VM学习—实现自己的内核

一、背景知识

介绍：KVM 全称是 基于内核的虚拟机（Kernel-based Virtual Machine），它是Linux 的一个内核模块，该内核模块使得 Linux 变成了一个 Hypervisor。

KVM架构：KVM 是基于虚拟化扩展（Intel VT 或者 AMD-V）的 X86 硬件的开源的 Linux 原生的全虚拟化解决方案。KVM 本身不执行任何硬件模拟，需要用户空间程序（QEMU）通过 /dev/kvm 接口设置一个客户机虚拟服务器的地址空间，向它提供模拟 I/O，并将它的显示映射回宿主的显示屏。

 

 

1-用户空间_内核空间_虚拟机.jpg

• Guest：客户机系统，包括CPU（vCPU）、内存、驱动（Console、网卡、I/O 设备驱动等），被 KVM 置于一种受限制的 CPU 模式下运行。
• KVM：运行在内核空间，提供 CPU 和内存的虚级化，以及客户机的 I/O 拦截。Guest 的 I/O 被 KVM 拦截后，交给 QEMU 处理。
• QEMU：修改过的被 KVM 虚机使用的 QEMU 代码，运行在用户空间，提供硬件 I/O 虚拟化，通过 IOCTL /dev/kvm 设备和 KVM 交互。

KVM 是实现拦截虚机的 I/O 请求的原理：现代 CPU 本身实现了对特殊指令的截获和重定向的硬件支持，以 X86 平台为例，支持虚拟化技术的 CPU 带有特别优化过的指令集来控制虚拟化过程。通过这些指令集，VMM 很容易将客户机置于一种受限制的模式下运行，一旦客户机试图访问物理资源，硬件会暂停客户机运行，将控制权交回给 VMM 处理。

QEMU-KVM： 其实 QEMU 原本不是 KVM 的一部分，它自己就是一个纯软件实现的虚拟化系统，所以其性能低下。但是，QEMU 代码中包含整套的虚拟机实现，包括处理器虚拟化，内存虚拟化，以及 KVM需要使用到的虚拟设备模拟（网卡、显卡、存储控制器和硬盘等）。为了简化代码，KVM 在 QEMU 的基础上做了修改。VM 运行期间，QEMU 会通过 KVM 模块提供的系统调用进入内核，由 KVM 负责将虚拟机置于处理的特殊模式运行。当虚机进行 I/O 操作时，KVM 会从上次系统调用出口处返回 QEMU，由 QEMU 来负责解析和模拟这些设备。从 QEMU 角度看，也可以说是 QEMU 使用了 KVM 模块的虚拟化功能，为自己的虚机提供了硬件虚拟化加速。除此以外，虚机的配置和创建、虚机运行所依赖的虚拟设备、虚机运行时的用户环境和交互，以及一些虚机的特定技术比如动态迁移，都是 QEMU 自己实现的。

虚拟化对比：1.基于二进制翻译的全虚拟化——客户机运行于Ring1，需执行特权指令时触发异常，VMM捕获异常并翻译和模拟，最后返回客户机；性能损耗大。2.半虚拟化（操作系统辅助虚拟化）——修改操作系统内核，替换不能虚拟化的指令，通过hypercall直接和底层的虚拟化层hypervisor来通讯；省去了全虚拟化中的捕获和模拟，效率高，如XEN，但需修改系统所以不支持windows。3.硬件辅助的全虚拟化——Intel VT 或AMD V的CPU，支持两种模式，VMM 可以运行在 VMX root operation模式下，客户 OS 运行在VMX non-root operation模式下，VMM负责进行模式切换（只有模式切换的开销），CPU可以直接执行客户机指令，所以虚拟机性能逼近半虚拟化。

Libvirt：Hypervisor 比如 qemu-kvm 的命令行虚拟机管理工具参数众多，难于使用，而Libvirt提供统一、稳定、开放的源代码的应用程序接口（API）、守护进程 （libvirtd）和一个默认命令行管理工具（virsh）。架构是基于驱动程序的架构，支持多种语言接口，很多虚拟机管理工具和云计算平台都使用了libvirt。

