Here, it is assumed that the OS also supports paging in a memory area (kernel space) in the kernel. In other words, it is assumed that there is a memory area that can be paged in the kernel, and that memory area becomes a page target. When a page in this pageable memory area is paged out, kernel threads that attempt to access the paged-out page in the kernel will also cause a page fault wrap. Then, the kernel thread that caused the page fault wrapping is blocked until the page-in process is completed. In this case, when another executable kernel thread is selected and the control is switched, the processing of the entire system proceeds.
このように、通常のＯＳにおいて、ユーザプロセスあるいはカーネルスレッドのいずれも、ページアウトに起因するページフォルトにより、そのプロセスあるいはカーネルスレッドはページインの処理に伴って一時的に実行がブロックされる。その一方、ＯＳ内の他の実行可能なユーザプロセスあるいはカーネルスレッドが実行されるためにＣＰＵは継続して利用され続け、システム全体とすれば有効にＣＰＵが使用される。つまり、ページフォルトの度に、ＯＳ内に実行できる処理が存在しなくなるということはない。 As described above, in a normal OS, a user process or a kernel thread is temporarily blocked from executing due to a page-in process due to a page fault caused by a page-out. On the other hand, the CPU continues to be used because other executable user processes or kernel threads in the OS are executed, and the CPU is effectively used for the entire system. That is, there is no possibility that there is no process that can be executed in the OS every time a page fault occurs.
次に、上述のようなＯＳがゲストＯＳとして仮想計算機上で実行される状態を想定する。ここではＶＭＭがゲストＯＳのメモリ領域に対してデマンドページングを行うことにより、実メモリが有するよりも多くのページ（メモリページ）を仮想的な「ページ」としてゲストＯＳに割り当てるものとする。このとき、上述のような、通常のＯＳ（カーネル）がその上で実行されるユーザプロセスに対して行うページング処理と同様の処理を、ＶＭＭがゲストＯＳに対して行うならば、効率が悪い。この点について、以下で説明する。 Next, it is assumed that the OS as described above is executed on the virtual machine as a guest OS. Here, the VMM performs demand paging on the memory area of the guest OS, so that more pages (memory pages) than the real memory has are allocated to the guest OS as virtual “pages”. At this time, if the VMM performs the same process as the paging process performed on the user process executed by the normal OS (kernel) on the guest OS, the efficiency is low. This point will be described below.
ＶＭＭは、各ゲストＯＳに割り当てられているページの中から、適切な戦略（メモリスケジューリングのポリシ）に基づいて使用頻度の低いページを選別してページアウトする。このページアウトされたページをゲストＯＳがアクセスすると、ＶＭＭのメモリ管理によってページフォルトが発生する。この場合、ページアウトされたページがＶＭＭによってページインされるまで、当該ページにアクセスしたゲストＯＳはブロックされる。 The VMM screens out pages that are used infrequently from pages assigned to each guest OS based on an appropriate strategy (memory scheduling policy). When the guest OS accesses the page that has been paged out, a page fault occurs due to the memory management of the VMM. In this case, the guest OS accessing the page is blocked until the page-out page is paged in by the VMM.
つまり、ゲストＯＳ自身によりページアウトされたページへのアクセスの場合には、上述の通り、当該ゲストＯＳが他の実行可能なユーザプロセスにＣＰＵを割り当てることにより、ゲストＯＳとして継続して動作可能である。これに対して、ＶＭＭがページアウトしたページへのアクセスに起因するページフォルトでは、ＶＭＭは当該ページにアクセスしたゲストＯＳ（つまりページフォルトを起こしたゲストＯＳ）をブロックせざるを得ない。この結果、ページフォルトを起こしたゲストＯＳは継続して動作することができなくなる。 That is, in the case of accessing a page paged out by the guest OS itself, as described above, the guest OS can continuously operate as the guest OS by assigning the CPU to another executable user process. is there. On the other hand, in the case of a page fault caused by access to a page paged out by the VMM, the VMM must block the guest OS that accesses the page (that is, the guest OS that caused the page fault). As a result, the guest OS that has caused the page fault cannot continue to operate.
各ゲストＯＳのカーネルはＶＭＭから割り当てられたたページを「（なくなることの無い）物理ページ」、つまり常に存在しＣＰＵから常にアクセスできるページとして扱うのが一般的である。しかしながら、ＶＭＭによりページアウトされているページが存在すると、そのページにゲストＯＳがアクセスした瞬間にページフォルトが発生し、ＶＭＭによるページインの処理が発生する。すると、ページアウトされているページにアクセスしたゲストＯＳ（第１のゲストＯＳ）は、ＶＭＭによるページインの処理が完了するまで制御を奪われる。つまり、他の実行可能なゲストＯＳ（第２のゲストＯＳ）にＣＰＵが割り当てられ、第１のゲストＯＳの実行は待たされる。 The kernel of each guest OS generally treats a page allocated from the VMM as a “(physical page that will never disappear)”, that is, a page that always exists and is always accessible from the CPU. However, if there is a page paged out by the VMM, a page fault occurs at the moment when the guest OS accesses the page, and a page-in process by the VMM occurs. Then, the guest OS (first guest OS) that has accessed the page that has been paged out is deprived of control until the page-in processing by the VMM is completed. That is, the CPU is allocated to another executable guest OS (second guest OS), and the execution of the first guest OS is awaited.
このような従来技術の不具合について以下に詳述する。
まず、仮想計算機システムが、計算機本体と外部記憶装置とから構成されるものとする。外部記憶装置は、ＶＭＭ及び複数のゲストＯＳそれぞれのページング領域、つまりＶＭＭページング領域及びゲストＯＳ毎のゲストＯＳページング領域を含んでいる。
Such problems of the prior art will be described in detail below.
First, it is assumed that the virtual computer system is composed of a computer main body and an external storage device. The external storage device includes a paging area for each of the VMM and the plurality of guest OSs, that is, a VMM paging area and a guest OS paging area for each guest OS.
ＶＭＭは、内部にメモリマネージャを有している。ＶＭＭは、仮想計算機を構築する。この仮想計算機上で複数のゲストＯＳが実行される。複数のゲストＯＳには、ＶＭＭにより実メモリが割り当てられている。ここでは、複数のゲストＯＳに割り当てられた実メモリ内のページ（メモリページ）のうち、使用頻度の少ないページがページアウト処理の対象としてＶＭＭによって選択される。 The VMM has a memory manager inside. The VMM constructs a virtual machine. A plurality of guest OSs are executed on this virtual machine. A plurality of guest OSs are allocated real memory by the VMM. Here, of the pages (memory pages) in the real memory allocated to a plurality of guest OSs, a page with a low usage frequency is selected by the VMM as a page-out process target.
［ＶＭＭによるページアウト処理］
ここで、ＶＭＭによるページアウト処理について説明する。ＶＭＭのメモリマネージャは常にシステム内の実メモリの使用状態を監視している。ＶＭＭのメモリマネージャは、システム内の実メモリの空き領域（空きページ）が逼迫してきたなら、各ゲストＯＳが使用する仮想アドレス空間内のページに割り当てられている実メモリ内のページの中から使用頻度の低いページを選択し、選択されたページをゲストＯＳから回収する。ＶＭＭのメモリマネージャは、回収されたページ内のデータを、外部記憶装置内のＶＭＭページング領域に退避する。しかる後にＶＭＭのメモリマネージャは、データが退避されたページを、当該ページを必要とするシステム内の他の処理（ページを必要としているゲストＯＳ等）に割り当てる。
[Page-out processing by VMM]
Here, page-out processing by the VMM will be described. The VMM memory manager constantly monitors the usage of real memory in the system. The VMM memory manager uses a page in the real memory allocated to a page in the virtual address space used by each guest OS if the free area (empty page) of the real memory in the system becomes tight. A page with low frequency is selected, and the selected page is collected from the guest OS. The memory manager of the VMM saves the collected data in the page in the VMM paging area in the external storage device. Thereafter, the memory manager of the VMM allocates the page where the data has been saved to another process (such as a guest OS that requires the page) in the system that requires the page.
このように、ページアウトの対象となるページは、ゲストＯＳが使用する仮想アドレス空間内のページである。このページに元々格納されていたデータは、ページアウト処理の結果、ＶＭＭページング領域に保存される。ページアウト処理の際、ＶＭＭが有するＶＭＭページアウトメモリ管理テーブルに、ページアウトの対象となったページの情報が記録される。この情報は、一般に、ページアウトの対象となったページを使用していたゲストＯＳ（のＩＤ）、当該ページの仮想アドレス空間内のアドレス（仮想アドレス）、及び当該ページのデータが退避されたＶＭＭページング領域内のアドレスを含む。 Thus, the page to be paged out is a page in the virtual address space used by the guest OS. The data originally stored in this page is saved in the VMM paging area as a result of the page-out process. During the page-out process, information on the page that is the page-out target is recorded in the VMM page-out memory management table of the VMM. This information generally includes the guest OS (ID) that used the page that was the page-out target, the address (virtual address) in the virtual address space of the page, and the VMM in which the data of the page was saved Contains the address in the paging area.
［ＶＭＭによるページイン処理］
次に、ＶＭＭによるページイン処理について説明する。ＶＭＭによってページアウトされたページにゲストＯＳがアクセスすると、ＣＰＵに内蔵されているＭＭＵはページフォルトトラップを発生する。例えば、ゲストＯＳ上で動作するユーザプロセスが、当該ゲストＯＳの使用するメモリ（仮想アドレス空間）内のある仮想アドレスで指定されるページにアクセスしようとすると、ページフォルトトラップが生じてＶＭＭに制御が渡る。
[Page-in processing by VMM]
Next, page-in processing by the VMM will be described. When the guest OS accesses a page paged out by the VMM, the MMU built in the CPU generates a page fault trap. For example, when a user process operating on a guest OS tries to access a page specified by a certain virtual address in a memory (virtual address space) used by the guest OS, a page fault trap occurs and the VMM is controlled. Cross.
ＶＭＭのメモリマネージャは、ＶＭＭページアウトメモリ管理テーブルを参照して、ページフォルトの要因となったページ（ＶＭＭによってページアウトされたページ）へのアクセスを試みた（ユーザプロセスが動作する）ゲストＯＳ（のＩＤ）と当該ページの仮想アドレス（ターゲットの仮想アドレス）とを含む情報を検索する。もし、この情報が検索できたならば、ＶＭＭのメモリマネージャは、ターゲットの仮想アドレスで指定されるページは、ＶＭＭによりページアウトされたと判断する。逆に、ページフォルト時にそのページの情報が検索できなかったならば、ＶＭＭのメモリマネージャは、そのページはＶＭＭによりページアウトされているページではないと判断する。 The VMM memory manager refers to the VMM page-out memory management table, and attempts to access a page that has caused a page fault (a page paged out by the VMM) (a guest OS in which a user process operates) ( ID) and the virtual address (target virtual address) of the page. If this information can be retrieved, the memory manager of the VMM determines that the page specified by the target virtual address has been paged out by the VMM. On the other hand, if the page information cannot be retrieved at the time of a page fault, the memory manager of the VMM determines that the page is not a page that has been paged out by the VMM.
ＶＭＭのメモリマネージャは、ターゲットの仮想アドレスで指定されるページがＶＭＭによりページアウトされたと判断した場合には「ページイン処理」を実行する。この「ページイン処理」において、ページフォルトの要因となったアクセスが試みられたページに実ページを割り当てる処理と、そのページに（ページング領域から）データを復帰する処理とが行われる。「ページイン処理」はＩ／Ｏ処理を伴い、完了するまで比較的長い時間を要する。 If the memory manager of the VMM determines that the page specified by the target virtual address has been paged out by the VMM, it executes “page-in processing”. In this “page-in process”, a process of assigning a real page to a page that has been attempted to be accessed causing a page fault and a process of returning data (from the paging area) to that page are performed. “Page-in processing” involves I / O processing and takes a relatively long time to complete.
そこで、ＶＭＭのメモリマネージャは、ページフォルトの要因となったページへのアクセスを試みたユーザプロセスが動作するゲストＯＳを「ページイン待ち状態（ブロック状態）」に設定する。するとＶＭＭが有するゲストＯＳ実行管理機構は、「ページイン待ち状態」に設定されたゲストＯＳからＣＰＵを奪い、他の実行可能なゲストＯＳに当該ＣＰＵを割り当てる。 Therefore, the memory manager of the VMM sets the guest OS on which the user process that attempted to access the page that has caused the page fault is in “page-in wait state (block state)”. Then, the guest OS execution management mechanism of the VMM takes the CPU from the guest OS set in the “page-in wait state” and assigns the CPU to another executable guest OS.
