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    v4 v5  
    33[[PageOutline]]
    44
    5 == 1) [wiki:replication_distribution Politique de réplication et/ou de distribution des segments] ==
     5== 1) [wiki:replication_distribution Politique de réplication et distribution] ==
    66
    77La politique de réplication / distribution vise deux objectifs: renforcer la localité, et SURTOUT minimiser la contention.
    8 - Pour les données non partagées ou read-only, (vsegs de type CODE, STACK) on cherche à les répliquer dans tous
    9 les clusters de l’architecture pour les rapprocher des thread utilisateurs.
    10 - Pour les données partagées (DATA, HEAP, MMAP), on cherche à les distribuer le plus uniformément possible
    11 dans tous les clusters pour éviter la contention.
     8- Pour les données non partagées ou read-only, (vsegs de type CODE, STACK) on cherche à les répliquer dans tous les clusters de l’architecture pour les rapprocher des thread utilisateurs.
     9- Pour les données partagées (DATA, HEAP, MMAP), on cherche à les distribuer le plus uniformément possible dans tous les clusters pour éviter la contention.
    1210
    1311== 2) [wiki:page_tables Construction dynamique des tables de pages] ==
    1412
    15 1) Descripteur de vseg
    16 
    17 Un descripteur de vseg contient les informations suivantes :
    18 - TYPE : définit la politique de réplication/distribution (CODE / STACK / DATA / HEAP / HEAPXY / FILE / ANON)
    19 - FLAGS : définit les droits d’accès
    20 - VBASE : adresse virtuelle  de base
    21 - LENGTH : longueur du segment
    22 - BIN : pathname to the .elf file. (seulement pour les types DATA et CODE)
    23 - X,Y : coordonnées du cluster où est mappé le vseg (seulement pour un vseg localised)
    24 - MAPPER : radix-tree contenant les pages physiques allouées à ce vseg (seulement pour les types CODE, DATA, FILE).
    25 
    26 2) Descripteur de processus
    27 
    28 Dans chaque cluster, les différentes informations associées à un processus P sont regroupées dans le descripteur de processus.
    29 Le PID (Process Identifier) est codé sur 32 bits, et il est unique dans le système : les 8 bits de poids fort contiennent
    30 les coordonnées (X,Y) du cluster propriétaire Z, les 24 bits de poids faibles (LPID) contiennent le numéro local dans le cluster Z.
    31 Le descripteur d’un processus P et les tables qui lui sont associées ne sont répliqués que dans les clusters qui contiennent
    32 au moins un thread de P (appelés clusters actifs de P).
    33 
    34 Les principale informations stockées dans le descripteur processus sont les suivantes:
    35 - PID :  processus identifier (contient les coordonnées du cluster propriétaire)
    36 - PPID : parent processus identifier,
    37 - XMIN, XMAX, YMIN, YMAX : recrangle recouvrant tous les clusters actifs
    38 - PT : table des pages du processus,
    39 - VSL : liste des vsegs du processus,
    40 - FDT : table des fichiers ouverts du processus,
    41 - TRDL : liste des threads du processus,
    42 - ENV : variables d’environnement du processus,
    43 
    44 Le contenu des tables de pages évolue au cours du temps, et  n’est pas identique dans tous les clusters.
    45 En effet le contenu des tables P évolue différemment dans les clusters en fonction des
    46 défauts de pages causés par les threads de P s’exécutant dans les différents clusters.
    47 De plus  le mapping des segments private (CODE et STACKS) varie d’un cluster à un autre.
    48 Pour ce qui concerne les vsegs public, seul le cluster de référence contient l’état complet du mapping.
    49 
    50 De même, le contenu des listes de vsegs évolue au cours du temps, et n’est pas identique dans tous les clusters.
    51 En effet chaque vseg private n’est enregistré que dans un seul cluster.
    52 En revanche toutes les listes de vsegs doivent être identiques pour ce qui concerne les vsegs public.
    53 Pour ce qui concerne les vsegs public, tout ajout dynamique d’un nouveau vseg public ou toute extension
    54 doit être répercuté dans tous les clusters actifs.
