betway88体育KVM计算虚拟化原理,偏基础。KVM计算虚拟化原理,偏基础。

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云计算,虚拟化

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正文基于网上的资料整理而变成。

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第一章 服务器虚拟化概述

第一章 服务器虚拟化概述

1.1 为什么要服务器虚拟化

如若物理机上只布置一种植业务,资源利用率太没有,不便民省成本。如果说生区域用采用物理机来保证安居,对于开发测试区使用虚拟机不但可节约有限的物理机资源,还可以霎时直达丝。

1.1 为什么要服务器虚拟化

如物理机上就布置一栽业务,资源利用率太没有,不便利节约本钱。如果说生区域要使用物理机来保证安居,对于开发测试区使用虚拟机不但可以省有限的物理机资源,还可快快达标丝。

1.2 虚拟化发展历史

  • 提出概念:1959年6月提出,在国际信息处理大会上登载的《大型高速计算机中之时光共享》论文被提出
  • 开发技术:20世纪60年代起,IBM操作系统虚拟化技术使用在了大型机和袖珍机上
  • 蓬勃发展:20世纪90年份,VMware公司先是实现了X86绑架构上的虚拟化,于1999年生产了x86平台及的第一缓虚拟化商业软件VMware
    workstation。
  • 群雄逐鹿:更多之厂商在了虚拟化技术的旅

第二章 服务器虚拟化

服务器虚拟化主要出有限栽方法:

  • 硬件虚拟化:通过Hypervisor层虚拟出硬件系统环境,将硬件系统CPU发出之命令经过处理后传至大体CPU上。

硬件虚拟化的关键在于Hypervisor层。

所谓Hypervisor层就是在大体服务器和操作系统中运行的软件层,可以对法硬件系统,将先后对之硬件系统CPU发送的命经过处理下,加以虚拟传到物理CPU上。同时她好协调访问服务器上之大体设备及虚拟机,也给虚拟机监视器(VMM
)。

  • 容器:只是虚拟化出用运行时的环境,是于轻量的虚拟化,层次较浅。

1.2 虚拟化发展历史

  • 提出概念:1959年6月提出,在列国信息处理大会上刊载之《大型高速计算机被之辰共享》论文被提出
  • 开发技术:20世纪60年间开始,IBM操作系统虚拟化技术运用在了大型机和小型机上
  • 蓬勃发展:20世纪90年份,VMware公司先是落实了X86架构上的虚拟化,于1999年出了x86平台及的首先缓缓虚拟化商业软件VMware
    workstation。
  • 群雄逐鹿:更多的厂商参加了虚拟化技术之军事

第二章 服务器虚拟化

服务器虚拟化主要出少种植方法:

  • 硬件虚拟化:通过Hypervisor层虚拟出硬件系统环境,将硬件系统CPU发出的命经过处理后传至大体CPU上。

硬件虚拟化的关键在于Hypervisor层。

所谓Hypervisor层就是以情理服务器和操作系统中运行的软件层,可以本着拟硬件系统,将次第对这个硬件系统CPU发送的命令经过处理下,加以虚拟传到物理CPU上。同时她好协调访问服务器上之情理设备与虚拟机,也吃虚拟机监视器(VMM
)。

  • 容器:只是虚拟化出用运行时之环境,是较轻量的虚拟化,层次较浅。

2.1 服务器虚拟化架构

  • 裸金属架构:Hypervisor层直接运行于硬件系统及。典型例证是KVM。KVM其实就算是Linux内核提供的虚拟化架构,可拿本直接当Hypervisor,KVM一般用处理器本身支持虚拟化扩展技术,如Intel
    VT等。KVM使用内核模块kvm.ko来贯彻中心虚拟化功能,但是仅仅供了CPU和内存的虚拟化,必须做QEMU才会结完整的虚拟化技术。

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  • 宿主架构:典型的虽是QEMU,它可通过二进制转换来学CPU,使Guest
    OS认为好重新和硬件打交道。
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2.1 服务器虚拟化架构

  • 裸金属架构:Hypervisor层直接运行在硬件系统及。典型事例是KVM。KVM其实就是是Linux内核供的虚拟化架构,可将根本直接担任Hypervisor,KVM一般需要处理器本身支持虚拟化扩展技术,如Intel
    VT等。KVM使用内核模块kvm.ko来贯彻核心虚拟化功能,但是单纯供了CPU和内存的虚拟化,必须结合QEMU才会整合完整的虚拟化技术。

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  • 宿主架构:典型的哪怕是QEMU,它可以经过二进制转换来套CPU,使Guest
    OS认为好还与硬件打交道。
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2.2 CPU虚拟化