二、KVM实现

现在很多文章都是在讲怎样用libvirt或者QEMU来实现KVM，本文则是直接从底层实现KVM。从底层实现KVM可参考Using the KVM API，github上还有两个项目kvm-hello-world和kvmtool也很不错，OSDev.org上有很多关于操作系统的文章。

作者实现的内核可以在用户空间执行ELF文件：

 

 

2-execution_result.png

1.Start

通过ioctl与KVM进行通信，设置设备的状态。

创建基于KVM的VM的步骤：

1. 打开KVM设备，kvmfd=open("/dev/kvm", O_RDWR|O_CLOEXEC)。
2. 创建VM，vmfd=ioctl(kvmfd, KVM_CREATE_VM, 0)。
3. 设置为客户机设置内存：ioctl(vmfd, KVM_SET_USER_MEMORY_REGION, &region)。
4. 创建虚拟CPU：vcpufd=ioctl(vmfd, KVM_CREATE_VCPU, 0)。
5. 为vCPU设置内存：
   1. vcpu_size=ioctl(kvmfd, KVM_GET_VCPU_MMAP_SIZE, NULL)。
   2. run=(struct kvm_run*)mmap(NULL, mmap_size, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED, vcpufd, 0)。
6. 将汇编代码放进用户区域，设置vCPU的寄存器，如rip。
7. 运行和处理退出：while(1) { ioctl(vcpufd, KVM_RUN, 0); ... }。

总之，一个VM需要用户内存区域和虚拟CPU。

（1）Step 1-3, 设置新VM

/* step 1~3, 创建VM并设置用户内存区域*/
void kvm(uint8_t code[], size_t code_len) {
  // step 1, open /dev/kvm
  int kvmfd = open("/dev/kvm", O_RDWR|O_CLOEXEC);
  if(kvmfd == -1) 
    errx(1, "failed to open /dev/kvm");

  // step 2, create VM
  int vmfd = ioctl(kvmfd, KVM_CREATE_VM, 0);

  // step 3, set up user memory region
  size_t mem_size = 0x40000000; // size of user memory you want to assign
  void *mem = mmap(0, mem_size, PROT_READ|PROT_WRITE,
                   MAP_SHARED|MAP_ANONYMOUS, -1, 0);
  int user_entry = 0x0;
  memcpy((void*)((size_t)mem + user_entry), code, code_len);
  struct kvm_userspace_memory_region region = {
    .slot = 0,
    .flags = 0,
    .guest_phys_addr = 0,
    .memory_size = mem_size,
    .userspace_addr = (size_t)mem
  };
  ioctl(vmfd, KVM_SET_USER_MEMORY_REGION, &region);
  /* end of step 3 */
  // not finished ...
}

以上代码中，给客户机分配1GB(mem_size)内存，并将汇编代码放在第一页，之后设置指令指针指向0x0(user_entry)，客户机将从该地址开始执行。

（2）Step 4-6 设置新vCPU

/* step 4~6, 创建和设置 vCPU */
void kvm(uint8_t code[], size_t code_len) {
  /* ... step 1~3 omitted */

  // step 4, create vCPU
  int vcpufd = ioctl(vmfd, KVM_CREATE_VCPU, 0);

  // step 5, set up memory for vCPU
  size_t vcpu_mmap_size = ioctl(kvmfd, KVM_GET_VCPU_MMAP_SIZE, NULL);
  struct kvm_run* run = (struct kvm_run*) mmap(0, vcpu_mmap_size, PROT_READ | PROT_WRITE, MAP_SHARED, vcpufd, 0);

  // step 6, set up vCPU's registers
  /* standard registers include general-purpose registers and flags */
  struct kvm_regs regs;
  ioctl(vcpufd, KVM_GET_REGS, &regs);
  regs.rip = user_entry;
  regs.rsp = 0x200000; // stack address
  regs.rflags = 0x2; // in x86 the 0x2 bit should always be set
  ioctl(vcpufd, KVM_SET_REGS, &regs); // set registers

  /* special registers include segment registers */
  struct kvm_sregs sregs;
  ioctl(vcpufd, KVM_GET_SREGS, &sregs);
  sregs.cs.base = sregs.cs.selector = 0; // let base of code segment equal to zero
  ioctl(vcpufd, KVM_SET_SREGS, &sregs);
  // not finished ...
}