その後、ＶＭＭのメモリマネージャによるページイン処理が完了すると、ＶＭＭが有するページイン完了時処理モジュールは、ページインされたページに関して、ＶＭＭページアウトメモリ管理テーブルから該当する登録情報を削除する。 Thereafter, when the page-in process by the memory manager of the VMM is completed, the page-in completion processing module of the VMM deletes corresponding registration information from the VMM page-out memory management table for the page-in page.
するとＶＭＭのメモリマネージャは、ページインされたページを有するゲストＯＳを「ページイン待ち状態（ブロック状態）」から「実行可能状態」に変える。「実行可能状態」に変えられたゲストＯＳは、その後のＶＭＭのゲストＯＳ実行管理機構によるスケジューリングでＣＰＵディスパッチの対象になり、ディスパッチャによってＣＰＵが割り当てられた時点から動作を再開する。 Then, the memory manager of the VMM changes the guest OS having the page-in page from the “page-in wait state (block state)” to the “executable state”. The guest OS changed to the “executable state” becomes a target of CPU dispatch by scheduling by the guest OS execution management mechanism of the VMM thereafter, and resumes the operation from the time when the CPU is assigned by the dispatcher.
以上、ゲストＯＳ上で動作するユーザプロセスが使用するメモリ領域に関するＶＭＭによるページング処理について説明した。しかし、ＶＭＭによるページングの対象はユーザプロセスが使用するメモリ領域だけに限らない。例えば、ゲストＯＳのカーネルが使用するメモリ領域がページングの対象になる場合もある。 The paging process by the VMM related to the memory area used by the user process operating on the guest OS has been described above. However, the target of paging by the VMM is not limited to the memory area used by the user process. For example, the memory area used by the guest OS kernel may be the target of paging.
ここで、注意しなければならないことは、次の点である。
まず、通常の計算機システムにおける典型的なＯＳのページング処理を想定する。この典型的なＯＳのページング処理では、前述したように、ＯＳによりページアウトされたページにユーザプロセスがアクセスしたためにページフォルトトラップが発生しても、他の実行可能なユーザプロセスに制御が切り替えられる。これにより、システムとしてはＣＰＵを有効に使い続けることができる。
Here, it is necessary to pay attention to the following points.
First, a typical OS paging process in a normal computer system is assumed. In this typical OS paging process, as described above, even when a page fault trap occurs because a user process accesses a page paged out by the OS, control is switched to another executable user process. . As a result, the system can continue to use the CPU effectively.
しかしながら、仮想計算機システムでは、ＶＭＭによりページアウトされたページにゲストＯＳ上で動作するユーザプロセス（またはカーネルスレッド）がアクセスしたためにページフォルトトラップが発生した場合、通常の計算機システムと異なって、そのゲストＯＳ内の他の実行可能なユーザプロセス（またはカーネルスレッド）に制御を切り替えることができない。その理由は、次の通りである。 However, in the virtual computer system, when a page fault trap occurs because a user process (or kernel thread) operating on the guest OS accesses a page paged out by the VMM, the guest computer is different from the normal computer system. Control cannot be switched to another executable user process (or kernel thread) in the OS. The reason is as follows.
第１の理由は、ＶＭＭによりページングが管理されているため、ページフォルトトラップ発生をきっかけとする通常のゲストＯＳ内のメモリマネージャによるページングの処理を行うことができない点にある。第２の理由は、ページアウトされたページのデータが退避されるページング領域はＶＭＭ内のメモリマネージャが管理しているため、ゲストＯＳ内のメモリマネージャはＶＭＭのページングに関与できない点にある。 The first reason is that since paging is managed by the VMM, paging processing cannot be performed by a memory manager in a normal guest OS triggered by occurrence of a page fault trap. The second reason is that the memory manager in the VMM manages the paging area where the page-out page data is saved, so that the memory manager in the guest OS cannot participate in the VMM paging.
このため、仮想計算機システムでは、ゲストＯＳを切り替えることでＣＰＵを使い続けようとする。しかし、ページフォルトトラップを起こしたゲストＯＳ内に実行可能なプロセス（またはスレッド）が存在しているならば、システムの効率は低下する。 For this reason, the virtual machine system tries to continue using the CPU by switching the guest OS. However, if there is an executable process (or thread) in the guest OS that has caused the page fault trap, the efficiency of the system is reduced.
一方、ゲストＯＳ内でのページングによりページアウトされたページへのアクセスでページフォルトトラップが発生した場合には、通常の計算機システムにおけるのと同様のページング処理が行われる。この場合、ＣＰＵは、ページフォルトトラップを起こしたゲストＯＳ内で実行可能な処理に割り当て直されて継続して使われる。ところが、ＶＭＭによりページアウトされたページへのアクセスでページフォルトトラップが発生した状況でＣＰＵを使い続けるには、上述のように、ゲストＯＳ自体を切り替えるしかない。 On the other hand, when a page fault trap occurs when accessing a page paged out by paging in the guest OS, the same paging processing as in a normal computer system is performed. In this case, the CPU is reassigned to a process that can be executed in the guest OS that has caused the page fault trap and is used continuously. However, in order to continue using the CPU in a situation where a page fault trap has occurred when accessing a page paged out by the VMM, the guest OS itself must be switched as described above.
これまでの説明から理解されるように、ゲストＯＳは、自身が管理するページに関して、自身が行うメモリ管理の一環としてデマンドページングを行っている。このため、たとえゲストＯＳ上で実行されるプロセスからのページアウトされているページへのアクセスに起因してページフォルトが発生しても、当該ゲストＯＳ内の他の実行可能なプロセスにスイッチすることができる。これにより、仮想計算機システム全体としてＣＰＵを効率よく利用することができる。 As can be understood from the above description, the guest OS performs demand paging as a part of memory management performed by the guest OS regarding pages managed by the guest OS. Therefore, even if a page fault occurs due to access to a page that is paged out from a process executed on the guest OS, the process is switched to another executable process in the guest OS. Can do. Thereby, the CPU can be efficiently used as the entire virtual computer system.
しかし、ゲストＯＳが使用するメモリページのＶＭＭによる管理に関しては、ＶＭＭがページアウトしたページに対してゲストＯＳがアクセスすることによってページフォルトが発生すると、他のゲストＯＳにスイッチするしかない。このため、せっかく、ゲストＯＳ内で効率よくページング処理を行っていたとしても、ＶＭＭによるページング処理によりゲストＯＳがブロックされてしまう状況が発生し、効率が悪かった。 However, regarding the management by the VMM of the memory page used by the guest OS, when a page fault occurs when the guest OS accesses a page paged out by the VMM, there is no choice but to switch to another guest OS. For this reason, even if the paging process is efficiently performed in the guest OS, a situation in which the guest OS is blocked by the paging process by the VMM occurs and the efficiency is low.
そこで、上記非特許文献１は、バルーンと呼ばれる方法を提案している。この方法では、ゲストＯＳ内で特別なアプリケーションプログラムが実行される。この特別なアプリケーションプログラムの実行により、ゲストＯＳ内のメモリ使用状況を含むシステムの状態が監視されて、当該システムに悪影響を及ぼさない範囲内で、ゲストＯＳで使用可能ななるべく多くのページ（メモリ領域）が、当該ゲストＯＳによるページングの対象にされない状態で確保される。確保されたページのページアウトは、そのページをゲストＯＳからＶＭＭにこっそり通知することにより、ＶＭＭによって行われる。 Therefore, Non-Patent Document 1 proposes a method called a balloon. In this method, a special application program is executed in the guest OS. By executing this special application program, the state of the system including the memory usage status in the guest OS is monitored, and as many pages (memory area) as can be used by the guest OS within a range that does not adversely affect the system. ) Is secured in a state where it is not subject to paging by the guest OS. The reserved page is paged out by the VMM by notifying the VMM of the page from the guest OS.
この確保されたページをゲストＯＳ内で取り扱うプロセスはなく、且つカーネルもページングの対象にしないので、安全にＶＭＭによるページング処理の対象にできる。つまり、ゲストＯＳ内で何らかの処理（プロセスまたはスレッド）がページアウトされたページにアクセスしても、当該処理（プロセスまたはスレッド）を含むゲストＯＳがブロックされる事態は生じない。
上述した通り、仮想計算機上で動作するゲストＯＳが使用可能なメモリページに対するＶＭＭによるページングでは、一般のＯＳ、或いはゲストＯＳ自身で行っているデマンドページングに比べると、ページアウトされているページへのアクセスに起因してページフォルトが発生した場合に、ページフォルトを起こしたゲストＯＳは継続して動作することができなくなるという問題があった。特に、ＶＭＭからはゲストＯＳ内のプロセス管理やスレッド管理ができないため、ゲストＯＳ単位でＣＰＵの割り当てを変えるしかなく、ゲストＯＳにとって効率の悪い状況となっていた。 As described above, paging by VMM for a memory page that can be used by a guest OS operating on a virtual machine is performed on pages that are paged out compared to demand paging performed by a general OS or the guest OS itself. When a page fault occurs due to access, the guest OS that has caused the page fault cannot operate continuously. In particular, since process management and thread management in the guest OS cannot be performed from the VMM, there is no choice but to change the CPU allocation for each guest OS, which is inefficient for the guest OS.
一方、非特許文献１に記載された方法では、アプリケーションプログラムから指定されたページに関しては、そのページがＶＭＭによってページアウトされて、そのページアウトされたページに、ゲストＯＳ内のプロセスまたはスレッドがアクセスしても、当該プロセスまたはスレッド（を含むゲストＯＳ）がブロックされるのを防止できる。 On the other hand, in the method described in Non-Patent Document 1, for a page specified by an application program, the page is paged out by the VMM, and a process or thread in the guest OS accesses the page-out page. Even so, the process or thread (including the guest OS) can be prevented from being blocked.
しかし、非特許文献１に記載された方法では、アプリケーションプログラムから指定されたページのみしか効率よくＶＭＭがページアウトすることができない。また、アプリケーションプログラムによってゲストＯＳ内のメモリ使用状況を正確に把握することには限界があり、精度の良いページングは難しい。要するに、非特許文献１に記載された方法は、柔軟性に乏しい。 However, according to the method described in Non-Patent Document 1, the VMM can efficiently page out only the page specified by the application program. In addition, there is a limit to accurately grasping the memory usage status in the guest OS by the application program, and accurate paging is difficult. In short, the method described in Non-Patent Document 1 is poor in flexibility.
本発明は上記事情を考慮してなされたものでその目的は、仮想計算機管理機構によるページングを実現しながら、当該仮想計算機管理機構によってページアウトされたページへのゲストＯＳからのアクセスに起因してページフォルトが発生しても、当該ゲストＯＳがブロックされるのを防止できる、仮想計算機管理機構、同管理機構を有する仮想計算機システム及び同システムにおけるページング処理方法を提供することにある。 The present invention has been made in view of the above circumstances, and its purpose is to realize paging by the virtual machine management mechanism and to access from the guest OS to a page paged out by the virtual machine management mechanism. To provide a virtual machine management mechanism, a virtual machine system having the management mechanism, and a paging processing method in the system, which can prevent the guest OS from being blocked even if a page fault occurs.
本発明の１つの観点によれば、ＣＰＵを含むハードウェアを仮想化することによって複数の仮想計算機を構築し、当該複数の仮想計算機で複数のゲストＯＳを実行させるための管理を行う仮想計算機管理機構が提供される。前記仮想計算機管理機構は、前記複数のゲストＯＳに割り当てられたメモリ領域に対してページを単位にページアウト処理を含むデマンドページング処理を行うページング手段と、前記ページング手段によってページアウトされたページに関するページアウト管理情報を保持するページアウト管理情報保持手段とを具備する。前記ページング手段は、ページアウトされたページに対してゲストＯＳがアクセスしたことによりページフォルトが発生した際に、当該ページフォルトが発生したページに関するページアウト管理情報が前記ページアウト管理情報保持手段に保持されていることをもって、当該ページフォルトの要因が前記ページング手段によってページアウトされたページへのアクセスにあると判定して、その旨を当該ページフォルトが発生したページにアクセスした前記ゲストＯＳに通知すると共に当該ゲストＯＳにページフォルトトラップを配信し、且つ当該ページアウトされたページにデータを復帰するためのページイン処理を実行する。 According to one aspect of the present invention, virtual computer management is performed by constructing a plurality of virtual computers by virtualizing hardware including a CPU and performing execution of a plurality of guest OSes on the plurality of virtual computers. A mechanism is provided. The virtual machine management mechanism includes a paging unit that performs a demand paging process including a page-out process on a page basis for a memory area allocated to the plurality of guest OSes, and a page related to a page paged out by the paging unit. Page out management information holding means for holding out management information. When a page fault occurs due to a guest OS accessing a page that has been paged out, the paging means holds page-out management information related to the page where the page fault has occurred in the page-out management information holding means. Therefore, it is determined that the cause of the page fault is an access to the page paged out by the paging means, and that is notified to the guest OS that has accessed the page where the page fault has occurred. At the same time, a page fault trap is delivered to the guest OS, and a page-in process for returning data to the page-out page is executed.
