Peter Lipp - Institute of Applied Information Processing and ...

Institute for Applied Information Processing and Communications (IAIK) – Secure & Correct Systems 

Everything is eventually virtual 

Virtualisierung 

VO Betriebssysteme 

WS 09/10 

Peter Lipp 

http://www.iaik.t 

ugraz.at Betriebssysteme 

Place, Date 

Title 09/10 

1

Überblick 


● 

● 

● 

● 

● 

● 

Was ist Virtualisierung 

Geschichte 

Moderne Virtualisierung 

Virtualisierung auf Intel-IA-32 

Virtual Memory – virtualisiert 

XEN 




Place, Date 

Title 09/10 

2


Was ist Virtualisierung? 

Virtualisierung erlaubt es, Ressourcen eines 

Computers so darzustellen, dass sie einfach 

verwendet werden können, ohne die genauen 

Eigenschaften kennen zu müssen. 




Place, Date 

Title 09/10 

3



● 

● 

● 

Virtueller Speicher 

Virtuelle CPU 

Dateisysteme 

● 

… 

warum nicht auch Virtuelle Maschinen? 




Place, Date 

Title 09/10 

4


Virtuelle Maschinen 

● 

● 

● 

Entkoppeln des Betriebssystems von der 

Hardware 

● 

● 

Computer im Computer, durch Software implementiert 

Inkl. Devices wie Netz, Sound, … 

Betriebssystem in VM sieht “seine” Hardware, 

unabhängig von der tatsächlich vorhandenen 

Hardware 

Weiß nicht, ob/dass HW auch von anderer VM 

verwendet wird 

● Wie “früher” für Prozesse ... 




Place, Date 

Title 09/10 

5



Virtualization Layer 

Nur eine “Box” 




Place, Date 

Title 09/10 

6


Wozu Virtualisierung 

● 

● 

Auslastung vorhanderer Hardware 

● 

● 

● 

Durch günstige Preise: ein Server für eine Aufgabe 

Großteil der Server zu 90% idle 

Kostenfrage 

– Support und Wartung 

– Stromverbrauch (Betrieb, Klimatisierung) 

– Platzbedarf 

Virtualisierung und Konsolidierung 

● 

Zusammenfassung mehrer Server auf einem System 

● Reduktion der HW-Kosten um bis zu 60% 




Place, Date 

Title 09/10 

7


Vorteile von Virtualisierung 

● 

● 

● 

● 

● 

Effizientere HW-Nutzung 

Geringere Administrationskosten 

Langfristiger Betrieb älterer Applikationen 

möglich 

Geringere Ausfallszeiten möglich 

Einfache Migration auf leistungsfähigere 

Hardware möglich 




Place, Date 

Title 09/10 

8


Nachteile von Virtualisierung 

● 

● 

● 

I/O-lastige SW läuft langsamer (gemeinsame 

HW-Nutzung) 

Single Point of Failure: bei HW-Ausfall 

mehrere virtuelle Maschinen betroffen → 

höhere Zuverlässigkeit der HW erforderlich 

Sicherheitsaspekte werden komplexer 




Place, Date 

Title 09/10 

9

Begriffe 


● 

● 

Host, host machine 

● 

● 

Rechner, auf dem Virtualisierungssoftware läuft 

Hat physische Ressourcen (Speicher, Disk, CPU, …) 

die von virtuellen Maschinen genutzt werden 

Virtuelle Maschinen, VM 

● 

● 

● 

● 

Virtualisierte Verkörperung einer phyischen Maschine 

Betrieben durch Virtualisierungssoftware 

Implementiert durch eine oder wenige Datei(en) auf 

dem Host-System 

Verhält sich, als ob sie auf echter HW laufen würde 




Place, Date 

Title 09/10 

10

Begriffe 


● 

● 

Virtualisierungssoftware 

● 

Software, mit deren Hilfe virtuelle Maschinen auf 

einem Rechner laufen können 

Virtual Machine Monitor (VMM) 

● 

● 

● 

Software, die in Zusammenarbeit mit dem host-OS 

Virtualisierung implementiert 

Virtualisiert HW-Ressourcen 

Erzeugt emulierte Geräte 




Place, Date 

Title 09/10 

11

Begriffe 


● 

Hypervisor 

● 

● 

Ähnlich VMM, läuft aber direkt auf Hardware ohne 

Hilfe eines host-OS 

Direkt für Betrieb von VMs auf der HW 

verantwortlich 

● 




Place, Date 

Title 09/10 

12



Aus: Lendert van Doorn, Hardware Virtualisation Trends, Vortragsfolien 2006 



Place, Date 

Title 09/10 

13


Klassische Virtualisierung 

● 

● 

● 

Virtualisierung ist nichts neues! 