以上代码中，我们创建vCPU并设置寄存器，每个kvm_run结构对应一个vCPU，可利用该结构来获取CPU状态，注意每个VM可以创建多个vCPU，利用多线程和多个vCPU来模拟1个VM。注意：vCPU默认运行于real mode（20位分页内存，即1M地址空间，地址访问没有限制，不支持内存保护、多任务或代码优先级），也即只执行16-bit汇编代码，若想运行32或64-bit，需设置页表。

（3）Step 7 执行

/* last step, run it! */
void kvm(uint8_t code[], size_t code_len) {
  /* ... step 1~6 omitted */
  // step 7, execute vm and handle exit reason
  while (1) {
    ioctl(vcpufd, KVM_RUN, NULL);
    switch (run->exit_reason) {
    case KVM_EXIT_HLT:
      fputs("KVM_EXIT_HLT", stderr);
      return 0;
    case KVM_EXIT_IO:
      /* TODO: check port and direction here */
      putchar(*(((char *)run) + run->io.data_offset));
      break;
    case KVM_EXIT_FAIL_ENTRY:
      errx(1, "KVM_EXIT_FAIL_ENTRY: hardware_entry_failure_reason = 0x%llx",
        run->fail_entry.hardware_entry_failure_reason);
    case KVM_EXIT_INTERNAL_ERROR:
      errx(1, "KVM_EXIT_INTERNAL_ERROR: suberror = 0x%x",
        run->internal.suberror);
    case KVM_EXIT_SHUTDOWN:
      errx(1, "KVM_EXIT_SHUTDOWN");
    default:
      errx(1, "Unhandled reason: %d", run->exit_reason);
    }
  }
}

这里只需注意两种情况，KVM_EXIT_HLT和KVM_EXIT_IO，指令hlt触发KVM_EXIT_HLT，指令in和out 触发KVM_EXIT_IO。当然in和out不只是用作I/O，也可以作为hypercall，与主机通信，本例只把字符输出到设备。

ioctl(vcpufd, KVM_RUN, NULL)会一直运行，直到退出（如hlt、out、error）。你也可以单步模式，每条指令停一下。

尝试我们的VM：

int main() {
  /*
  .code16
  mov al, 0x61
  mov dx, 0x217
  out dx, al
  mov al, 10
  out dx, al
  hlt
  */
  uint8_t code[] = "\xB0\x61\xBA\x17\x02\xEE\xB0\n\xEE\xF4";
  kvm(code, sizeof(code));
}

执行结果：

$ ./kvm
a
KVM_EXIT_HLT

2.执行64-bit程序

执行64位程序，需把vCPU设置为long mode，设置成long mode的过程请参考Setting Up Long Mode。最麻烦的是要为虚拟地址映射到物理地址设置页表。x86-64处理器使用了内存管理特性PAE (Physical Address Extension)（采用三级页表，表入口为64位，使CPU直接访问的物理地址空间大于4G，即2³²），有4种表PML4T、PDPT、PDT和PT，每个PML4T指向PDPT，每个PDPT指向PDT，每个PDT指向PT。

  

 

 

3-X86_Paging_64bit.svg.png

上图表示4K分页方法。还有2M分页方法，移除了PT（页表），PDT直接指向物理地址。

控制寄存器cr*用于设置分页属性，如cr3指向物理地址pml4。更多控制寄存器信息可参见Control_register（CR0—保护模式、写保护等；CR1—访问它时会报错undefined behaviorUD；CR2—页错误线性地址PFLA，当发生页错误时，将被访问的地址存于CR2；CR3—页目录基址寄存器PDBR，若设置CR0的PG位，则CR3高20位存第一个页目录入口的物理地址，若设置CR4的PCIDE位，则低12位用于进程上下文标识符PCID；CR4—SMEP、SMAP等；CR5-7—保留）。

