Inter-Process Communication
微内核相比与宏内核，具有更好的扩展性、安全性，也能够更好地容忍错误。但是微内核只保留很基本的功能，很多服务都作为一个用户进程存在，进程之间大量使用IPC传递消息。
另外在宏内核中也会经常使用IPC，如Android Binder。
Optimize synchronous IPC
一般IPC过程需要经过内核，这个过程需要保存用户态状态，当退出内核时还需恢复用户状态。因为每个进程都在自己的虚拟地址空间中，IPC过程还需要切换虚拟地址空间。另外还有一些逻辑需要处理。这些都导致IPC有较高的延迟。
seL4用fastpath降低IPC延迟，消息会被立即发送，让kernel直接切换到server进程避免了调度器，因此可以提升IPC性能。但是也无法避免kernel。
另一方面当传递的消息较大时，IPC一般需要将消息复制到内核，再从内核复制到另一个进程。或者使用共享内存，减少一次复制。
在seL4上测试负载，IPC占用的时间是很多的。
SkyBridge
为了提高IPC性能，SkyBridge想法是IPC不经过kernel,sender可以直接调用receiver的procedure。不进过kernel如何调用receiver呢？似乎需要一个新的模块完成这个功能，SkyBridge利用Intel为虚拟化提供的硬件，EPT(extended page table) 切换，允许在用户态下切换EPT，这样就可以实现在用户态下切换虚拟地址空间。
但是为了利用EPT切换，就需要在增加一个hypervisor。（有可能会影响性能）
在虚拟机中运行的进程，如果要访问内存会经过
GVA(Guest virtual address)➡GPA(Guest physical address)➡HPA(Host physical address)
这样的两级地址转换，经过Guest页表得到GPA，再经过EPT得到HPA
同时SkyBridge中的每个进程都在自己的虚拟空间中，彼此之间相互隔离。如果通过将进程放在同一个虚拟空间，然后用EPT将他们隔离，这样的话当进程数很多的时候就会比较复杂。
从上图可以看到SkyBridge的两个kernel：RootKernel( a tiny hypervisor)和SubKernel(即microkernel)。
首先server在kernel中注册。kernel会吧trapoline-related代码和数据映射到server的虚拟空间，并返回一个ID用来给client调用。client向kernel注册时提供1server ID,kernel同样将代码和数据映射到他的虚拟空间。
Subkernel调用Rootkernel的借口让server和client在EPT level上绑定，kernel会为client和server配置EPT。配置server的EPT时，SkyBridge把client的页表映射到相应server的页表。client调用direct_server_call，切换至server的EPT后使用server的页表翻译后续的地址。trapoline代码安装server的stack,调用handler。
在执行过程中，client的CR3(页表地址)不会发生改变，SkyBridge将client CR3的HPA映射为server C3的HPA，这样就相当于切换到了server的空间。
something else
RootKernel & 虚拟化开销，Rootkernel只提供最基本的功能，同时为了降低VM exit，Rootkernel允许像更改CR3的指令不触发VM exit、让外部中断直接到microkernel处理。为了解决EPT violation，Rootkernel用1GB的页，把大部分host物理内存映射到microkernel（除了Rootkernel保留的部分，大概100MB）。这样microkernel访问物理地址时，就不会有EPT iolation。这样不仅降低了处理TLB miss的时间，也降低了TLS miss的次数。
illegal VMFUNC，可能会导致一些安全问题。SkyBrdige的方法是功能相同的指令替换之前的指令。
XPC
但是SkyBridge需要工作在虚拟化环境中，而且当出现调用链的时候（e.g., A$\rightarrow$B$\rightarrow$C）这样出现消息被多次复制的情况。
XPC从两个方面提高IPC性能，
- 让IPC不经过kernel
- 不复制传递消息
和SkyBridge一样XPC也属于硬件优化IPC，SkyBridge通过VMFUNC, XPC则通过在新的硬件，XPC engine。XPC engine提供了IPC的基本功能，如capability检查、上下文切换、高效轻量级的消息传递机制(relay-seg)。
XPC engine提供了两个硬件原语：User-level Cross Process Call，Lightweight Message Transfer
Cross Procss Call
x-entry, 和其他进程的procedure绑定。每个进程可以创建多个x-entry,所有的x-entry都存在x-entry-table（x-entry-table-reg指向的一个全局内存空间）中。通过x-entry-table-size控制x-entry-table的大小。xcall-cap(XPC call capability)记录每个entry的capability。
link stack & linkage record, linkage record用来维护调用时的信息，存在link stack中。link stack是存在link-reg指向的进程内存中。可以考虑使用非阻塞的方法优化压栈，减少延迟。
x-call, 用来调在用一个x-entry。XPC engine去检查caller的xcall-cap、加载x-entry并检查、在link stack中压入linkage record、加载新的页表指针。
x-reg, 从link stack中弹出一个record,返回之前的进程。CPU会首先检查linkage record中的有效位，然后恢复caller。
XPC Engine Cache, 可以用cache优化XPC engine取x-entry和capability。因为对单线程IPC具有高局部性、IPC是可预测的。
Relay Segment
relay-seg, 有四个字段，虚地址基址、物理地址基址、长度、权限。地址翻译时，seg-reg的比页表有更高的优先级。
seg-mask, 虽然不能改变seg-reg的映射，但是可以通过seg-mask缩小relay-seg
seg-list-reg, 存放seg-reg的列表，存放在进程内存。一个进程可以创建多个relay-seg。可以通过swapseg #reg切换seg-reg
每个时刻每个relay-seg只能有一个线程所有，同一个时刻只能有一个核对relay-reg进行操作，不然有会导致TOCTTOC攻击。
在x-ret时，seg-reg需要和调用时一样，因为有可能恶意的程序会去修改seg-reg。
Reference
[1] Mi, Zeyu, et al. “Skybridge: Fast and secure inter-process communication for microkernels.” Proceedings of the Fourteenth EuroSys Conference 2019. 2019.
[2] Du, Dong, et al. “Xpc: Architectural support for secure and efficient cross process call.” Proceedings of the 46th International Symposium on Computer Architecture. 2019.