Grundlegende Ideen bereits ~50 Jahre alt 

Begriff Virtuelle Maschine tritt erstmals beim 

Großrechner IBM M44/44X auf (1963) 

● 

● 

Ein “Hauptrechner”: IBM 7044 (M44) 

Mehrere Virtuelle Maschinen: M44X 

– Verwendeten gleiche HW/SW, virtuellen Speicher, 

Multiprogramming 

– Keine komplette Simulation der darunterliegenden HW 




Place, Date 

Title 09/10 

14



● IBM OS/360 (1967) 

● 


● 

● 

Nicht kompatibel zu IBM 7070 (beliebte Maschine) 

7070-Emulator 

– Verhält sich wie alte Maschine 

– daher alte Software weiterverwendbar 

IBM OS/370: erste rekursive virtuelle 

Maschine 

● 

Verschiedene VMs 

gleichzeitig 

User Prog 1 

OS 1 

Virtual 370 



Place, Date 

VM 370 

Hardware 

User Prog 2 

OS 2 

Virtual 370 

Title 09/10 

15


1980er und 1990er 

● 

● 

Billige HW senkt Bedarf 

In dieser Zeit keine hardware-level VMs 




Place, Date 

Title 09/10 

16



● 

● 

Java Virtual Machine 

● Veröffentlicht 1991 

● 

● 

● 

Arbeitet mit Java-Bytecode 

Muss auf einem Rechner emuliert werden 

Jedes Programm läuft in eigener VM 

Common Language Runtime (CLR) 

● C# 

● 

Microsoft .NET 




Place, Date 

Title 09/10 

17


Software-Virtualisierung 

● 

WABI (Windows Application Binary Interface) 

(1993) 

● 

● 

Hoher Marktanteil von Windows 

Wabi erlaubt es, Windows Programme auf SUN- 

Maschinen unter Solaris auszuführen 

– x86: Code direkt ausführbar 

– SPARC: x86-Emulator 

● WINE (1993) 

● 

● 

Ähnliches Konzept für Linux, aber nur auf x86 

Kein Emulator 




Place, Date 

Title 09/10 

18



● 

● 

● 

User Mode Linux, 1999: Patch für Linux von 

Jeff Dike erlaubt es, ein zweites System wie 

einen Prozess auszuführen. Seit 2001 in 

Kernel 2.4, gut zum Kernel-Testen. 

VMWare Workstation, 1999: komplette 

Virtualisierung eines x86-Computers auf x86- 

Host 

XEN and the Art of Virtualisation, 2003: man 

beginnt, über Emulation hinaus die HW zu 

nutzen. 




Place, Date 

Title 09/10 

19



● 

● 

● 

● 

Virtualisierung auf Betriebssystemebene 

Paravirtualisierung 

Vollständige Virtualisierung 

Hardwarebasierte Virtualisierung 




Place, Date 

Title 09/10 

20


Virtualisierung auf OS-Ebene 

● 

● 

● 

Im Kernel des Hosts integriert 

Alle Anwendungsprogramme, die in virtuellen 

Umgebungen laufen sollen, erhalten strikt 

getrennte virtuelle Lauftzeitumgebungen 

(container, jails) 

Keine getrennten Kernel – nur Prozess- 


● Kein Fremd-Betriebssystem virtualisierbar – 

für Isolation von Anwendungen geeignet 




Place, Date 

Title 09/10 

21



Virtuelles 

System 

1 

Virtuelles 

System 

2 

Host-Kernel 

Hardware 




Place, Date 

Title 09/10 

22



● 

● 

Beispiel: Parallels Virtuozzo Containers 

● 

Verwendung in Datacenter 

– Internet-Hosting 

– Application Service Providing 

● Geringe Leistungseinbußen (~2%) 

● 

● 

● 

Mehrere hundert virtuelle Server möglich 

Features: Live-Migration, Cloning, Web-GUI, 

Management Center zur Verwaltung 

Teuer 

OpenVZ: abgespeckte Open-Source-Variante 




Place, Date 

Title 09/10 

23


User-Mode-Linux (UML) 

