从VT-x到VT-d Intel虚拟化技术发展蓝图

作者： IT168 评测中心 Lucifer  2007-08-25   

 

【IT168 评测中心】当前非常热门的Virtualization 虚拟化技术的出现和应用其实已经有数十年的历史了，在早期，这个技术主要应用在服务器以及大型主机上面，现在，随着PC 性能的不断增长，Virtualization 也开始逐渐在x86 架构上流行起来。

虚拟化技术将各种资源虚拟出多台主机，以提高这些资源的共享率和利用率

　　虚拟化可以将IT 环境改造成为更加强大、更具弹性、更富有活力的架构。通过把多个操作系统整合到一台高性能服务器上，最大化利用硬件平台的所有资源，用更少的投入实现更多的应用，还可以简化IT 架构，降低管理资源的难度，避免IT 架构的非必要扩张。客户虚拟机的真正硬件无关性还可以实现虚拟机的运行时迁移，可以实现真正的不间断运行，从而最大化保持业务的持续性，而不用为购买超高可用性平台而付出高昂的代价。

　　和Sun 上的虚拟化技术（CPU 分区）比起来，x86 上的虚拟化要落后不少的，然而确实在不断进步着，在数年前，x86 上还没有什么硬件支持，甚至连指令集都不是为虚拟化而设计，这时主要靠完全的 软件 来实现虚拟化，当时的代表是VMware 的产品，以及尚未被Microsoft 收购Connectix 开发的Virtual PC ，在服务器市场上应用的主要是VMware 的产品，包括GSX Server 和稍后的ESX Server ，这些软件虚拟化产品在关键指令上都采用了二进制模拟/ 翻译的方法，开销显得比较大，后期出现了Para-Virtualization 部分虚拟化技术，避免了一些二进制转换，性能得到了提升，不过仍然具有隔离性的问题。

　　今天，虚拟化技术的各方面都有了进步，虚拟化也从纯软件逐深入到处理器级虚拟化，再到平台级虚拟化乃至输入/ 输出级虚拟化，代表性技术就是 Intel Virtualization Technology for Directed I/O ，简写为Intel VT-d ，在介绍这个Intel VT-d 之前，我们先来看看x86 硬件虚拟化的第一步：处理器辅助虚拟化技术，也就是Intel Virtualization Technology ，分为对应Itanium 平台的VT-i 和对应x86 平台的VT-x 两个版本。AMD 公司也有对应的技术AMD-V ，用于x86 平台。我们介绍的是x86 平台上的VT-x 技术，VT-i 技术原理上略为相近。

纯软件虚拟化主要的问题是性能和隔离性。Full Virtuali z ation 完全虚拟化技术可以提供较好的客户操作系统独立性，不过其性能不高，在不同的应用下，可以消耗掉主机10%~30% 的资源。而OS Virtualization 可以提供良好的性能，然而各个客户操作系统之间的独立性并不强。无论是何种软件方法，隔离性都是由Hypervisor 软件提供的，过多的隔离必然会导致性能的下降。

　　这些问题主要跟x86 设计时就没有考虑虚拟化有关。我们先来看看x86 处理器的Privilege 特权等级设计。

　　x86 架构为了保护指令的运行，提供了指令的4 个不同 Privilege 特权级别 ，术语称为Ring ，从Ring 0 ～Ring 3 。Ring 0 的优先级最高，Ring 3 最低。各个级别对可以运行的指令有所限制，例如， GDT ，IDT ，LDT ，TSS 等这些指令就只能运行于Privilege 0 ，也就是Ring 0 。 要注意Ring/Privilege 级别和我们通常认知的进程在操作系统中的优先级并不同。

　　操作系统必须要运行一些Privilege 0 的特权指令，因此Ring 0 是被用于运行操作系统内核，Ring 1 和Ring 2 是用于操作系统服务，Ring 3 则是用于应用程序。然而实际上并没有必要用完4 个不同的等级，一般的操作系统实现都仅仅使用了两个等级，即Ring 0 和Ring 3 ，如图所示：