    55 
    56 3) Enregistrement et destruction des vsegs
    57  
    58 La politique d’enregistrement et de destruction des vsegs dans les VSL(P,X) dépend du type de vseg:
    59 
    60 3.1) DATA
    61 Ce type de vseg est enregistré dans la VSL(P,Z)) du cluster Z  propriétaire du processus P au moment de la création de P.
    62 Il est enregistré dans la VSL(P,A) d’un autre cluster A chaque fois qu’un thread de P est créé dans le cluster A,
    63 si ce cluster ne contenait pas encore de thread du processus P.
    64 La longueur est définie par le fichier .elf contenant le code binaire du processus.
    65 Il n’y a pas de cluster de mapping pour un vseg distributed.
    66 Ce type de vseg n’est détruit que lors de la destruction du processus.
    67 
    68 3.2) CODE
    69 Ce type de vseg est enregistré dans la VSL(P,Z) du cluster Z  propriétaire du processus P au moment de la création de P.
    70 Il est enregistré dans la VSL(P,A) d’un autre cluster A chaque fois qu’un thread de P est créé dans le cluster A,
    71 si ce cluster ne contenait pas encore de thread du processus P.
    72 La longueur est définie par le fichier .elf contenant le code binaire du processus.
    73 Le cluster de mapping est toujours le cluster local pour un vseg private.
    74 Ce type de vseg n’est détruit que lors de la destruction du processus.
    75 
    76 3.3) STACK
    77 Un vseg de type STACK est enregistré dans la VSL(P,X) du cluster X chaque fois qu’un thread est crée dans le cluster X
    78 par le processus P. Les VSL(P,Y) des autres clusters Y n’ont pas besoin d’être mises a jour car un vseg STACK
    79 dans un cluster X n’est ni connu ni accédé depuis un autre cluster Y.
    80 La longueur est définie par un paramètre global de l’OS : MIN_STACK_SIZE.
    81 Le cluster de mapping est toujours le cluster local pour un vseg private.
    82 Ce type de vseg est éliminé de la VSL(P,X) lors de la destruction du thread.
    83 
    84 3.4) HEAP
    85 Ce type de vseg est enregistré dans la VSL(P,Z) du cluster Z propriétaire du processus P au moment de la création de P.
    86 Il est enregistré dans la VSL(P,A) d’un autre cluster A chaque fois qu’un thread de P est créé dans le cluster A,
    87 si celui-ci ne contenait pas encore de thread du processus P.
    88 La longueur est un paramètre global de l’OS : STANDARD_MALLOC_HEAP_SIZE.
    89 Il n’y a pas de cluster de mapping pour un vseg distributed.
    90 Ce type de vseg n’est détruit que lors de la destruction du processus.
    91 
    92 3.5) REMOTE
    93 Ce type de vseg est enregistré dans la VSL(P,A) de tous les clusters A qui contiennent au moins un thread de P,
    94 au moment où un thread quelconque de P exécute un remote_malloc(x,y) dans un cluster K.
    95 Le noyau du cluster K envoie une VSEG_REQUEST_RPC vers le cluster Z propriétaire de P, si un vseg de type REMOTE
    96 n’existe pas déjà dans la VSL(P,K). Les arguments sont le PID, le type du vseg, les coordonnées (x,y), … To Be Completed …
    97 Si ce type de vseg n’existe pas déjà dans la VSL(P,Z), le noyau de Z broadcaste une VSEG_REGISTER_BCRPC vers tous les
    98 clusters actifs de P.   
    99 La longueur est un paramètre global de l’OS : REMOTE_MALLOC_HEAP_SIZE.
    100 Le cluster de mapping est défini par les arguments (x,y) du remote_malloc().
    101 Ce type de vseg n’est détruit que lors de la destruction du processus.
    102 
    103 3.6) FILE
    104 Ce type de vseg est enregistré dans la VSL(P,A) de tous les cluster A qui contiennent au moins un thread de P,
    105 au moment où un thread quelconque de P exécute un mmap(file , size) dans un cluster K.
