專利名稱：一種面向嵌入式Hypervisor 的中斷虛擬化操作方法
技術領域：
本發(fā)明屬于嵌入式虛擬機技術領域，涉及一種面向嵌入式Hypervisor的中斷虛擬化操作方法。
背景技術：
在I型Hypervisor系統(tǒng)中，Hypervisor作為系統(tǒng)軟件直接運行在硬件平臺之上， 可以直接管理物理設備并支持運行在Hypervisor之上的操作系統(tǒng)GuestOS(客戶操作系統(tǒng))，通過Hypervisor提供的接口為GuestOS服務。當GuestOS運行于實際硬件時，GuestOS直接響應由硬件設備產(chǎn)生的外部中斷，硬件中斷打斷GuestOS的執(zhí)行，需要讓出現(xiàn)場，以執(zhí)行中斷服務程序；進程上下文的信息保存到Linux內(nèi)核棧中，中斷服務程序的執(zhí)行使用的棧環(huán)境是中斷前的進程的內(nèi)核棧。而對中斷進行虛擬化，需要模擬未虛擬化時GuestOS對中斷的處理情景，這樣才能夠使得GuestOS 在虛擬化后正確的運行。這部分包括了 GuestOS被中斷打斷后的現(xiàn)場保存以及中斷服務程序的執(zhí)行。同時為了實現(xiàn)中斷虛擬化，需要對中斷事件進行模擬?，F(xiàn)有的流行虛擬化方案有Xen。Xen同樣也對中斷進行了虛擬化實現(xiàn)。響應硬件中斷時，Xen負責將GuestOS的現(xiàn)場保存到Xen中，當GuestOS需要被執(zhí)行時，Xen負責從 Xen恢復GuestOS的現(xiàn)場。

發(fā)明內(nèi)容
本發(fā)明解決的問題在于提供一種面向嵌入式Hypervisor的中斷虛擬化操作方法，直接使用原有現(xiàn)場進行中斷服務程序的執(zhí)行，比較^11中的虛擬化方案其減少了現(xiàn)場保存操作，從而可以更加高效的進行中斷的響應。本發(fā)明是通過以下技術方案來實現(xiàn)一種面向嵌入式Hypervisor的中斷虛擬化操作方法，包括以下步驟1)對Hypervisor之上的GuestOS所在域創(chuàng)建虛擬中斷標志和虛擬中斷控制器，并創(chuàng)建用于產(chǎn)生虛擬設備中斷的服務線程；Hypervisor對虛擬中斷標志、虛擬中斷控制器和服務線程進行管理，實現(xiàn)虛擬中斷的產(chǎn)生和操作；2)當GuestOS運行時發(fā)生中斷，由Hypervisor來響應中斷，GuestOS讓出CPU，中斷GuestOS當前程序的執(zhí)行，Hypervisor將GuestOS的現(xiàn)場保存到GuestOS當前進程的內(nèi)核棧中；Hypervisor在該內(nèi)核棧環(huán)境執(zhí)行中斷服務程序，并將該內(nèi)核棧地址信息保存到 Hypervisor ；3)HyperViSOr完成對硬件中斷的響應之后，若該硬件中斷最終需要傳遞給某一 GuestOS,那么Hypervisor喚醒該GuestOS所在域中的服務線程，對虛擬中斷控制器進行操作，將中斷信息記錄在虛擬中斷控制器中；當GuestOS被Hypervisor調(diào)度執(zhí)行后，首先進行中斷注入的判斷，若GuestOS所在域虛擬中斷標志為0，且虛擬中斷控制器有中斷未決，那么Hypervisor對GuestOS進行中斷注入操作；否則Hypervisor根據(jù)GuestOS所保存的內(nèi)核棧地址信息直接進行GuestOS 現(xiàn)場的恢復；4)在Hypervisor對GuestOS進行中斷注入操作時，Hypervisor讀取其保存的 GuestOS的中斷注入點，從而使得系統(tǒng)從Hypervisor跳轉(zhuǎn)到GuestOS的中斷注入點，完成中斷服務程序的執(zhí)行；完成中斷服務程序的執(zhí)行之后，GuestOS根據(jù)之前Hypervisor保存的現(xiàn)場進行GuestOS現(xiàn)場的恢復。