針對不同的資源，虛擬化主要包含三個方面的內容：計算虛擬化、存儲虛擬化和網絡虛擬化，接下來咱們就分別詳細介紹這三類資源的虛擬化手段和技術。今天主要聊虛擬化中的“計算虛擬化”，也就是主要針對 CPU 的虛擬化。

1. 計算虛擬化

計算虛擬化通常包括三方面的內容

（1）CPU虛擬化：由于多個 VM 共享 CPU 資源，需要對 VM 中的敏感指令進行截獲并模擬執行。

（2）內存虛擬化：由于多個 VM 共享同一物理內存，需要相互隔離

（3）I/O虛擬化：由于多個 VM 共享一個物理設備，如磁盤、網卡，一般借用 TDMA 的思想，通過分時多路技術進行復用。

?CPU虛擬化簡介

對于 X86 處理器來說，CPU 虛擬化的基礎是因為其保護模式下一共有 4 個不同優先級，分別從 Ring 0 直到 Ring3。這些 Ring 的優先級隨其所執行功能的不同也有所不同。其中Ring 0 用于操作系統內核和驅動，優先級最高，擁有最高的“特權”，Ring 1 和 Ring 2 用于操作系統服務，優先級次之，Ring 3 用于應用程序，優先級最低。一般應用程序都放在 Ring 3 等級，至于 Ring 1 和 2 則很少被使用。對于應用程序與 OS 發出的命令要求，CPU 一律采取 Direct Execution，如下圖所示：

如果要進行虛擬化，Ring 0 這一層就必須交給 VMM來掌控，進行硬件資源的分配處理。

那么問題來了，由于 OS 一定要在 Ring 0 進行訪問，直接控制硬件，而現在 Ring 0 的部分已經交給 VMM，操作系統則被調降到 Ring 1，但是由于 X86 CPU 最初定位為單個用戶使用，當時并沒有考慮到將計算資源分配給不同 OS 的問題；而且 X86 的指令集架構（即ISA，是處理器的一個抽象描述，即設計規范，定義處理器能夠做什么。其本質就是一系列的指令集綜合。當前主流的 ISA 有 X86、ARM、MIPS、Power 等，這里我們僅講 X86 ISA）中有 19 條敏感指令不是特權指令，這些指令必須要在 Ring 0 這個層級才能作用，否則操作系統將會產生警告、終止掉應用程序甚至導致系統崩潰。

于是，經過研究，我們的攻城獅們提出以下三種方法來解決這個問題。

（1）全虛擬化（Full Virtualization）

這一方法最初由 VMware 在 1999 年提出，這是一種叫做二進制翻譯（Binary Translation）的技術，原理是通過 VMM 來預先攔截這些 OS 當中原本不能被虛擬化的命令（nonvirtualizable instructions），并將其進行二進制轉譯的替換操作，使操作系統認為自己可以直接掌控硬件，并不知道實際上已經被虛擬化成為虛擬機了。如下圖所示：

而應用程序一般性的命令則還是直接向硬件請求，以維持良好的性能。

全虛擬化的好處是 OS 不必做任何修改，直接安裝即可使用。而且所支持的 OS 種類也最多，但若不靠硬件輔助（Hardware Assisted Virtualization），全虛擬化的實現難度是非常大。

（2）半虛擬化（ ParaVirtualization）

半虛擬化的原理是修改 Guest OS 核心中部分代碼，植入了 Hypercall（超級調用），從而使 Guest OS 會將和特權指令相關的操作都轉換為發給 VMM 的 Hypercall（超級調用），由 VMM 繼續進行處理。而 Hypercall 支持的批處理和異步這兩種優化方式，使得通過Hypercall 能得到近似于物理機的速度。

這樣就能讓原本不能被虛擬化的命令（nonvirtualizable instructions）可以經過 Hypercall interfaces 直接向硬件提出請求，Guest OS 的部分還是一樣在Ring 0，不用被調降到 Ring 1。如下圖所示：

半虛擬化的優點是 CPU、I/O 損耗減到最低，理論上性能勝過全虛擬化技術，缺點則是必須要修改 OS 內核才行，只有 SuSE、Ubuntu 等少數 Linux 版本才支持，OS 兼容性不佳，因為微軟不肯修改自家的操作系統內核，因此如果是 Windows 系統，就無法使用半虛擬化了。