● 

● 

● 

● 

● 

Kernel läuft als User-Prozess 

arch-Teilbaum für architekturabhängige Teile 

des Kernels 

In UML: User Mode ist eigene Architektur 

● 

● 

Hardwarespezifische Befehle durch SW emuliert 

Im Bedarfsfall Befehle an Host-Kernel 

durchreichen 

Keine Treiber für Peripherie nötig 

Keine root-Rechte nötig 




Place, Date 

Title 09/10 

24


UML 




Place, Date 

user-mode-linux.sourceforge.net 

Title 09/10 

25


Syscalls in UML 




Place, Date 

user-mode-linux.sourceforge.net 

Title 09/10 

26


Syscalls in UML 

● 

ptrace – debugfeature zum Abfangen der INT 

0x80 – Instruktionen 

● 

● 

● 

● 

● 

Prozess führt INT 0x80 aus 

tracing thread wird angeworfen 

annulliert syscall (ersetzt ihn durch harmlosen 

getpid-Syscall) 

tracing thread lässt syscall vom guest-kernel 

ausführen 

Ersetzt Rückgabewerte des dummy-syscall durch 

die des echten syscalls 




Place, Date 

Title 09/10 

27


UML 

● 

● 

Prozessverwaltung mit Host gekoppelt 

● 

Pro Prozess ein Prozess im Host-Kernel 

– Beschleunigt Context-Switch 

– Verkompliziert manches 

Virtueller Speicher 

● 

● 

● 

● 

File mit Größe des gewünschten “physischen” Speichers 

fmap in den Adressraum von UML 

Kernel-Adressraum ist Teil des Adressraums der 

Prozesse 

pages des Files werden in die Virtuellen Adressräume 

gemapped 




Place, Date 

Title 09/10 

28


Paravirtualisierung 

● 

● 

● 

Virtualisierung in Zusammenarbeit mit guest- 

OS 

Guest muss modifiziert werden 

Nicht für closed-source-Systeme geeignet 




Place, Date 

Title 09/10 

29


Vollständige Virtualisierung 

● 

● 

● 

● 


Betriebssystem merkt idealerweise nichts davon, 

dass es nicht auf echter Hardware eingesetzt wird 

Gastsystem muss nicht angepasst werden 

● 

Beispielsweise bei proprietären OS 

Nachteil: Leistungseinbußen 

● 

Bis zu 25% 

Grund: HW muss vollständig virtualisiert werden 

● 

● 

Virtuelle Maschinen dürfen nicht auf physischen 

Komponenten zugreifen müssen 

Jede physisch vorhandene Komponente ist zu 

virtualisieren und benötigt Treiber im Gast-OS 



Place, Date 

Title 09/10 

30


Binary Translation 

● 

● 

● 

● 

● 

Guest läuft nicht mehr in Ring 0 → Alle Teile 

des Guest, die Rechte von Ring 0 benötigen, 

funktionieren so nicht 

Daher: VMM ändert binaries des Guest-OS 

“on the fly” 

Mehr Betriebssysteme unterstützbar 

● 

Keine Notwendigkeit, source zu ändern 

Performance-Overhead hoch 




Place, Date 

Title 09/10 

31

VMWare 


● 

● 

● 

Erste Implementierung einer vollständigen 

Virtualisierung der x86-Architektor 

VMM liest parallel laufend den Programmcode 

der VM aus, bevor er ausgeführt wird 

(Prescan) 

Sucht nach relevanten Befehlen 

● 

● 

Änderung des Systemzustandes oder andere, vom 

internen Prozessorzustand (z.B. Aktueller Ring) 

abhängige Befehle 

Breakpoint setzen, weiterlaufen lassen 




Place, Date 

Title 09/10 

32


Probleme bei Intel IA-32 

● 

Welcher Ring? 

● 

Üblicherweise Anwendungs-SW in Ring 3, Kernel 

in Ring 0 

● VMM braucht höchstes Privileg – daher Ring 0 

● 

● 

Gast darf nicht in Ring 0 laufen, sonst könnte er 

VMM aushebeln 

Ring depriviledging – Gast muss in Ring > 0 laufen 

● Meist Ring 1 (0/1/3-Modell) oder Ring 3 (0/3/3) 

● 

0/1/3 macht VMM einfacher 




Place, Date 

Title 09/10 

33


Ring aliasing 

● 

● 

● 

● 

Gast-OS muss in Ring laufen, für den es nicht 

entwickelt wurde 

Bestimmte Instruktionen enthalten privilege 

level im Ergebnis – z.B. PUSH CS. 

