CN102279769A - 一种面向嵌入式Hypervisor 的中断虚拟化操作方法 - Google Patents

Abstract

本发明公开了面向嵌入式Hypervisor的中断虚拟化操作方法，Hypervisor对硬件中断进行了接管，提供给上层GuestOS虚拟化中断，通过运行在Hypervisor之上的服务线程模拟中断事件。GuestOS不响应硬件中断，而是通过Hypervisor的中断注入操作执行虚拟中断服务程序。Hypervisor产生中断注入，GuestOS在原来让出CPU的栈环境下进行中断服务程序的执行。这样直接使用原有现场环境避免了拷贝。与Xen中的虚拟化方案相比，减少了现场保存操作，从而可以更加高效的进行中断的响应。

Description

一种面向嵌入式Hypervisor 的中断虚拟化操作方法

技术领域

本发明属于嵌入式虚拟机技术领域，涉及一种面向嵌入式Hypervisor的中断虚拟化操作方法。

背景技术

在I型Hypervisor系统中，Hypervisor作为系统软件直接运行在硬件平台之上，可以直接管理物理设备并支持运行在Hypervisor之上的操作系统GuestOS(客户操作系统)，通过Hypervisor提供的接口为GuestOS服务。

当GuestOS运行于实际硬件时，GuestOS直接响应由硬件设备产生的外部中断，硬件中断打断GuestOS的执行，需要让出现场，以执行中断服务程序；进程上下文的信息保存到Linux内核栈中，中断服务程序的执行使用的栈环境是中断前的进程的内核栈。而对中断进行虚拟化，需要模拟未虚拟化时GuestOS对中断的处理情景，这样才能够使得GuestOS在虚拟化后正确的运行。这部分包括了GuestOS被中断打断后的现场保存以及中断服务程序的执行。同时为了实现中断虚拟化，需要对中断事件进行模拟。

现有的流行虚拟化方案有Xen。Xen同样也对中断进行了虚拟化实现。响应硬件中断时，Xen负责将GuestOS的现场保存到Xen中，当GuestOS需要被执行时，Xen负责从Xen恢复GuestOS的现场。

发明内容

本发明解决的问题在于提供一种面向嵌入式Hypervisor的中断虚拟化操作方法，直接使用原有现场进行中断服务程序的执行，比较Xen中的虚拟化方案其减少了现场保存操作，从而可以更加高效的进行中断的响应。

本发明是通过以下技术方案来实现：

一种面向嵌入式Hypervisor的中断虚拟化操作方法，包括以下步骤：

1)对Hypervisor之上的GuestOS所在域创建虚拟中断标志和虚拟中断控制器，并创建用于产生虚拟设备中断的服务线程；

Hypervisor对虚拟中断标志、虚拟中断控制器和服务线程进行管理，实现虚拟中断的产生和操作；

2)当GuestOS运行时发生中断，由Hypervisor来响应中断，GuestOS让出CPU，中断GuestOS当前程序的执行，Hypervisor将GuestOS的现场保存到GuestOS当前进程的内核栈中；Hypervisor在该内核栈环境执行中断服务程序，并将该内核栈地址信息保存到Hypervisor；

3)Hypervisor完成对硬件中断的响应之后，若该硬件中断最终需要传递给某一GuestOS，那么Hypervisor唤醒该GuestOS所在域中的服务线程，对虚拟中断控制器进行操作，将中断信息记录在虚拟中断控制器中；

当GuestOS被Hypervisor调度执行后，首先进行中断注入的判断，若GuestOS所在域虚拟中断标志为0，且虚拟中断控制器有中断未决，那么Hypervisor对GuestOS进行中断注入操作；否则Hypervisor根据GuestOS所保存的内核栈地址信息直接进行GuestOS现场的恢复；

4)在Hypervisor对GuestOS进行中断注入操作时，Hypervisor读取其保存的GuestOS的中断注入点，从而使得系统从Hypervisor跳转到GuestOS的中断注入点，完成中断服务程序的执行；完成中断服务程序的执行之后，GuestOS根据之前Hypervisor保存的现场进行GuestOS现场的恢复。

所述的服务线程产生虚拟设备中断由硬件中断驱动，当硬件中断需要上层GuestOS获取其信息时，Hypervisor通过调用服务线程的执行产生虚拟设备中断让GuestOS获取硬件中断信息。

所述的Hypervisor和GuestOS对虚拟中断标志进行管理，当虚拟中断标志为1时，GuestOS不响应虚拟中断，当虚拟中断标志为0时，还需要虚拟中断控制器的判定；

服务线程对虚拟中断控制器进行操作，将中断信息保存到虚拟中断控制器中；

当虚拟中断标志和虚拟中断控制器均有效时，GuestOS响应中断；否则GuestOS不响应中断。

当硬件中断最终需要传递给GuestOS时，服务线程通过对虚拟中断控制器的未决变量进行置一操作，将中断信息记录在虚拟中断控制器中。

当GuestOS运行于用户态时发生中断，GuestOS让出CPU，处理器从用户态切换到了处理器的特权态，Hypervisor直接获取GuestOS当前进程的内核栈，将GuestOS的用户态现场保存在该内核栈中，并将该内核栈地址信息保存到Hypervisor中，Hypervisor在该栈环境下进行中断服务程序的执行；