进程的实行有有限种植状态

  • 内核态:主要用来硬件访问,修改要参数,
  • 故而户态:用户运行应用程序。

有限种状态的权力不同,对硬件的拜会必须在内核态,可以保证系统的可靠性,只吃使用人员放用户态,不会见针对OS的运作带来好之震慑。避免系统被人工攻击。

OS内核数据以及代码区应该跟用户区完全割裂,也就是说程序可以视底地方都是用户态地址,当程序执行系统调用的当儿,进程会切入内核态进行基础访问,这儿页表也需要切换至外核态的页表,带来的问题是性于差。因为页表在内存中,切换会带来性能的退。

于是时主流的OS的做法是以本代码和数据区放到用户进程虚拟地址控制器的高位区,32bit系统放到3~4G,windows默认占用2~4G区,64bit系统也坐落高位。这样带的好处是,进程空间的内核区也吃射到大体内存区,进程的切换不会见造成TLB中前缓存的对准内核区页表失效,保证了性能。

实际上进程是无法访问内核区,因为强行访问的语句,页表条目有权限位(进程目前权限保存在寄存器的CPL字段,为Ring3,而本页表的权为Ring0,所以CPU会禁止访问。)

小结一下即是x86 架构提供四只特权级别为操作系统和应用程序来做客硬件。
Ring 是因 CPU 的运转级别,Ring 0凡是最高级别,Ring1糟的,Ring2复不行的……

  • 基本需要一直访问硬件与内存,因此它的代码用周转在高高的运行级别
    Ring0上,这样她好应用特权指令以控制中断、修改页表、访问设备等等。
  • 应用程序的代码运行在低运行级别达Ring3达标,如何如看磁盘,那便待实行系统调用,此时CPU的运行级别会来打ring3暨ring0的切换,并跳反到系统调用对应之基石代码位置执行,这样基本就为您成功了设备看,完成以后再于ring0返回ring3。斯过程为如打算户态和内核态的切换。

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于非虚拟化操作系统而言,应用程序和系统发出的寻常指令都运行于用户级别指令中,只有特权指令运行在核心级别中,这样操作系统及祭解耦合。

那么,虚拟化在此处虽赶上了一个难题,因为物理机OS是办事以 Ring0
的,虚拟机的操作系统就是非可知啊当 Ring0
了,所以有特权指令是从未实施权的

CPU虚拟化的点子就是

  • 特权解除:让Guest
    OS运行在用户级别,让hypervisor运行于核心级别,这样便散了Guest
    OS的特权级别。
  • 深陷模拟:运作在Guest
    OS的平凡指令像过去同等运行,当运行到特权指令时,会时有发生异常并吃hypervisor捕获。
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那困难在于:

  • 怎模拟x86保护模式
  • 什么阻止并实行虚拟机的Ring0指令。
    化解措施如下

2.2 CPU虚拟化

进程的实行有星星点点种植状态

  • 内核态:主要用以硬件访问,修改主要参数,
  • 故此户态:用户运行应用程序。

有数栽状态的权杖不同,对硬件的访问必须在内核态,可以保证系统的可靠性,只为采用人员开放用户态,不见面指向OS的周转带来好之震慑。避免系统被人工攻击。

OS内核数据与代码区应该与用户区完全隔离,也就是说程序可以看看的地址都是用户态地址,当程序执行系统调用的早晚,进程会切入内核态进行基础访问,这会儿页表也要切换至外核态的页表,带来的题目是性于不同。因为页表在内存中,切换会带来性能的狂跌。

故而时主流的OS的做法是将基本代码和数据区放到用户进程虚拟地址控制器的高位区,32bit系统放到3~4G,windows默认占用2~4G区,64bit系统也在高位。这样拉动的益处是,进程空间的内核区也让射到大体内存区,进程的切换不见面招致TLB中之前缓存的针对性内核区页表失效,保证了性。

事实上进程是无法访问内核区,因为强行访问的说话,页表条目有权限位(进程时权限保存在寄存器的CPL字段,为Ring3,而本页表的权限为Ring0,所以CPU会禁止访问。)

小结一下便是x86 架构提供四只特权级别为操作系统及应用程序来做客硬件。
Ring 是恃 CPU 的运作级别,Ring 0凡最高级别,Ring1涂鸦的,Ring2再度不好的……

  • 基本需要直接看硬件和内存,因此她的代码需要周转于嵩运行级别
    Ring0上,这样它好下特权指令以控制中断、修改页表、访问设备等等。
  • 应用程序的代码运行在低于运行级别达到Ring3上,如何使拜访磁盘,那就是用实施系统调用,此时CPU的运作级别会来打ring3及ring0的切换,并跳反至系统调用对应之基本代码位置执行,这样基本就为卿得了配备看,完成以后再行起ring0返回ring3。这个进程为如打算户态和内核态的切换。

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对于非虚拟化操作系统而言,应用程序和体系发出的一般性指令都运作于用户级别指令中,只有特权指令运行在主导级别中,这样操作系统和运用解耦合。