Guest-OS kann feststellen, in welchem Ring 

es läuft 

Kann zu diversen Problemen führen 




Place, Date 

Title 09/10 

34


Address Space Compression 

● 

● 

● 


Guest-OS erwartet, den gesamten virtuellen 

Adressraum zur Verfügung zu haben 

VMM benötigt Teil des Virtuellen Adressraums 

● 

● 

Kontrollstrukturen für Verwaltung der Wechsel 

Guest ↔ VMM 

Unter anderem: Interrupt-Descriptor-Table (IDT), 

Global-Descriptor-Table (GDT); die lineare Adressen 

enthalten 

Zugriff auf diese Bereiche durch guest nicht 

erlaubt → Wechsel in VMM, muss sie 

emulieren 



Place, Date 

Title 09/10 

35


Non-Faulting Access to Priv. State 

● 

● 

● 

Unprivilegierte SW darf auf gewisse Elemente 

des CPU-Status nicht zugreifen 

Zugriff durch guest → fault → VMM kann 

Instruktion des guest emulieren 

IA-32 hat Instruktionen, die keinen fault auslösen 

● 

Register GDTR, IDTR, LDTR, TR haben 

Auswirkungen auf CPU 

● 

Nur im Ring 0 modifizierbar (LGDT, LIDT … ) 

● 

In jedem Ring ohne fault ausführbar (ohne Funktion) 




Place, Date 

Title 09/10 

36


SYSENTER / SYSEXIT 

● 

Spezielle Befehle für schnelle Syscalls 

● SYSENTER wechselt immer in Ring 0 

● 

● 

SYSEXIT darf nur in Ring 0 ausgeführt 

werden 

Ring 1 macht daher Probleme 

● 

● 

SYSENTER wechselt in VMM und nicht guest OS 

→ VMM muss das emulieren 

SYSEXIT des guest wechselt in VMM → emulieren 




Place, Date 

Title 09/10 

37


Interrupt Virtualisierung 

● 

● 

● 

● 

● 

● 

Interrupts maskieren (treten nicht auf, wenn 

unerwünscht) 

Interrupt flag (IF) in EFLAGS-Register 

Interrupts aber von VMM gemanaged 

Änderung des IF → fault in VMM 

Betriebssysteme tun das sehr oft → 

Performance problem ! 

Weiterreichen virtueller Interrupts muss IF- 

Flag berücksichtigen 




Place, Date 

Title 09/10 

38


Versteckter Zustand 

● 

● 

● 

Nicht alle Zustandsinformation ist über 

Register zugänglich 

z.B. Versteckte Caches für Deskriptoren, die 

beim Laden des Registers mitgeladen werden 

(GDT, LDT) 

Können beim Wechsel zwischen VMs nicht 

gesichert oder zurückgespielt werden 




Place, Date 

Title 09/10 

39


Ring Compression 

● 

● 

● 

Speicherschutz über Segmente und paging 

64bit-Mode: keine Segmente 

Paging: Ring 0-2 wird bzgl. Zugriffsschutz 

nicht unterschieden 

● → guest muss in Ring 3 laufen (0/3/3) 

● 

→ kein Schutz vor guest Apps 




Place, Date 

Title 09/10 

40


Intel Virtualization Architecture 

● 

Zwei neue Betriebsarten: 

● 

● 

VMX root operation 

– Für VMM 

– Ähnlich IA-32 ohne VT 

VMX non-root operation 

– Kontrolliert von VMM 

– Unterstützt VMs 

● Beide Modi haben Ring 0-3 

● 

Guest kann wieder in Ring 0 laufen 

● VMM läuft in “Ring -1” 




Place, Date 

Title 09/10 

41


VT-x 

● 

● 

● 

Zwei neue Übergänge 

● 

● 

VM entry: root operation → non-root operation 

VM exit: non-root operation → root operation 

VMCS – Virtual Machine Control Structure 

● 

● 

Guest-state area 

Host-state area 

Entry/Exit lädt/sichert in die jeweils passende 

area 




Place, Date 

Title 09/10 

42


VMCS – Guest State Area 

● 

● 

● 

● 

Enthält Elemente des Zustandes der virtuellen 

CPU einer VMCS 

Bei VM-exit müssen gewisse Register gleaden 

werden (wie Segmentregister, CR3, IDTR....) 

