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复制实现快速部署、备份及还原;(包括虚拟硬件、操作系统和配置好的应用程序)在不同的物理服务器之间进行迁移,甚至可以在虚拟机正在运行的情况下进行迁移;页:..,可允许多个操作系统和应用共享一套基础物理硬件,因此也可以看作是虚拟环境中的“元”操作系统,它可以协调访问服务器上的所有物理设备和虚拟机,也叫虚拟机监视器(VirtualMachineMonitor)。Hypervisor是所有虚拟化技术的核心。非中断地支持多工作负载迁移的能力是Hypervisor的基本功能。当服务器启动并执行Hypervisor时,它会给每一台虚拟机分配适量的内存、CPU、网络和磁盘,并加载所有虚拟机的客户操作系统。页:..,常见的Hypervisor分两类:Type-I(裸金属型)指VMM直接运作在裸机上,使用和管理底层的硬件资源,GuestOS对真实硬件资源的访问都要通过VMM来完成,作为底层硬件的直接操作者,VMM拥有硬件的驱动程序。裸金属虚拟化中Hypervisor直接管理调用硬件资源,不需要底层操作系统,也可以理解为Hypervisor被做成了一个很薄的操作系统。这种方案的性能处于主机虚拟化与操作系统虚拟化之间。代表是VMwareESXServer、CitrixXenServer和MicrosoftHyper-V,LinuxKVM。Type-II型(宿主型)指VMM之下还有一层宿主操作系统,由于GuestOS对硬件的访问必须经过宿主操作系统,因而带来了额外的性能开销,但可充分利用宿主操作系统提供的设备驱动和底层服务来进行内存管理、进程调度和资源管理等。主机虚拟化中VM的应用程序调用硬件资源时需要经过:VM内核->Hypervisor->主机内核,导致性能是三种虚拟化页:..。主机虚拟化技术代表是VMwareServer(GSX)、Workstation和MicrosoftVirtualPC、VirtualServer等。由于主机型Hypervisor的效率问题,的aSV采用了裸机型Hypervisor中的LinuxKVM虚拟化,即为Type-I(裸金属型)。KVM(Kenerl-basedVirtualMachine)是基于linux内核虚拟化技术,。它使用linux自身的调度器进行管理,所以相对于xen,其核心源码很少。KVM是基于硬件虚拟化扩展(IntelVT-X和AMD-V)和QEMU的修改版,KVM属于Linuxkernel的一个模块,可以用命令modprobe去加载KVM模块。加载了该模块后,才能进一步通过工具创建虚拟机。但是仅有KVM模块是不够的。因为用户无法直接控制内核去做事情,还必须有一个运行在用户空间的工具才行。这个用户空间的工具,我们选择了已经成型的开源虚拟化软件QEMU。QEMU也是一个虚拟化软件,它的特点是可虚拟不同的CPU,比如说在x86的CPU上可虚拟一个power的CPU,并可利用它编译出可运行在power上的CPU,并可利用它编译出可运行在power上的程序。KVM使用了QEMU的一部分,并稍加改造,就成了可控制KVM的用户空间工具了。这就是KVM和QEMU的关系。如下图:页:..,分别是:;特定于处理器的模块kvm--。其设计目标是在需要引导多个未改动的PC操作系统时支持完整的硬件模拟。一个普通的linux进程有两种运行模式:内核和用户。而KVM增加了第三种模式:客户模式(有自己的内核和用户模式)。在kvm模型中,每一个虚拟机都是由linux调度程序管理的标准进程。总体来说,kvm由两个部分组成:一个是管理虚拟硬件的设备驱动,该驱动使用字符设备/dev/kvm作为管理接口;另一个是模拟PC硬件的用户空间组件,这是一个稍作修改的qemu进程。同时,aSV采用KVM优势有:嵌入到Linux正式Kernel(提高兼容性)?代码级资源调用(提高性能)?虚拟机就是一个进程(内存易于管理)?直接支持NUMA技术(提高扩展性)?保持开源发展模式(强大的社区支持)页:..(VirtualMachineMonitor)对物理资源的虚拟可以划分为三个部分:CPU虚拟化、内存虚拟化和I/O设备虚拟化,其中以CPU的虚拟化最为关键。经典的虚拟化方法:现代计算机体系结构一般至少有两个特权级(即用户态和核心态,x86有四个特权级Ring0~Ring3)用来分隔系统软件和应用软件。那些只能在处理器的最高特权级(内核态)执行的指令称之为特权指令,一般可读写系统关键资源的指令(即敏感指令)决大多数都是特权指令(X86存在若干敏感指令是非特权指令的情况)。如果执行特权指令时处理器的状态不在内核态,通常会引发一个异常而交由系统软件来处理这个非法访问(陷入)。经典的虚拟化方法就是使用“特权解除”和“陷入-模拟”的方式,即将GuestOS运行在非特权级,而将VMM运行于最高特权级(完全控制系统资源)。解除了GuestOS的特权级后,GuestOS的大部分指令仍可以在硬件上直接运行,只有执行到特权指令时,才会陷入到VMM模拟执行(陷入-模拟)。“陷入-模拟”的本质是保证可能影响VMM正确运行的指令由VMM模拟执行,大部分的非敏感指令还是照常运行。因为X86指令集中有若干条指令是需要被VMM捕获的敏感指令,但是却不是特权指令(称为临界指令),因此“特权解除”并不能导致他们发生陷入模拟,执行它们不会发生自动的“陷入”而被VMM捕获,从而阻碍了指令的虚拟化,这也称之为X86的虚拟化漏洞。