所述的服務線程產(chǎn)生虛擬設備中斷由硬件中斷驅(qū)動，當硬件中斷需要上層 GuestOS獲取其信息時，Hypervisor通過調(diào)用服務線程的執(zhí)行產(chǎn)生虛擬設備中斷讓 GuestOS獲取硬件中斷信息。所述的Hypervisor和GuestOS對虛擬中斷標志進行管理，當虛擬中斷標志為1 時，GuestOS不響應虛擬中斷，當虛擬中斷標志為O時，還需要虛擬中斷控制器的判定；服務線程對虛擬中斷控制器進行操作，將中斷信息保存到虛擬中斷控制器中；當虛擬中斷標志和虛擬中斷控制器均有效時，GuestOS響應中斷；否則GuestOS不響應中斷。當硬件中斷最終需要傳遞給GuestOS時，服務線程通過對虛擬中斷控制器的未決變量進行置一操作，將中斷信息記錄在虛擬中斷控制器中。當GuestOS運行于用戶態(tài)時發(fā)生中斷，GuestOS讓出CPU，處理器從用戶態(tài)切換到了處理器的特權(quán)態(tài)，Hypervisor直接獲取GuestOS當前進程的內(nèi)核棧，將GuestOS的用戶態(tài)現(xiàn)場保存在該內(nèi)核棧中，并將該內(nèi)核棧地址信息保存到Hypervisor中，Hypervisor在該棧環(huán)境下進行中斷服務程序的執(zhí)行；Hypervisor響應中斷后，需要進行中斷注入時，Hypervisor首先在GuestOS用戶態(tài)中斷點處進行中斷注入，Hypervisor在GuestOS內(nèi)核態(tài)完成中斷的執(zhí)行后，在中斷返回時調(diào)用所保存的內(nèi)核棧地址信息，GuestOS從用戶態(tài)中斷注入點執(zhí)行當前進行程序。當GuestOS運行于內(nèi)核態(tài)時系統(tǒng)發(fā)生中斷，GuestOS讓出CPU，Hypervisor將 GuestOS的內(nèi)核態(tài)的現(xiàn)場保存到GuestOS當前進程的內(nèi)核棧中，并將該內(nèi)核棧地址信息保存到Hypervisor中，Hypervisor在該棧環(huán)境下進行中斷服務程序的執(zhí)行；Hypervisor響應中斷后，需要進行中斷注入時，Hypervisor在GuestOS內(nèi)核態(tài)中斷點處進行中斷注入，GuestOS相應中斷，完成中斷執(zhí)行后，GuestOS返回到內(nèi)核態(tài)中斷點處繼續(xù)執(zhí)行當前進行程序。所述的GuestOS為Linux操作系統(tǒng)。與現(xiàn)有技術相比，本發(fā)明具有以下有益的技術效果本發(fā)明提供的面向嵌入式Hypervisor的中斷虛擬化操作方法，Hypervisor對硬件中斷進行了接管，提供給上層GuestOS虛擬化中斷，通過運行在Hypervisor之上的服務線程模擬中斷事件。GuestOS不響應硬件中斷，而是通過Hypervisor的中斷注入操作執(zhí)行虛擬中斷服務程序。系統(tǒng)響應硬件中斷時，Hypervisor負責將GuestOS的現(xiàn)場保存到GuestOS的棧環(huán)境中，并直接使用該棧環(huán)境進行中斷服務程序的執(zhí)行。Hypervisor產(chǎn)生中斷注入，在原來讓出CPU的棧環(huán)境下進行中斷服務程序的執(zhí)行。這樣直接使用原有現(xiàn)場環(huán)境避免了拷貝。與Xen中的虛擬化方案相比，減少了現(xiàn)場保存操作，從而可以更加高效的進行中斷的響應。


圖 1 為 I 型 Hypervisor 結(jié)構(gòu)圖；圖2為支持服務線程產(chǎn)生虛擬設備中斷的Hypervisor結(jié)構(gòu)圖；圖3為Linux用戶態(tài)時響應硬件中斷而不進行中斷注入的流程示意圖；圖4為Linux用戶態(tài)時響應硬件中斷并進行中斷注入的流程示意圖；圖5為Linux內(nèi)核態(tài)響應硬件中斷而不進行中斷注入的流程示意圖；圖6為Linux內(nèi)核態(tài)響應硬件中斷并進行中斷注入的流程示意圖。
