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「ハイパーバイザの作り方」読書会＃２
- 2. はじめに：本日の資料 • ハイパーバイザの作り方∼ちゃんと理解する仮想化技 術∼ 第２回 IntelVT-xの概要とメモリ仮想化 http://d.hatena.ne.jp/syuu1228/20130823/1377223503 13年9月11日水曜日
- 3. はじめに：SDMの読み方 • VT-xの範囲はVolume 3, Chapter 23-33 + Appendix A-C • アドレス変換：Chapter 28 • メモリ仮想化：Chapter 32.3 13年9月11日水曜日
- 5. ページング • 仮想メモリ（仮想マシンの話とは関係ない）をサポートするOS／アーキテクチャでは、プロセス１つ １つに独立した仮想的なメモリ空間を提供している • 個別のメモリ空間を提供する事により、他のプロセスやカーネルのメモリ空間への不正なアクセスを 防ぐことができる（メモリ保護） • メモリ空間を固定長のページに分割し、仮想ページ番号：物理ページ番号の割り当て表（ページテー ブル）を使ってメモリアクセスを行うページング方式が主流 （仮想アドレスから物理アドレスへの変換はMMUがページテーブルを用いて行う） プロセス A 1 2 3 4 5 6 7 8 物理メモリ 1 2 2 3 1 5 62 3 ページテーブル A ページテーブル B 1 2 プロセス B 1 ▼図2 ページテーブル 13年9月11日水曜日
- 6. ページングと仮想化 • ゲストマシン上のページテーブルが指す物理ページ番号と、ハイ パーバイザがゲストマシンへ割り当てたい実際の物理ページの範 囲が異なる • ゲスト物理ページ番号：ホスト物理ページ番号の変換を行いたい プロセス A 1 2 3 4 ゲスト 物理メモリ 1 2 3 4 5 6 7 8 物理メモリ 1 1 2 ページテーブル A ゲストA 1 プロセス B 1 2 3 4 ページテーブル B 1 2 プロセス A 1 2 3 4 ゲスト 物理メモリ1 1 2 ページテーブル A ゲストB 1 プロセス B 1 2 3 4 ページテーブル B 1 2 13年9月11日水曜日
- 7. X86/X64のページング機構 • １ページ＝4KB（CPUの設定によっては2MB, 4MB, 1GBのページもサポートする が、あまり使われていない） • 多段化されたページテーブルを用いる（x86では2段、x64・PAEでは4段） • MMUがページテーブルへアクセス、アドレス変換はソフトウェアに対して透 過的に行われる • CR3：ページテーブルのアドレスを指定／CR0：ページング有効化ビット （PG） • ページが存在しないと#PF（exception 14）が発生 13年9月11日水曜日
- 8. 二段ページテーブル(X86) • ページテーブル＝4MBの範囲（1024エントリ） • ページディレクトリ＝4GBの範囲（1024エントリ） CR3 Page Directory 4MB* 1024 Directory 31 22 Table 21 12 Offset 11 0 Page Table Page Table 4KB* 1024 Physical Page Physical Page Physical Page Physical Page 4KB 13年9月11日水曜日
- 9. 四段ページテーブル(X64) • ページテーブル＝2MBの範囲（512エントリ） • ページディレクトリ＝1GBの範囲（512エントリ） • ページディレクトリポインタ＝512GBの範囲（512エントリ） • ページマップレベル４＝256TBの範囲（512エントリ） CR3 Page Map Level 4 512GB* 512 PML4 47 39 Directory Ptr 38 30 Directory 29 21 Table 20 12 Offset 11 0 Page Directory Pointer Page Directory Pointer 1GB* 512 Page Directory Page Table Page Table Page Table 2MB* 512 Page Table Page Table Page Table Page Table 4KB* 512 Physical Page Physical Page Physical Page Physical Page 4KB 13年9月11日水曜日