　　也就是说，在一个常规的x86 操作系统中，系统内核必须运行于Ring 0 ，而VMM 软件以及其管理下的Guest OS 却不能运行于Ring 0 ――因为那样就无法对所有虚拟机进行有效的管理，就像以往的协同式多任务操作系统（如，Windows 3.1 ）无法保证系统的稳健运行一样。在没有处理器辅助的虚拟化情况下，挑战就是采用Ring 0 之外的等级来运行VMM (Virtual Machine Monitor ，虚拟机监视器) 或Hypervisor ，以及Guest OS 。

　　现在流行的解决方法是 Ring Deprivileging （暂时译为特权等级下降） ，并具有两种选择：客户OS 运行于Privilege 1 （0/1/3 模型），或者Privilege 3 （0/3/3 模型）。

　　无论是哪一种模型，客户OS 都无法运行于Privilege 0 ，这样，如GDT ，IDT ，LDT ，TSS 这些特权指令就必须通过模拟的方式来运行，这会带来很明显的性能问题。特别是在负荷沉重、这些指令被大量执行的时候。

　　同时，这些特权指令是真正的“特权”，隔离不当可以严重威胁到其他客户OS ，甚至主机OS 。Ring Deprivileging 技术使用IA32 架构的Segment Limit （限制分段）和Paging （分页）来隔离VMM 和Guest OS ，不幸的是 EM64T 的64bit 模式并不支持Segment Limit 模式 ，要想运行64bit 操作系统，就必须使用Paging 模式。

　　对于虚拟化而言，使用Paging 模式的一个致命之处是它不区分Privileg 0/1/2 模式，因此客户机运行于Privileg 3 就成为了必然（0/3/3 模型），这样Paging 模式才可以将主机OS 和客户OS 隔离开来，然而在同一个Privileg 模式下的不同应用程序（如，不同的虚拟机）是无法受到Privileg 机构保护的，这就是目前IA32 带来的隔离性问题，这个问题被称为 Ring Compression 。

IA32 不支持VT ，就无法虚拟64-bit 客户操作系统

　　这个问题的实际表现是：VMware 在不支持 Intel VT 的IA32 架构CPU 上无法虚拟64-bit 客户操作系统，因为无法在客户OS 之间安全地隔离。

作为一个芯片辅助（Chip-Assisted ）的虚拟化技术，VT 可以同时提升虚拟化效率和虚拟机的 安全 性，下面我们就来看看Intel VT 带来了什么架构上的变迁。我们谈论的主要是IA32 上的VT 技术，一般称之为VT-x ，而在Itanium 平台上的VT 技术，被称之为VT-i 。

　　VT-x 将IA32 的CU 操作扩展为两个forms （窗体）： VMX root operation （根虚拟化操作）和VMX non-root operation （非根虚拟化操作），VMX root operation 设计来供给VMM/Hypervisor 使用，其行为跟传统的IA32 并无特别不同，而VMX non-root operation 则是另一个处在VMM 控制之下的IA32 环境。所有的 forms 都能支持所有的四个 Privileges levels ，这样在 VMX non-root operation 环境下运行的虚拟机就能完全地利用 Privilege 0 等级。

两个世界：VMX non-root 和VMX root

　　 和一些文章认为的很不相同， VT 同时为 VMM 和 Guest OS 提供了所有的 Privilege 运行等级，而不是只让它们分别占据一个等级：因为 VMM 和 Guest OS 运行于不同的两个 forms 。

　　由此， GDT 、 IDT 、 LDT 、 TSS 等这些指令就能正常地运行于虚拟机内部了，而在以往，这些特权指令需要模拟运行。而 VMM 也能从模拟运行特权指令当中解放出来，这样既能解决 Ring Aliasing 问题（软件运行的实际 Ring 与设计运行的 Ring 不相同带来的问题），又能解决 Ring Compression 问题，从而大大地提升运行效率。 Ring Compression 问题的解决，也就解决了 64bit 客户操作系统的运行问题。