Hypervisor响应中断后，需要进行中断注入时，Hypervisor首先在GuestOS用户态中断点处进行中断注入，Hypervisor在GuestOS内核态完成中断的执行后，在中断返回时调用所保存的内核栈地址信息，GuestOS从用户态中断注入点执行当前进行程序。

当GuestOS运行于内核态时系统发生中断，GuestOS让出CPU，Hypervisor将GuestOS的内核态的现场保存到GuestOS当前进程的内核栈中，并将该内核栈地址信息保存到Hypervisor中，Hypervisor在该栈环境下进行中断服务程序的执行；

Hypervisor响应中断后，需要进行中断注入时，Hypervisor在GuestOS内核态中断点处进行中断注入，GuestOS相应中断，完成中断执行后，GuestOS返回到内核态中断点处继续执行当前进行程序。

所述的GuestOS为Linux操作系统。

与现有技术相比，本发明具有以下有益的技术效果：

本发明提供的面向嵌入式Hypervisor的中断虚拟化操作方法，Hypervisor对硬件中断进行了接管，提供给上层GuestOS虚拟化中断，通过运行在Hypervisor之上的服务线程模拟中断事件。GuestOS不响应硬件中断，而是通过Hypervisor的中断注入操作执行虚拟中断服务程序。

系统响应硬件中断时，Hypervisor负责将GuestOS的现场保存到GuestOS的栈环境中，并直接使用该栈环境进行中断服务程序的执行。Hypervisor产生中断注入，在原来让出CPU的栈环境下进行中断服务程序的执行。这样直接使用原有现场环境避免了拷贝。与Xen中的虚拟化方案相比，减少了现场保存操作，从而可以更加高效的进行中断的响应。

附图说明

图1为I型Hypervisor结构图；

图2为支持服务线程产生虚拟设备中断的Hypervisor结构图；

图3为Linux用户态时响应硬件中断而不进行中断注入的流程示意图；

图4为Linux用户态时响应硬件中断并进行中断注入的流程示意图；

图5为Linux内核态响应硬件中断而不进行中断注入的流程示意图；

图6为Linux内核态响应硬件中断并进行中断注入的流程示意图。

具体实施方式

本发明提供的面向嵌入式Hypervisor的中断虚拟化操作方法，主要包括了以下四个方面：1)Hypervisor对GuestOS所在域创建虚拟中断标志和虚拟中断控制器以及产生虚拟中断的服务线程；2)Hypervisor对硬件中断进行管理；3)服务线程产生虚拟中断；4)Hypervisor完成对GuestOS的中断注入操作。具体将GuestOS选定主流的Linux操作系统(Linux2.6.28内核)，进行以下具体的说明，所述是对本发明的解释而不是限定。

参见图1所示的I型Hypervisor结构图，Hypervisor作为系统软件直接运行在硬件平台之上，可以直接管理物理设备并支持运行在Hypervisor之上的操作系统GuestOS，通过Hypervisor提供的接口为GuestOS服务。

参见图2支持服务线程产生虚拟设备中断的Hypervisor结构图，GuestOS响应由Hypervisor管理的服务线程产生虚拟中断。

虚拟化之前，中断事件由硬件产生，Linux直接响应外部中断。外部中断事件是硬件设备产生的，对于虚拟化之后Linux不响应由硬件设备产生的中断，而是响应虚拟中断。

虚拟中断的产生以Hypervisor上的服务线程的方式给出：对Hypervisor之上的GuestOS所在域创建虚拟中断标志和虚拟中断控制器，并创建用于产生虚拟设备中断的服务线程；Hypervisor之上Linux所在域中对应于各个虚拟设备都具有这样一组服务线程：模拟物理设备的运行机制，同时也模拟了物理设备的中断的产生。Hypervisor对GuestOS所在域中的服务线程进行管理，通过服务线程实现虚拟中断。

服务线程用于产生虚拟设备中断，它代表着虚拟设备的执行。服务线程的产生是由硬件中断驱动的，当硬件中断需要上层GuestOS获取其信息时，Hypervisor通过调用服务线程的执行产生虚拟中断让GuestOS获取硬件中断信息。服务线程通过对虚拟中断控制器的未决变量进行置一操作来实现虚拟设备中断。

Hypervisor和GuestOS对虚拟中断标志进行管理，当虚拟中断标志为1时，GuestOS不响应虚拟中断，当虚拟中断标志为0时，还需要虚拟中断控制器的判定；服务线程对虚拟中断控制器进行操作，当硬件中断最终需要传递给GuestOS时，服务线程通过对虚拟中断控制器的未决变量进行置一操作，将中断信息记录在虚拟中断控制器中；当虚拟中断标志和虚拟中断控制器均有效时，GuestOS响应中断；否则GuestOS不响应中断。