具體實施例方式本發(fā)明提供的面向嵌入式Hypervisor的中斷虛擬化操作方法，主要包括了以下四個方面1) Hypervisor對GuestOS所在域創(chuàng)建虛擬中斷標志和虛擬中斷控制器以及產(chǎn)生虛擬中斷的服務線程；2)HyperviSOr對硬件中斷進行管理；3)服務線程產(chǎn)生虛擬中斷；4) Hypervisor完成對GuestOS的中斷注入操作。具體將GuestOS選定主流的Linux操作系統(tǒng) (Linux2. 6. 28內(nèi)核)，進行以下具體的說明，所述是對本發(fā)明的解釋而不是限定。參見圖1所示的I型Hypervisor結(jié)構(gòu)圖，Hypervisor作為系統(tǒng)軟件直接運行在硬件平臺之上，可以直接管理物理設備并支持運行在Hypervisor之上的操作系統(tǒng)GuestOS， 通過Hypervisor提供的接口為GuestOS服務。參見圖2支持服務線程產(chǎn)生虛擬設備中斷的Hypervisor結(jié)構(gòu)圖，GuestOS響應由 Hypervisor管理的服務線程產(chǎn)生虛擬中斷。虛擬化之前，中斷事件由硬件產(chǎn)生，Linux直接響應外部中斷。外部中斷事件是硬件設備產(chǎn)生的，對于虛擬化之后Linux不響應由硬件設備產(chǎn)生的中斷，而是響應虛擬中斷。虛擬中斷的產(chǎn)生以Hypervisor上的服務線程的方式給出對Hypervisor之上的 GuestOS所在域創(chuàng)建虛擬中斷標志和虛擬中斷控制器，并創(chuàng)建用于產(chǎn)生虛擬設備中斷的服務線程；Hypervisor之上Linux所在域中對應于各個虛擬設備都具有這樣一組服務線程 模擬物理設備的運行機制，同時也模擬了物理設備的中斷的產(chǎn)生。Hypervisor對GuestOS 所在域中的服務線程進行管理，通過服務線程實現(xiàn)虛擬中斷。服務線程用于產(chǎn)生虛擬設備中斷，它代表著虛擬設備的執(zhí)行。服務線程的產(chǎn)生是由硬件中斷驅(qū)動的，當硬件中斷需要上層GuestOS獲取其信息時，Hypervisor通過調(diào)用服務線程的執(zhí)行產(chǎn)生虛擬中斷讓GuestOS獲取硬件中斷信息。服務線程通過對虛擬中斷控制器的未決變量進行置一操作來實現(xiàn)虛擬設備中斷。Hypervisor和GuestOS對虛擬中斷標志進行管理，當虛擬中斷標志為1時， GuestOS不響應虛擬中斷，當虛擬中斷標志為O時，還需要虛擬中斷控制器的判定；服務線程對虛擬中斷控制器進行操作，當硬件中斷最終需要傳遞給GuestOS時，服務線程通過對虛擬中斷控制器的未決變量進行置一操作，將中斷信息記錄在虛擬中斷控制器中；當虛擬中斷標志和虛擬中斷控制器均有效時，GuestOS響應中斷；否則GuestOS不響應中斷。面向嵌入式Hypervisor的中斷虛擬化操作方法，其特征在于，包括以下步驟1)對Hypervisor之上的GuestOS所在域創(chuàng)建虛擬中斷標志和虛擬中斷控制器，并創(chuàng)建用于產(chǎn)生虛擬設備中斷的服務線程；Hypervisor對虛擬中斷標志、虛擬中斷控制器和服務線程進行管理，實現(xiàn)虛擬中斷的產(chǎn)生和操作；2)當GuestOS運行時發(fā)生中斷，由Hypervisor來響應中斷，GuestOS讓出CPU，中斷GuestOS當前程序的執(zhí)行，Hypervisor將GuestOS的現(xiàn)場保存到GuestOS當前進程的內(nèi)核棧中；Hypervisor在該內(nèi)核棧環(huán)境執(zhí)行中斷服務程序，并將該內(nèi)核棧地址信息保存到 Hypervisor ；3)HyperViSOr完成對硬件中斷的響應之后，若該硬件中斷最終需要傳遞給某一 