VMware 在 2005 年發表了透明半虛擬化（Transparent Paravirtualization），針對支持半虛擬化的 OS 可以在 VMware 的平臺通過 VMI（Virtual Machine Interface）打開半虛擬化來增加 I/O 性能，降低CPU 的使用率。

其原理是在支持半虛擬化的 Guest OS 上面由 VMware tools 開一道后門，與 VMM 進行溝通，然后在 OS 上安裝半虛擬優化驅動程序，以提高 I/O 性能，降低 CPU 使用率。這是一種在 VMware 平臺上可以支持半虛擬化 OS 的最佳方式，但是必須要注意的是，底層 CPU Virtualization 仍然是使用二進制轉換（Binary Translation）的全虛擬化技術（Full Virtualization），而不是半虛擬化技術。

（3）CPU 硬件輔助虛擬化（ Hardware Assisted Virtualization）

2005 年后，虛擬化漸漸成為潮流，勢不可擋。Intel 與 AMD 決定從 CPU 根本架構著手，更改原來的特權等級 Ring 0、1、2、3，將之歸類為 Non-Root mode，又新增了一個 Root Mode 特權等級（有人稱為Ring -1），這樣一來，OS 便可以在原來Ring 0 的等級，而VMM 則調整到更底層的 Root Mode 等級。如下圖所示：

目前主要有 Intel 的 VT-x 和 AMD 的 AMD-V 這兩種技術。其核心思想都是通過引入新的指令和運行模式，使 VMM 和 Guest OS 分別運行在不同模式（ROOT 模式和非 ROOT 模式）下，且 Guest OS 運行在 Ring 0 下。通常情況下，Guest OS 的核心指令可以直接下達到計算機系統硬件執行，而不需要經過 VMM。當 Guest OS 執行到特殊指令的時候，系統會切換到 VMM，讓 VMM 來處理特殊指令。

?硬件輔助虛擬化擴展話題

在硬件輔助虛擬化中，虛擬機的指令集直接運行在宿主機物理 CPU 上，當虛擬機中的指令設計到 I/O 操作或者一些特殊指令的時候，控制權轉讓給了宿主機（這里其實是轉讓給了 VMM），也就是一個進程，它在宿主機上的表現形式也就是一個用戶級進程。

下圖以 KVM 為例。

從上圖可以比較直觀的看到，VMM 完成 vCPU 和內存的初始化后，通過 ioctl 調用 KVM 的接口，完成虛擬機的創建，并創建一個線程來運行 VM，由于 VM 在前期初始化的時候會設置各種寄存器來幫助 KVM 查找到需要加載的指令的入口（main 函數）。所以線程在調用了 KVM 接口后，物理 CPU 的控制權就交給了 VM。VM 運行在 VMX non-root 模式，這是 Intel 的 VT-x 提供的一種特殊的 CPU 執行模式。然后當 VM 執行了特殊指令的時候，CPU 將當前 VM 的上下文保存到 VMCS 寄存器（這個寄存器是一個指針，保存了實際的上下文地址），然后執行權切換到 VMM。VMM 獲取 VM 返回原因，并做處理。如果是 I/O 請求，VMM 可以直接讀取 VM 的內存并將 I/O 操作模擬出來，然后再調用 VMRESUME 指令，VM 繼續執行，此時在 VM 看來，I/O 操作的指令被 CPU 執行了。

下面我們僅針對 VT-x 的一些重點概念展開談一下。

（1）兩種模式

VT-x 為 IA 32 處理器增加了兩種操作模式：VMX root operation 和 VMX non-root operation。

VMM 自己運行在 VMX root operation 模式，VMX non-root operation 模式則由 Guest OS 使用。兩種操作模式都支持 Ring 0 ~ Ring 3 這 4 個特權級，因此 VMM 和 Guest OS 都可以自由選擇它們所期望的運行級別。