    106 Le noyau du cluster K envoie une VSEG_REQUEST_RPC vers le cluster Z propriétaire de P. Les arguments sont le PID,
    107 le type de vseg, le descripteur de fichier, la taille … To be completed …
    108 Le noyau du cluster Z broadcaste une VSEG_REGISTER_BCRPC vers tous les autres clusters actifs de P.
    109 La longueur du vseg est définie par l’argument size du mmap().
    110 Le cluster de mapping est défini par l’argument file, et il est quelconque puisque le cache d’un fichier peut être placé
    111 sur n’importe quel cluster (répartition uniforme).
    112 Ce type de vseg est  détruit lors de l’exécution du munmap(), en utilisant un mécanisme en deux RPC comme pour la création.
    113 
    114 3.7) ANON
    115 Ce type de vseg est enregistré dans la VSL(P,A) de tous les cluster A qui contiennent au moins un thread de P,
    116 au moment où un thread quelconque de P exécute un mmap(anonyme , size) dans un cluster K.
    117 Le noyau du cluster K envoie une VSEG_REQUEST_RPC vers le cluster Z propriétaire de P. Les arguments sont le PID,
    118 le type de vseg, le descripteur de fichier, la taille … To be completed …
    119 Le noyau du cluster Z broadcaste une VSEG_REGISTER_BCRPC vers tous les autres clusters actifs de P.
    120 La longueur du vseg est définie par l’argument size du mmap().
    121 Il n’y a pas de cluster de mapping pour un vseg distributed.
    122 Ce type de vseg est  détruit lors de l’exécution du munmap(), en utilisant un mécanisme en deux RPC comme pour la création.
    123 
    124 4) Introduction d’une nouvelle entrée dans une Table de Pages PT(P,K)
    125 
    126 L’ajout d’une entrée dans une PT(P,K), pour un processus P dans un cluster K est la conséquence d’un défaut de page
    127 causé par n’importe quel thread du processus P s’exécutant dans le cluster K, sur le principe du “on-demand paging”.
    128 Tous les threads d’un processus P placés dans un cluster K utilisent exclusivement la PT(P,K) locale, et reportent
    129 le défaut de page  à l’instance locale du noyau. Le traitement du défaut de page dépend du type du segment :
    130 
    131 4.1) CODE
    132 Il existe un vseg de ce type dans la VSL de tous les clusters contenant au moins un thread du processus P.
    133 Si le cluster K qui détecte le défaut de page est différent du cluster propriétaire du processus Z, le noyau du cluster K doit allouer
    134 une page physique dans le cluster K. Pour initialiser cette page, il envoie une PT_MISS_RPC au cluster Z propriétaire du processus.
    135 Quand il obtient  le PTE stocké dans la PT(P,Z), il effectue un remote_memcpy() pour copier le contenu de la page physique
    136 du cluster Z vers la page physique du cluster K. Il termine en introduisant le PTE manquant dans la PT(P,K).
    137 Si le cluster K est le cluster propriétaire de Z, il alloue une page physique, initialise cette page en s’adressant au système de fichier,
    138 pour récupérer le contenu de la page manquante dans le cache du fichier .elf, et met à jour la PT(P,Z).
    139 
    140 QUESTION : dans le cluster propriétaire Z, faut-il faire une copie de la page du cache de fichier vers une autre page physique ? [AG]
    141 
    142 4.2) STACK
    143 Les vsegs STACK associées aux thread placées dans un cluster X sont mappées dans le cluster X,
    144 et sont gérés indépendamment les uns des autres dans les différents clusters.
    145 Le noyau du cluster X doit allouer une page physique, et l’enregistrer dans la PT (P,X) locale sans l’initialiser.
    146 Si l’adresse demandée tombe dans la dernière page disponible pour le vseg, la longueur du vseg STACK peut être dynamiquement
    147 localement augmentée dans la VSL(P,X) locale, si il y a de la place dans dans la zone de l’espace virtuel utilisée pour les piles.