以下代码使用2M分页方法，设置表：

/* Maps: 0 ~ 0x200000 -> 0 ~ 0x200000 */
void setup_page_tables(void *mem, struct kvm_sregs *sregs){
  uint64_t pml4_addr = 0x1000;
  uint64_t *pml4 = (void *)(mem + pml4_addr);

  uint64_t pdpt_addr = 0x2000;
  uint64_t *pdpt = (void *)(mem + pdpt_addr);

  uint64_t pd_addr = 0x3000;
  uint64_t *pd = (void *)(mem + pd_addr);

  pml4[0] = 3 | pdpt_addr; // PDE64_PRESENT | PDE64_RW | pdpt_addr
  pdpt[0] = 3 | pd_addr; // PDE64_PRESENT | PDE64_RW | pd_addr
  pd[0] = 3 | 0x80; // PDE64_PRESENT | PDE64_RW | PDE64_PS

  sregs->cr3 = pml4_addr;
  sregs->cr4 = 1 << 5; // CR4_PAE;
  sregs->cr4 |= 0x600; // CR4_OSFXSR | CR4_OSXMMEXCPT; /* enable SSE instructions */
  sregs->cr0 = 0x80050033; // CR0_PE | CR0_MP | CR0_ET | CR0_NE | CR0_WP | CR0_AM | CR0_PG
  sregs->efer = 0x500; // EFER_LME | EFER_LMA
}

table中记录着一些控制位，如页是否可mmaped、可写、用户可访问。例如，PDE64_PRESENT | PDE64_RW表示内存可mmaped、可写，0x80(PDE64_PS表示2M分页而不是4K)。

以下代码是为了设置段寄存器：

void setup_segment_registers(struct kvm_sregs *sregs) {
  struct kvm_segment seg = {
    .base = 0,
    .limit = 0xffffffff,
    .selector = 1 << 3,
    .present = 1,
    .type = 11, /* execute, read, accessed */
    .dpl = 0, /* privilege level 0 */
    .db = 0,
    .s = 1,
    .l = 1,
    .g = 1,
  };
  sregs->cs = seg;
  seg.type = 3; /* read/write, accessed */
  seg.selector = 2 << 3;
  sregs->ds = sregs->es = sregs->fs = sregs->gs = sregs->ss = seg;
}

我们只需修改创建VM的第6步，以支持64位指令：

将

sregs.cs.base = sregs.cs.selector = 0; // let base of code segment equal to zero

改为

  setup_page_tables(mem, &sregs);
  setup_segment_registers(&sregs);

现在我们可以执行64位汇编代码：

int main() {
  /*
  movabs rax, 0x0a33323144434241
  push 8
  pop rcx
  mov edx, 0x217
OUT:
  out dx, al
  shr rax, 8
  loop OUT
  hlt
  */
  uint8_t code[] = "H\xB8\x41\x42\x43\x44\x31\x32\x33\nj\bY\xBA\x17\x02\x00\x00\xEEH\xC1\xE8\b\xE2\xF9\xF4";
  kvm(code, sizeof(code));
}

执行结果如下：

$ ./kvm64
ABCD123
KVM_EXIT_HLT

hypervisor的源码可见repository/hypervisor。

到此为止，KVM的介绍已经完毕，接下来将讲解如何实现简单的kernel。

三、 kernel

实现kernel前，需弄明白几个问题：1.CPU怎么区别内核模式和用户模式？2.用户调用syscall时，CPU怎样将控制转移到kernel？3.内核怎样在kernel和user间切换？

1. 背景知识

（1）内核模式vs用户模式

内核模式和用户模式有一个重要的不同，有些指令只能在内核模式下执行，如hlt和wrmsr，两种模式通过段寄存器中的dpl (descriptor privilege level 优先级描述符)来区分，用户模式下cs.dpl=3，内核模式下cs.dpl=0。

注意，real mode模式下，内核需手动处理段寄存器；在x86-64模式下，指令syscall和sysret会自动设置段寄存器，不需要手动设置。

另一个不同是设置页表权限，以上例子中，我们把所有页表入口设置为用户不可访问。

  pml4[0] = 3 | pdpt_addr; // PDE64_PRESENT | PDE64_RW | pdpt_addr
  pdpt[0] = 3 | pd_addr; // PDE64_PRESENT | PDE64_RW | pd_addr
  pd[0] = 3 | 0x80; // PDE64_PRESENT | PDE64_RW | PDE64_PS