本発明によれば、ゲストＯＳが起こしたページフォルトの要因が、ＶＭＭのページング手段）によってページアウトされたページへのアクセスにあることが、当該ＶＭＭのページング手段から当該ゲストＯＳに通知される構成とすることにより、従来技術では当該ゲストＯＳの実行をブロックするしかなかったページフォルト（つまりＶＭＭによってページアウトされたページへのアクセスに起因して当該ゲストＯＳが起こしたページフォルト）に関して、ＶＭＭのページング手段からの上記通知を受けたゲストＯＳが、ページフォルトを起こした処理をＶＭＭのページング手段によるページイン処理の完了待ちの状態に設定することが可能となり、当該ゲストＯＳ自体がブロックされるのを防止することができる。これにより、ページフォルトを起こした処理を実行していたゲストＯＳにおいて、他の処理（つまり他のユーザプロセスまたはカーネル内スレッド）の実行に切り替えて当該ゲストＯＳ自体は動作を継続することができ、ＶＭＭによるページングを実現しながら、効率のよいゲストＯＳ内スケジューリングを可能とする。 According to the present invention, the guest OS is notified from the VMM paging means that the cause of the page fault caused by the guest OS is access to a page paged out by the VMM paging means). Thus, with respect to a page fault (that is, a page fault caused by the guest OS due to access to a page paged out by the VMM) that could only block the execution of the guest OS in the prior art, the VMM The guest OS that has received the notification from the paging means can set the process causing the page fault to a state waiting for the completion of the page-in process by the paging means of the VMM, and the guest OS itself is blocked. Can be prevented. As a result, in the guest OS that was executing the process that caused the page fault, the guest OS itself can continue to operate by switching to the execution of another process (that is, another user process or a thread in the kernel) Efficient scheduling within the guest OS is possible while realizing paging by VMM.
以下、本発明の実施の形態につき図面を参照して説明する。
図１は本発明の一実施形態に係る仮想計算機システムの構成を示すブロック図である。図１に示される仮想計算機システムは、計算機本体１０と外部記憶装置２０とから構成される。
Embodiments of the present invention will be described below with reference to the drawings.
FIG. 1 is a block diagram showing a configuration of a virtual machine system according to an embodiment of the present invention. The virtual computer system shown in FIG. 1 includes a computer
計算機本体１０は、例えば、ＰＣ（パーソナルコンピュータ）やＰＣサーバのような実計算機を用いて実現される。実計算機は、ＣＰＵ（実ＣＰＵ）、メモリ（実メモリ）、各種Ｉ／Ｏ装置（実Ｉ／Ｏ装置）等で構成されるハードウェア（ＨＷ）を有している。図１では、このＨＷは省略されている。
The computer
計算機本体１０は、仮想計算機管理機構（virtual machine manager/monitor：ＶＭＭ）１１を含む。ＶＭＭ１１は、周知のように、計算機本体１０が有するＨＷを構成するＨＷリソース（ＣＰＵを含むＨＷリソース）を管理する。ＶＭＭ１１は、このＨＷリソースの管理によって、当該ＨＷリソースを、時間的、領域的に割り当てる（配分する）ことにより、例えばｎ台の仮想計算機（仮想マシン）１２-1〜１２-nを構築する。仮想計算機１２-1〜１２-nは、ＶＭＭ１１上で動作する。図１では、仮想計算機１２-1〜１２-nを構成する、仮想ＣＰＵ等は省略されている。
The computer
仮想計算機１２-1〜１２-n上では、それぞれゲストＯＳ１３-1（＃１）〜１３-n（＃ｎ）が動作する。本実施形態においてゲストＯＳ１３-1〜１３-nは、いわゆる「パラ・バーチャライゼーション」と呼ばれるゲストＯＳ実装（実行）方式を適用することを前提としている。すなわち、ゲストＯＳ１３-1〜１３-nは初めからＶＭＭ１１上で動作することを前提とした実装がなされている。 On the virtual machines 12-1 to 12-n, guest OSs 13-1 (# 1) to 13-n (#n) operate, respectively. In the present embodiment, it is assumed that the guest OSs 13-1 to 13-n apply a guest OS mounting (execution) method called “para-virtualization”. That is, the guest OSs 13-1 to 13-n are mounted on the assumption that they operate on the VMM 11 from the beginning.
なお、「パラ・バーチャライゼーション」に対して「フル・バーチャライゼーション」と呼ばれるゲストＯＳの実装方式も知られている。「フル・バーチャライゼーション」では、通常の実計算機（物理計算機）で実行されるＯＳと同じ構造のＯＳを仮想計算機上でゲストＯＳとして動作させることを前提としている。つまり、フル・バーチャライゼーション」は、カーネルを特別にゲストＯＳ向けに修正（ＶＭＭ上でゲストＯＳが動くことを前提にゲストＯＳそのものを修正）しないという方針の実装方式である。 A guest OS implementation method called “full virtualization” with respect to “para-virtualization” is also known. In “full virtualization”, it is assumed that an OS having the same structure as an OS executed on a normal real computer (physical computer) is operated as a guest OS on the virtual computer. In other words, “full virtualization” is an implementation method in which the kernel is not modified specifically for the guest OS (the guest OS itself is modified on the assumption that the guest OS runs on the VMM).
フル・バーチャライゼーションでは、通常の実計算機で動いているＯＳが、何の修正もなくそのままゲストＯＳとして仮想計算機上で動くことが可能である。このためフル・バーチャライゼーションの適用によって実装されるゲストＯＳは、移植性が高く使いやすい反面、ＶＭＭと密に連携できずに効率が悪い部分が多々ある。また、フル・バーチャライゼーションを実現するＶＭＭを実装するためには、ＶＭＭが生成する仮想計算機は実計算機と全く同じ見せ方をする必要があるので、実装コストは一般的に大きい。 In full virtualization, an OS running on a normal real computer can run on a virtual computer as a guest OS without modification. For this reason, the guest OS mounted by applying full virtualization has high portability and is easy to use, but there are many inefficient portions because it cannot be closely linked with the VMM. Also, in order to implement a VMM that realizes full virtualization, the virtual machine generated by the VMM needs to look exactly the same as a real machine, so the implementation cost is generally high.
これに対し、パラ・バーチャライゼーションはゲストＯＳを修正する必要がある。しかし、パラ・バーチャライゼーションの適用によって実装されるゲストＯＳは、ＶＭＭと協調して動作し、互いに効率よく動作できる可能性がある。このため、最近パラ・バーチャライゼーションが注目されている。 In contrast, para-virtualization requires modification of the guest OS. However, there is a possibility that the guest OS implemented by applying para-virtualization operates in cooperation with the VMM and can operate efficiently with each other. For this reason, para-virtualization has recently attracted attention.
ゲストＯＳ１３-1〜１３-n上では、それぞれ１つ以上のユーザプロセス１４が動作可能であるものとする。ゲストＯＳ１３-1〜１３-nは、それぞれ当該ゲストＯＳ１３-1〜１３-nの中枢をなすカーネル（ゲストＯＳカーネル）１５-1〜１５-nを含む。 It is assumed that one or more user processes 14 can operate on the guest OSs 13-1 to 13-n. The guest OSs 13-1 to 13-n include kernels (guest OS kernels) 15-1 to 15-n that form the center of the guest OSs 13-1 to 13-n, respectively.
ゲストＯＳカーネル１５-1〜１５-nは、それぞれ当該ゲストＯＳカーネル１５-1〜１５-n（内で動作するカーネルスレッド）によってアクセス可能なメモリ領域（カーネル内メモリ領域）１６-1〜１６-nを含む。 The guest OS kernels 15-1 to 15-n are memory areas (in-kernel memory areas) 16-1 to 16- accessible by the guest OS kernels 15-1 to 15-n (kernel threads operating therein), respectively. Contains n.
カーネル内メモリ領域１６-1は、ゲストＯＳカーネル１５-1内の後述するメモリマネージャ１７によるページングの対象となる１つ以上の仮想アドレス領域を含むものとする。ゲストＯＳ１３-1上で動作するユーザプロセス１４が使用するページもゲストＯＳカーネル１５-1内のメモリマネージャ１７によるページングの対象となる。一方、カーネル内メモリ領域１６-1〜１６-nのうち、カーネル内メモリ領域１６-1以外のカーネル内メモリ領域も、メモリマネージャ１７と同様のメモリマネージャによるページングの対象となる１つ以上の仮想アドレス領域を含むものとする。また、ゲストＯＳ１３-1〜１３-nのうち、ゲストＯＳ１３-1以外のゲストＯＳ上で動作するユーザプロセス１４が使用するページも、そのゲストＯＳのゲストＯＳカーネル内のメモリマネージャによるページングの対象となる。
The in-kernel memory area 16-1 includes one or more virtual address areas to be paged by a memory manager 17 (to be described later) in the guest OS kernel 15-1. Pages used by the
図１には、ゲストＯＳ１３-1〜１３-n上で動作するユーザプロセス１４によって使用（アクセス）されたページ及びゲストＯＳカーネル１５-1〜１５-nによって使用（アクセス）されたカーネル内メモリ領域１６-1〜１６-nのページのうち、ＶＭＭ１１によってページアウトされたページＰVMM１〜ＰVMM８が示されている。また、図１には、上述のページのうち、ゲストＯＳ１３-1，１３-nによってページアウトされたページＰOS１〜ＰOS６も示されている。
FIG. 1 shows pages used (accessed) by the
ゲストＯＳカーネル１５-1は、カーネル内メモリ領域１６-1を管理するメモリマネージャ１７を含む。メモリマネージャ１７は、ページングモジュール１７１、ページイン完了時処理モジュール１７２及び図示せぬページアウトメモリ管理テーブルから構成される。これらページングモジュール１７１、ページイン完了時処理モジュール１７２及びページアウトメモリ管理テーブルは従来からよく知られているため、説明を省略する。
The guest OS kernel 15-1 includes a
ＶＭＭ１１は、ゲストＯＳインターフェイス機構１１１、ゲストＯＳ実行管理機構１１２及びメモリマネージャ１１３を含む。
The VMM 11 includes a guest
ゲストＯＳインターフェイス機構１１１は、ＶＭＭ１１が提供する種々のサービスを利用するためのゲストＯＳ１３-1〜１３-nからの要求を当該ＶＭＭ１１に通知するのに用いられる、いわゆるシステムコール機構である。ゲストＯＳ１３-1〜１３-nは、ゲストＯＳインターフェイス機構１１１を使うことにより、ＶＭＭ１１に種々のサービスを要求することができる。これらの要求は、例えば、（１）メモリ割り当ての要求、（２）ＣＰＵ割り当て量の増減の要求、（３）ＭＭＵ操作の要求、（４）割り込みマスク操作の要求、（５）割り込みステータス取得の要求等が一般的である。
The guest
本実施形態では、ゲストＯＳ１３-1〜１３-nはパラ・バーチャライゼーションを前提としている。このため、ゲストＯＳインターフェイス機構１１１を使用することでＶＭＭ１１が提供する種々のサービスを要求するための機能を、ゲストＯＳ１３-1〜１３-nに持たせることができる。つまりゲストＯＳ１３-1〜１３-nのカーネル（ゲストＯＳカーネル）１５-1〜１５-nは、ＶＭＭ１１によって管理されるＨＷリソースの操作を、ゲストＯＳインターフェイス機構１１１を用いてＶＭＭ１１に要求するように構成されている。これに対し、実計算機（物理計算機）上で動作するＯＳは、直接ＨＷリソースにアクセスして操作するのが一般的である。
In the present embodiment, the guest OSs 13-1 to 13-n are premised on para-virtualization. Therefore, by using the guest
ゲストＯＳ実行管理機構１１２は、ＶＭＭ１１が管理するゲストＯＳ１３-1〜１３-nの各々にどの程度の時間の割合でＣＰＵを割り当てるかを計算し決定するスケジューラとしての機能を有するモジュールである。つまりゲストＯＳ実行管理機構１１２は、ゲストＯＳ１３-1〜１３-nの実行スケジュールを計算し決定するためのスケジューリング処理を行う。
The guest OS