GuestOS,那么Hypervisor喚醒該GuestOS所在域中的服務線程，對虛擬中斷控制器進行操作，將中斷信息記錄在虛擬中斷控制器中；當GuestOS被Hypervisor調(diào)度執(zhí)行后，首先進行中斷注入的判斷，若GuestOS所在域虛擬中斷標志為0，且虛擬中斷控制器有中斷未決，那么Hypervisor對GuestOS進行中斷注入操作；否則Hypervisor根據(jù)GuestOS所保存的內(nèi)核棧地址信息直接進行GuestOS 現(xiàn)場的恢復；4)在Hypervisor對GuestOS進行中斷注入操作時，Hypervisor讀取其保存的 GuestOS的中斷注入點，從而使得系統(tǒng)從Hypervisor跳轉(zhuǎn)到GuestOS的中斷注入點，完成中斷服務程序的執(zhí)行；完成中斷服務程序的執(zhí)行之后，GuestOS根據(jù)之前Hypervisor保存的現(xiàn)場進行GuestOS現(xiàn)場的恢復。具體的Hypervisor對虛擬中斷標志、虛擬中斷控制器和服務線程的管理為借鑒已有的硬件中斷標志，在Hypervisor中實現(xiàn)虛擬中斷標志VIFlags (該中斷標志由整型變量來表示)。原有對于硬件中斷標志的操作現(xiàn)在是對VIFlags進行操作。 Hypervisor虛擬VIFlags并以VIFlags作為虛擬中斷標志位來對虛擬中斷進行操作當 VIFlags為1時上層Linux不響應中斷，VIFlags為O時響應中斷。而對于Linux運行時的中斷具有兩種情景第一個情景是Linux處于用戶態(tài)時情景。需要完成用戶態(tài)現(xiàn)場保存，中斷執(zhí)行，以及根據(jù)虛擬中斷標志位和虛擬中斷控制器判斷是否需要完成對Linux的中斷注入。 第二是情景是Linux處于內(nèi)核態(tài)時的情景。需要完成內(nèi)核態(tài)現(xiàn)場保存，中斷執(zhí)行， 以及根據(jù)虛擬中斷標志位和虛擬中斷控制器判斷是否需要完成對Linux的中斷注入。參見圖3，Linux用戶態(tài)時響應硬件中斷而不進行中斷注入的情景當Linux運行于用戶態(tài)時發(fā)生硬件中斷，Linux讓出CPU(A-B)，從Linux用戶態(tài)切換到Hypervisor，處理器的模式發(fā)生了改變，從處理器的用戶態(tài)切換到了處理器的特權(quán)態(tài)。在Hypervisor中可以直接獲取Linux當前進程的內(nèi)核棧。Hypervisor對Linux的現(xiàn)場進行保存將Linux的用戶態(tài)現(xiàn)場保存在該內(nèi)核棧中，并將該內(nèi)核棧地址信息保存到 Hypervisor中；在該棧環(huán)境下進行中斷服務程序的執(zhí)行，完成中斷服務程序的執(zhí)行之后， Hypervisor根據(jù)之前Hypervisor保存的現(xiàn)場進行Linux現(xiàn)場的恢復。參見圖4，Linux用戶態(tài)時響應硬件中斷并進行中斷注入的情景與圖3不同的是在圖4情景下Hypervisor響應中斷。Hypervisor進行中斷注入時，Hypervisor首先在Linux用戶態(tài)中斷點處(C處)進行中斷注入，Hypervisor在Linux 內(nèi)核態(tài)完成中斷的執(zhí)行后，在中斷返回時調(diào)用所保存的內(nèi)核棧地址信息，Linux從用戶態(tài)中斷注入點執(zhí)行當前進行程序。參見圖5，Linux內(nèi)核態(tài)響應硬件中斷而不進行中斷注入的情景當Linux運行于內(nèi)核態(tài)時系統(tǒng)發(fā)生中斷，Linux讓出CPU，Hypervisor將GuestOS 的內(nèi)核態(tài)的現(xiàn)場保存到Linux當前進程的內(nèi)核棧中，并將該內(nèi)核棧地址信息保存到 Hypervisor中；Hypervisor在該棧環(huán)境下進行中斷服務程序的執(zhí)行。完成中斷服務程序的執(zhí)行之后，Hypervisor根據(jù)之前Hypervisor保存的現(xiàn)場進行Linux現(xiàn)場的恢復。