如果内核要为用户设置虚拟内存，例如处理用户的 mmap调用，需设置页表第3位（1 << 2），这样就能从用户空间访问页。

  pml4[0] = 7 | pdpt_addr; // PDE64_USER | PDE64_PRESENT | PDE64_RW | pdpt_addr
  pdpt[0] = 7 | pd_addr; // PDE64_USER | PDE64_PRESENT | PDE64_RW | pd_addr
  pd[0] = 7 | 0x80; // PDE64_USER | PDE64_PRESENT | PDE64_RW | PDE64_PS

这只是个例子，在hypervisor中不要有用户能访问到的页，在kernel中可以有。

（2）Syscall

有一个特殊寄存器可以允许syscall/sysenter指令执行： EFER (Extended Feature Enable Register)，之前用它来进入long mode 模式。

// 进入long mode
sregs->efer = 0x500; // EFER_LME | EFER_LMA

LME和LMA表示Long Mode Enable和Long Mode Active。

// 允许syscall
sregs->efer |= 0x1; // EFER_SCE

同时需要在kernel里（而非hypervisor）注册syscall处理函数，告诉CPU遇到系统调用时应该跳转到哪里。注册syscall处理器需设置寄存器 MSR (Model Specific Registers)，在hypervisor中通过ioctl和vcpufd获取和设置MSR，在kernel中使用指令rdmsr和wrmsr。

// 注册syscall处理函数
  lea rdi, [rip+syscall_handler]
  call set_handler
syscall_handler:
  // handle syscalls!
set_handler:
  mov eax, edi
  mov rdx, rdi
  shr rdx, 32
  /* input of msr is edx:eax */
  mov ecx, 0xc0000082 /* MSR_LSTAR, Long Syscall TARget */
  wrmsr
  ret

0xc0000082表示MSR的下标，可以在Linux source code中找到定义。设置完成后，可以调用syscall指令，程序将跳转到注册的处理函数，syscall指令不仅修改rip，也会把rcx设置成返回地址，把r11设置为rflags。还会改变两个段寄存器cs和ss。

 

register_syscall

 

 

（3）内核与用户切换

通过MSR为内核与用户注册cs选择器。SYSRET和SYSCALL描述了sysret和syscall的细节，从sysret伪代码可以看出cs和ss设置了哪些属性。

CS.Selector ← IA32_STAR[63:48]+16;
CS.Selector ← CS.Selector OR 3; /* RPL forced to 3 */
/* Set rest of CS to a fixed value */
CS.Base ← 0; /* Flat segment */
CS.Limit ← FFFFFH; /* With 4-KByte granularity, implies a 4-GByte limit */
CS.Type ← 11; /* Execute/read code, accessed */
CS.S ← 1;
CS.DPL ← 3;
CS.P ← 1;
CS.L ← 1;
CS.G ← 1; /* 4-KByte granularity */
CPL ← 3;
SS.Selector ← (IA32_STAR[63:48]+8) OR 3; /* RPL forced to 3 */
/* Set rest of SS to a fixed value */
SS.Base ← 0; /* Flat segment */
SS.Limit ← FFFFFH; /* With 4-KByte granularity, implies a 4-GByte limit */
SS.Type ← 3; /* Read/write data, accessed */
SS.S ← 1;
SS.DPL ← 3;
SS.P ← 1;
SS.B ← 1; /* 32-bit stack segment*/
SS.G ← 1; /* 4-KByte granularity */

通过MSR为内核和用户注册cs的值：

  xor rax, rax
  mov rdx, 0x00200008
  mov ecx, 0xc0000081 /* MSR_STAR */
  wrmsr

最后设置flags掩码：

  mov eax, 0x3f7fd5
  xor rdx, rdx
  mov ecx, 0xc0000084 /* MSR_SYSCALL_MASK */
  wrmsr

掩码0x3f7fd5很重要，当触发syscall时，CPU会做如下操作：

rcx = rip;
r11 = rflags;
rflags &= ~SYSCALL_MASK;

