Chinaunix首页 | 论坛 | 博客
  • 博客访问: 1293437
  • 博文数量: 494
  • 博客积分: 161
  • 博客等级: 入伍新兵
  • 技术积分: 5084
  • 用 户 组: 普通用户
  • 注册时间: 2011-07-01 07:37
个人简介

只有偏执狂才能生存

文章分类

全部博文(494)

文章存档

2016年(10)

2015年(112)

2014年(69)

2013年(275)

2012年(28)

分类: LINUX

2015-06-19 12:16:29

 4 内存虚拟化

4.1 客户机物理地址空间

在物理机上,虚拟地址通过Guest页表即可转换为物理地址。但是在虚拟化环境中,由于VMMVM都需要独立的地址空间,则产生了冲突。

为实现内存虚拟化,让客户机使用一个隔离的、从零开始且具有连续的内存空间,KVM 引入一层新的地址空间,即客户机物理地址空间 (Guest Physical Address, GPA),该地址空间并不是真正的物理地址空间,它只是宿主机(Host主机)虚拟地址空间在Guest地址空间的一个映射。对Guest来说,客户机物理地址空间都是从零开始的连续地址空间,但对于宿主机来说,客户机的物理地址空间并不一定是连续的,客户机物理地址空间有可能映射在若干个不连续的宿主机地址区间,如下图所示:



    由于物理
MMU只能通过Host机的物理地址(Host Physical Address, HPA)进行寻址,所以实现内存虚拟化,关键是需要将Guest机的虚拟地址(Guest Virtual Address, GVA)转换为HPA。传统的实现方案中,这个过程需要经历:GVAàGPAàHVAàHPA的转换过程,需要对地址进行多次转换,而且需要KVM的介入,效率非常低。为提供GVAHPA的地址转换效率,KVM提供了两种地址转换方式:

1、    影子页表(Shadow Page Table),是纯软件的实现方式

2、    基于硬件特性的地址转换。如基于Intel EPT(Extended Page Table,扩展页表),或AMD NPT(Nested Page Table,嵌套页表)

4.2 影子页表

4.2.1 基本原理

由于内存虚拟化在将GVA转换为HPA的过程中,需要经历多次转换,无法直接使用Guest机页表和CR3。使用影子页表(Shadow Page Table)可以实现客户机虚拟地址(GVA)到宿主机物理地址(HPA)的直接转换,与传统方式的转换过程对比如下:



    影子页表中记录的是GVAHPA的对应关系,每个页表项指向的都是宿主机的物理地址。由于客户机中每个进程都有自己的虚拟地址空间,所以 KVM 需要为客户机中的每个进程页表都要维护一套相应的影子页表。在Guest机访问内存时,VMM在物理MMU中载入的是Guest机当前页表所对应的影子页表,从而实现GVAHPA的直接转换。

Guest机中的每一个页表项都有一个影子页表项与之相对应。为了快速检索Guest机页表所对应的的影子页表,KVM 为每个客户机都维护了一个哈希表,影子页表和Guest机页表通过此哈希表进行映射,基本原理如下:

对于每一个Guest机来说,Guest机的页目录/页表都有唯一的GPA,通过页目录/页表的GPA就可以在哈希链表中快速地找到对应的影子页目录/页表。在检索哈希表时,KVM Guest页目录/页表的客户机物理地址低10位作为键值进行索引,根据其键值定位到对应的链表,然后遍历此链表找到对应的影子页目录/页表。当然,如果没有找到对应的影子页目录/页表,则说明影子页表项和Guest页表项的对应关系还没有建立 ,此时KVM 会为其分配新的物理页,并建立起Guest页目录/页表和对应的影子页目录/页表之间的映射。

4.2.2 影子页表的建立与更新

影子页表的建立和更新过程交织在一起,影子页表的建立和更新主要发生在如下3中情况下:

1、    Guest OS修改Guest CR3寄存器。由于相关指令为敏感指令,所以相关操作会被VMM截获,此时VMM会根据相关情况进行影子页表的维护。比如,当客户机切换进程时,客户机操作系统会把待切换进程的页表基址载入 CR3,而该特权指令将被VMM截获,进行新的处理,即在哈希表中找到与此页表基址对应的影子页表基址,载入客户机 CR3,使客户机在恢复运行时 CR3 实际指向的是新切换进程对应的影子页表。

2、    Guest机页表和影子页表不一致而触发的缺页异常,此时也会VM-ExitVMM,进而可进行相关维护操作。

3、    Guest OS中执行INVLPG指令刷新TLB时,由于INVLPG指令为敏感指令,所以该操作也会被VMM进行截获,并进行影子页表相关维护操作。

其中,第2中情况发生几率最高,相关处理也最复杂。如下做重点描述。不同的缺页异常,处理方式不用,常见的缺页异常包括如下3类:

1、    影子页表初始化时产生的缺页异常。在虚拟机运行之初,VMM中与Guest机页表对应的影子页表都没有建立,而物理CR3中载入的却是影子页目录地址,所以,此时任何的内存操作都会引发异常,如果此时Guest机的相应页表已经建立,那么处理这种异常即是建立相应的影子页表即可;如果Guest机的页表项尚未建立,那就是Guest机自身的缺页异常,即为如下的第2中情况。