參見圖6，Linux內(nèi)核態(tài)響應硬件中斷并進行中斷注入的情景與圖5不同的是，Hypervisor響應中斷后，需要進行中斷注入。Hypervisor在 Linux內(nèi)核態(tài)中斷點處進行中斷注入，Linux響應中斷，完成中斷執(zhí)行后，Linux返回到內(nèi)核態(tài)中斷點處繼續(xù)執(zhí)行當前進行程序。在Linux內(nèi)核態(tài)B點進行中斷注入操作，完成中斷執(zhí)行后，返回到B點繼續(xù)執(zhí)行(該Linux不支持搶占，因此對于內(nèi)核態(tài)發(fā)生的中斷不會在中斷返回時發(fā)生調(diào)度)。虛擬化后的Linux是作為一個進程被Hypervisor所分時調(diào)度的，因此其執(zhí)行的時間是被打斷的時間片，從物理時間上來講是不連續(xù)的。但是從Linux的角度來看的話，其運行在自己的連續(xù)虛擬時間之上，Linux運行之外的時間是Linux不可見的。從圖4和圖6所示可見Hypervisor中的運行對于Linux來說是不可見的。如圖6所示在Linux的虛擬時間上進程在B點被中斷所打斷，通過中斷注入從C點執(zhí)行中斷服務程序，執(zhí)行完中斷服務程序恢復到B點繼續(xù)執(zhí)行原有上下文。如圖4所示在Linux的虛擬時間上進程在A點被中斷所打斷，通過中斷注入從C點執(zhí)行中斷服務程序，執(zhí)行完中斷服務程序恢復到A點繼續(xù)執(zhí)行原有上下文。
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權(quán)利要求
1.一種面向嵌入式Hypervisor的中斷虛擬化操作方法，其特征在于，包括以下步驟1)對Hypervisor之上的GuestOS所在域創(chuàng)建虛擬中斷標志和虛擬中斷控制器，并創(chuàng)建用于產(chǎn)生虛擬設備中斷的服務線程；Hypervisor對虛擬中斷標志、虛擬中斷控制器和服務線程進行管理，實現(xiàn)虛擬中斷的產(chǎn)生和操作；2)當GuestOS運行時發(fā)生硬件中斷，由Hypervisor來響應中斷，GuestOS讓出CPU， 中斷GuestOS當前程序的執(zhí)行，Hypervisor將GuestOS的現(xiàn)場保存到GuestOS當前進程的內(nèi)核棧中；Hypervisor在該內(nèi)核棧環(huán)境執(zhí)行中斷服務程序，并將該內(nèi)核棧地址信息保存到 Hypervisor ；3)Hypervisor完成對硬件中斷的響應之后，若該硬件中斷最終需要傳遞給某一 GuestOS,那么Hypervisor喚醒該GuestOS所在域中的服務線程，對虛擬中斷控制器進行操作，將中斷信息記錄在虛擬中斷控制器中；當GuestOS被Hypervisor調(diào)度執(zhí)行后，首先進行中斷注入的判斷，若GuestOS所在域虛擬中斷標志為0，且虛擬中斷控制器有中斷未決，那么Hypervisor對GuestOS進行中斷注入操作；否則Hypervisor根據(jù)GuestOS所保存的內(nèi)核棧地址信息直接進行GuestOS現(xiàn)場的恢復；4)在Hypervisor對GuestOS進行中斷注入操作時，Hypervisor讀取其保存的GuestOS 的中斷注入點，從而使得系統(tǒng)從Hypervisor跳轉(zhuǎn)到GuestOS的中斷注入點，完成中斷服務程序的執(zhí)行；完成中斷服務程序的執(zhí)行之后，GuestOS根據(jù)之前Hypervisor保存的現(xiàn)場進行GuestOS現(xiàn)場的恢復。
2.如權(quán)利要求1所述的面向嵌入式Hypervisor的中斷虛擬化操作方法，其特征在于， 所述的服務線程產(chǎn)生虛擬設備中斷由硬件中斷驅(qū)動，當硬件中斷需要上層GuestOS獲取其信息時，Hypervisor通過調(diào)用服務線程的執(zhí)行產(chǎn)生虛擬設備中斷讓GuestOS獲取硬件中斷 fn息ο