若掩码没有设置正确，内核将继承用户模式下设置的rflags，会引发安全问题。

注册的完整代码如下：

register_syscall:
  xor rax, rax
  mov rdx, 0x00200008
  mov ecx, 0xc0000081 /* MSR_STAR */
  wrmsr

  mov eax, 0x3f7fd5
  xor rdx, rdx
  mov ecx, 0xc0000084 /* MSR_SYSCALL_MASK */
  wrmsr

  lea rdi, [rip + syscall_handler]
  mov eax, edi
  mov rdx, rdi
  shr rdx, 32
  mov ecx, 0xc0000082 /* MSR_LSTAR */
  wrmsr

接下来就能在用户模式下安全的使用syscall指令。

实现syscall_handler如下：

.globl syscall_handler, kernel_stack
.extern do_handle_syscall
.intel_syntax noprefix

kernel_stack: .quad 0 /* initialize it before the first time switching into user-mode */
user_stack: .quad 0

syscall_handler:
  mov [rip + user_stack], rsp
  mov rsp, [rip + kernel_stack]
  /* save non-callee-saved registers */
  push rdi
  push rsi
  push rdx
  push rcx
  push r8
  push r9
  push r10
  push r11

  /* the forth argument */
  mov rcx, r10
  call do_handle_syscall

  pop r11
  pop r10
  pop r9
  pop r8
  pop rcx
  pop rdx
  pop rsi
  pop rdi

  mov rsp, [rip + user_stack]
  .byte 0x48 /* REX.W prefix, to indicate sysret is a 64-bit instruction */
  sysret

注意，必须正确push和pop 非调用者保存的寄存器，syscall/sysret不会修改栈指针rsp，我们需要手动处理。

 

 

 

 调用 syscall_handler

 

 

2.Hypercall

内核需要与hypervisor进行通信，我的内核使用了out/in指令作为hypercall，用out指令向stdout打印字节，其实还能进行拓展。

in/out指令包含两个参数，16-bit dx和32-bit eax，用dx来表示hypercall类型，eax表示参数。例如以下hypercall：

#define HP_NR_MARK 0x8000

#define NR_HP_open  (HP_NR_MARK | 0)
#define NR_HP_read  (HP_NR_MARK | 1)
#define NR_HP_write  (HP_NR_MARK | 2)
#define NR_HP_close  (HP_NR_MARK | 3)
#define NR_HP_lseek  (HP_NR_MARK | 4)
#define NR_HP_exit  (HP_NR_MARK | 5)

#define NR_HP_panic (HP_NR_MARK | 0x7fff)

接着修改hypervisor，当遇到KVM_EXIT_IO时不要只打印字节。

while (1) {
  ioctl(vm->vcpufd, KVM_RUN, NULL);
  switch (vm->run->exit_reason) {
  /* other cases omitted */
  case KVM_EXIT_IO:
    // putchar(*(((char *)vm->run) + vm->run->io.data_offset));
    if(vm->run->io.port & HP_NR_MARK) {
      switch(vm->run->io.port) {
      case NR_HP_open: hp_handle_open(vm); break;
      /* other cases omitted */
      default: errx(1, "Invalid hypercall");
    }
    else errx(1, "Unhandled I/O port: 0x%x", vm->run->io.port);
    break;
  }
}

以open调用的实现为例，在hypervisor中实现open syscall（本例缺少安全性检查）：

/* hypervisor/hypercall.c */
static void hp_handle_open(VM *vm) {
  static int ret = 0;
  if(vm->run->io.direction == KVM_EXIT_IO_OUT) { // out instruction
    uint32_t offset = *(uint32_t*)((uint8_t*)vm->run + vm->run->io.data_offset);
    const char *filename = (char*) vm->mem + offset;

    MAY_INIT_FD_MAP(); // initialize fd_map if it's not initialized
    int min_fd;
    for(min_fd = 0; min_fd <= MAX_FD; min_fd++)
      if(fd_map[min_fd].opening == 0) break;
    if(min_fd > MAX_FD) ret = -ENFILE;
    else {
      int fd = open(filename, O_RDONLY, 0);
      if(fd < 0) ret = -errno;
      else {
        fd_map[min_fd].real_fd = fd;
        fd_map[min_fd].opening = 1;
        ret = min_fd;
      }
    }
  } else { // in instruction
    *(uint32_t*)((uint8_t*)vm->run + vm->run->io.data_offset) = ret;
  }
}