    148 Comme suggéré par Franck, on peut imaginer une politique d’allocation par dichotomie utilisant deux arguments : MAX_STACK_SIZE
    149 définissant la longueur totale de la zone réservée aux piles, et MIN_STACK_SIZE définissant la longueur minimale d’une pile particulière.
    150 
    151 4.3) DATA
    152 Ce vseg étant distributed, les pages physiques sont distribuées sur tous les clusters suivant les bits de poids faible du VPN.
    153 Si le cluster K qui détecte le défaut de page est différent du cluster propriétaire Z, le noyau du cluster K envoie une PT_MISS_RPC
    154 au cluster Z, pour obtenir  le PTE stocké dans la PT(P,Z). Les arguments sont le PID et le VPN de la page manquante.
    155 Quand il reçoit la réponse, il met à jour la PT(P,K).
    156 Si le cluster qui détecte le défaut de page est le cluster propriétaire Z, il sélectionne un cluster cible M à partir des bits
    157 de poids faible du VPN, et envoie au cluster M une RPC_PMEM_GET_SPP pour obtenir le PPN d’une page physique du cluster M.
    158 En réponse à cette RPC, le noyau du cluster M alloue une page physique et renvoie le PPN de celle-ci.
    159 Le noyau du cluster Z s’adresse au système de fichier, pour récupérer le contenu de la page manquante dans le cache du fichier .elf,
    160 et initialise la page physique dans M au moyen d’un remote_memcpy(). Finalement, il met à jour la PT (P,Z).
    161 
    162 4.4) HEAP
    163 Ce vseg étant distributed, les pages physiques sont distribuées sur tous les clusters suivant les bits de poids faible du VPN.
    164 Si le cluster K qui détecte le défaut de page est différent du cluster propriétaire Z, le noyau du cluster K envoie une PT_MISS_RPC
    165 au cluster Z, pour obtenir  le PTE stocké dans la PT(P,Z). Les arguments sont le PID et le VPN de la page manquante.
    166 Quand il reçoit la réponse, il met à jour la PT(P,K).
    167 Si le cluster qui détecte le défaut de page est le cluster propriétaire Z, il sélectionne un cluster cible M à partir des bits
    168 de poids faible du VPN, et envoie au cluster M RPC_PMEM_GET_SPP pour obtenir le PPN d’une page physique du cluster M.
    169 En réponse à cette RPC, le noyau du cluster M alloue une page physique et renvoie le PPN de celle-ci.
    170 Quand le noyau du cluster Z obtient le PPN, il met à jour la PT (P,Z).
    171 
    172 4.5) REMOTE
    173 Ce vseg étant localised, les coordonnées du cluster de mapping M sont enregistrées dans le descripteur de vseg.
    174 Si le cluster K qui détecte le défaut de page est différent du cluster propriétaire Z, le noyau du cluster K envoie une PT_MISS_RPC
    175 au cluster Z, pour obtenir  le PTE stocké dans la PT(P,Z). Les arguments sont le PID et le VPN de la page manquante.
    176 Quand il reçoit la réponse, il met à jour la PT(P,X).
    177 Si le cluster qui détecte le défaut de page est le cluster propriétaire Z, il envoie au cluster M une RPC_PMEM_GET_SPP pour obtenir
    178 le PPN d’une page physique du cluster M.
    179 En réponse à cette RPC, le noyau du cluster M alloue une page physique, et renvoie le PPN de celle-ci.
    180 Quand le noyau du cluster Z obtient le PPN, il met à jour la PT (P,Z).
    181 
    182 4.6) FILE
    183 Ce vseg étant localised, les coordonnées du cluster de mapping M sont enregistrées dans le descripteur de vseg.
    184 Si le cluster qui détecte le défaut de page K est différent du cluster propriétaire Z, le noyau du cluster K envoie une PT_MISS_RPC
    185 au cluster Z, pour obtenir  le PTE stocké dans la PT(P,Z). Les arguments sont le PID et le VPN de la page manquante.