3.如權(quán)利要求1所述的面向嵌入式Hypervisor的中斷虛擬化操作方法，其特征在于， Hypervisor和GuestOS對虛擬中斷標志進行管理，當虛擬中斷標志為1時，GuestOS不響應虛擬中斷，當虛擬中斷標志為O時，還需要虛擬中斷控制器的判定；服務線程對虛擬中斷控制器進行操作，將中斷信息保存到虛擬中斷控制器中；當虛擬中斷標志和虛擬中斷控制器均有效時，GuestOS響應中斷；否則GuestOS不響應中斷。
4.如權(quán)利要求1所述的面向嵌入式Hypervisor的中斷虛擬化操作方法，其特征在于， 當硬件中斷最終需要傳遞給GuestOS時，服務線程通過對虛擬中斷控制器的未決變量進行置一操作，將中斷信息記錄在虛擬中斷控制器中。
5.如權(quán)利要求1所述的基于I型Hypervisor的中斷虛擬化操作方法，其特征在于，當 GuestOS運行于用戶態(tài)時發(fā)生中斷，GuestOS讓出CPU，處理器從用戶態(tài)切換到了處理器的特權(quán)態(tài)，Hypervisor直接獲取GuestOS當前進程的內(nèi)核棧，將GuestOS的用戶態(tài)現(xiàn)場保存在該內(nèi)核棧中，并將該內(nèi)核棧地址信息保存到Hypervisor中，Hypervisor在該棧環(huán)境下進行中斷服務程序的執(zhí)行；Hypervisor響應中斷后，需要進行中斷注入時，Hypervisor首先在GuestOS用戶態(tài)中斷點處進行中斷注入，Hypervisor在GuestOS內(nèi)核態(tài)完成中斷的執(zhí)行后，在中斷返回時調(diào)用所保存的內(nèi)核棧地址信息，GuestOS從用戶態(tài)中斷注入點執(zhí)行當前進行程序。
6.如權(quán)利要求1所述的基于I型Hypervisor的中斷虛擬化操作方法，其特征在于，當 GuestOS運行于內(nèi)核態(tài)時系統(tǒng)發(fā)生中斷，GuestOS讓出CPU，Hypervisor將GuestOS的內(nèi)核態(tài)的現(xiàn)場保存到GuestOS當前進程的內(nèi)核棧中，并將該內(nèi)核棧地址信息保存到Hypervisor 中，Hypervisor在該棧環(huán)境下進行中斷服務程序的執(zhí)行；Hypervisor響應中斷后，需要進行中斷注入時，Hypervisor在GuestOS內(nèi)核態(tài)中斷點處進行中斷注入，GuestOS相應中斷，完成中斷執(zhí)行后，GuestOS返回到內(nèi)核態(tài)中斷點處繼續(xù)執(zhí)行當前進行程序。
7.如權(quán)利要求1所述的基于I型Hypervisor的中斷虛擬化操作方法，其特征在于，所述的GuestOS為Linux操作系統(tǒng)。
全文摘要
本發(fā)明公開了面向嵌入式Hypervisor的中斷虛擬化操作方法，Hypervisor對硬件中斷進行了接管，提供給上層GuestOS虛擬化中斷，通過運行在Hypervisor之上的服務線程模擬中斷事件。GuestOS不響應硬件中斷，而是通過Hypervisor的中斷注入操作執(zhí)行虛擬中斷服務程序。Hypervisor產(chǎn)生中斷注入，GuestOS在原來讓出CPU的棧環(huán)境下進行中斷服務程序的執(zhí)行。這樣直接使用原有現(xiàn)場環(huán)境避免了拷貝。與Xen中的虛擬化方案相比，減少了現(xiàn)場保存操作，從而可以更加高效的進行中斷的響應。
文檔編號G06F9/48GK102279769SQ20111019164
公開日2011年12月14日 申請日期2011年7月8日 優(yōu)先權(quán)日2011年7月8日
發(fā)明者展華益, 張恩陽, 張朋豐, 李國輝, 李鐵強, 梅魁志 申請人:西安交通大學