 

 

在内核中，我们触发open hypercall：

/* kernel/hypercalls/hp_open.c */
int hp_open(uint32_t filename_paddr) {
  int ret = 0;
  asm(
    "mov dx, %[port];" /* hypercall number */
    "mov eax, %[data];"
    "out dx, eax;" /* trigger hypervisor to handle the hypercall */
    "in eax, dx;"  /* get return value of the hypercall */
    "mov %[ret], eax;"
    : [ret] "=r"(ret)
    : [port] "r"(NR_HP_open), [data] "r"(filename_paddr)
    : "rax", "rdx"
  );
  return ret;
}

root@cloud:~/onlyGvisor/kvm-kernel-example# grep hp_open -rn *
kernel/hypercalls/hp_open.h:6:int hp_open(uint64_t paddr);
kernel/hypercalls/hp_open.c:1:#include <hypercalls/hp_open.h>
kernel/hypercalls/hp_open.c:4:int hp_open(uint64_t paddr) {
kernel/kernel_main.c:1:#include <hypercalls/hp_open.h>
kernel/syscalls/sys_open.c:1:#include <hypercalls/hp_open.h>
kernel/syscalls/sys_open.c:12:  int fd = hp_open(physical(dst));

sys_open  -->   hp_open   --> hypercall

kernel/hypercalls/hp_open.c

#include <hypercalls/hp_open.h>
#include <mm/translate.h>

int hp_open(uint64_t paddr) {
  return hypercall(NR_HP_open, (uint32_t) paddr);
}

kernel/syscalls/sys_open.c

int sys_open(const char *path) {
  if(!access_string_ok(path)) return -EFAULT;
  void *dst = copy_str_from_user(path);
  if(dst == 0) return -ENOMEM;
  int fd = hp_open(physical(dst));
  kfree(dst);
  return fd;
}

 

 

#include <hypercalls/hypercall.h>

int hypercall(uint16_t port, uint32_t data) {
  int ret = 0;
  asm(
    "mov dx, %[port];"
    "mov eax, %[data];"
    "out dx, eax;"
    "in eax, dx;"
    "mov %[ret], eax;"
    : [ret] "=r"(ret)
    : [port] "r"(port), [data] "r"(data)
    : "rax", "rdx"
    );
  return ret;
}

 

调用sys_open

 

 

3.最后：

现在已经弄明白如何在KVM下实现一个简单的内核了，有些细节还需要讨论。

execve：本内核能执行简单的ELF，可以参考linux/fs/binfmt_elf.c#load_elf_binary来了解elf的加载过程。

memory allocator：如果内核需要malloc/free，可以自己实现一个内存分配器。

paging：内核需要处理用户模式的mmap请求，所以你需要在运行时修改页表。注意不要把内核地址和用户地址弄混。

permission checking：所有的用户参数需要仔细检查，本文的项目已经实现了检测方法，见kernel/mm/uaccess.c。若不检查用户参数，可能会导致用户模式下对内核空间的任意读写安全性问题。

总结一下，本文介绍了如何实现一个基于KVM的hypervisor和一个简单的linux内核。

4.KVM安装

# 环境：vmware fusion，ubuntu16.04/ubuntu18.04。先关闭客户机 -> 处理器与内存 -> Intel VT-x
$ sudo apt install qemu-kvm
# 非root时，需赋予用户权限
$ sudo usermod -a -G kvm `whoami`
# 如果总是 'open(/dev/kvm): Permission denied', 可直接chmod
$ sudo chmod 777 /dev/kvm

参考：

• （1）介绍和安装
• （2）CPU 和 内存虚拟化
• （3）I/O QEMU 全虚拟化和准虚拟化（Para-virtulizaiton）
• （4）I/O PCI/PCIe设备直接分配和 SR-IOV
• （5）libvirt 介绍
• （6）Nova 通过 libvirt 管理 QEMU/KVM 虚机
• （7）快照 （snapshot）
• （8）迁移 （migration）

KVM，QEMU，libvirt入门学习笔记

https://david942j.blogspot.com/2018/10/note-learning-kvm-implement-your-own.html

Ubuntu 构建Kvm环境