ゲストＯＳ実行管理機構１１２はまた、ディスパッチャとしての機能をも有する。つまりゲストＯＳ実行管理機構１１２は、当該ゲストＯＳ実行管理機構１１２のスケジューリング処理によって決定されたスケジュールに従って、ゲストＯＳ１３-1〜１３-nにＣＰＵを割り当てるディスパッチ処理も行う。
The guest OS
メモリマネージャ１１３は、ゲストＯＳ１３-1上で実行されるユーザプロセス１４が使用するページ及びカーネル内メモリ領域１６-1内のページのＶＭＭ１１によるページング処理を管理する。メモリマネージャ１１３は、ＶＭＭページングモジュール１１４、ＶＭＭページイン完了時処理モジュール１１５、ＶＭＭページアウトメモリ管理テーブル１１６及びＶＭＭメモリ管理テーブル１１７から構成される。
The
ＶＭＭページングモジュール１１４は、ゲストＯＳ１３-1〜１３-n上でそれぞれ実行されるユーザプロセス１４が使用するページ及びカーネル内メモリ領域１６-1〜１６-n内のページを必要に応じて外部記憶装置２０にページアウトするためのページアウト処理を行う。ＶＭＭページングモジュール１１４は、ページアウトされたページにゲストＯＳ１３-1〜１３-nがアクセスしたためにページフォルトが発生した場合に、必要に応じて当該ゲストＯＳ１３-1〜１３-nにページフォルトトラップを配信するトラップ配信モジュールを含む。ＶＭＭページングモジュール１１４はまた、ページフォルトの要因となったアクセス（ページアクセス）が試みられたページに実ページを割り当て、そのページに外部記憶装置２０からデータを復帰するページイン処理を行う。
The
ＶＭＭページイン完了時処理モジュール１１５は、ＶＭＭページングモジュール１１４によるページイン処理（ＶＭＭページイン処理）が完了した際に動作して、当該ＶＭＭページイン処理の完了時の処理を行う。この処理においてＶＭＭページイン完了時処理モジュール１１５は、ＶＭＭページイン処理の完了を、ページフォルトの要因（当該ページイン処理の要因）となったアクセス（ページアクセス）を試みたゲストＯＳに通知するための割り込み（ＶＭＭページイン完了通知割り込み）を発行する。
The VMM page-in
ＶＭＭページアウトメモリ管理テーブル１１６は、ＶＭＭ１１に割り当てられているメモリ（図示せず）に格納される。ＶＭＭページアウトメモリ管理テーブル１１６は、ＶＭＭページングモジュール１１４によるページアウトの対象となったページの情報（ページアウト管理情報）を保持する保持手段（ページアウト管理情報保持手段）として用いられる。このＶＭＭページアウトメモリ管理テーブル１１６に保持（登録）されるページアウト管理情報は、ページアウトの対象となったページを使用していたゲストＯＳのＩＤ（ゲストＯＳ ＩＤ）、当該ページの仮想アドレス空間内のアドレス（仮想アドレス）、及び当該ページのデータが退避された後述するＶＭＭページング領域２１内のアドレス（ＶＭＭページング領域アドレス）を含む。
The VMM page-out memory management table 116 is stored in a memory (not shown) assigned to the VMM 11. The VMM page-out memory management table 116 is used as a holding unit (page-out management information holding unit) that holds information (page-out management information) of a page that is a page-out target by the
図２は、ＶＭＭページアウトメモリ管理テーブル１１６のデータ構造例を示す。図２の例では、ページアウトの対象となったページのページアウト管理情報として、ゲストＯＳ ＩＤ＝２、仮想アドレス＝０x８０００３０００、ＶＭＭページング領域アドレス＝０x４００３８０２からなる情報が、ＶＭＭページアウトメモリ管理テーブル１１６に登録されていることが示されている。 FIG. 2 shows an example of the data structure of the VMM page-out memory management table 116. In the example of FIG. 2, as page-out management information of a page that is a page-out target, information including guest OS ID = 2, virtual address = 0x80003000, and VMM paging area address = 0x4400302 is the VMM page-out memory management table 116. Is registered.
ＶＭＭメモリ管理テーブル１１７は、ＶＭＭページアウトメモリ管理テーブル１１６と同様にＶＭＭ１１に割り当てられているメモリに格納される。ＶＭＭメモリ管理テーブル１１７は、ゲストＯＳ１３-i（ｉ＝１〜ｎ）のＩＤ（ゲストＯＳ ＩＤ）と、当該ゲストＯＳ１３-iのゲストＯＳカーネル１５-iがページャブル（ページャブルカーネル）であるか否かを示すフラグとを含む情報（サービス要求情報）を保持する保持手段（サービス要求情報保持手段）として用いられる。このサービス要求情報は、当該サービス要求情報中のフラグによってゲストＯＳカーネル１５-iがページャブルことが示されている場合に、当該ゲストＯＳカーネル１５-iのページング対象メモリ領域を示すメモリ領域情報を含む。 The VMM memory management table 117 is stored in the memory allocated to the VMM 11 as with the VMM page-out memory management table 116. The VMM memory management table 117 indicates whether the guest OS 13-i (i = 1 to n) ID (guest OS ID) and the guest OS kernel 15-i of the guest OS 13-i are pageable (pageable kernel). It is used as a holding means (service request information holding means) for holding information (service request information) including a flag indicating such. This service request information includes memory area information indicating a paging target memory area of the guest OS kernel 15-i when the flag in the service request information indicates that the guest OS kernel 15-i is pageable. .
ゲストＯＳ１３-iのゲストＯＳカーネル１５-iがページャブルであるとは、当該ゲストＯＳカーネル１５-i（を含むゲストＯＳ１３-i）が本来、カーネルモードにおいてページングをサポートしていることを意味する。つまりゲストＯＳ１３-iのゲストＯＳカーネル１５-iは、ページャブルなメモリ領域でのページフォルトトラップ発生時に、カーネルスレッドをスイッチして（切り替えて）処理を継続できるカーネルである。 The guest OS kernel 15-i of the guest OS 13-i being pageable means that the guest OS kernel 15-i (including the guest OS 13-i) originally supports paging in the kernel mode. That is, the guest OS kernel 15-i of the guest OS 13-i is a kernel that can switch (switch) the kernel thread and continue processing when a page fault trap occurs in a pageable memory area.
図３は、ＶＭＭメモリ管理テーブル１１７のデータ構造例を示す。図３の例では、ページング対象メモリ領域を示すメモリ領域情報として、当該メモリ領域（仮想アドレス領域）の開始位置及び終了位置を示す情報、つまり開始仮想アドレス及び終了仮想アドレスの対が用いられる。 FIG. 3 shows an example of the data structure of the VMM memory management table 117. In the example of FIG. 3, information indicating the start position and end position of the memory area (virtual address area), that is, a pair of start virtual address and end virtual address is used as the memory area information indicating the paging target memory area.
外部記憶装置２０は、ＶＭＭページング領域２１と、ゲストＯＳページング領域２２-1〜２２-nを有する。ＶＭＭページング領域２１は、ＶＭＭ１１内のＶＭＭページングモジュール１１４によるページアウトの対象となったページのデータを退避するのに用いられる。図１の例では、ＶＭＭページング領域２１に、ページＰVMM１〜ＰVMM８のデータが退避されている。
The external storage device 20 has a
ゲストＯＳページング領域２２-1〜２２-nは、それぞれ、ゲストＯＳカーネル１５-1〜１５-n内のページングモジュールによるページアウトの対象となったページのデータを退避するのに用いられる。図１の例では、ゲストＯＳページング領域２２-1にページＰOS１〜ＰOS４のデータが退避され、ゲストＯＳページング領域２２-nにページＰOS５,ＰOS６のデータが退避されている。 The guest OS paging areas 22-1 to 22-n are used to save the data of pages that have been paged out by the paging modules in the guest OS kernels 15-1 to 15-n, respectively. In the example of FIG. 1, the guest OS paging area 22-1 on page P OS 1 to P OS 4 data is saved, the page P OS 5 to the guest OS paging area 22-n, data of P OS 6 is retracted Yes.
次に、本実施形態の動作について説明する。
まず、ゲストＯＳ１３-i（ｉ＝１〜ｎ）内のゲストＯＳカーネル１５-iは、
（１）ページャブルカーネルであるか否か
（２）ページャブルカーネルであるならば、ページャブルなメモリ領域
をＶＭＭ１１に予め通知する。この通知によってゲストＯＳカーネル１５-iは、ＶＭＭ１１に対して特定のサービスを要求する。この特定のサービスとは、ＶＭＭ１１内のＶＭＭページングモジュール１１４がページアウトしたページに対してゲストＯＳ１３-iがアクセスしたことを要因としてページフォルトが発生した場合に、ＶＭＭ１１が、その旨を当該ゲストＯＳ１３-iに通知し、且つページフォルトトラップを当該ゲストＯＳ１３-iに配信するサービスを意味する。
Next, the operation of this embodiment will be described.
First, the guest OS kernel 15-i in the guest OS 13-i (i = 1 to n)
(1) Whether it is a pageable kernel (2) If it is a pageable kernel, the VMM 11 is notified in advance of a pageable memory area. With this notification, the guest OS kernel 15-i requests the VMM 11 for a specific service. This specific service means that when a page fault occurs due to the guest OS 13-i accessing a page paged out by the
そのためＶＭＭ１１内のゲストＯＳインターフェイス機構１１１は、ゲストＯＳカーネル１５-iがページャブルカーネルであるか否かを当該ゲストＯＳカーネル１５-iからＶＭＭ１１に通知するのに用いられる第１のゲストＯＳインターフェイスを含む。この第１のゲストＯＳインターフェイスは、例えば
VMM_Interface_If_This_GuestOS_is_Pagable_Kernel(True or False);
のような、関数（インターフェイス関数）を用いて実現される。括弧内には引数が設定される。この引数に「True」または「False」を指定することで、該当するゲストＯＳ１３-i内のゲストＯＳカーネル１５-iがページャブルカーネルであるか否かがＶＭＭ１１に通知される。
Therefore, the guest
VMM_Interface_If_This_GuestOS_is_Pagable_Kernel (True or False);
This is realized using a function (interface function). An argument is set in parentheses. By specifying “True” or “False” for this argument, the VMM 11 is notified whether or not the guest OS kernel 15-i in the corresponding guest OS 13-i is a pageable kernel.
またゲストＯＳインターフェイス機構１１１は、ゲストＯＳ１３-iのゲストＯＳカーネル１５-iがページャブルカーネルである場合に、ページャブルなメモリ領域（仮想アドレス領域）を当該ゲストＯＳカーネル１５-iからＶＭＭ１１に通知するのに用いられる第２のゲストＯＳインターフェイスを含む。
In addition, when the guest OS kernel 15-i of the guest OS 13-i is a pageable kernel, the guest
第２のゲストＯＳインターフェイスは、例えば
VMM_Interface_Regstration_Pagable_Kernel_Area(StartAddress, EndAddress);
のような、関数（インターフェイス関数）を用いて実現される。括弧内には引数が設定される。この引数によりページャブルなメモリ領域の開始仮想アドレス（StartAddress）及び終了仮想アドレス（EndAddress）の対が指定される。もし、複数のページャブルな領域をＶＭＭ１１に通知する必要があるときには、ゲストＯＳ１３-iのゲストＯＳカーネル１５-iは、それぞれの領域毎に第２のゲストＯＳインターフェイスを用いる。
The second guest OS interface is, for example,
VMM_Interface_Regstration_Pagable_Kernel_Area (StartAddress, EndAddress);
This is realized using a function (interface function). An argument is set in parentheses. This argument specifies a pair of a start virtual address (StartAddress) and an end virtual address (EndAddress) of the pageable memory area. If it is necessary to notify the VMM 11 of a plurality of pageable areas, the guest OS kernel 15-i of the guest OS 13-i uses the second guest OS interface for each area.
