Linux操作系统之虚拟化

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虚拟机
CPU 的虚拟化过程
存储虚拟化
网络虚拟化场景下网络包的发送过程

虚拟机

虚拟化的本质是用 qemu 的软件模拟硬件，但是模拟方式比较慢，需要加速；
虚拟化主要模拟 CPU、内存、网络、存储，分别有不同的加速办法；
CPU 和内存主要使用硬件辅助虚拟化进行加速，需要配备特殊的硬件才能工作；
网络和存储主要使用特殊的半虚拟化驱动加速，需要加载特殊的驱动程序。

CPU 的虚拟化过程

首先，我们要定义 CPU 这种类型的 TypeInfo 和 TypeImpl、继承关系，并且声明它的类初始化函数。
在 qemu 的 main 函数中调用 MachineClass 的 init 函数，这个函数既会初始化 CPU，也会初始化内存。
CPU 初始化的时候，会调用 pc_new_cpu 创建一个虚拟 CPU，它会调用 CPU 这个类的初始化函数。
每一个虚拟 CPU 会调用 qemu_thread_create 创建一个线程，线程的执行函数为 qemu_kvm_cpu_thread_fn。
在虚拟 CPU 对应的线程执行函数中，我们先是调用 kvm_vm_ioctl(KVM_CREATE_VCPU)，在内核的 KVM 里面，创建一个结构 struct vcpu_vmx，表示这个虚拟 CPU。在这个结构里面，有一个 VMCS，用于保存当前虚拟机 CPU 的运行时的状态，用于状态切换。
在虚拟 CPU 对应的线程执行函数中，我们接着调用 kvm_vcpu_ioctl(KVM_RUN)，在内核的 KVM 里面运行这个虚拟机 CPU。运行的方式是保存宿主机的寄存器，加载客户机的寄存器，然后调用 __ex(ASM_VMX_VMLAUNCH) 或者 __ex(ASM_VMX_VMRESUME)，进入客户机模式运行。一旦退出客户机模式，就会保存客户机寄存器，加载宿主机寄存器，进入宿主机模式运行，并且会记录退出虚拟机模式的原因。大部分的原因是等待 I/O，因而宿主机调用 kvm_handle_io 进行处理。

内存映射对于虚拟机来讲是一件非常麻烦的事情，从 GVA 到 GPA 到 HVA 到 HPA，性能很差，为了解决这个问题，有两种主要的思路:

第一种方式就是软件的方式，影子页表（Shadow Page Table）:内存映射要通过页表来管理，页表地址应该放在 cr3 寄存器里面。本来的过程是，客户机要通过 cr3 找到客户机的页表，实现从 GVA 到 GPA 的转换，然后在宿主机上，要通过 cr3 找到宿主机的页表，实现从 HVA 到 HPA 的转换。为了实现客户机虚拟地址空间到宿主机物理地址空间的直接映射。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。在客户机访问内存时，使用的不是客户机的原来的页表，而是这个页表对应的影子页表，从而实现了从客户机虚拟地址到宿主机物理地址的直接转换。而且，在 TLB 和 CPU 缓存上缓存的是来自影子页表中客户机虚拟地址和宿主机物理地址之间的映射，也因此提高了缓存的效率。但是影子页表的引入也意味着 KVM 需要为每个客户机的每个进程的页表都要维护一套相应的影子页表，内存占用比较大，而且客户机页表和和影子页表也需要进行实时同步。
第二种方式就是硬件的方式，EPT（Extent Page Table，扩展页表）:PT 在原有客户机页表对客户机虚拟地址到客户机物理地址映射的基础上，又引入了 EPT 页表来实现客户机物理地址到宿主机物理地址的另一次映射。客户机运行时，客户机页表被载入 CR3，而 EPT 页表被载入专门的 EPT 页表指针寄存器 EPTP。有了 EPT，在客户机物理地址到宿主机物理地址转换的过程中，缺页会产生 EPT 缺页异常。KVM 首先根据引起异常的客户机物理地址，映射到对应的宿主机虚拟地址，然后为此虚拟地址分配新的物理页，最后 KVM 再更新 EPT 页表，建立起引起异常的客户机物理地址到宿主机物理地址之间的映射。KVM 只需为每个客户机维护一套 EPT 页表，也大大减少了内存的开销。