页:..:1、X86“全虚拟化”(指所抽象的VM具有完全的物理机特性,OS在其上运行不需要任何修改)Full派秉承无需修改直接运行的理念,对“运行时监测,捕捉后模拟”的过程进行优化。该派内部之实现又有些差别,其中以VMWare为代表的基于二进制翻译(BT)的全虚拟化为代表,其主要思想是在执行时将VM上执行的GuestOS指令,翻译成x86指令集的一个子集,其中的敏感指令被替换成陷入指令。翻译过程与指令执行交叉进行,不含敏感指令的用户态程序可以不经翻译直接执行。2、X86“半虚拟化”(指需OS协助的虚拟化,在其上运行的OS需要修改)Para派的基本思想是通过修改GuestOS的代码,将含有敏感指令的操作,替换为对VMM的超调用Hypercall,类似OS的系统调用,将控制权转移到VMM,该技术因VMM项目而广为人知。该技术的优势在于VM的性能能接近于物理机,缺点在于需要修改GuestOS(如:Windows不支持修改)及增加的维护成本,关键修改GuestOS会导致操作系统对特定hypervisor的依赖性,因此很多虚拟化厂商基于VMM开发的虚拟化产品部分已经放弃了Linux半虚拟化,而专注基于硬件辅助的全虚拟化开发,来支持未经修改的操作系统。3、X86“硬件辅助虚拟化”:其基本思想就是引入新的处理器运行模式和新的指令,使得VMM和GuestOS运行于不同的模式下,GuestOS运行于受控模式,原页:..,这样就解决了部分非特权的敏感指令的“陷入-模拟”难题,而且模式切换时上下文的保存恢复由硬件来完成,这样就大大提高了“陷入-模拟”时上下文切换的效率。以IntelVT-x硬件辅助虚拟化技术为例,该技术增加了在虚拟状态下的两种处理器工作模式:根(Root)操作模式和非根(Non-root)操作模式。VMM运作在Root操作模式下,而GuestOS运行在Non-root操作模式下。这两个操作模式分别拥有自己的特权级环,VMM和虚拟机的GuestOS分别运行在这两个操作模式的0环。这样,既能使VMM运行在0环,也能使GuestOS运行在0环,避免了修改GuestOS。Root操作模式和Non-root操作模式的切换是通过新增的CPU指令(VMXON,VMXOFF等)来完成。硬件辅助虚拟化技术消除了操作系统的ring转换问题,降低了虚拟化门槛,支持任何操作系统的虚拟化而无须修改OS内核,得到了虚拟化软件厂商的支持。硬件辅助虚拟化技术已经逐渐消除软件虚拟化技术之间的差别,并成为未来的发展趋势。:..,不直接感知物理CPU,虚拟机的计算单元通过vCPU对象来呈现。虚拟机只看到VMM呈现给它的vCPU。在VMM中,每个vCPU对应一个VMCS(Virtual-MachineControlStructure)结构,当vcpu被从物理CPU上切换下来的时候,其运行上下文会被保存在其对应的VMCS结构中;当vcpu被切换到pcpu上运行时,其运行上下文会从对应的VMCS结构中导入到物理CPU上。通过这种方式,实现各vCPU之间的独立运行。从虚拟机系统的结构与功能划分可以看出,客户操作系统与虚拟机监视器共同构成了虚拟机系统的两级调度框架,如图所示是一个多核环境下虚拟机系统的两级调度框架。客户操作系统负责第2级调度,即线程或进程在vCPU上的调度(将核心线程映射到相应的虚拟CPU上)。虚拟机监视器负责第1级调度,即vCPU在物理处理单元上的调度。两级调度的调度策略和机制不存在依赖关系。vCPU页:..,本质上即把各个虚拟机中的vCPU按照一定的策略和机制调度在物理处理单元上可以采用任意的策略来分配物理资源,满足虚拟机的不同需求。vCPU可以调度在一个或多个物理处理单元执行(分时复用或空间复用物理处理单元),也可以与物理处理单元建立一对一固定的映射关系(限制访问指定的物理处理单元)。-6内存虚拟化三层模型因为VMM(VirtualMachineMonitor)掌控所有系统资源,因此VMM握有整个内存资源,其负责页式内存管理,维护虚拟地址到机器地址的映射关系。因GuestOS本身亦有页式内存管理机制,则有VMM的整个系统就比正常系统多了一层映射:(VA),指GuestOS提供给其应用程序使用的线性地址空间;(PA),经VMM抽象的、虚拟机看到的伪物理地址;页:..(MA),真实的机器地址,即地址总线上出现的地址信号;映射关系如下:GuestOS:PA=f(VA)、VMM:MA=g(PA)VMM维护一套页表,负责PA到MA的映射。GuestOS维护一套页表,负责VA到PA的映射。实际运行时,用户程序访问VA1,经GuestOS的页表转换得到PA1,再由VMM介入,使用VMM的页表将PA1转换为MA1。页表虚拟化技术普通MMU只能完成一次虚拟地址到物理地址的映射,在虚拟机环境下,经过MMU转换所得到的“物理地址”并不是真正的机器地址。若需得到真正的机器地址,必须由VMM介入,再经过一次映射才能得到总线上使用的机器地址。如果虚拟机的每个内存访问都需要VMM介入,并由软件模拟地址转换的效率是很低下的,几乎不具有实际可用性,为实现虚拟地址到机器地址的高效转换,现普遍采用的思想是:由VMM根据映射f和g生成复合的映射fg,并直接将这个映射关系写入MMU。当前采用的页表虚拟化方法主要是MMU类虚拟化(MMUParavirtualization)和影子页表,后者已被内存的硬件辅助虚拟化技术所替代。1、MMUParavirtualization其基本原理是:当GuestOS创建一个新的页表时,会从它所维护的空闲内存中分配一个页面,并向VMM注册该页面,VMM会剥夺GuestOS对该页表的写权限,之后GuestOS对该页表的写操作都会陷入到VMM加