ここで、ゲストＯＳ１３-iがゲストＯＳ１３-1（ｉ＝１）であり、当該ゲストＯＳ１３-1のゲストＯＳカーネル１５-1が、ページャブルカーネルであるものとする。この場合、ゲストＯＳ１３-1のゲストＯＳカーネル１５-1は、上述の第１のゲストＯＳインターフェイスを使って、当該ゲストＯＳカーネル１５-1がページャブルカーネルであることを予めＶＭＭ１１に通知しておく。本実施形態では、この第１のゲストＯＳインターフェイスを用いたゲストＯＳ１３-1からＶＭＭ１１への通知により、ＶＭＭ１１のＶＭＭページングモジュール１１４によってページアウトされたページに対してゲストＯＳ１３-1がアクセスしたことを要因としてページフォルトが発生した場合に、ＶＭＭ１１が、その旨を当該ゲストＯＳ１３-1に通知し、且つページフォルトトラップを当該ゲストＯＳ１３-1に配信する特定のサービスが、当該ＶＭＭ１１に要求される。
Here, it is assumed that the guest OS 13-i is the guest OS 13-1 (i = 1), and the guest OS kernel 15-1 of the guest OS 13-1 is a pageable kernel. In this case, the guest OS kernel 15-1 of the guest OS 13-1 notifies the VMM 11 in advance that the guest OS kernel 15-1 is a pageable kernel using the first guest OS interface described above. . In this embodiment, the guest OS 13-1 accesses the page paged out by the
またゲストＯＳカーネル１５-1は、上述の第２のゲストＯＳインターフェイスを使って、ページャブルなメモリ領域（仮想アドレス領域）を、当該領域の開始位置及び終了位置を示す情報（つまり開始仮想アドレス及び終了仮想アドレスの対）により予めＶＭＭ１１に通知しておく。 In addition, the guest OS kernel 15-1 uses the second guest OS interface described above to convert the pageable memory area (virtual address area) into information indicating the start position and end position of the area (that is, the start virtual address and end address). The VMM 11 is notified in advance by a virtual address pair).
ゲストＯＳ１３-1のゲストＯＳカーネル１５-1からの第１のインターフェイス、更には第２のゲストＯＳインターフェイスを用いた通知は、ＶＭＭ１１のゲストＯＳインターフェイス機構１１１で受け付けられる。
The notification using the first interface from the guest OS kernel 15-1 of the guest OS 13-1 and further using the second guest OS interface is received by the guest
ＶＭＭ１１のメモリマネージャ１１３は、ゲストＯＳ１３-1のゲストＯＳカーネル１５-1からの第１のインターフェイスを用いた通知に応じて、ＶＭＭメモリ管理テーブル１１７に、当該ゲストＯＳ１３-1のＩＤとページャブルカーネルであるか否かを示すフラグ（ここでは、ページャブルカーネルであることを示すフラグ）とを含むエントリ情報（サービス要求情報）を追加する。メモリマネージャ１１３はまた、ゲストＯＳ１３-1のゲストＯＳカーネル１５-1からの第２のインターフェイスを用いた通知に応じて、ＶＭＭメモリ管理テーブル１１７内の当該ゲストＯＳ１３-1のＩＤを含むエントリ情報（サービス要求情報）に、通知されたページャブルなメモリ領域を示す情報（開始仮想アドレス及び終了仮想アドレスの対）を追加する。
In response to the notification using the first interface from the guest OS kernel 15-1 of the guest OS 13-1, the
次に、ゲストＯＳ１３-1〜１３-nのうちの例えばゲストＯＳ１３-1によるページアクセスでページフォルトが発生した場合にＶＭＭ１１によって実行される処理について、図４のフローチャートを参照して説明する。なお、ゲストＯＳ１３-1以外のゲストＯＳによるページアクセスでページフォルトが発生した場合も同様の処理が行われる。 Next, processing executed by the VMM 11 when a page fault occurs in a page access by the guest OS 13-1 among the guest OSs 13-1 to 13-n will be described with reference to the flowchart of FIG. Note that the same processing is performed when a page fault occurs in a page access by a guest OS other than the guest OS 13-1.
今、ゲストＯＳ１３-1（更に詳細には、ゲストＯＳ１３-1上で動作するユーザプロセスまたはカーネルスレッド）が、ページアウトされているページにアクセスした結果、ページフォルトが発生したものとする。つまりゲストＯＳ１３-1に割り当てられたＣＰＵ（実ＣＰＵ）に内蔵のＭＭＵによってページフォルトが発生されたものとする。このページフォルトの発生（ページフォルトトラップ）により、ＶＭＭ１１内のメモリマネージャ１１３に含まれているＶＭＭページングモジュール１１４に制御が渡る。すると、ＶＭＭページングモジュール１１４を始めとする、ＶＭＭ１１内の各モジュールにより、次のような処理（ページフォルト発生時の処理）が行われる。
It is assumed that a page fault has occurred as a result of the guest OS 13-1 (more specifically, a user process or kernel thread operating on the guest OS 13-1) accessing a page that has been paged out. In other words, it is assumed that a page fault is generated by the MMU built in the CPU (real CPU) assigned to the guest OS 13-1. When this page fault occurs (page fault trap), control is passed to the
まずＶＭＭページングモジュール１１４は、ＶＭＭページアウトメモリ管理テーブル１１６を参照する（ステップ４０１）。そしてＶＭＭページングモジュール１１４は、ページフォルトを起こしたゲストＯＳ１３-1のＩＤ及びページフォルトとなったページの仮想アドレスの対を含むページアウト管理情報がＶＭＭページアウトメモリ管理テーブル１１６に登録されているかにより、当該ページフォルトの要因が、ＶＭＭ１１内のＶＭＭページングモジュール１１４によってページアウトされたページへのアクセスにあるかを判定する（ステップ４０２）。
First, the
もし、ゲストＯＳ１３-1のＩＤ及びページフォルトとなったページの仮想アドレスの対を含むページアウト管理情報がＶＭＭページアウトメモリ管理テーブル１１６に登録されていないならば、ＶＭＭページングモジュール１１４は、ゲストＯＳ１３-1におけるページフォルトの要因がＶＭＭ１１内の当該ＶＭＭページングモジュール１１４自身によってページアウトされたページへのアクセス以外にあると判定する（ステップ４０２がＮｏ）。つまりＶＭＭページングモジュール１１４は、ゲストＯＳ１３-1におけるページフォルトの要因が、ゲストＯＳ１３-1内のメモリマネージャ１７によって管理されているページングによるページフォルト（またはエラーによる不正アドレスへのアクセス）にあると判定する。この場合、ＶＭＭページングモジュール１１４（のトラップ配信モジュール）はゲストＯＳ１３-1にページフォルトトラップを配信する（ステップ４０３）。これにより、ページフォルト発生時のＶＭＭ１１による処理は終了する。
If the page-out management information including the pair of the guest OS 13-1 ID and the virtual address of the page that has caused the page fault is not registered in the VMM page-out memory management table 116, the
ゲストＯＳ１３-1は、ＶＭＭページングモジュール１１４からのページフォルトトラップを受けて、当該ゲストＯＳ１３-1が起こしたページフォルトを、後述するように通常のページフォルトとして処理する（ステップ５０５）。
Upon receiving the page fault trap from the
これに対し、ゲストＯＳ１３-1のＩＤ及びページフォルトとなったページの仮想アドレスの対を含むページアウト管理情報がＶＭＭページアウトメモリ管理テーブル１１６に登録されているならば、ＶＭＭページングモジュール１１４は、ゲストＯＳ１３-1におけるページフォルトの要因が当該ＶＭＭページングモジュール１１４自身によってページアウトされたページへのアクセスにあると判定する（ステップ４０２がＹｅｓ）。このとき、外部記憶装置２０のＶＭＭページング領域２１には、ページフォルトとなったページのデータが退避されている。
On the other hand, if the page-out management information including the pair of the guest OS 13-1 ID and the page virtual address of the page fault is registered in the VMM page-out memory management table 116, the
ステップ４０２の判定がＹｅｓの場合、ＶＭＭページングモジュール１１４はは、ページフォルトとなったページのデータをページインするためのＩ／Ｏ処理（ページイン処理）を開始する（ステップ４０４）。つまりＶＭＭページングモジュール１１４は、ページフォルトの要因となったアクセスが試みられたページに実ページを割り当て、外部記憶装置２０のＶＭＭページング領域２１に退避（ページアウト）されていたデータを読み込んで、当該読み込まれたデータを、そのページに復帰するページイン処理を開始する。
When the determination in
次にＶＭＭページングモジュール１１４は、ゲストＯＳ１３-1がページフォルトを起こした際に、当該ゲストＯＳ１３-1がカーネルモードであったか否か（ユーザモードであったか）を判定する（ステップ４０５）。つまり、ＶＭＭページングモジュール１１４はステップ４０５において、ゲストＯＳ１３-1がカーネルモードのときに発生したページフォルトであるかを判定する。このステップ４０５の判定は、ページフォルト発生時（ページフォルトトラップ時）のプロセッサの特権モードの情報（ここではゲストＯＳ１３-1がカーネルモードであるかユーザモードであるかを示す情報）を参照することで簡単に実現される。
Next, when the guest OS 13-1 causes a page fault, the
もし、カーネルモードでないならば（ステップ４０５がＮｏ）、ＶＭＭページングモジュール１１４は、ゲストＯＳ１３-1がユーザモードのときに発生したページフォルトであると判定する。この場合、ＶＭＭページングモジュール１１４（のトラップ配信モジュール）は、ゲストＯＳ１３-1にページフォルトトラップを配信する（ステップ４０６）。このステップ４０６において、ＶＭＭページングモジュール１１４は、ゲストＯＳ１３-1でのページフォルトの要因がＶＭＭ１１がページアウトしたページへのアクセスにあることと、そのページのアドレス（ページフォルト発生アドレス）とを、当該ゲストＯＳ１３-1に通知する。ステップ４０６が実行されると、ページフォルト発生時のＶＭＭ１１による処理は終了する。
If not in the kernel mode (No in step 405), the
ステップ４０６での上述の要因の通知は、高々１ビットで実現可能である。例えば、元々用意されているべき、ＶＭＭ１１からゲストＯＳに情報を渡すためのＣＰＵのレジスタ中の空きビット（１ビット）を用いればよい。もし、空きビットがなければ、トラップ時に利用可能なレジスタの中にＶＭＭページングモジュール１１４が特定の値を設定することにより、当該レジスタを介して上述の要因を通知してもよい。
The notification of the above-described factors in
一方、ゲストＯＳ１３-1がカーネルモードのときに発生したページフォルトであるならば（ステップ４０５がＹｅｓ）、ＶＭＭページングモジュール１１４は、当該ゲストＯＳ１３-1のＩＤに基づいてＶＭＭメモリ管理テーブル１１７を参照する（ステップ４０７）。そしてＶＭＭページングモジュール１１４は、ゲストＯＳ１３-1のＩＤを含むサービス要求情報がＶＭＭメモリ管理テーブル１１７に格納され、当該サービス要求情報に含まれているフラグによって当該ゲストＯＳ１３-1のゲストＯＳカーネル１３-1がページャブルであることが示され、且つ当該サービス要求情報に当該ゲストＯＳカーネル１５-iのページング対象メモリ領域を示すメモリ領域情報（開始仮想アドレス及び終了仮想アドレスの対）が含まれているかを判定する。つまりＶＭＭページングモジュール１１４は、ゲストＯＳ１３-1のゲストＯＳカーネル１５-1がページャブルカーネルであり、且つ当該ゲストＯＳカーネル１５-1がページング対象としているメモリ領域が予め通知されているかを判定する（ステップ４０８）。
On the other hand, if the page fault occurred when the guest OS 13-1 is in the kernel mode (Yes in Step 405), the
ステップ４０８の判定がＹｅｓの場合、ＶＭＭページングモジュール１１４はＶＭＭメモリ管理テーブル１１７を参照した結果に基づき、ページフォルトとなったページは、予めゲストＯＳカーネル１５-1から通知されている、当該ゲストＯＳカーネル１５-1（を含むゲストＯＳ１３-1）がページング対象としているメモリ領域内にあるかを判定する（ステップ４０９）。このステップ４０９の判定は、ページフォルトとなったページの仮想アドレスが、参照されたサービス要求情報に含まれているメモリ領域情報によって示される、ゲストＯＳ１３-1（のゲストＯＳカーネル１５-1）がページング対象としているメモリ領域の開始仮想アドレスと終了仮想アドレスとの間に入っているかを調べることにより実現される。
If the determination in
もし、ページフォルトとなったページが、ゲストＯＳ１３-1（のゲストＯＳカーネル１５-1）がページング対象としているメモリ領域内にある場合には（ステップ４０９がＹｅｓ）、ＶＭＭページングモジュール１１４はステップ４０６に進む。つまり、ゲストＯＳ１３-1（のゲストＯＳカーネル１５-1）がページャブルカーネルであり、且つゲストＯＳ１３-1（のゲストＯＳカーネル１５-1）がページング対象としているメモリ領域内のページへのアクセスでページフォルトが発生した場合、ＶＭＭページングモジュール１１４はステップ４０６に進む。
If the page that has a page fault is in the memory area targeted for paging by the guest OS 13-1 (the guest OS kernel 15-1) (Yes in Step 409), the
さて、ステップ４０９の判定がＹｅｓの場合、ゲストＯＳ１３-1が起こしたページフォルトを、当該ゲストＯＳ１３-1で処理できる。つまりステップ４０９の判定がＹｅｓであることは、ゲストＯＳ１３-1内でページフォルトを起こしたカーネルスレッドをブロックして他のスレッドにスイッチすることができることを示す。そのためステップ４０９の判定がＹｅｓの場合、ＶＭＭページングモジュール１１４（のトラップ配信モジュール）はステップ４０６に進み、ゲストＯＳ１３-1にページフォルトトラップを配信する。
If the determination in
一方、ステップ４０８の判定がＮｏであるか、ステップ４０８の判定がＹｅｓであってもステップ４０９の判定がＮｏの場合には、ゲストＯＳ１３-1が処理できないカーネルモードでのページフォルトである。この場合、ＶＭＭページングモジュール１１４は、ページフォルトを起こしたゲストＯＳ１３-1の状態を、ＶＭＭ１１（内のＶＭＭページングモジュール１１４）によるページイン処理の完了を待つページイン待ち状態（ＶＭＭページイン処理完了待ち）に設定する（ステップ４１０）。つまりＶＭＭページングモジュール１１４は、ゲストＯＳ１３-1をブロックする。
On the other hand, if the determination in
するとゲストＯＳ実行管理機構１１２は、ページフォルトを起こしたゲストＯＳ１３-1から当該ゲストＯＳ１３-1に割り当てられていたＣＰＵを横取りし、当該ゲストＯＳ１３-1のコンテクスト（つまり実行状態）を例えば外部記憶装置２０に保存する（ステップ４１１）。
Then, the guest OS
次にゲストＯＳ実行管理機構１１２は、ゲストＯＳ１３-1〜１３-nの中から、ゲストＯＳ１３-1以外の実行可能な１つのゲストＯＳを選択して、当該選択されたゲストＯＳにＣＰＵを割り当てる再スケジューリングを行う（ステップ４１２）。これにより、ページフォルト発生時のＶＭＭ１１による処理は終了する。
Next, the guest OS
次に、ページフォルトを起こしたゲストＯＳ１３-1にＶＭＭ１１（内のＶＭＭページングモジュール１１４）からページフォルトトラップが配信されたときに、当該ゲストＯＳ１３-1によって実行される処理について、図５のフローチャートを参照して説明する。 Next, when the page fault trap is delivered from the VMM 11 (internal VMM paging module 114) to the guest OS 13-1 that has caused the page fault, the flowchart shown in FIG. The description will be given with reference.