存储虚拟化

存储虚拟化的过程分为前端、后端和中间的队列。

前端有前端的块设备驱动 Front-end driver，在客户机的内核里面，它符合普通设备驱动的格式，对外通过 VFS 暴露文件系统接口给客户机里面的应用。
后端有后端的设备驱动 Back-end driver，在宿主机的 qemu 进程中，当收到客户机的写入请求的时候，调用文件系统的 write 函数，写入宿主机的 VFS 文件系统，最终写到物理硬盘设备上的 qcow2 文件。
中间的队列用于前端和后端之间传输数据，在前端的设备驱动和后端的设备驱动，都有类似的数据结构 virt-queue 来管理这些队列.

存储虚拟化的场景下，整个写入的过程

在虚拟机里面，应用层调用 write 系统调用写入文件。
write 系统调用进入虚拟机里面的内核，经过 VFS(虚拟文件系统)，通用块设备层，I/O 调度层，到达块设备驱动。
虚拟机里面的块设备驱动是 virtio_blk，它和通用的块设备驱动一样，有一个 request queue，另外有一个函数 make_request_fn 会被设置为 blk_mq_make_request，这个函数用于将请求放入队列。
虚拟机里面的块设备驱动是 virtio_blk 会注册一个中断处理函数 vp_interrupt。当 qemu 写入完成之后，它会通知虚拟机里面的块设备驱动。
blk_mq_make_request 最终调用 virtqueue_add，将请求添加到传输队列 virtqueue 中，然后调用 virtqueue_notify 通知 qemu。
在 qemu 中，本来虚拟机正处于 KVM_RUN 的状态，也即处于客户机状态。
qemu 收到通知后，通过 VM exit 指令退出客户机状态，进入宿主机状态，根据退出原因，得知有 I/O 需要处理。
qemu 调用 virtio_blk_handle_output，最终调用 virtio_blk_handle_vq。
virtio_blk_handle_vq 里面有一个循环，在循环中，virtio_blk_get_request 函数从传输队列中拿出请求，然后调用 virtio_blk_handle_request 处理请求。
virtio_blk_handle_request 会调用 blk_aio_pwritev，通过 BlockBackend 驱动写入 qcow2 文件。
写入完毕之后，virtio_blk_req_complete 会调用 virtio_notify 通知虚拟机里面的驱动。数据写入完成，刚才注册的中断处理函数 vp_interrupt 会收到这个通知。

网络虚拟化场景下网络包的发送过程

在虚拟机里面的用户态，应用程序通过 write 系统调用写入 socket。
写入的内容经过 VFS 层，内核协议栈，到达虚拟机里面的内核的网络设备驱动，也即 virtio_net。
virtio_net 网络设备有一个操作结构 struct net_device_ops，里面定义了发送一个网络包调用的函数为 start_xmit。
在 virtio_net 的前端驱动和 qemu 中的后端驱动之间，有两个队列 virtqueue，一个用于发送，一个用于接收。然后，我们需要在 start_xmit 中调用 virtqueue_add，将网络包放入发送队列，然后调用 virtqueue_notify 通知 qemu。
qemu 本来处于 KVM_RUN 的状态，收到通知后，通过 VM exit 指令退出客户机模式，进入宿主机模式。发送网络包的时候，virtio_net_handle_tx_bh 函数会被调用。
接下来是一个 for 循环，我们需要在循环中调用 virtqueue_pop，从传输队列中获取要发送的数据，然后调用 qemu_sendv_packet_async 进行发送。
qemu 会调用 writev 向字符设备文件写入，进入宿主机的内核。
在宿主机内核中字符设备文件的 file_operations 里面的 write_iter 会被调用，也即会调用 tun_chr_write_iter。
在 tun_chr_write_iter 函数中，tun_get_user 将要发送的网络包从 qemu 拷贝到宿主机内核里面来，然后调用 netif_rx_ni 开始调用宿主机内核协议栈进行处理。
宿主机内核协议栈处理完毕之后，会发送给 tap 虚拟网卡，完成从虚拟机里面到宿主机的整个发送过程。

你知道的越多，你不知道的越多。
有道无术，术尚可求，有术无道，止于术。
如有其它问题，欢迎大家留言，我们一起讨论，一起学习，一起进步

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