那,虚拟化在此地虽碰见了一个难题,因为物理机OS是工作于 Ring0
的,虚拟机的操作系统就是未能够吧在 Ring0
了,所以有特权指令是绝非执行权的

CPU虚拟化的方就是

  • 特权解除:让Guest
    OS运行于用户级别,让hypervisor运行在中心级别,这样就是排了Guest
    OS的特权级别。
  • 陷于模拟:运作在Guest
    OS的平常指令像过去相同运行,当运行到特权指令时,会生出大并叫hypervisor捕获。
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那难在:

  • 怎样模拟x86保护模式
  • 怎么样阻止并施行虚拟机的Ring0指令。
    化解方式如下
2.2.1 CPU虚拟化技术解决智
  • 全虚拟化:客户操作系统运行于 Ring
    1,它当履行特权指令时,会沾异常,然后
    hypervisor捕获这个充分,在老里面做翻译,最后回到到客户操作系统内,客户操作系统认为好之特权指令工作正常,继续运行。所以呢被二进制翻译技术(Binary
    Translate)。
    然而这个特性损耗大之老大,简单的如出一辙久指令现在可要经复杂的不行处理过程
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    • 可取:不用修改GuestOS内核可以直接利用
    • 短:在VMM捕获特权指令与翻译过程会促成性的退。
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      自打上图可以视,当虚拟机中的使要运行在内核态的早晚,会由此Hypervisor层的效仿,通过二进制翻译技术,将下令替换为其它的命。
  • 半虚拟化:修改操作系统内核,替换掉不克虚拟化的命令,通过顶尖调用(hypercall)直接和底的虚拟化层hypervisor来报道,
    对立于意虚拟化性能再胜,因为省去了翻译的长河。但是需要针对Guest
    OS进行改动,应用场景不多。
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  • 硬件辅助虚拟化: 2005年后,CPU厂商Intel 和 AMD 开始支持虚拟化了。
    Intel 引入了 Intel-VT (Virtualization Technology)技术
    重要的兑现方式是充实了一个VMX
    non-root操作模式,运行VM时,客户机OS运行在non-root模式,依然时有发生Ring0~ring3等级别
    当运行特权指令时或出搁浅的当儿,通过VM_EXIT就足以切换到root模式,拦截VM对虚拟硬件的顾。执行完毕,通过VM_ENTRY回到non-root即可。
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    这种技术主要代表也intel VT-X,AMD的AMD-V
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全虚拟化

半虚拟化

硬件辅助虚拟化

实现技术

BT和直接执行

Hypercall

客户操作系统修改/兼容性

无需修改客户操作系统,最佳兼容性

客户操作系统需要修改来支持hypercall,因此它不能运行在物理硬件本身或其他的hypervisor上,兼容性差,不支持Windows

性能

好。半虚拟化下CPU性能开销几乎为0,虚机的性能接近于物理机。

应用厂商

VMware Workstation/QEMU/Virtual PC

Xen

KVM 是基于CPU
支援的全虚拟化方案,它需要CPU虚拟化特性的支持。
总结:
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2.2.1 CPU虚拟化技术解决办法
  • 全虚拟化:客户操作系统运行于 Ring
    1,它在实行特权指令时,会硌异常,然后
    hypervisor捕获这个老,在特别里面做翻译,最后回来到客户操作系统内,客户操作系统认为好的特权指令工作例行,继续运行。所以也深受二进制翻译技术(Binary
    Translate)。
    可是特性损耗大之不胜,简单的一律长达指令现在也要由此复杂的不行处理过程
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    • 长:不用修改GuestOS内核可以一直动用
    • 缺点:在VMM捕获特权指令与翻译过程会招性的低落。
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      由上图可以看到,当虚拟机中的运要运行在内核态的下,会透过Hypervisor层的套,通过二进制翻译技术,将指令替换为其它的授命。
  • 半虚拟化:修改操作系统内核,替换掉不能够虚拟化的下令,通过顶尖调用(hypercall)直接和底的虚拟化层hypervisor来报道,
    相对于意虚拟化性能再胜似,因为省去了翻译的经过。但是得针对Guest
    OS进行改动,应用场景不多。
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  • 硬件辅助虚拟化: 2005年晚,CPU厂商Intel 和 AMD 开始支持虚拟化了。
    Intel 引入了 Intel-VT (Virtualization Technology)技术
    第一的实现方式是多了一个VMX
    non-root操作模式,运行VM时,客户机OS运行在non-root模式,依然有Ring0~ring3等级别
    当运行特权指令时抑或有搁浅的上,通过VM_EXIT就足以切换到root模式,拦截VM对虚拟硬件的拜访。执行完毕,通过VM_ENTRY回到non-root即可。
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    这种技能主要代表为intel VT-X,AMD的AMD-V
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全虚拟化