（2）模式轉換 VM entry，運行 Guest OS

這兩種操作模式可以互相轉換。運行在 VMX root operation 模式下的 VMM 通過顯式調用 VMLAUNCH 或 VMRESUME 指令切換到 VMX non-root operation 模式，硬件自動加載 Guest OS 的上下文，于是 Guest OS 獲得運行，這種轉換稱為 VM entry。

（3）模式轉換 VM exit，運行 VMM

Guest OS 運行過程中遇到需要 VMM 處理的事件，例如外部中斷或缺頁異常，或者主動調用 VMCALL 指令調用 VMM 的服務的時候（與系統調用類似），硬件自動掛起 Guest OS，切換到 VMX root operation 模式，恢復 VMM 的運行，這種轉換稱為 VM exit。

VMX root operation 模式下，軟件的行為與在沒有 VT-x 技術的處理器上的行為基本一致；而 VMX non-root operation 模式則有很大不同，最主要的區別是此時運行某些指令或遇到某些事件時，發生 VM exit。

（4） VMM 的生命周期

VMM 開始于 VMXON 指令，結束與 VMXOFF 指令。

第一次啟動 Guest，通過 VMLAUNCH 指令加載 Guest，這時候一切都是新的，比如說起始的 rip 寄存器等。后續 Guest exit 后再 entry，是通過 VMRESUME 指令，此指令會將VMCS（后面會介紹到）所指向的內容加載到當前 Guest 的上下文，以便 Guest 繼續執行。

（5）虛擬機控制塊 VMCS（Virtual-Machine control structure）

VMCS 是一個 64 位的指針，指向一個真實的內存地址，VMCS 是以 vCPU 為單位的，就是說當前有多少個 vCPU，就有多少個 VMCS 指針。

VMM 和 Guest OS 共享底層的處理器資源，因此硬件需要一個物理內存區域來自動保存或恢復彼此執行的上下文。這個區域稱為虛擬機控制塊（VMCS），包括客戶機狀態區（Guest State Area），主機狀態區（Host State Area）和執行控制區。

VM entry 時，硬件自動從客戶機狀態區加載 Guest OS 的上下文。并不需要保存 VMM 的上下文，原因與中斷處理程序類似，因為 VMM 如果開始運行，就不會受到 Guest OS的干擾，只有 VMM 將工作徹底處理完畢才可能自行切換到 Guest OS。而 VMM 的下次運行必然是處理一個新的事件，因此每次 VMM entry 時， VMM 都從一個通用事件處理函數開始執行；

VM exit 時，硬件自動將 Guest OS 的上下文保存在客戶機狀態區，從主機狀態區中加載 VMM 的通用事件處理函數的地址，VMM 開始執行。而執行控制區存放的則是可以操控 VM entry 和 exit 的標志位，例如標記哪些事件可以導致 VM exit，VM entry 時準備自動給 Guest OS “塞”入哪種中斷等等。

（6）VMCS 中的客戶機狀態區和主機狀態區

客戶機狀態區和主機狀態區都應該包含部分物理寄存器的信息，例如控制寄存器 CR0，CR3，CR4；ESP（ESP 寄存器里存儲的是在調用函數 fun（） 之后，棧的棧頂。并且始終指向棧頂，還有一個 EBP 寄存器，存儲的是棧的棧底指針，通常叫棧基址，這個是一開始進行 fun（） 函數調用之前，由 ESP 傳遞給 EBP 的） 和 EIP（EIP寄存器里存儲的是 CPU 下次要執行的指令的地址）（如果處理器支持 64 位擴展，則為 RSP，RIP）；CS，SS，DS，ES，FS，GS 等段寄存器及其描述項；TR，GDTR，IDTR 寄存器；IA32_SYSENTER_CS，IA32_SYSENTER_ESP，IA32_SYSENTER_EIP 和 IA32_PERF_GLOBAL_CTRL 等 MSR 寄存器。

客戶機狀態區并不包括通用寄存器的內容，VMM 自行決定是否在 VM exit 的時候保存它們，從而提高了系統性能?？蛻魴C狀態區還包括非物理寄存器的內容，比如一個 32 位的 Active State 值表明 Guest OS 執行時處理器所處的活躍狀態，如果正常執行指令就是處于 Active 狀態，如果觸發了三重故障（Triple Fault）或其它嚴重錯誤就處于 Shutdown 狀態，等等。