2、    Guest机上的缺页异常。如果Guest OS尚未给这个GVA分配Guest机物理页,即相应的Guest机页表项尚未建立,此时将引发缺页异常。另外,当Guest机访问的Guest页表项存在位(Present Bit)0,或相关访问权限不匹配时,也将引发缺页异常。

3、    VMMHost机物理页换出到硬盘上时引发的缺页异常。

影子页表缺页异常的默认处理流程

VMM截获缺页异常(VM-Exit),并检查此异常是否由Guest即自身引发,如果是,则将直接返回Guest OS(Vm-Entry),然后由Guest OS自身的page fault流程处理;如果不是,则为影子页表和Guest机页表不一致导致,这样的异常也叫“影子缺页异常”,此时,VMM会根据Guest机页表同步影子页表,过程如下:

1、    VMM根据Guest机页表项建立影子页目录和页表结构

2、    VMM根据发生缺页异常的GVA,在Guest机页表的相应表项中得到对应的GPA

3、    VMM根据GPA,在GPAHPA的映射表中(通过之前描述的HASH表建立),得到相应的HPA,再将HPA填入到影子页表的相应表项中。

影子页表和Guest机页表不是时刻同步的,只有在需要时才进行通过,从某种角度看,影子页表可以看做是Guest页表的TLB,常称为虚拟TLB(VTLB)

影子页表解决了传统IA32架构下的内存虚拟化问题,由于影子页表可被载入物理 MMU 为客户机直接寻址使用, 所以客户机的大多数内存访问都可以在没有 KVM 介入的情况下正常执行,没有额外的地址转换开销,也就大大提高了客户机运行的效率。但也有比较明显的缺点:

1、    实现复杂。影子页表同步需要考虑各种情况。

2、    内存开销大。需要为每个Guest机进程维护一个影子页表。

4.3 EPT 页表

4.3.1 基本原理

为解决影子页表的问题,IntelAMD都提供了相应的硬件技术,直接在硬件上支持GPAHPA的转换,从而大大降低了内存虚拟化的难度,并提升了相关性能。本文主要描述Intel EPT技术。

EPT 技术在原有Guest机页表对GVAGPA转换的基础上,又引入了 EPT 页表来实现GPAHPA转换,这两次地址转换都是由硬件自动完成,可高效的实现地址转换。Guest运行时,Guest页表被载入 CR3,而 EPT 页表被载入专门的 EPT 页表指针寄存器 EPTPGVAHPA的具体转换过程如下(以经典的2级页表为例)

完整的地址翻译流程描述为:

1、    Guest OS加载Guest进程的gCR3gCR3中存放的是Guest进程页目录表的GPA

2、    处于非根模式的CPUMMU查询硬件EPT TLB,如果有所请求的GPAHPA的映射,则使用其对应的HPA作为Guest页目录表的基址。

3、    如没有所请求的GPAHPA的映射,则查询EPT,获得gCR3所映射的HPA,并将其作为Guest页目录表的基址。

4、    根据GVA获得页目录偏移(图中的Dir Offset),获得用于索引Guest页表的基址,该地址为GPA

5、    再由VCPUMMU查询硬件EPT TLB,如果有所请求的GPAHPA的映射,则使用其对应的HPA作为Guest页表的基址。

6、    如没有所请求的GPAHPA的映射,则查询EPT,将其转换为HPA,使用该HPA再加上GVA中的页表偏移(图中的Table Offset),即可得到PTE(页表项)GPA

7、    再由VCPUMMU查询硬件EPT TLB,如果有所请求的GPAHPA的映射,则其对应的HPA加上GVA中的Offset即为最终的宿主机物理地址(HPA)

8、    如没有所请求的GPAHPA的映射,则查询EPT,将其转换为HPA,使用该HPA加上GVA中的Offset即为最终的宿主机物理地址(HPA)

EPT页表实现GPAHPA的转换的原理,与Guest页表实现GVAGPA的转换原理相同,需要经历多级页表的查询,图中没有详细画出。假设Guest机有m级页表,宿主机EPTn级,在TLBmiss的最坏情况下,会产生m*n次内存访问,完成一次客户机的地址翻译,EPT硬件通过增大硬件EPT TLB来尽量减少内存访问。

4.3.2 EPT缺页异常处理

GPAHPA转换的过程中,由于缺页、写权限不足等原因也会导致客户机退出,产生 EPT 异常。对于 EPT 缺页异常,处理过程大致如下:

1、    KVM 首先根据引起异常的GHA,映射到对应的HVA

2、    然后为此虚拟地址分配新的物理页;

3、    最后 KVM 再更新 EPT 页表,建立起引起异常的GPAHPA的映射。

EPT 页表相对于影子页表,其实现方式大大简化,主要地址转换工作都由硬件自动完成,而且Guest内部的缺页异常也不会导致VM-Exit,因此Guest运行性能更好,开销更小。

阅读(1372) | 评论(0) | 转发(0) |
给主人留下些什么吧!~~
评论热议
请登录后评论。

登录 注册