半虚拟化

硬件辅助虚拟化

实现技术

BT和直接执行

Hypercall

客户操作系统修改/兼容性

无需修改客户操作系统,最佳兼容性

客户操作系统需要修改来支持hypercall,因此它不能运行在物理硬件本身或其他的hypervisor上,兼容性差,不支持Windows

性能

好。半虚拟化下CPU性能开销几乎为0,虚机的性能接近于物理机。

应用厂商

VMware Workstation/QEMU/Virtual PC

Xen

KVM 是基于CPU
帮忙的全虚拟化方案,它要CPU虚拟化特性的支持。
总结:
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2.3 内存虚拟化原理

内存虚拟化指的凡共享物理系统内存,动态分配给虚拟机。虚拟机的内存虚拟化很象虚拟内存方式

虚拟内存是电脑体系内存管理之一律种植技术,目的是受应用程序认为她有连续的可用的内存(一个总是完整的地方空间)。其实就是操作系统将内存资源的虚拟化,屏蔽了外存调用底细节,对应用程序而言,不待关注内存访问的细节,可以将内存当作线性的内存池。

x86 CPU 都不外乎了一个曰内存管理的模块MMU(Memory Management Unit)和
TLB(Translation Lookaside Buffer),通过MMU和TLB来优化虚拟内存的性。

OS将内存以4KB为单位展开分页,形成虚拟地址和情理地址之映射表。若OS在物理机上运行,只要OS提供这页表,MMU会当造访存时自动开虚拟地址(Virtual
address, VA)到大体地址(Physical address, PA)的转会。

可是倘若虚拟机上运行OS,Guest
OS经过地方转化及之“物理地址”实际上是QEMU的逻辑地址,因此还需要利用软件将其转化为实物理内存地址

对OS运行在大体机上的动静

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如经过看内存的下,发现映射表中尚从来不物理内存进行对应。如下图

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这时候MMU向CPU发出缺页中断,操作系统会因页表中之外存地址,在外存中找到所缺的平等页,将那个调入内存。同时更新页表的投关系。生一致不行造访的时节可以直接命中物理内存。

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对此OS在虚拟机中的动静,过程将复杂很多。

对于虚拟机内之经过的更换,需要进行两次变。也就是说首先将用之逻辑地址转换为虚拟机的情理地址,而及时实质上是QEMU进程的逻辑地址,所以只要投到实在内存的大体地址还需举行同样破变。

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  • VA:应用之虚拟地址
  • PA:虚拟机物理地址,也是QEMU进程的逻辑地址
  • MA:物理机的大体地址

可见,KVM
为了在相同台机械及运行多个虚拟机,需要增加一个初的内存虚拟化层,也就是说,必须虚拟
MMU 来支持客户OS,实现 VA -> PA -> MA 的翻译。

客户操作系统继续控制虚拟地址到客户内存物理地址的映射 (VA ->
PA),但是客户操作系统不可知直接访问实际机器内存,因此VMM
需要担当映射客户物理内存到实际机器内存 (PA -> MA)。

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VMM 内存虚拟化的兑现方式:

  • 软件方式:通过软件实现内存地址的翻译,比如 Shadow page table
    (影子页表)技术
  • 硬件实现:基于 CPU 的协助虚拟化功能,比如 AMD 的 NPT 和 Intel 的 EPT
    技术

2.3 内存虚拟化原理

内存虚拟化指的是共享物理系统内存,动态分配给虚拟机。虚拟机的内存虚拟化很象虚拟内存方式

虚拟内存是计算机体系内存管理之一律种植技术,目的是吃应用程序认为它有着连续的可用之内存(一个总是完整的地方空间)。其实就是是操作系统将内存资源的虚拟化,屏蔽了外存调用之细节,对应用程序而言,不需关爱内存访问的细节,可以拿内存当作线性的内存池。

x86 CPU 都包括了一个名内存管理的模块MMU(Memory Management Unit)和
TLB(Translation Lookaside Buffer),通过MMU和TLB来优化虚拟内存的属性。

OS将内存以4KB为单位进行分页,形成虚拟地址和物理地址之映射表。若果OS在物理机上运行,只要OS提供这页表,MMU会在访问存时自动开虚拟地址(Virtual
address, VA)到大体地址(Physical address, PA)的倒车。

不过只要虚拟机上运行OS,Guest
OS经过地方转化及之“物理地址”实际上是QEMU的逻辑地址,因此还欲采用软件用该转会为真正物理内存地址

对于OS运行于物理机上的情状

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设经过看内存的当儿,发现映射表中尚从未物理内存进行相应。如下图

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这时MMU向CPU发出缺页中断,操作系统会冲页表中的外存地址,在外存中找到所缺少的一样页,将那调入内存。同时更新页表的映照关系。生一样破拜访的上可直接命中物理内存。