    186 Quand il reçoit la réponse, il met à jour la PT(P,K).
    187 Si le cluster qui détecte le défaut de page est le cluster propriétaire Z, il envoie au cluster M qui contient le cache du fichier
    188 une GET_FILE_CACHE_RPC pour obtenir le PPN. Les arguments sont le PID, le descripteur du fichier, et l’index de la page dans le mapper.
    189 En réponse à cette RPC, le noyau du cluster M accède au mapper du vseg et retourne le PPN correspondant.
    190 Quand le noyau du cluster Z obtient le PPN, il met à jour la PT (P,Z).
    191 
    192 4.7) ANON
    193 Ce vseg étant distributed, les pages physiques sont distribuées sur tous les clusters suivant les bits de poids faible du VPN.
    194 Le traitement d’un défaut de page est le même que pour un vseg HEAP.
    195 
    196 QUESTION : Les mécanismes décrits ci-dessus pour  les types DATA, HEAP, REMOTE et ANON utilisent une RPC_PMEM_GET_SPP,
    197 qui suppose que le noyau d’un cluster (M) peut “transmettre la propriété” d’une ou plusieurs pages physiques
    198 à un autre cluster (Z) pour la durée de vie d’un processus. Il faut définir une politique d’allocation/libération de pages de
    199 mémoire physique entre clusters… [AG]
    200 
    201 
    202 5) Invalidation d’une entrée dans une Table de Pages
    203 
    204 Dans un cluster Z, propriétaire d’un processus P, le noyau peut décider d’invalider une entrée d’une PT(P,Z).
    205 Cela peut se produire par exemple en cas de pénurie de mémoire dans le cluster Z, ou simplement en cas de munmap().
    206 Sauf si le vseg concerné est de type STACK, l’entrée invalidée dans la PT(P,Z) doit aussi être invalidée
    207 dans les PT(P,K) des autre clusters.
    208 Pour ce faire, le noyau du cluster Z doit broadcaster une PT_INVAL_BCRPC vers tous les autres clusters actifs de P.
    209 
    210 6) Optimisation des RPC broadcast
    211 
    212 Dans une RPC broadcast, tous les clusters destinataires (même ceux qui ne sont pas concernés)
    213 signalent la terminaison en incrémentant de façon atomique un compteur de réponses,  qui est scruté par le cluster initiateur.
    214 
    215 Pour réduire le nombre de destinatiares, le descripteur du processus P du cluster propriétaire Z peut maintenir quatre variables
    216 XMIN, XMAX, YMIN, YMAX définissant le rectangle minimal recouvrant tous les clusters actifs de P à tout instant.
    217 Dans ce cas une RPC broadcast ne doit être envoyée qu’a (XMAX - XMIN + 1) * (YMAX - YMIN +1) destinataires.
    218 Ces variables sont mises à jour à chaque création de thread.
    219 
    220 7 ) Optimisation du traitement des PT_MISS
    221 
    222 Pour réduire le nombre de RPC causés par les défauts de page, le noyau d’un cluster X qui détecte un défaut de page peut
    223 utiliser un remote_read() dans la table PT(P,Z) du cluster de référence au lieu d’une PT_MISS_RPC. Ceci impose cependant d’utiliser un lock multi-lecteurs pour éviter un état incohérent dans le cas d’une transaction PT_INVAL_BC_RPC simultanée
    224 initiée par le cluster Z : Ce lock doit être pris systématiquement par le cluster propriétaire avant un PT_INVAL_BC_RPC, et par les autres clusters avant  un remore_read(). Il garantit que le PT_INVAL_BC_RPC  ne sera lancé qu’après la fin de tous les remote_read() en cours. Il garantit qu’aucun nouveau remote_read() ne sera plus accepté avant la completion du PT_INVAL_BC_RPC.
    22513
    22614== 3) [wiki:processus_thread Création dynamique des processus et des thread] ==