前文已經提過，執行控制區用于存放可以操控 VM entry 和 VM exit 的標志位，包括：

External-interrupt exiting：用于設置是否外部中斷可以觸發 VM exit，而不論 Guest OS 是否屏蔽了中斷。

（7）Interrupt-window exiting：

如果設置，當 Guest OS 解除中斷屏蔽時，觸發 VM exit。

（8）Use TPR shadow：

通過 CR8 訪問 Task Priority Register（TPR 任務優先級寄存器）的時候，使用 VMCS 中的影子 TPR，可以避免觸發 VM exit。同時執行控制區還有一個 TPR 閾值的設置，只有當 Guest OS 設置的 TR 值小于該閾值時，才觸發 VM exit。

（9）CR masks and shadows：

每個控制寄存器的每一位都有對應的掩碼，控制 Guest OS 是否可以直接寫相應的位，或是觸發 VM exit。同時 VMCS 中包括影子控制寄存器，Guest OS 讀取控制寄存器時，硬件將影子控制寄存器的值返回給 Guest OS。

（10）位圖 bitmap：

VMCS 還包括一組位圖以提供更好的適應性：

Exception bitmap：選擇哪些異常可以觸發 VM exit，

I/O bitmap：對哪些 16 位的 I/O 端口的訪問觸發 VM exit。

MSR bitmaps：與控制寄存器掩碼相似，每個 MSR 寄存器都有一組“讀”的位圖掩碼和一組“寫”的位圖掩碼。

每次發生 VM exit 時，硬件自動在 VMCS 中存入豐富的信息，方便 VMM 甄別事件的種類和原因。VM entry 時，VMM 可以方便地為 Guest OS 注入事件（中斷和異常），因為 VMCS 中存有 Guest OS 的中斷描述表（IDT）的地址，因此硬件能夠自動地調用 Guest OS 的處理程序。

硬件輔助技術的出現，使得 VMM 和 Guest OS 的執行通過硬件，自動隔離開來，任何關鍵的事件都可以將系統控制權自動轉移到 VMM，因此 VMM 能夠完全控制系統的全部資源。

Guest OS 不但可以運行在它所期望的最高特權級別，因此特權級壓縮和特權級別名的問題迎刃而解，而且 Guest OS 中的系統調用也不會觸發 VM exit。

硬件使用物理地址訪問虛擬機控制塊（VMCS），而 VMCS 保存了 VMM 和 Guest OS 各自的 IDTR 和 CR3 寄存器，因此 VMM 可以擁有獨立的地址空間，Guest OS 能夠完全控制自己的地址空間，地址空間壓縮的問題也不存在了。

中斷和異常虛擬化的問題也得到了很好的解決。VMM 只用簡單地設置需要轉發的虛擬中斷或異常，在 VM entry 時，硬件自動調用 Guest OS 的中斷和異常處理程序，大大簡化 VMM 的設計。同時，Guest OS 對中斷的屏蔽及解除可以不觸發 VM exit，從而提高了性能。而且 VMM 還可以設置當 Guest OS 解除中斷屏蔽時觸發 VM exit，因此能夠及時地轉發積累的虛擬中斷和異常。

CPU 硬件輔助虛擬化其實又分成初代和二代，二代新增了 MMU（memory management unit）虛擬化，也就是 Intel EPT 和 AMD RVI，如果各位小伙伴有興趣，可以登錄到

VMware、Citrix、Intel 與 AMD 網站查詢更詳細的相關信息。

有了 CPU 硬件支持虛擬化技術之后，最大的好處就是不再需要以前 BinaryTranslation 或ParaVirtualization 的操作，虛擬化廠商再也不用費心在這里想辦法解決問題，全虛擬化廠商的性能追上了半虛擬化廠商，半虛擬化廠商也可支持不修改內核的操作系統了（例如Windows 或絕大多數的 Linux ）。

CPU 虛擬化可以說是計算虛擬化最關鍵的核心，弄清楚了 VM Exit 和 VM Entry。后續的I/O 虛擬化，內存虛擬化都是建立在這個基礎上。