- 10. メモリの仮想化手法 • ゲスト物理ページ番号からホスト物理ページ番号への変換を行う方法として、ソフトウェアにより実現するものとハ ードウェアにより実現するものの二種類がある • シャドーページング • ソフトウェア上のテクニックにより仮想化を実現 • ソフトウェアによるテクニックのため、元々初期のVMwareのようにVT-xを使わない仮想化方式で利用されていた • それなりに大きなオーバーヘッドが生じる • ネステッドページング（Intel EPT） • ゲスト物理ページ番号からホスト物理ページ番号の変換を行うための新たなページテーブル（EPT）を導入 • VMX non-root mode（ゲストモード）でのメモリアクセス時にEPTを参照してアドレス解決を行うようMMUを拡張 • 高速だが、対応CPUが限られる 13年9月11日水曜日
- 11. シャドーページング ゲスト上での物理ページ番号１∼４が５∼８になるように、ハイパーバイザからアドレス変 換の結果を曲げたい ↓ ゲストOSにはページテーブルAを使っているように見せかけて、実際にはハイパーバイザが ページテーブルAをコピーして必要な変更を加えたページテーブルA”をCPUへセットしよう プロセス A 1 2 3 4 1 2 3 4 5 6 7 8 物理メモリ 1 2 2 ページテーブル A ゲストA 1 プロセス B 1 2 3 4 ページテーブル B 1 5 2 ページテーブル A” 1 2 7 8 ページテーブル B” 1 2 ゲスト 物理メモリ ゲスト 物理メモリ 6 13年9月11日水曜日
- 12. シャドーページングの実装 • CR3への書き込み（=ページテーブルのセット）のトラップ CR3への書き込みでVMExit 指定されたページテーブルの複製（シャドーページテーブル）を作り、シャドーページテーブルのアドレス をCR3へセット • CR3の読み込み（＝ページテーブルアドレスの読み込み）のトラップ CR3の読み込みでVMExit シャドー元のアドレスを返す • ページテーブルエントリの書き込みのトラップ ページテーブルエントリが存在する範囲のページを書き込み禁止にしてアクセスがあったら#GP 例外が発生 するようにしておく #GPでVMExit ページテーブルエントリへの読み書きの 褄が合うように、シャドー元とシャドー先ページテーブルを書き 換え 13年9月11日水曜日
- 13. EPT • 仮想マシンの初期化時にEPTを作成、ページ割り当てを決めてEPTに設定（通常のページングと同じく、未割り 当てにしておいてページフォールト契機にデマンド割り当てする事も可能） • EPTの構造はx64の四段ページテーブルと同じ（ページテーブルエントリの構造は異なる） • VMCSのVM Execution control field→Extended PageTable Pointer(EPTP)にEPTのアドレスを設定 • シャドーページングのようにページング周りでトラップを行う必要なく、MMUが透過的にアドレス変換を実行 プロセス A 1 2 3 4 ゲスト 物理メモリ 1 2 3 4 5 6 7 8 物理メモリ 1 2 2 ページテーブル A ゲストA 1 プロセス B 1 2 3 4 ページテーブル B 1 2 5 6 3 4 7 8 EPT A 1 2 13年9月11日水曜日
- 14. EPTVIOLATION • EPT上に存在しないページやアクセス権限がないページ へのアクセスが発生すると、EPTViolationVMExitが発生 する • not presentを使ってデマンドページングを行ったり、ア クセス権限エラーを使ってMMIOのエミュレーションを 行う事が可能（MMIOについては今回は詳しく触れな い） 13年9月11日水曜日
- 15. VPID • TLBにホスト側でのアドレス変換結果がキャッシュされている状態でVMEntry、ま たはTLBにゲスト側のアドレス変換結果がキャッシュされている状態でVMExit し、キャッシュを保持したまま実行を続けると誤動作を起こす • VMEntry時／VMExit時に毎回TLBフラッシュが必要 →効率が悪い • TLBエントリにゲストマシン固有のIDをタグ付け出来るようにした（ASIDの仮想 マシン版） • VMCSのVM Execution control fieldでVPIDを設定、INVVPID命令で特定タグのTLBエ ントリのみフラッシュ 13年9月11日水曜日