なお、ＶＭＭ１１がゲストＯＳ１３-1にページフォルトトラップを配信した際には、通常の実計算機で発生する各種トラップ、割り込みと同様、それを当該ゲストＯＳ１３-1で処理するために必要な情報が、ＶＭＭ１１から当該ゲストＯＳ１３-1に何らかの形で（例えばレジスタを用いて）渡されることを前提とする。この情報は、ページフォルトトラップの例では、
（１）そもそも例外がページフォルトトラップであることを示す情報
（２）ページフォルトとなったページのアドレス（ページフォルト発生アドレス）、及び例外発生時の特権モード情報を含むトラップ情報
を含む。
When the VMM 11 delivers a page fault trap to the guest OS 13-1, as with various traps and interrupts that occur in a normal real computer, information necessary to process it in the guest OS 13-1 It is assumed that the VMM 11 is transferred to the guest OS 13-1 in some form (for example, using a register). This information is the page fault trap example:
(1) Information indicating that an exception is a page fault trap in the first place (2) Address of a page that has become a page fault (page fault occurrence address) and trap information including privileged mode information when an exception occurs.
ページフォルトトラップの場合、このような情報に加えて、前述のステップ４０６の処理で説明したように、ページフォルトの要因がＶＭＭ１１がページアウトしたページへのアクセスにあることを示す情報も、当該ＶＭＭ１１（内のＶＭＭページングモジュール１１４）からゲストＯＳ１３-1に渡される。
In the case of a page fault trap, in addition to such information, as described in the processing of
さて、ＶＭＭ１１からゲストＯＳ１３-1にページフォルトトラップが配信されると、ゲストＯＳ１３-1に含まれているメモリマネージャ１７内のページングモジュール１７１は、ページフォルトの要因が、ＶＭＭ１１がページアウトしたページへのアクセスにあるかを判定する（ステップ５０１）。
When the page fault trap is distributed from the VMM 11 to the guest OS 13-1, the
もし、ページフォルトの要因が、ＶＭＭ１１がページアウトしたページへのアクセス以外にある場合には（ステップ５０１がＮｏ）、メモリマネージャ１７内のページングモジュール１７１は、実計算機で動作する通常のゲストＯＳがページフォルトに対するのと同様のページイン処理を行う（ステップ５０２）。即ちページングモジュール１７１は、ページフォルトの要因となったアクセスが試みられたページに実ページを割り当て、外部記憶装置２０のゲストＯＳページング領域２２-1に退避（ページアウト）されていたデータを読み込んで、当該読み込まれたデータを、そのページに復帰するページイン処理を行う（ステップ５０２）。また、ステップ５０２においてページングモジュール１７１は、ページフォルトを起こしたゲストＯＳ１３-1において実行中のユーザプロセス１４またはカーネルスレッドの状態（つまりページフォルトを起こした処理）を、通常のゲストＯＳによるページイン処理の場合と同様に、ゲストＯＳ１３-1によるページイン処理の完了を待つページイン待ち状態（ゲストＯＳページイン処理完了待ち）に設定する。
If the cause of the page fault is other than the access to the page paged out by the VMM 11 (No in step 501), the
なお、不正アドレスへのアクセスに伴うページフォルトトラップの場合にも、ステップ５０１の判定がＮｏとなる。この場合、ステップ５０２では、ユーザプロセス１４が起こしたページフォルトであるならば、当該ユーザプロセス１４を停止したり、カーネルが起こしたページフォルトならば、ゲストＯＳ１３-1を周知のパニックモードに移行するなどの、エラー処理が行われる。ここでは、便宜的に、不正アドレスへのアクセスに伴うページフォルトトラップは発生していないものとする。
Even in the case of a page fault trap accompanying access to an illegal address, the determination in
一方、ページフォルトの要因が、ＶＭＭ１１がページアウトしたページへのアクセスにある場合には（ステップ５０１がＹｅｓ）、ページングモジュール１７１は、ページフォルトを起こしたユーザプロセス１４またはカーネルスレッドの状態（処理）を、ＶＭＭ１１（内のＶＭＭページングモジュール１１４）によるページイン処理の完了を待つページイン待ち状態（ＶＭＭページイン処理完了待ち）に設定する（ステップ５０３）。このステップ５０３では、先のステップ５０２と異なり、ページングモジュール１７１によるページイン処理（ページインのためのＩ／Ｏ処理）は行われないことに注意する。
On the other hand, when the cause of the page fault is an access to a page paged out by the VMM 11 (Yes in step 501), the
ゲストＯＳ１３-1は、ステップ５０２及び５０３のうちのいずれが実行された場合にも、ページフォルトを起こしたユーザプロセス１４またはカーネルスレッド（処理）から当該ユーザプロセス１４またはカーネルスレッドに割り当てられていたＣＰＵを横取りし、当該ユーザプロセス１４またはカーネルスレッドのコンテクスト（つまり実行状態）を例えば外部記憶装置２０に保存する（ステップ５０４）。
When any of
続いてゲストＯＳ１３-1は、他の実行可能なユーザプロセス１４またはカーネルスレッド（つまり他の実行可能な処理）をゲストＯＳ１３-1内から選択して、当該選択されたユーザプロセス１４またはカーネルスレッドにＣＰＵを割り当てる再スケジューリングを行う（ステップ５０５）。
Subsequently, the guest OS 13-1 selects another
さて、本実施形態では、上記ステップ４０４の処理、即ちＶＭＭ１１のＶＭＭページングモジュール１１４によるページイン処理が完了した際に、ページフォルトを起こしたゲストＯＳ（ここではゲストＯＳ１３-1）に対し、その旨が、ＶＭＭ１１のＶＭＭページイン完了時処理モジュール１１５によって通知される。このＶＭＭ１１のＶＭＭページングモジュール１１４によるページイン処理の完了時の処理について、図６のフローチャートを参照して説明する。
In the present embodiment, when the processing in
今、ＶＭＭページングモジュール１１４によるページイン処理が完了したものとする。この場合、ＶＭＭページイン完了時処理モジュール１１５に制御が渡る。ＶＭＭページイン完了時処理モジュール１１５は、ＶＭＭページアウトメモリ管理テーブル１１６から、ページイン処理が完了したページのページアウト管理情報を削除する（ステップ６０１）。
Assume that the page-in processing by the
次にＶＭＭページイン完了時処理モジュール１１５は、ページイン処理が完了したページを所有するゲストＯＳ１３-1の状態が、ＶＭＭ１１（内のＶＭＭページングモジュール１１４）によるページイン処理の完了を待つページイン待ち状態（ＶＭＭページイン処理完了待ち）にあるかを判定する（ステップ６０２）。明らかなように、前述のステップ４１０が実行された場合には、ゲストＯＳ１３-1はページイン待ち状態（ＶＭＭページイン処理完了待ち）にあることから、ステップ６０２の判定はＹｅｓとなる。
Next, the VMM page-in
この状態のときには、ゲストＯＳ１３-1のゲストＯＳカーネル１５-1のページャブルでないメモリ領域内のページをＶＭＭ１１（内のＶＭＭページングモジュール１１４）がページアウトしているために、当該ゲストＯＳ１３-1全体が動けない状態になっている。そこでステップ６０２の判定がＹｅｓの場合、ＶＭＭ１１のＶＭＭページングモジュール１１４は、ゲストＯＳ１３-1（つまりＶＭＭページイン処理が完了したページを所有するゲストＯＳ１３-1）の状態を実行可能状態に設定する（ステップ６０３）。
In this state, since the VMM 11 (inside the VMM paging module 114) has paged out a page in the non-pageable memory area of the guest OS kernel 15-1 of the guest OS 13-1, the entire guest OS 13-1 is It is in a state where it cannot move. Therefore, when the determination in
するとＶＭＭ１１のゲストＯＳ実行管理機構１１２は、ステップ６０３で実行可能状態に設定されたゲストＯＳ１３-1を含むゲストＯＳ１３-1〜１３-nの中から、実行可能な１つのゲストＯＳを選択して、当該選択されたゲストＯＳにＣＰＵを割り当てる再スケジューリングを行う（ステップ６０４）。
Then, the guest OS
一方、ページイン処理が完了したページを所有するゲストＯＳ１３-1がページイン待ち状態（ＶＭＭページイン処理完了待ち）にないものとする（ステップ６０２がＮｏ）。明らかなように、前述のステップ４０６が実行された場合には、ゲストＯＳ１３-1内のページフォルトを起こしたユーザプロセス１４またはカーネルスレッド（処理）はページイン待ち状態（ＶＭＭページイン処理完了待ち）にあるものの、ゲストＯＳ１３-1自体はページイン待ち状態（ＶＭＭページイン処理完了待ち）にないことから、ステップ６０２の判定はＮｏとなる。この場合、ゲストＯＳ１３-1内にページフォルトを起こしたユーザプロセス１４またはカーネルスレッド（処理）が存在し、当該ページフォルトを起こしたユーザプロセス１４またはカーネルスレッド（処理）がページイン処理の完了を待っている。
On the other hand, it is assumed that the guest OS 13-1 that owns the page for which page-in processing has been completed is not in a page-in waiting state (waiting for VMM page-in processing completion) (No in step 602). As is apparent, when the above-described
そこで、ステップ６０２の判定がＮｏの場合、ＶＭＭページイン完了時処理モジュール１１５は、ゲストＯＳ１３-1に、ＶＭＭ１１によるページイン処理（ＶＭＭページイン処理）の完了、及びページフォルト発生アドレスを通知すると共に、ＶＭＭページイン処理の完了を通知する割り込み（ＶＭＭページイン完了通知割り込み）を当該ゲストＯＳ１３-1に配信する（ステップ６０５）。
Therefore, if the determination in
次に、上述のステップ６０５でＶＭＭ１１のＶＭＭページイン完了時処理モジュール１１５が配信したＶＭＭページイン完了通知割り込みをゲストＯＳ１３-1が受信した場合に当該ゲストＯＳ１３-1によって実行される処理について、図７のフローチャートを参照して説明する。
Next, the processing executed by the guest OS 13-1 when the VMM page-in completion notification interrupt distributed by the VMM page-in
まずゲストＯＳ１３-1は、ＶＭＭ１１のＶＭＭページイン完了時処理モジュール１１５からのＶＭＭページイン完了通知割り込みを受け取ると、ＶＭＭ１１によるページイン処理（ＶＭＭページイン処理）の完了を待っていたユーザプロセス１４またはカーネルスレッド（処理）の状態を実行可能状態に設定する（ステップ７０１）。
First, upon receiving the VMM page-in completion notification interrupt from the VMM page-in
次にゲストＯＳ１３-1は、（ステップ７０１で実行可能状態に設定されたユーザプロセス１４またはカーネルスレッドを含めて）実行可能な１つのユーザプロセス１４またはカーネルスレッド（処理）をゲストＯＳ１３-1内から選択して、当該選択されたユーザプロセス１４またはカーネルスレッドにＣＰＵを割り当てる再スケジューリングを行う（ステップ７０２）。
Next, the guest OS 13-1 sends one
従来の仮想計算機システムにおいて実行されるＶＭＭによるデマンドページングは、ゲストＯＳがその中で行うデマンドページングとは独立して行われていた。ここでは、ゲストＯＳ内のユーザプロセスのメモリ空間を対象とするページングであっても、ゲストＯＳがページアウトしたページへのアクセスでのページフォルトでは、当該ゲストＯＳ内の他のユーザプロセスに切り替わってゲストＯＳとしては処理が継続できる。 The demand paging by the VMM executed in the conventional virtual machine system is performed independently of the demand paging performed in the guest OS. Here, even when paging is performed on the memory space of the user process in the guest OS, a page fault in accessing a page paged out by the guest OS switches to another user process in the guest OS. Processing can be continued as a guest OS.
