Марк Руссинович - 1.Внутреннее устройство Windows (гл. 1-4)

ЭКСПЕРИМЕНТ: применение утилиты Kernrate

Утилита профилирования ядра (Kernrate) позволяет включать таймер профилирования системы, собирать образцы кода, выполняемого при срабатывании таймера, и выводить сводную информацию, отражающую распределение процессорного времени по образам файлов и функциям. Ee можно использовать для отслеживания процессорного времени, потребляемого индивидуальными процессами, и/или времени, проведенного в режиме ядра независимо от процессов (например, для выполнения процедур обслуживания прерываний). Профилирование ядра полезно, когда вы хотите выявить точки, в которых на выполнение кода тратится больше всего процессорного времени.

B своей простейшей форме Kernrate сообщает, сколько процессорного времени было использовано каждым модулем ядра (Ntoskrnl, драйверами и т. д.). Попробуйте, к примеру, выполнить следующие операции.

1. Откройте окно командной строки.

2. Введите cd c: \program files\krview\kernrates.

3. Введите dir.(Вы увидите образы kernrate для каждой платформы.)

4. Запустите образ, который подходит для вашей платформы (без аргументов или ключей). Например, Kernrate_i386_XP.exe — это образ для Windows XP на платформе x86.

5. Пока Kernrate выполняется, поделайте что-нибудь в системе. Скажем, запустите Windows Media Player и проиграйте музыку, запустите игру, интенсивно работающую с графикой, или перечислите содержимое каталога на удаленном сетевом ресурсе.

6. Нажмите Ctrl+C, чтобы остановить Kernrate. Это заставит Kernrate вывести статистику за прошедший период.

Ниже приведена часть вывода Kernrate, когда выполнялся Windows Media Player, воспроизводивший дорожку с компакт-диска.

Сводные данные показывают, что система провела 11,7 % времени в режиме ядра, 30,2 % в пользовательском режиме, 58,1 % в простое, 6,4 % на уровне DPC и 1,3 % на уровне прерываний (interrupt level). Модуль, чаще всего требовавший к себе внимания, был GV3.SYS, драйвер процессора для Pentium M (семейства Geyserville). Он используется для сбора информации о производительности, поэтому и оказался на первом месте. Модуль, занявший второе место, — Smwdm.sys, драйвер звуковой платы на компьютере, где проводился тест. Это вполне объяснимо, учитывая, что основную нагрузку в системе создавал Windows Media Player, посылавший звуковой ввод-вывод этому драйверу.

Если у вас есть файлы символов, вы можете исследовать индивидуальные модули и посмотреть, сколько времени было затрачено каждой из их функций. Например, профилирование системы в процессе быстрого перемещения окна по экрану давало такой вывод (здесь приведена лишь его часть):

C: \Program Files\KrView\Kernrates›Kernrate_i386_XP.exe — z ntoskrnl — z win32k

B данном случае самым «прожорливым» был модуль Win32k.sys, драйвер системы, отвечающей за работу с окнами. Второй в списке — видеодрайвер. И действительно, основная нагрузка в системе была связана с рисованием окна на экране. B детальном выводе для Win32k.sys видно, что наиболее активна была его функция EngPaint, основная GDI-функция для рисования на экране.

Ha код, выполняемый на уровне «DPC/dispatch» и выше, накладывается важное ограничение: он не может ждать освобождения объекта, если такое ожидание заставило бы планировщик подключить к процессору другой поток (а это недопустимая операция, так как планировщик синхронизирует свои структуры данных на уровне «DPC/dispatch» и, следовательно, не может быть активизирован для выполнения перераспределения процессорного времени). Другое ограничение заключается в том, что при уровне IRQL «DPC/ dispatch» или выше доступна только неподкачиваемая память. Ha самом деле второе ограничение является следствием первого, так как обращение к отсутствующей в оперативной памяти странице вызывает ошибку страницы. Тогда диспетчер памяти должен был бы инициировать операцию дискового ввода-вывода, после чего ждать, когда драйвер файловой системы загрузит эту страницу с диска. Это в свою очередь вынудило бы планировщик переключить контекст (возможно, на поток простоя, если нет ни одного пользовательского потока, ждущего выполнения). B результате было бы нарушено правило, запрещающее вызов планировщика в таких ситуациях (поскольку при чтении с диска IRQL все еще остается на уровне «DPC/dispatch» или выше). При нарушении любого из этих двух ограничений происходит крах системы с кодом завершения IRQL_NOT_LESS_OR_EQUAL (подробнее о кодах завершения при крахе системы см. главу 4). Кстати, нарушение этих ограничений является довольно распространенной ошибкой в драйверах устройств. Локализовать причину ошибок такого типа помогает утилита Driver Verifier, о которой будет подробно рассказано в разделе «Утилита Driver Verifier» главы 7.

Ядро предоставляет переносимый (портируемый) механизм — объект прерывания, позволяющий драйверам устройств регистрировать ISR для своих устройств. Этот объект содержит всю информацию, необходимую ядру для назначения конкретного уровня прерывания для ISR устройства, включая адрес ISR, IRQL устройства и запись в IDT ядра, с которой должна быть сопоставлена ISR. При инициализации в объект прерывания из шаблона обработки прерываний, KiIn-terruptTemplate, копируется несколько ассемблерных инструкций — код диспетчеризации. Этот код выполняется при возникновении прерывания.

Код, хранящийся в объекте прерывания, вызывает реальный диспетчер прерываний, которым обычно является процедура ядра KiInterruptDispatch или KiChainedDispatch, и передает ему указатель на объект прерывания. KiInterruptDispatch обслуживает векторы прерываний, для которых зарегистрирован только один объект прерывания, a KiChainedDispatch — векторы, разделяемые несколькими объектами прерываний. B объекте прерывания содержится информация, необходимая процедуре KiChainedDispatch для поиска и корректного вызова ISR драйвера. Объект прерывания также хранит значение IRQL, сопоставленное с данным прерыванием, так что KiDispatchInterrupt или KiChainedDispatch может перед вызовом ISR повысить IRQL до нужного уровня и вернуть его к исходному после завершения ISR. Этот двух-этапный процесс необходим из-за того, что при начальной диспетчеризации нельзя передать указатель (или какой-либо иной аргумент) объекту прерывания, так как она выполняется не программно, а аппаратно. B многопроцессорных системах ядро создает и инициализирует объект прерывания для каждого процессора, позволяя их локальным APlC принимать конкретные прерывания. Ha рис. 3–6 показана типичная схема обслуживания прерываний, сопоставленных с объектами прерываний.

ЭКСПЕРИМЕНТ: изучение внутреннего устройства прерываний