Felder für diese Register in der GSA 

Andere Felder, die nicht über Register 

ausgelesen werden können 

● 

z.B.: interuptability state: sind externe Interrupts 

erlaubt oder NMIs erlaubt (NMI wird gerade 

bearbeitet) 




Place, Date 

Title 09/10 

43

VMCS 


● 

● 

Steuerung der Unterstützung von Interrupt- 


● 

● 

VM-exit bei allen externen Interrupts (nicht durch 

guest maskierbar) 

VM-exit, wenn guest-OS bereit für Interrupts 

(EFLAGS.IF=1) 

Unterstützung der Virtualisierung von CR0 

und CR4 

● 

● 

VM-exit bei Änderung durch guest-OS 

Einstellbar, bei welchen Bits 




Place, Date 

Title 09/10 

44

VMCS 


● 

● 

● 

● 

Wird über physische Adresse referenziert 

Muss daher nicht im Adressraum des Guests 

liegen 

VMM kann in anderem Adressraum laufen als 

guest (CR3 Teil des geladenen Zustands) 

VM-exits hinterlassen im VMCS detaillierte 

Information über die Ursache des exits 

● 

● 

Exit reason 

Exit qualification 




Place, Date 

Title 09/10 

45

VMCS 


● 

● 

● 

Beispiel: MOV CR 

Exit reason: “control register access” 

Exit qualification: 

● 

● 

● 

Welches CR 

Welche Richtung (Rx → CR oder CR → Rx) 

Welches Register Rx war Quelle oder Ziel 




Place, Date 

Title 09/10 

46


Lösungen für ursprünglichen Probleme 

● 

● 

● 


Addr. Space Compression 

● 

● 

Bei jedem Übergang guest/VMM Wechsel des 

Adressraums möglich 

Guest hat vollen virtuellen Adressraum 

Ring Aliasing, Ring Compression 

● 

Guest SW kann im vorgesehenen Privilege-Level 

arbeiten 

Nonfaulting Access to Privileged State 

● 

● 

Zugriffe lösen fault in VMM aus 

Status für VMM nicht mehr so wichtig 



Place, Date 

Title 09/10 

47


Lösungen für ursprünglichen Probleme (2) 

● 

● 

● 

SYSENTER / SYSEXIT 

● 

Guest-OS läuft in Ring 0 – kein Problem mehr 

Interrupt Virtualisierung 

● 

● 

Guest hat keine Kontrolle über Interrupt- 

Maskierung 

Fault bei jedem Zugriff nicht mehr nötig 

Hidden State 

● 

In VMCS gesichert 




Place, Date 

Title 09/10 

48


VM und Virtual Memory 

● 

● 

● 

● 

VMM verwendet Virtuellen Speicher 

Guest-OS verwendet Virtuellen Speicher 

Hardware verwendet Pagetables 

Wie funktioniert das noch? 

● 

● 

Shadow Page Tables 

Hardware Assist 




Place, Date 

Title 09/10 

49


Virtual Memory 

Guest virtual address 

Adressumsetzung 

Guest physical address 

Adressumsetzung 

Host physical address 




Place, Date 

Title 09/10 

50


All problems in computer science can be 

solved by another level of indirection. 

But that usually will create another problem. 

David Wheeler 




Place, Date 

Title 09/10 

51

Paging 


virtual 

adresspace 

physical 

adresspace 




Place, Date 

Title 09/10 

52


Bekannt aus VO und KU.... 