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对此OS在虚拟机中的情事,过程将复杂很多。

于虚拟机内的经过的变换,需要展开两次易。也就是说首先将利用之逻辑地址转换为虚拟机的物理地址,而这其实是QEMU进程的逻辑地址,所以要是投到骨子里内存的大体地址还待举行同浅变。

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  • VA:应用之虚拟地址
  • PA:虚拟机物理地址,也是QEMU进程的逻辑地址
  • MA:物理机的情理地址

可见,KVM
为了以平等高机器上运行多个虚拟机,需要追加一个新的外存虚拟化层,也就是说,必须虚拟
MMU 来支持客户OS,实现 VA -> PA -> MA 的翻。

客户操作系统继续控制虚拟地址到客户内存物理地址的映射 (VA ->
PA),但是客户操作系统不可知一直看实际机器内存,因此VMM
需要承担映射客户物理内存到实际机器内存 (PA -> MA)。

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VMM 内存虚拟化的落实方式:

  • 软件方式:通过软件实现内存地址的翻译,比如 Shadow page table
    (影子页表)技术
  • 硬件实现:基于 CPU 的帮虚拟化功能,比如 AMD 的 NPT 和 Intel 的 EPT
    技术
2.3.1 软件方式

黑影页表(SPT,shadow page
table):Hypervisor为虚拟机护卫了一个虚拟机的虚拟地址及宿主机大体地址辉映的底页表。也就是说,在本来的有限交汇地址层次基础及加以了同样叠地下物理地址层次,通过就张表可以以客户机虚拟地址宿主机物理地址期间进行映射。

客户OS创建之后,Hypervisor创建其对诺影子页表。刚开头影子页表是拖欠的,此时任何客户OS的访存操作都见面产生缺页中断,然后Hypervisor捕获缺页异常

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由此个别次于地址映射转换获得虚拟机虚拟地址物理机物理地址的照射关系,写副阴影页表,逐步做到具有虚拟地址到宿主机机器地址之映照。
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代价是欲保障虚拟机的页表和宿主机的阴影页表的并。

2.3.1 软件方式

影子页表(SPT,shadow page
table):Hypervisor为虚拟机保护了一个虚拟机的虚拟地址及宿主机大体地址照耀的的页表。也就是说,在原来的星星点点层地址层次基础及加了一如既往交汇地下物理地址层次,通过这张表可以将客户机虚拟地址宿主机物理地址里面开展映射。

客户OS创建之后,Hypervisor创建其针对性承诺影子页表。刚开头影子页表是空的,此时别客户OS的访存操作都见面发出缺页中断,然后Hypervisor捕获缺页异常

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由此简单糟地址映射转换获得虚拟机虚拟地址物理机物理地址的投关系,写副阴影页表,逐步做到有着虚拟地址到宿主机机器地址的照耀。
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代价是用保障虚拟机的页表和宿主机的阴影页表的共同。

2.3.2 通过INTEL EPT技术来实现

KVM 中,虚机的物理内存不怕为 qemu-kvm 进程所占的内存空间。KVM 使用
CPU 辅助的内存虚拟化方式。在 Intel 和 AMD
平台,其内存虚拟化的落实方式分别吗:

  • AMD 平台达成之 NPT (Nested Page Tables) 技术
  • Intel 平台及的 EPT (Extended Page Tables)技术
    EPT 和 NPT采用类似的规律,都是作 CPU
    中新的同等重叠,通过硬件据此来用客户机的情理地址翻译啊主机的大体地址。也就是说Guest
    OS完成虚拟机虚拟地址–>虚拟机物理地址第一重合转化,硬件同时做到虚拟机物理地址及物理机物理地址这第二重合转化。第二交汇转换对Guest
    OS来说是透明的,Guest
    OS访问内存时和以物理机运行时是同的。这种办法而称为内存辅助虚拟化。

因此内存辅助虚拟化就是一直用硬件来兑现虚拟机的情理地址及宿主机的物理地址的一步到位映射。VMM不用再行保留一客
SPT (Shadow Page
Table),通过EPT技术,不再需要共同两个页表,虚拟机内部的切换为无欲qemu进程切换,所需要的凡特是个别不良页表查找,而且是经过硬件来就的,性能损耗低。

流程如下:

  • VM中的施用发现页没分片,MMU发起中断,从虚拟机的大体地址(QEMU的逻辑地址)中分红一页,然后更新页表。
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  • 这会儿虚拟机页的情理地址还尚未对诺物理内存的地方,所以触发了qemu进程在宿主机的page
    fault。宿主机内核分配内存页,并创新页表。
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  • 下次访问就好借助EPT来展开,只需要查阅两次等表明即可。

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总结:
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2.3.2 通过INTEL EPT技术来贯彻