ところが、上記のページを、ＶＭＭ１１がページアウトしていた場合には、ゲストＯＳ内で他のユーザプロセスにスイッチすることはできず、つまり当該ゲストＯＳはブロックされる。このため従来の仮想計算機システムでは、効率のよいゲストＯＳ内スケジューリング（ユーザプロセス及び／またはカーネルスレッドのディスパッチ）が行えないという問題があった。 However, when the VMM 11 has paged out the above page, it cannot be switched to another user process within the guest OS, that is, the guest OS is blocked. For this reason, the conventional virtual machine system has a problem in that it cannot perform efficient scheduling within the guest OS (dispatching user processes and / or kernel threads).
これに対して本実施形態では、ゲストＯＳがページフォルトの要因が、ＶＭＭ１１によってページアウトされたページへのアクセスにあることが、ＶＭＭ１１のメモリマネージャ１１３（内のＶＭＭページングモジュール１１４）から当該ゲストＯＳに通知される。この通知により、当該通知を受けたゲストＯＳは、ＶＭＭ１１のメモリマネージャ１１３と連携することで、当該ゲストＯＳをブロックすることなく、ＶＭＭ１１によるページイン処理の完了を待つことができる。その結果、通知を受けたゲストＯＳ（つまりページフォルトを起こした処理を実行していたゲストＯＳ）において、他の処理（他のユーザプロセスまたはカーネル内スレッド）の実行に切り替えて動作を継続することができ、ＶＭＭ１１によるページングを実現しながら、効率のよいゲストＯＳ内スケジューリングを図ることができる。
On the other hand, in the present embodiment, the guest OS causes the page fault to be the access to the page paged out by the VMM 11 from the memory manager 113 (the
なお、本発明は、上記実施形態そのままに限定されるものではなく、実施段階ではその要旨を逸脱しない範囲で構成要素を変形して具体化できる。また、上記実施形態に開示されている複数の構成要素の適宜な組み合わせにより種々の発明を形成できる。例えば、実施形態に示される全構成要素から幾つかの構成要素を削除してもよい。 Note that the present invention is not limited to the above-described embodiment as it is, and can be embodied by modifying the constituent elements without departing from the scope of the invention in the implementation stage. In addition, various inventions can be formed by appropriately combining a plurality of components disclosed in the embodiment. For example, some components may be deleted from all the components shown in the embodiment.
１０…計算機本体、１１…ＶＭＭ（仮想計算機管理機構）、１２-1〜１２-n…仮想計算機、１３-1〜１３-n…ゲストＯＳ、１４…ユーザプロセス、１５-1〜１５-n…ゲストＯＳカーネル、１６-1〜１６-n…カーネル内メモリ領域、１７…メモリマネージャ、２０…外部記憶装置、２１…ＶＭＭページング領域、２２-1〜２２-n…ゲストＯＳページング領域、１１１…ゲストＯＳインターフェイス機構、１１２…ゲストＯＳ実行管理機構、１１３…メモリマネージャ、１１４…ＶＭＭページングモジュール、１１５…ＶＭＭページイン完了時処理モジュール、１１６…ＶＭＭページアウトメモリ管理テーブル、１１７…ＶＭＭメモリ管理テーブル、１７１…ページングモジュール、１７２…ページイン完了時処理モジュール。
DESCRIPTION OF
Claims (10)
前記複数のゲストＯＳに割り当てられたメモリ領域に対してページを単位にページアウト処理を含むデマンドページング処理を行うページング手段と、
前記ページング手段によってページアウトされたページに関するページアウト管理情報を保持するページアウト管理情報保持手段とを具備し、
前記ページング手段は、ページアウトされたページに対してゲストＯＳがアクセスしたことによりページフォルトが発生した際に、当該ページフォルトが発生したページに関するページアウト管理情報が前記ページアウト管理情報保持手段に保持されていることをもって、当該ページフォルトの要因が前記ページング手段によってページアウトされたページへのアクセスにあると判定して、その旨を当該ページフォルトが発生したページにアクセスした前記ゲストＯＳに通知すると共に当該ゲストＯＳにページフォルトトラップを配信し、且つ当該ページアウトされたページにデータを復帰するためのページイン処理を実行する
ことを特徴とする仮想計算機管理機構。 In a virtual machine management mechanism that performs management for constructing a plurality of virtual machines by virtualizing hardware including a CPU and executing a plurality of guest OSes in the plurality of virtual machines,
Paging means for performing demand paging processing including page-out processing in units of pages with respect to memory areas allocated to the plurality of guest OSes;
Page-out management information holding means for holding page-out management information related to a page paged out by the paging means,
When a page fault occurs due to a guest OS accessing a page that has been paged out, the paging means holds page-out management information related to the page where the page fault has occurred in the page-out management information holding means. Therefore, it is determined that the cause of the page fault is an access to the page paged out by the paging means, and that is notified to the guest OS that has accessed the page where the page fault has occurred. A virtual machine management mechanism characterized by delivering a page fault trap to the guest OS and executing page-in processing for restoring data to the page-out page.
前記ゲストＯＳから前記仮想計算機管理機構に前記特定のサービスが要求されたことを示すサービス要求情報を保持するサービス要求情報保持手段とを更に具備し、
前記ページング手段は、前記ページフォルトの要因が当該ページング手段によってページアウトされたページへのアクセスにあると判定した場合、当該ページにアクセスしたゲストＯＳから前記特定のサービスが要求されていることを示す前記サービス要求情報が前記サービス要求情報保持手段に保持されていることをもって、前記要因の通知と前記ページフォルトトラップの配信とを行うことを特徴とする請求項１または２に記載の仮想計算機管理機構。 Each of the plurality of guest OSs is a guest OS interface mechanism that is used to request a specific service from the virtual machine management mechanism in advance, and the specific service includes a guest OS that requests the specific service. When a page fault occurs due to access to a page paged out by the paging means of the virtual machine management mechanism, this is notified to the guest OS and a page fault trap is delivered to the guest OS A guest OS interface mechanism that is a service to
Service request information holding means for holding service request information indicating that the specific service is requested from the guest OS to the virtual machine management mechanism;
When the paging unit determines that the cause of the page fault is an access to a page paged out by the paging unit, the paging unit indicates that the specific service is requested from the guest OS that has accessed the page. 3. The virtual machine management mechanism according to claim 1, wherein the notification of the factor and the delivery of the page fault trap are performed when the service request information is held in the service request information holding unit. .
前記サービス要求情報保持手段に保持されている前記サービス要求情報は、当該サービス要求情報によって示される前記特定のサービスを要求したゲストＯＳのカーネルが前記ページャブルカーネルであるかを示すフラグ情報及び前記ページャブルカーネルである場合に前記ページングの対象となるメモリ領域を示すメモリ領域情報を含み、
前記ページング手段は、当該ページング手段によってページアウトされたページに前記カーネルモードでアクセスした前記ゲストＯＳのカーネルが前記ページャブルカーネルであることが前記サービス要求情報に含まれている前記フラグ情報によって示され、且つ当該ページアウトされたページが前記サービス要求情報に含まれている前記メモリ領域情報の示すメモリ領域内にある場合に、前記ゲストＯＳへの前記要因の通知と前記ページフォルトトラップの配信とを行う
ことを特徴とする請求項３記載の仮想計算機管理機構。 The guest OS interface mechanism includes a paging kernel in which the guest OS kernel performs paging in a kernel mode in addition to each of the plurality of guest OSs requesting the specific service. Used by the guest OS to notify the virtual machine management mechanism in advance of the target memory area,
The service request information held in the service request information holding means includes flag information indicating whether a kernel of a guest OS that requested the specific service indicated by the service request information is the pageable kernel, and the pager. Including a memory area information indicating a memory area to be subjected to the paging in the case of a bull kernel,
The paging means is indicated by the flag information included in the service request information that the guest OS kernel accessing the page paged out by the paging means in the kernel mode is the pageable kernel. When the page-out page is in the memory area indicated by the memory area information included in the service request information, notification of the factor to the guest OS and delivery of the page fault trap are performed. The virtual machine management mechanism according to claim 3, wherein the virtual machine management mechanism is performed.
前記ページング手段は、当該ページング手段によってページアウトされたページに前記カーネルモードでアクセスした前記ゲストＯＳのカーネルが前記ページャブルカーネルでないことが前記サービス要求情報に含まれている前記フラグ情報によって示されている場合、前記要因の通知と前記ページフォルトトラップの配信とを抑止し、
前記ゲストＯＳ実行管理手段は、前記要因の通知と前記ページフォルトトラップの配信とが抑止された前記ゲストＯＳから前記複数のゲストＯＳのうちの他のゲストＯＳの実行に切り替える
ことを特徴とする請求項４記載の仮想計算機管理機構。 Further comprising guest OS execution management means for managing execution of the plurality of guest OSes,
The paging means is indicated by the flag information included in the service request information that the guest OS kernel accessing the page paged out by the paging means in the kernel mode is not the pageable kernel. The notification of the factor and the delivery of the page fault trap,
The guest OS execution managing means switches from execution of the guest OS in which the notification of the factor and the delivery of the page fault trap are suppressed to execution of another guest OS of the plurality of guest OSs. Item 5. The virtual machine management mechanism according to Item 4.
前記ゲストＯＳ実行管理手段は、前記要因の通知と前記ページフォルトトラップの配信とが抑止された前記ゲストＯＳから前記複数のゲストＯＳのうちの他のゲストＯＳの実行に切り替える
ことを特徴とする請求項５記載の仮想計算機管理機構。 When the service request information indicating that the specific service is requested from the guest OS accessing the page paged out by the paging means is not held in the service request information holding means. , Suppress notification of the factor and delivery of the page fault trap,
The guest OS execution managing means switches from execution of the guest OS in which the notification of the factor and the delivery of the page fault trap are suppressed to execution of another guest OS of the plurality of guest OSs. Item 6. The virtual machine management mechanism according to Item 5.