　　为了建立这种两个虚拟化窗体的架构，VT-x 设计了一个Virtual-Machine Control Structure （VMCS ，虚拟机控制结构）的数据结构，包括了Guest-State Area （客户状态区）和H ost-State Area （主机状态区），用来保存虚拟机以及主机的各种状态参数，并提供了VM entry 和VM exit 两种操作在虚拟机与VMM 之间切换，用户可以通过在VMCS 的 VM-execution control fields 里面指定在执行何种指令/ 发生何种事件的时候，VMX non-root operation 环境下的虚拟机就执行VM exit ，从而让VMM 获得控制权，因此VT-x 解决了虚拟机的隔离问题，又解决了性能问题。

作为一个芯片辅助（Chip-Assisted ）的虚拟化技术，VT 可以同时提升虚拟化效率和虚拟机的安全性，下面我们就来看看Intel VT 带来了什么架构上的变迁。我们谈论的主要是IA32 上的VT 技术，一般称之为VT-x ，而在Itanium 平台上的VT 技术，被称之为VT-i 。

　　VT-x 将IA32 的CU 操作扩展为两个forms （窗体）： VMX root operation （根虚拟化操作）和VMX non-root operation （非根虚拟化操作），VMX root operation 设计来供给VMM/Hypervisor 使用，其行为跟传统的IA32 并无特别不同，而VMX non-root operation 则是另一个处在VMM 控制之下的IA32 环境。所有的 forms 都能支持所有的四个 Privileges levels ，这样在 VMX non-root operation 环境下运行的虚拟机就能完全地利用 Privilege 0 等级。

两个世界：VMX non-root 和VMX root

　　 和一些文章认为的很不相同， VT 同时为 VMM 和 Guest OS 提供了所有的 Privilege 运行等级，而不是只让它们分别占据一个等级：因为 VMM 和 Guest OS 运行于不同的两个 forms 。

　　由此， GDT 、 IDT 、 LDT 、 TSS 等这些指令就能正常地运行于虚拟机内部了，而在以往，这些特权指令需要模拟运行。而 VMM 也能从模拟运行特权指令当中解放出来，这样既能解决 Ring Aliasing 问题（软件运行的实际 Ring 与设计运行的 Ring 不相同带来的问题），又能解决 Ring Compression 问题，从而大大地提升运行效率。 Ring Compression 问题的解决，也就解决了 64bit 客户操作系统的运行问题。

　　为了建立这种两个虚拟化窗体的架构，VT-x 设计了一个Virtual-Machine Control Structure （VMCS ，虚拟机控制结构）的数据结构，包括了Guest-State Area （客户状态区）和H ost -State Area （主机状态区），用来保存虚拟机以及主机的各种状态参数，并提供了VM entry 和VM exit 两种操作在虚拟机与VMM 之间切换，用户可以通过在VMCS 的 VM-execution control fields 里面指定在执行何种指令/ 发生何种事件的时候，VMX non-root operation 环境下的虚拟机就执行VM exit ，从而让VMM 获得控制权，因此VT-x 解决了虚拟机的隔离问题，又解决了性能问题。

I/O 虚拟化的关键在于解决I/O 设备与虚拟机数据交换的问题，而这部分主要相关的是DMA 直接 内存 存取，以及IRQ 中断请求，只要解决好这两个方面的隔离、保护以及性能问题，就是成功的I/O 虚拟化。

　　和处理器上的Intel VT-i 和VT-x 一样，Intel VT-d 技术是一种基于North Bridge 北桥芯片（或者按照较新的说法：MCH ）的硬件辅助虚拟化技术，通过在北桥中内置提供DMA 虚拟化和IRQ 虚拟化硬件，实现了新型的I/O 虚拟化方式，Intel VT-d 能够在虚拟环境中大大地提升 I/O 的可靠性、灵活性与性能。

