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第十一章：虚拟机
xv6 本身运行在 QEMU 提供的 RISC-V virt machine 上：它看到的是虚拟 CPU、PLIC、UART 和 virtio disk，却把这些接口当作自己的硬件。本章把视角翻到 QEMU/KVM 一侧，研究这台“机器”如何被实现和约束。
容器中的进程共享宿主机内核；虚拟机则需要将不可信 guest kernel 也置于受控边界内。guest OS 可以管理其虚拟 CPU、guest physical memory 和虚拟设备，但其特权操作不能修改宿主机状态。
硬件虚拟化因此在进程级 CPU 与内存虚拟化之外，进一步虚拟化处理器特权级和设备接口。
Hypervisor
普通用户程序运行特权指令会进入内核；guest kernel 本来就需要改页表、处理中断和控制设备。如果直接给它真实最高权限，隔离便不存在。
硬件虚拟化增加 guest 模式和 host/hypervisor 控制状态。大多数普通指令可直接执行；敏感操作或配置的事件触发 VM exit，hypervisor 检查、模拟或拒绝，再 VM entry 返回 guest。
以 Intel VMX 为例，更准确的名称是 VMX root operation 和 VMX non-root operation；它们与 Ring 0/3 正交。guest kernel 可以在 non-root 中以 CPL 0 执行，仍不等于取得 host 的 VMX root 权限。VMCS 保存 guest state、host state、entry/exit control 和哪些事件需要截获。hypervisor 执行 VMLAUNCH 或 VMRESUME 进入 guest；发生配置为截获的事件后，CPU 把 exit reason 写入 VMCS，装载 host state，回到 hypervisor。
text
guest user
→ guest syscall
guest kernel
→ 普通指令直接执行
→ 敏感事件 VM exit
hypervisor
→ 处理后 VM entry硬件无需模拟每条指令，只需保证安全关键操作经过 hypervisor。由于 VM exit/entry 成本较高，现代虚拟化允许大多数非敏感指令直接执行。
Linux KVM 又把这条路径分成内核和用户态两层。VMM 打开 /dev/kvm，通过 KVM_CREATE_VM、KVM_CREATE_VCPU 建立对象，再对 vCPU 执行 KVM_RUN。多数 guest 指令直接运行；KVM 能在内核处理的 exit 不离开内核，未在内核实现的 MMIO 或 port I/O 则通过共享的 struct kvm_run 以 KVM_EXIT_MMIO/KVM_EXIT_IO 返回 QEMU 等 VMM。接口字段可直接查 KVM API。
vCPU 调度
guest 看见的每个 vCPU，在 host 中通常对应一个可被调度的线程。guest 调度器把任务放到 vCPU，host 调度器又把 vCPU 放到物理 CPU，形成两层调度。
两层调度可能产生状态不一致：guest 调度器认为持锁线程正在另一 vCPU 上运行，而该 vCPU 实际已被 host 抢占，其他 vCPU 因而持续自旋。paravirtualized hint、steal time 和合理的 vCPU 配置用于缓解这类问题。
给 VM 配 64 个 vCPU 不代表它随时拥有 64 个物理核心。vCPU 越多，guest 内部同步和 host 同时调度的难度也越大。
二级页表
进程页表把 guest virtual address 翻译为 guest physical address；hypervisor 还要把 guest physical 翻译为 host physical。硬件的 EPT/NPT/Stage-2 translation 将两阶段组合：
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guest virtual
--guest page table--> guest physical
--stage-2 table-----> host physicalguest 可以自由管理“自己的物理内存”，但二级页表限制它只能落在分配给 VM 的 host 页面。IOMMU 对设备 DMA 做类似限制。