KVM 中,虚机的情理内存即使为 qemu-kvm 进程所占的内存空间。KVM 使用
CPU 辅助的内存虚拟化方式。在 Intel 和 AMD
平台,其内存虚拟化的兑现方式分别吗:

  • AMD 平台及的 NPT (Nested Page Tables) 技术
  • Intel 平台上之 EPT (Extended Page Tables)技术
    EPT 和 NPT采用类似之法则,都是作 CPU
    中初的一律重叠,通过硬件就此来以客户机的情理地址翻译为主机的物理地址。也就是说Guest
    OS完成虚拟机虚拟地址–>虚拟机物理地址第一重合转化,硬件同时做到虚拟机物理地址及物理机物理地址这第二叠转化。第二层转换对Guest
    OS来说是透明的,Guest
    OS访问内存时和以物理机运行时凡平等之。这种措施而称为内存辅助虚拟化。

因而内存辅助虚拟化就是直接用硬件来兑现虚拟机的大体地址及宿主机的情理地址的一步到位映射。VMM不用还保留一卖
SPT (Shadow Page
Table),通过EPT技术,不再要同两独页表,虚拟机内部的切换为不需要qemu进程切换,所要之凡特是有限次于页表查找,而且是经过硬件来成功的,性能损耗低。

流程如下:

  • VM中的运用发现页没分片,MMU发起中断,从虚拟机的大体地址(QEMU的逻辑地址)中分配一页,然后更新页表。
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  • 这儿虚拟机页的大体地址还从来不对许物理内存的地址,所以触发了qemu进程在宿主机的page
    fault。宿主机内核分配内存页,并创新页表。
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  • 下次访就可借助EPT来进行,只待查阅两潮表明即可。

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总结:
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2.4 KVM其他内存管理技术

2.4 KVM其他内存管理技术

2.4.1 KSM (Kernel SamePage Merging 或者 Kernel Shared Memory)

KSM 是本中之看护进程(称为
ksmd),它见面定期开展页面扫描,将副本页面进行合并,然后放多余的页面。KVM使用KSM来压缩多单一般的虚拟机的内存占用,提高内存的采取效率,在虚拟机使用同样镜像和操作系统时,效果进一步鲜明。但是会大增水源开发,所以为了提升效率,可以用是特性关闭。

2.4.1 KSM (Kernel SamePage Merging 或者 Kernel Shared Memory)

KSM 是内核中的医护进程(称为
ksmd),它会定期进行页面扫描,将副本页面进行统一,然后放多余的页面。KVM使用KSM来减少多个一般之虚拟机的内存占用,提高内存的运效率,在虚拟机使用同样镜像和操作系统时,效果更强烈。但是会大增水源开发,所以为了提升效率,可以用是特性关闭。

2.4.2 KVM Huge Page Backed Memory (巨页内存技术)

Intel 的 x86 CPU 通常使用4Kb内存页,当是透过安排,也会运用巨页(huge
page): (4MB on x86_32, 2MB on x86_64 and x86_32
PAE)使用巨页,KVM的虚拟机的页表将下还少的内存,并且以加强CPU的频率。最高情况下,可以增长20%之效率!

2.4.2 KVM Huge Page Backed Memory (巨页内存技术)

Intel 的 x86 CPU 通常以4Kb内存页,当是通过安排,也能利用巨页(huge
page): (4MB on x86_32, 2MB on x86_64 and x86_32
PAE)使用巨页,KVM的虚拟机的页表将祭更不见的内存,并且将增进CPU的频率。最高情况下,可以增强20%的效率!

2.5 IO虚拟化

  • 学(完全虚拟):使用 QEMU 纯软件的措施来学 I/O
    设备。使用一个Service VM来模拟实硬件,性能大不同。
    客户机的配备驱动程序发起 I/O
    请求操作请求,KVM会捕获此IO请求,然后嵌入IO共享页,同时用户空间的QEMU进程,QEMU模拟出此次IO操作,同样置于共享页中连同时KVM进行结果的取回。

专注:当客户机通过DMA (Direct Memory Access)访问大块I/O时,QEMU
模拟程序将未会见拿结果放上一道享页中,而是经外存映射的点子以结果直接写及客户机的内存中,然后通知KVM模块告诉客户机DMA操作都成功。

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  • 半虚拟化: KVM/QEMU就采用这种模式,它在 Guest OS 内核中安装前端驱动
    (Front-end driver)和当 QEMU
    中实现后端驱动(Back-end)的法子。前后端驱动通过 vring
    (实现虚拟队列的环形缓冲区)直接通信,这便绕了了经 KVM
    内核模块的进程,提高了IO性能,相对于完全虚拟的模式,
    省错过矣纯模仿模式下的死去活来捕获环节,Guest OS 可以同 QEMU 的 I/O
    模块直接通信。