　　传统的IOMMUs （I/O memory management units ，I/O 内存管理单元）提供了一种集中的方式管理所有的DMA ――除了传统的内部DMA ，还包括如AGP GART 、TPT 、RDMA over TCP/IP 等这些特别的DMA ，它通过在内存地址范围来区别设备，因此容易实现，却不容易实现DMA 隔离，因此VT-d 通过更新设计的IOMMU 架构，实现了多个DMA 保护区域的存在，最终实现了DMA 虚拟化。这个技术也叫做DMA Remapping 。

　　I/O 设备会产生非常多的中断请求，I/O 虚拟化必须正确地分离这些请求，并路由到不同的虚拟机上。传统设备的中断请求可以具有两种方式：一种将通过I/O 中断控制器路由，一种是通过DMA 写请求直接发送出去的MSI （message signaled interrupts ，消息中断），由于需要在DMA 请求内嵌入目标内存地址，因此这个架构须要完全访问所有的内存地址，并不能实现中断隔离。

　　VT-d 实现的中断重映射（interrupt-remapping ）架构通过重新定义MSI 的格式来解决这个问题，新的MSI 仍然是一个DMA 写请求的形式，不过并不嵌入目标内存地址，取而代之的是一个消息ID ，通过维护一个表结构，硬件可以通过不同的消息ID 辨认不同的虚拟机区域。VT-d 实现的中断重映射可以支持所有的I/O 源，包括IOAPICs ，以及所有的中断类型，如通常的MSI 以及扩展的MSI-X 。

　　VT-d 进行的改动还有很多，如硬件缓冲、地址翻译等，通过这些种种措施，VT-d 实现了北桥芯片级别的I/O 设备虚拟化。VT-d 最终体现到虚拟化模型上的就是新增加了两种设备虚拟化方式：

左边是传统的I/O 模拟虚拟化，右边是直接I/O 设备分配

直接I/O 设备分配 ：虚拟机直接分配物理I/O 设备给虚拟机，这个模型下，虚拟机内部的 驱动 程序直接和硬件设备直接 通信 ，只需要经过少量，或者不经过VMM 的管理。为了系统的健壮性，需要硬件的虚拟化支持，以隔离和保护硬件资源只给指定的虚拟机使用，硬件同时还需要具备多个I/O 容器分区来同时为多个虚拟机服务，这个模型几乎完全消除了在VMM 中运行驱动程序的需求。例如CPU ，虽然CPU 不算是通常意义的I/O 设备――不过它确实就是通过这种方式分配给虚拟机，当然CPU 的资源还处在VMM 的管理之下。

I/O 设备共享 ：这个模型是I/O 分配模型的一个扩展，对硬件具有很高的要求，需要设备支持多个功能接口，每个接口可以单独分配给一个虚拟机，这个模型无疑可以提供非常高的虚拟化性能表现。

　　运用VT-d 技术，虚拟机得以使用直接I/O 设备分配方式或者I/O 设备共享方式来代替传统的设备模拟/ 额外设备接口方式，从而大大提升了虚拟化的I/O 性能。

主流双路Xeon Stoakley 平台将支持Intel VT-d 技术

高端四路Caneland 平台也会支持VT-d 功能

　　根据资料表明，不日发布的Stoakley 平台和Caneland 平台上将包含VT-d 功能，Stoakley 平台是现在的Bensley 的下一代产品，用于双路Xeon 处理器，而Caneland 则是Truland 的继任者，用于四路Xeon 处理器，这些芯片组都能支持最新的45nm Penryn 处理器。

　　从Intel 虚拟化技术发展路线图来看，虚拟化无疑是从处理器逐渐扩展到其他设备的，从VT-i/VT-x 到VT-d 就非常体现了这个过程，对于关注I/O 性能的企业级应用而言，完成了处理器的虚拟化和I/O 的虚拟化，整个平台的虚拟化就接近完成了，因此在未来，Intel 将会持续地开发VT-d 技术，将各种I/O 设备中加入虚拟化特性，从而提供一个强大的虚拟化基础架构。

原文地址： [url]http://publish.it168.com/2007/0824/20070824033101.shtml[/url]