在 Intel 上，guest CR3 指向的普通页表完成 GVA→GPA，VMCS 中的 EPT pointer 指向 EPT 完成 GPA→HPA。硬件 page walker 组合两次翻译；guest 修改自己的 PTE 通常不必 VM exit，但访问 EPT 不允许的 GPA 会产生 EPT violation，由 KVM 决定建立映射、模拟 MMIO 或向 guest 注入故障。这里不是 hypervisor 软件逐次查两张表，而是硬件按 hypervisor 配置的 EPT 强制第二层边界。
两级翻译增加 TLB miss 成本，硬件会缓存组合结果；大页能减少压力，却让内存碎片、迁移和脏页追踪更难。VM 内存 overcommit、balloon 与 host 回收还可能形成双重分页：guest 和 host 都在猜哪些页不重要，最坏时反复搬运同一工作集。
设备虚拟化
- 模拟设备：模拟真实硬件寄存器，兼容旧 guest，exit 多、实现复杂；
- 半虚拟化 virtio：guest 使用专用驱动与共享队列，性能更高；
- 设备直通：借助 IOMMU 将物理设备或虚拟功能交给 VM，接近原生性能，但迁移、共享和管理更难。
云平台常在不同设备和租户需求间混用。性能越靠近硬件，hypervisor 介入越少，动态迁移和统一治理通常越困难。
虚拟中断
guest 需要时钟中断做调度，却不能控制真实中断控制器。硬件与 hypervisor 负责向 guest 注入虚拟中断。
在 KVM 中，虚拟 local APIC 可在内核维护；VMM 也可通过 KVM_IRQ_LINE、irqfd 等接口提交中断。若 guest 当前不可接收，pending 状态必须保留，直到虚拟 IF、优先级和 interrupt window 允许注入。所谓“注入中断”因此不是直接调用 guest handler，而是建立一个待交付的虚拟 APIC/CPU 状态，让下一次 VM entry 按 guest 的中断规则发生控制转移。
虚拟时间
hypervisor 还需要虚拟化计时器。VM 被 host 暂停或迁移后，guest 如何理解墙钟、单调时钟和 CPU 时间是不同问题。
时间错误会破坏超时、租约和分布式协议。虚拟时钟不仅要“看起来会走”，还要尽量保持单调并处理 host 时间校正。对侧信道敏感的场景，精确计时器又可能帮助攻击者测量 cache 行为。
状态管理
VM 快照需要捕获虚拟磁盘、内存、vCPU 寄存器和设备状态。若只保存磁盘而不协调 guest 文件系统或数据库，所得状态只具有类似突然断电后的 crash consistency，不保证应用一致性。
在线迁移常先复制内存，同时让 VM 继续运行，再反复传输被写脏的页，最后短暂停机复制剩余状态。写入速率过高时，脏页可能追不上；系统要限速、停止或采用后拷贝等策略。
快速快照通常依赖 COW。其完整成本还包括首次写入时的复制、旧版本回收，以及底层空间不足时的处理。
VM 隔离边界
guest 攻击面从庞大的宿主系统调用集合，缩小到虚拟 CPU、设备、共享服务和 hypervisor 接口。它通常提供更强隔离，但仍可能遭遇：
- 设备模拟与 hypervisor 漏洞；
- CPU 推测执行和 cache 侧信道；
- 共享页去重导致的信息泄漏；
- 管理面、镜像和凭证配置错误；
- 固件、微码和物理设备漏洞。
机密计算技术进一步限制 host 读取 guest 内存，但内存加密不自动保护 I/O、访问模式、可用性和恶意设备。使用此类技术时仍需逐项规定威胁模型。
MicroVM
传统 VM 携带完整设备模型和通用固件，启动与攻击面都较大。microVM 删除不必要设备，用极简 VMM 和 virtio 为短生命周期工作负载提供硬件虚拟化边界。
另一类方案使用用户态内核，在进程与宿主内核之间实现系统调用兼容层和沙箱。不同方案分别在兼容性、启动速度、系统调用覆盖率和隔离强度之间折中。
选择隔离技术时，不应只比较空载内存和启动毫秒数，还应比较攻击面、可观测性、升级模型、I/O 路径和失败半径。
实验
bash
# CPU 是否暴露硬件虚拟化能力（名称依架构）
lscpu | grep -E 'Virtualization|Hypervisor'
# 若正在 VM 中，查看 steal time
top
# KVM/虚拟化模块
lsmod | grep -E 'kvm|vhost'在 guest 内执行 lscpu、lsblk 和 lspci，再与 host 比较。guest 看到的拓扑是 hypervisor 提供的合同，不一定对应物理插槽和真实设备。
练习
- 为什么 guest kernel 不能直接运行在真实最高特权级？
- 两层调度为什么会让自旋锁表现变差？
- 二级页表限制了什么，代价又是什么？
- virtio 和设备直通在性能与治理上如何交换？
- VM 快照为什么未必是应用一致快照？