前記仮想計算機管理機構は、
前記複数のゲストＯＳに割り当てられたメモリ領域に対してページを単位にページアウト処理を含むデマンドページング処理を行うページング手段と、
前記ページング手段によってページアウトされたページに関するページアウト管理情報を保持するページアウト管理情報保持手段とを具備し、
前記ページング手段は、ページアウトされたページに対してゲストＯＳがアクセスしたことによりページフォルトが発生した際に、当該ページフォルトが発生したページに関するページアウト管理情報が前記ページアウト管理情報保持手段に保持されていることをもって、当該ページフォルトの要因が前記ページング手段によってページアウトされたページへのアクセスにあると判定して、その旨を当該ページフォルトが発生したページにアクセスした前記ゲストＯＳに通知すると共に当該ゲストＯＳにページフォルトトラップを配信し、且つ当該ページアウトされたページにデータを復帰するためのページイン処理を実行し、
前記複数のゲストＯＳの各々は、前記ページフォルトの発生に応じて前記仮想計算機管理機構の前記ページング手段からページフォルトトラップが配信されると共に当該ページフォルトの要因が前記ページング手段によってページアウトされたページへのアクセスにある旨が通知された場合に、前記ページフォルトを起こした処理を前記ページング手段によるページイン処理の完了待ちの状態に設定する
ことを特徴とする仮想計算機システム。 In a virtual machine system having a virtual machine management mechanism for constructing a plurality of virtual machines by virtualizing hardware including a CPU and performing a plurality of guest OSes on the plurality of virtual machines,
The virtual machine management mechanism is:
Paging means for performing demand paging processing including page-out processing in units of pages with respect to memory areas allocated to the plurality of guest OSes;
Page-out management information holding means for holding page-out management information related to a page paged out by the paging means,
When a page fault occurs due to a guest OS accessing a page that has been paged out, the paging means holds page-out management information related to the page where the page fault has occurred in the page-out management information holding means. Therefore, it is determined that the cause of the page fault is an access to the page paged out by the paging means, and that is notified to the guest OS that has accessed the page where the page fault has occurred. A page fault trap is delivered to the guest OS, and a page-in process for returning data to the page-out page is executed.
In each of the plurality of guest OSs, a page fault trap is delivered from the paging unit of the virtual machine management mechanism according to the occurrence of the page fault, and the page fault factor is paged out by the paging unit. A virtual computer system characterized in that, when it is notified that access is to a page, the process causing the page fault is set to a state waiting for completion of page-in processing by the paging means.
前記複数のゲストＯＳの各々は、自身宛に前記特定の完了割り込みが発行された場合、前記ページイン処理の完了待ちの状態に設定されている処理を実行可能状態に切り替える
ことを特徴とする請求項７または８に記載の仮想計算機システム。 In response to the completion of the page-in processing by the paging unit, the virtual machine management mechanism issues a specific completion interrupt for notifying the fact to the guest OS that has accessed the page in which the page fault has occurred. In-completion processing means is further provided,
Each of the plurality of guest OSs switches a process set in a state waiting for completion of the page-in process to an executable state when the specific completion interrupt is issued to the guest OS. Item 9. The virtual computer system according to Item 7 or 8.
ページアウトされたページに対してゲストＯＳがアクセスしたことによりページフォルトが発生した際に、前記仮想計算機管理機構が前記ページアウト管理情報保持手段を参照して、当該ページフォルトが発生したページに関するページアウト管理情報が保持されているかによって、当該ページフォルトの要因が前記仮想計算機管理機構によってページアウトされたページへのアクセスにあるかを判定するステップと、
前記ページフォルトの要因が前記仮想計算機管理機構によってページアウトされたページへのアクセスにあると判定された場合、前記仮想計算機管理機構が、当該ページアウトされたページにデータを復帰するためのページイン処理を実行するステップと、
前記ページフォルトの要因が前記仮想計算機管理機構によってページアウトされたページへのアクセスにあると判定された場合、前記仮想計算機管理機構が、その旨を当該ページフォルトが発生したページにアクセスした前記ゲストＯＳに通知すると共に当該ゲストＯＳにページフォルトトラップを配信するステップと
を具備することを特徴とする仮想計算機システムにおけるページング処理方法。 A virtual machine management mechanism that performs management for building a plurality of virtual machines by virtualizing hardware including a CPU and executing a plurality of guest OSes on the plurality of virtual machines, and a page by the virtual machine management mechanism A paging processing method in a virtual machine system having page-out management information holding means for holding page-out management information related to an out page,
When a page fault occurs due to a guest OS accessing a page that has been paged out, the virtual machine management mechanism refers to the page-out management information holding unit, and a page related to the page where the page fault has occurred Determining whether the cause of the page fault is an access to a page paged out by the virtual machine management mechanism depending on whether the out management information is retained;
When it is determined that the cause of the page fault is an access to a page paged out by the virtual machine management mechanism, the virtual machine management mechanism uses the page-in for returning data to the page-out page. Executing the process;
When it is determined that the cause of the page fault is an access to a page paged out by the virtual machine management mechanism, the virtual machine management mechanism notifies the guest that has accessed the page in which the page fault has occurred. And a step of notifying the OS and delivering a page fault trap to the guest OS.
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2009010085A JP4769308B2 (en) | 2009-01-20 | 2009-01-20 | Virtual computer management mechanism, virtual computer system having the management mechanism, and paging processing method in the system |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2009010085A JP4769308B2 (en) | 2009-01-20 | 2009-01-20 | Virtual computer management mechanism, virtual computer system having the management mechanism, and paging processing method in the system |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2010170210A true JP2010170210A (en) | 2010-08-05 |
| JP4769308B2 JP4769308B2 (en) | 2011-09-07 |
Family
ID=42702326
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2009010085A Active JP4769308B2 (en) | 2009-01-20 | 2009-01-20 | Virtual computer management mechanism, virtual computer system having the management mechanism, and paging processing method in the system |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP4769308B2 (en) |
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2012033001A (en) * | 2010-07-30 | 2012-02-16 | Toshiba Corp | Information processing apparatus and information processing method |
| DE102011051642A1 (en) | 2010-07-09 | 2012-03-29 | Denso Corporation | Rotating electrical machine with improved load-dump protection |
| US9696933B2 (en) | 2014-08-15 | 2017-07-04 | International Business Machines Corporation | Virtual machine manager initiated page-in of kernel pages |
| JP2022522339A (en) * | 2019-03-08 | 2022-04-18 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | Program interrupts for page import / export |
Families Citing this family (12)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US10241924B2 (en) | 2016-07-18 | 2019-03-26 | International Business Machines Corporation | Reducing over-purging of structures associated with address translation using an array of tags |
| US10168902B2 (en) | 2016-07-18 | 2019-01-01 | International Business Machines Corporation | Reducing purging of structures associated with address translation |
| US10176111B2 (en) | 2016-07-18 | 2019-01-08 | International Business Machines Corporation | Host page management using active guest page table indicators |
| US10802986B2 (en) | 2016-07-18 | 2020-10-13 | International Business Machines Corporation | Marking to indicate memory used to back address translation structures |
| US10176006B2 (en) | 2016-07-18 | 2019-01-08 | International Business Machines Corporation | Delaying purging of structures associated with address translation |
| US10180909B2 (en) | 2016-07-18 | 2019-01-15 | International Business Machines Corporation | Host-based resetting of active use of guest page table indicators |
| US10282305B2 (en) | 2016-07-18 | 2019-05-07 | International Business Machines Corporation | Selective purging of entries of structures associated with address translation in a virtualized environment |
| US10248573B2 (en) | 2016-07-18 | 2019-04-02 | International Business Machines Corporation | Managing memory used to back address translation structures |
| US10223281B2 (en) | 2016-07-18 | 2019-03-05 | International Business Machines Corporation | Increasing the scope of local purges of structures associated with address translation |
| US10169243B2 (en) | 2016-07-18 | 2019-01-01 | International Business Machines Corporation | Reducing over-purging of structures associated with address translation |
| US10162764B2 (en) | 2016-07-18 | 2018-12-25 | International Business Machines Corporation | Marking page table/page status table entries to indicate memory used to back address translation structures |
| US10176110B2 (en) | 2016-07-18 | 2019-01-08 | International Business Machines Corporation | Marking storage keys to indicate memory used to back address translation structures |
Citations (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS62251942A (en) * | 1986-04-25 | 1987-11-02 | Hitachi Ltd | Virtual computer system |
| JPH03217949A (en) * | 1990-01-23 | 1991-09-25 | Hitachi Ltd | Computer system |
| JPH10260850A (en) * | 1997-03-19 | 1998-09-29 | Hitachi Ltd | Virtual computer system |
| JP2006196005A (en) * | 2005-01-14 | 2006-07-27 | Intel Corp | Virtualization of physical memory in virtual machine system |
| JP2008513909A (en) * | 2004-09-30 | 2008-05-01 | インテル・コーポレーション | Method and apparatus for providing support for a timer associated with a virtual machine monitor |
| JP2008529176A (en) * | 2005-01-28 | 2008-07-31 | インテル・コーポレーション | Method and apparatus for supporting address translation in a virtual machine environment |
-
2009
- 2009-01-20 JP JP2009010085A patent/JP4769308B2/en active Active
Patent Citations (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS62251942A (en) * | 1986-04-25 | 1987-11-02 | Hitachi Ltd | Virtual computer system |
| JPH03217949A (en) * | 1990-01-23 | 1991-09-25 | Hitachi Ltd | Computer system |
| JPH10260850A (en) * | 1997-03-19 | 1998-09-29 | Hitachi Ltd | Virtual computer system |
| JP2008513909A (en) * | 2004-09-30 | 2008-05-01 | インテル・コーポレーション | Method and apparatus for providing support for a timer associated with a virtual machine monitor |
| JP2006196005A (en) * | 2005-01-14 | 2006-07-27 | Intel Corp | Virtualization of physical memory in virtual machine system |
| JP2008529176A (en) * | 2005-01-28 | 2008-07-31 | インテル・コーポレーション | Method and apparatus for supporting address translation in a virtual machine environment |
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| DE102011051642A1 (en) | 2010-07-09 | 2012-03-29 | Denso Corporation | Rotating electrical machine with improved load-dump protection |
| JP2012033001A (en) * | 2010-07-30 | 2012-02-16 | Toshiba Corp | Information processing apparatus and information processing method |
| US9696933B2 (en) | 2014-08-15 | 2017-07-04 | International Business Machines Corporation | Virtual machine manager initiated page-in of kernel pages |
| JP2022522339A (en) * | 2019-03-08 | 2022-04-18 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | Program interrupts for page import / export |
| JP7461694B2 (en) | 2019-03-08 | 2024-04-04 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | Program interruption for importing/exporting pages |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP4769308B2 (en) | 2011-09-07 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JP4769308B2 (en) | Virtual computer management mechanism, virtual computer system having the management mechanism, and paging processing method in the system | |
| US8799554B1 (en) | Methods and system for swapping memory in a virtual machine environment | |
| US10776151B2 (en) | Adaptive CPU NUMA scheduling | |
| JP5091215B2 (en) | System and method for enhancing coprocessor performance | |
| US8595361B2 (en) | Virtual machine software license management | |
| JP5385347B2 (en) | Method and computer for enlarging free memory in main memory | |
| US7552293B2 (en) | Kernel and application cooperative memory management | |
| JP5433676B2 (en) | Processor device, multi-thread processor device | |
| US20180225155A1 (en) | Workload optimization system | |
| US10705849B2 (en) | Mode-selectable processor for execution of a single thread in a first mode and plural borrowed threads in a second mode | |
| US8793439B2 (en) | Accelerating memory operations using virtualization information | |
| JP2009110404A (en) | Virtual machine system and guest os scheduling method in the same system | |
| JP2004272894A (en) | Multithread kernel of graphics processing unit | |
| JP2021048513A (en) | Information processing device, information processing method, and virtual machine connection management program | |
| KR20040028805A (en) | System for Yielding to a Processor | |
| JP2007220086A (en) | Input/output controller, input/output control system, and input/output control method | |
| JP2006350780A (en) | Cache allocation control method | |
| WO2012061941A1 (en) | Managing memory across a network of cloned virtual machines | |
| US20130347000A1 (en) | Computer, virtualization mechanism, and scheduling method | |
| KR20110094764A (en) | Virtualization apparatus for providing transactional input and output interface and method thereof | |
| US7818558B2 (en) | Method and apparatus for EFI BIOS time-slicing at OS runtime | |
| JP2009223842A (en) | Virtual machine control program and virtual machine system | |
| CN112162818B (en) | Virtual memory allocation method and device, electronic equipment and storage medium | |
| Kilic et al. | Overcoming virtualization overheads for large-vcpu virtual machines | |
| JP4862770B2 (en) | Memory management method and method in virtual machine system, and program |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A977 | Report on retrieval |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A971007 Effective date: 20110114 |
|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20110125 |
|
| A521 | Request for written amendment filed |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20110328 |
|
| TRDD | Decision of grant or rejection written | ||
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 Effective date: 20110524 |
|
| A61 | First payment of annual fees (during grant procedure) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A61 Effective date: 20110617 |
|
| R150 | Certificate of patent or registration of utility model |
Ref document number: 4769308 Country of ref document: JP Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R150 Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R150 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20140624 Year of fee payment: 3 |
|
| S531 | Written request for registration of change of domicile |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R313531 |
|
| R350 | Written notification of registration of transfer |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R350 |
|
| S533 | Written request for registration of change of name |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R313533 |
|
| R350 | Written notification of registration of transfer |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R350 |