31 22 

PD 

21 12 11 0 

PT 

Offset 


CR3 

PT 

+ 

PD + PT + 

Guest physical address 

PT 




Place, Date 

Title 09/10 

53

64 bit 


47 3938 30 

L4 

L3 

29 21 

L2 

20 12 11 0 

L1 

Offset 


CR3 

+ PML4 + PDP 

+ 

PD + PT + 

Guest physical addres 

TLB 

PML4 … Page Map Level 4 

PDP … Page Directory Pointer 

PD … Page Directory 

PT … Page Table 




Place, Date 

Title 09/10 

54


Paging 

process 

virtual 

adresspace 

guest 

physical 

adresspace 

host 

physical 

adresspace 




Place, Date 

Title 09/10 

55


Shadow Page Table 

process 

virtual 

adresspace 

guest 

physical 

adresspace 

host 

physical 

adresspace 




Place, Date 

Title 09/10 

56


Page tables … 

process 

virtual 

adresspace 

guest 

physical 

adresspace 

host 

physical 

adresspace 

Guest 

page 

table 

Host 

page 

table 




Place, Date 

Title 09/10 

57


Shadow Page Table 

process 

virtual 

adresspace 

host 

physical 

adresspace 

shadow 

Page 

table 




Place, Date 

Title 09/10 

58


Shadow page table 

● 

● 

● 

● 


Kombiniert beide pagetables 

Guest verändert eigene pagetable 

● 

● 

VMM muss Zugriff abfangen 

Und Shadow pagetable aktualisieren 

Hardware verändert die shadow PT 

Aufwändig! 

● 

● 

● 

● 

Pagefaults vom VMM abgearbeitet 

Muss die guest PTs durchlaufen 

Accessed und Modified Bits für Guest emulieren 

Bis zu 3 pagefaults für einen guest-page-fault 



Place, Date 

Title 09/10 

59


EPT 

Guest CR3 

EPT Base Pointer 

Guest lineare 

Adresse 

Guest page table 

Guest phys. Adresse 

EPT page table 

Host phys. 

Adresse 

TLB und Cache 




Place, Date 

Title 09/10 

60


Nested PT (NPT, AMD) 

Extended PT (EPT, Intel) 

47 39 

L4 

38 30 

L3 

29 21 

L2 

20 12 

L1 

11 0 

Offset 

gCR3 

PML4 

+ + 

PDP 

+ 

PD + PT + 

47 39 

L4 

38 30 

L3 

29 21 

L2 

20 12 

L1 

11 0 

Offset 

CR3 

PML4 

+ + 

PDP 

+ 

PD + PT + 

“guest page walk” 




Place, Date 

Title 09/10 

61


Guest page walk 

● 

● 

Viele Speicherzugriffe nötig... 

Wie viele? 




Place, Date 

Title 09/10 

62



● 

● 

● 

Viele Speicherzugriffe nötig... 

Wie viele? 

Zuerst nur mal der Host: 

47 3938 30 

L4 

L3 

29 21 

L2 

20 12 11 0 

L1 

Offset 

+ PML4 + PDP 

+ 

PD + PT + 

5 


1 2 3 4 



Place, Date 

Title 09/10 

63



● 

● 

Jetzt auch der Guest... 

Wie viele Speicherzugriffe insgesamt? 

47 3938 30 

L4 

L3 

29 21 

L2 

20 12 11 0 

L1 

Offset 

+ PML4 + PDP 

+ 

PD + PT + 

5 


1 2 3 4 



Place, Date 

Title 09/10 

64



● 

● 

Jetzt auch der Guest... 

Wie viele Speicherzugriffe insgesamt? 

47 3938 30 

L4 

L3 

29 21 

L2 

20 12 11 0 

L1 

Offset 

25 

Speicherzugriffe! 

+ PML4 + PDP 

+ 

PD + PT + 

C R 3 

4 7 3 8 3 9 2 9 3 0 2 0 2 1 1 1 1 2 

0 

L 4 

L 3 

L 2 

L 1 O ff s e t 

+ P M L 4 + P D P 

+ 

P D + P T + 

4 7 3 8 3 9 2 9 3 0 2 0 2 1 1 1 1 2 

0 

L 4 

L 3 

L 2 


4 7 3 8 3 9 2 9 3 0 2 0 2 1 1 1 1 2 

0 

L 4 

L 3 

L 2 


4 7 3 8 3 9 2 9 3 0 2 0 2 1 1 1 1 2 

0 

L 4 

L 3 

L 2 


4 7 3 8 3 9 2 9 3 0 2 0 2 1 1 1 1 2 

0 

L 4 

L 3 

L 2 


C R 3 

+ P M L 4 + P D P 

+ 

P D + P T + 

C R 3 

+ P M L 4 + P D P 

+ 

P D + P T + 

C R 3 

+ P M L 4 + P D P 

+ 

P D + P T + 

C R 3 

+ P M L 4 + P D P 

+ 

P D + P T + 




Place, Date 

Title 09/10 

65



Aus: Bhargava et. al., Accelerating Two-Dimensional PageWalks for Virtualized Systems, ASPLOS’08 March 1–5, 2008, Seattle, Washington, USA 

Copyright © 2008 ACM978-1-59593-958-6/08/03. 