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  • IO-through:直接把机物理设备分配给虚拟机,不过要硬件具备IO透传技术;,Intel
    定义的 I/O 虚拟化技术变为 VT-d,AMD 的名为 AMD-V。
    KVM 支持客户机以占方式访这个宿主机的 PCI/PCI-E
    设备。通过硬件支撑的 VT-d
    技术以配备分给客户机后,在客户机看来,设备是物理及接连于PCI或者PCI-E总线上的
    几所有的 PCI 和 PCI-E
    设备还支持直接分配,除了显卡以外(显卡的特殊性在此间)。PCI
    Pass-through 需要硬件平台 Intel VT-d 或者 AMD IOMMU
    的支撑。这些特色必须在 BIOS 中被启用
    betway88体育 45

    • 好处:减少了 VM-Exit 陷入到 Hypervisor
      的过程,极大地提高了性,可以达到几乎与原生系统一样的性。而且VT-d
      克服了 virtio 兼容性不好以及 CPU 使用效率比较高的问题。
    • 相差:独占设备的话,无法兑现设备的共享,成本提高。
    • 不足的化解方案:(1)在同一玉物理宿主机上,仅少数 I/O
      如网性要求较高之客户机使用
      VT-d直接分配设备,其他的采取纯模仿或 virtio
      已达多独客户机共享同一个装备的目的
      (2)对于网I/O的解决办法,可以选取 SR-IOV
      是一个网卡产生多独独立的虚构网卡,将每个虚拟网卡分配个一个客户机使用。

总结
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2.5 IO虚拟化

  • 宪章(完全虚拟):使用 QEMU 纯软件的方法来效仿 I/O
    设备。使用一个Service VM来模拟实硬件,性能大不同。
    客户机的装置驱动程序发起 I/O
    请求操作请求,KVM会捕获此IO请求,然后放到IO共享页,同时用户空间的QEMU进程,QEMU模拟出此次IO操作,同样置于共享页中连而KVM进行结果的取回。

瞩目:当客户机通过DMA (Direct Memory Access)访问大块I/O时,QEMU
模拟程序将未会见把结果放上同享页中,而是经外存映射的道拿结果直接写及客户机的内存中,然后通知KVM模块告诉客户机DMA操作就成功。

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  • 半虚拟化: KVM/QEMU就使用这种模式,它在 Guest OS 内核中装置前端驱动
    (Front-end driver)和当 QEMU
    中实现后端驱动(Back-end)的计。前后端驱动通过 vring
    (实现虚拟队列的环形缓冲区)直接通信,这就是绕了了经 KVM
    内核模块的过程,提高了IO性能,相对于意虚拟的模式,
    省失去了纯粹模仿模式下的不胜捕获环节,Guest OS 可以和 QEMU 的 I/O
    模块直接通信。

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  • IO-through:直接将机物理设备分配受虚拟机,不过用硬件具备IO透传技术;,Intel
    定义之 I/O 虚拟化技术变成 VT-d,AMD 的名 AMD-V。
    KVM 支持客户机以占方式访这个宿主机的 PCI/PCI-E
    设备。通过硬件支持之 VT-d
    技术以配备分给客户机后,在客户机看来,设备是大体及连接于PCI或者PCI-E总线上之
    几乎有的 PCI 和 PCI-E
    设备都支持直接分配,除了显卡以外(显卡的特殊性在此处)。PCI
    Pass-through 需要硬件平台 Intel VT-d 或者 AMD IOMMU
    的支撑。这些特色必须在 BIOS 中让启用
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    • 便宜:减少了 VM-Exit 陷入到 Hypervisor
      的进程,极大地提高了性能,可以上几乎跟原生系统一样的性能。而且VT-d
      克服了 virtio 兼容性不好以及 CPU 使用频率比较高之题目。
    • 相差:独占设备的话,无法落实设备的共享,成本增高。
    • 相差之解决方案:(1)在同一贵物理宿主机上,仅少数 I/O
      如网性要求于高之客户机使用
      VT-d直接分配设备,其他的采取纯模仿或 virtio
      已落得多独客户机共享同一个设施的目的
      (2)对于网络I/O的解决办法,可以选取 SR-IOV
      是一个网卡产生多个独立的虚构网卡,将每个虚拟网卡分配个一个客户机使用。

总结
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2.6 网卡虚拟化

VM发出的流量一般生点儿栽

  • 交物理机外部的装置,
  • 暨地面物理服务器上之虚拟机。

故而我们用确保不同虚拟机流量的互隔离,同时还要比方考虑情理设备内虚拟机的互联互通。

缓解措施:
对对物理机外部的流量,给每个VM分配一个专用通道,共享物理网卡资源。
重大有如下几栽模式:

  • Bridge桥对接模式:把物理主机及的网卡当交换机,然后虚拟来一个Bridge来接收发朝物理机的保险。
    betway88体育 51
  • isolation mode:仅guest OS之间通信;不跟表面网络与宿主机通信。
    betway88体育 52
  • routed mode:与外表主机通信,通过静态路由使得各Guest OS
    的流量用经物理网卡
    betway88体育 53
  • nat:地址转换;在虚拟网卡和大体网卡之间建立一个nat转发服务器;对数据包进行源地址转换。
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针对其中流量:

  • 当hypervisor上树立virtual
    switch,不过会损耗CPU资源,而且存在比较生安全隐患。(intel的VT-c用VMDq技术如果网卡芯片处理局部vswitch的行事,同时用vFW来保障安全)
  • 得先让流量产生服务器通过安全设备区域展开多少清洗以后更返回。主流方式使硬件SR-IOV对VM流量进行甄别以及处理

总结

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2.6 网卡虚拟化

VM发出之流量一般发生三三两两种植

  • 至物理机外部的设施,
  • 暨本地物理服务器上的虚拟机。

之所以我们需要确保不同虚拟机流量的交互隔离,同时还要比方考虑情理设备内虚拟机的互联互通。

釜底抽薪措施:
于针对物理机外部的流量,给每个VM分配一个专用通道,共享物理网卡资源。
关键有如下几栽模式:

  • Bridge桥连通模式:把物理主机上之网卡当交换机,然后虚拟来一个Bridge来接收发于物理机的承保。
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  • isolation mode:仅guest OS之间通信;不与外部网络与宿主机通信。
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  • routed mode:与外表主机通信,通过静态路由使得各Guest OS
    的流量需要经过物理网卡
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  • nat:地址转换;在编造网卡和物理网卡之间确立一个nat转发服务器;对数码包进行源地址转换。
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本着其中流量:

  • 当hypervisor上确立virtual
    switch,不过会耗费CPU资源,而且在较生安全隐患。(intel的VT-c用VMDq技术使网卡芯片处理局部vswitch的劳作,同时用vFW来保障平安)
  • 得先叫流量产生服务器通过安全设备区域开展数量清洗以后重新回。主流方式采取硬件SR-IOV对VM流量进行辨别和拍卖

总结

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2.7 Hypervisor层之虚拟化实现

操作系统是用户和物理机的接口,也是下与大体硬件的接口。核心职能在任务调度和硬件抽象。

不同操作系统的卓绝要命异在内核。

单内核、混合本、微内核、外内核的区分
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  • 单内核:内核所有的功效代码全部还运作于和一个本空间内,优点是性性能好高,缺点是计划复杂,稳定性不足够好;
  • 微内核:类似C/S服务模式,只有极端基础的代码会运作于本空间,其他的且运行于用户空间,优点是祥和强,缺点性能于逊色;
  • 混合本:性能与平稳的服产物,完全由设计者进行用户从定义;
  • 外内核:比微内核更加极端,连硬件抽象工作都交给用户空间,内核只待确保应用程序访问硬件资源时,硬件是闲的

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2.7 Hypervisor层底虚拟化实现

操作系统是用户与物理机的接口,也是采取与情理硬件的接口。核心职能在任务调度和硬件抽象。

不同操作系统的顶特别异在内核。

单内核、混合本、微内核、外内核的别
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  • 单内核:内核所有的效应代码全部都运作于和一个根本空间内,优点是性性能好高,缺点是计划复杂,稳定性不足够好;
  • 微内核:类似C/S服务模式,只有最基础的代码会运作于本空间,其他的还运作于用户空间,优点是泰强,缺点性能于逊色;
  • 混本:性能及安定的妥协产物,完全出于设计者进行用户从定义;
  • 外内核:比微内核更加极端,连硬件抽象工作还提交用户空间,内核只待确保应用程序访问硬件资源时,硬件是悠闲之

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2.7.1 主流的Hypervisor总结

Hypervisor的类别

KVM

Xen

Hyper-v

ESX/ESXi

内核类型

Linux

Linux(修改)&Nemesis

Windows&Hyper-V

Linux&VMernel

内核

单核

外内核

外内核

混合内核

I/O虚拟化方式

类Service VM Model

Service VM Model

Service VM Model

Monolithic Model

特点

集成在Linux内核中

有被KVM取代之势,性能低于KVM

捆绑Windows Server

技术积累深厚,Vmkernel是核心竞争力

2.7.1 主流的Hypervisor总结

Hypervisor的类别

KVM

Xen

Hyper-v

ESX/ESXi

内核类型

Linux

Linux(修改)&Nemesis

Windows&Hyper-V

Linux&VMernel

内核

单核

外内核

外内核

混合内核

I/O虚拟化方式

类Service VM Model

Service VM Model

Service VM Model

Monolithic Model

特点

集成在Linux内核中

有被KVM取代之势,性能低于KVM

捆绑Windows Server

技术积累深厚,Vmkernel是核心竞争力

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