Place, Date 

Title 09/10 

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Performance 

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Je nach Applikationstyp 3.9-4.6 mal so 

langsam 

AMD Opteron Translation Caching 

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aka TLB 

Speichert Übersetzung virtuelle → physische 

Adresse 

Page Walk Cache (PWC) 




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Page Walk Cache (PWC) 

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Wie TLB: Assoziativspeicher, klein, schnell 

Speichert PTEs aller Ebenen außer L1 (TLB) 

Entries werden in L2-cache gecached 

● 

PWC-miss: PTE kann in L2 oder L3 cache sein 

18%-45% Verbesserung 




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Features / Intel 

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EPT nur verwendet, wenn VM aktiv 

Übersetzungen werden im TLB mit EPTbasepointer 

getagged 

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Caches verschiedener VMs unterscheidbar 

TLB-flush nur für bestimmten guest möglich 

VPID – virtual processor ID 

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● 

Eindeutiger Wert für jede VM 

Übersetzungen werden im TLB mit VPID getagged 




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XEN 

DOM 0 

XEN DM 

DOM U 

DOM U 

Hypervisor 


Hardware 



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XEN Hypervisor 

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Erste Abstrahierungsschicht 

Sitzt direkt auf Hardware 

Unter allen Betriebssystememe 

Verantwortlich für 

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CPU-Scheduling 

Speichermanagement 

Abstrahiert die HW für die Vms 

Kontrolliert die Execution der VMs 




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Domain 0 


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Modifizierter Linux-Kernel 

Hat spezielle Rechte 

Darf I/O-Ressourcen direkt verwenden 

Kann mit anderen VMs interagieren 

Zwei wichtige Driver in Dom0 

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Network Backend Driver 

Block Backend Driver 

Führt Netzwerk- und Disk-Kommunikation im 

Auftrag von DOM-U-Domains durch 



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Domain U 


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Paravirtualisierte oder voll virtualisierte guests 

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Domain U PV guests 

– Linux 

– Solaris 

– FreeBSD 

Domain U HVM guests 

– Windows 

– Anderes unverändertes OS 




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PV versus HVM 

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PV guest weiß, dass er in VM läuft 

PV guest hat PV Netzwerk- und Block-Driver 




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PV versus HVM 

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HVM guest weiß nicht, dass er in VM läuft 

HVM guest hat keinen PV Netzwerk- und 

Block-Driver 

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Für jeden guest ein Dämon in DOM-0: Qemu-dm 

Unterstützt guest bei Netz- und Diskzugriffen 

Umgebung wie bei PC erforderlich 

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● 

Xen virtual firmware 

Simuliert BIOS 




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Kommunikation Dom-0 ↔ Dom-U 

DOM 0 

PV Block 

backend driver 

Event Channel 

DOM U 

PV Block 

backend driver 

Hypervisor 

Shared Memory 




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Kommunikation Dom-0 ↔ Dom-U 

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Guest PV block driver erhält Schreibrequest auf lokale 

Platte 

Schreibt Daten mit Hilfe des Xen hypervisor in einen mit 

Dom-0 geteilten Speicher 

Ein Event channel existiert zwischen Dom-0 und dem guest 

Kommunikation über asynchrone inter-domain interrupts im 

Xen hypervisor. 

Domain 0 erhält Interrupt 

Block Backend Driver liest Daten aus dem Dom-U PV 

Guest shared memory. 

Daten werden auf lokale Festplatte geschrieben 




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I/O Descriptor Ring 


Aus: Xen and the Art of Virtualization, Barham et.al., SOSP'03,2003 



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Xen und Memory 

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Xen VMM liegt in einem 64MB Bereich am 

oberen Ende eines Guest-Adressraums 

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Nicht vom Guest zugreifbar 

Guest kann pagetables verändern 

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Über Hypercalls 

Xen validiert Requests 




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Exceptions 

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Häufig 

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Syscalls 

Pagefaults 

Exceptionhandler für syscalls registrierbar 

● Vermeidet Wechsel in Ring 0 

Funktioniert nicht für pagefaults 

Virtualisierte Interrupts 

● 

Event-delivery-Mechanismus, “leichtgewichtig” 




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Peter Lipp - Institute of Applied Information Processing and ...

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