面向嵌入式Hypervisor的中断虚拟化操作方法，其特征在于，包括以下步骤：

1)对Hypervisor之上的GuestOS所在域创建虚拟中断标志和虚拟中断控制器，并创建用于产生虚拟设备中断的服务线程；

Hypervisor对虚拟中断标志、虚拟中断控制器和服务线程进行管理，实现虚拟中断的产生和操作；

2)当GuestOS运行时发生中断，由Hypervisor来响应中断，GuestOS让出CPU，中断GuestOS当前程序的执行，Hypervisor将GuestOS的现场保存到GuestOS当前进程的内核栈中；Hypervisor在该内核栈环境执行中断服务程序，并将该内核栈地址信息保存到Hypervisor；

3)Hypervisor完成对硬件中断的响应之后，若该硬件中断最终需要传递给某一GuestOS，那么Hypervisor唤醒该GuestOS所在域中的服务线程，对虚拟中断控制器进行操作，将中断信息记录在虚拟中断控制器中；

当GuestOS被Hypervisor调度执行后，首先进行中断注入的判断，若GuestOS所在域虚拟中断标志为0，且虚拟中断控制器有中断未决，那么Hypervisor对GuestOS进行中断注入操作；否则Hypervisor根据GuestOS所保存的内核栈地址信息直接进行GuestOS现场的恢复；

4)在Hypervisor对GuestOS进行中断注入操作时，Hypervisor读取其保存的GuestOS的中断注入点，从而使得系统从Hypervisor跳转到GuestOS的中断注入点，完成中断服务程序的执行；完成中断服务程序的执行之后，GuestOS根据之前Hypervisor保存的现场进行GuestOS现场的恢复。

具体的Hypervisor对虚拟中断标志、虚拟中断控制器和服务线程的管理为：

借鉴已有的硬件中断标志，在Hypervisor中实现虚拟中断标志VIFlags(该中断标志由整型变量来表示)。原有对于硬件中断标志的操作现在是对VIFlags进行操作。Hypervisor虚拟VIFlags并以VIFlags作为虚拟中断标志位来对虚拟中断进行操作：当VIFlags为1时上层Linux不响应中断，VIFlags为0时响应中断。

而对于Linux运行时的中断具有两种情景：

第一个情景是Linux处于用户态时情景。需要完成用户态现场保存，中断执行，以及根据虚拟中断标志位和虚拟中断控制器判断是否需要完成对Linux的中断注入。

第二是情景是Linux处于内核态时的情景。需要完成内核态现场保存，中断执行，以及根据虚拟中断标志位和虚拟中断控制器判断是否需要完成对Linux的中断注入。

参见图3，Linux用户态时响应硬件中断而不进行中断注入的情景：

当Linux运行于用户态时发生硬件中断，Linux让出CPU(A-B)，从Linux用户态切换到Hypervisor，处理器的模式发生了改变，从处理器的用户态切换到了处理器的特权态。在Hypervisor中可以直接获取Linux当前进程的内核栈。Hypervisor对Linux的现场进行保存：将Linux的用户态现场保存在该内核栈中，并将该内核栈地址信息保存到Hypervisor中；在该栈环境下进行中断服务程序的执行，完成中断服务程序的执行之后，Hypervisor根据之前Hypervisor保存的现场进行Linux现场的恢复。

参见图4，Linux用户态时响应硬件中断并进行中断注入的情景：

与图3不同的是在图4情景下Hypervisor响应中断。Hypervisor进行中断注入时，Hypervisor首先在Linux用户态中断点处(C处)进行中断注入，Hypervisor在Linux内核态完成中断的执行后，在中断返回时调用所保存的内核栈地址信息，Linux从用户态中断注入点执行当前进行程序。

参见图5，Linux内核态响应硬件中断而不进行中断注入的情景：

当Linux运行于内核态时系统发生中断，Linux让出CPU，Hypervisor将GuestOS的内核态的现场保存到Linux当前进程的内核栈中，并将该内核栈地址信息保存到Hypervisor中；Hypervisor在该栈环境下进行中断服务程序的执行。完成中断服务程序的执行之后，Hypervisor根据之前Hypervisor保存的现场进行Linux现场的恢复。

参见图6，Linux内核态响应硬件中断并进行中断注入的情景：

与图5不同的是，Hypervisor响应中断后，需要进行中断注入。Hypervisor在Linux内核态中断点处进行中断注入，Linux响应中断，完成中断执行后，Linux返回到内核态中断点处继续执行当前进行程序。在Linux内核态B点进行中断注入操作，完成中断执行后，返回到B点继续执行(该Linux不支持抢占，因此对于内核态发生的中断不会在中断返回时发生调度)。

虚拟化后的Linux是作为一个进程被Hypervisor所分时调度的，因此其执行的时间是被打断的时间片，从物理时间上来讲是不连续的。但是从Linux的角度来看的话，其运行在自己的连续虚拟时间之上，Linux运行之外的时间是Linux不可见的。从图4和图6所示可见Hypervisor中的运行对于Linux来说是不可见的。如图6所示在Linux的虚拟时间上进程在B点被中断所打断，通过中断注入从C点执行中断服务程序，执行完中断服务程序恢复到B点继续执行原有上下文。如图4所示在Linux的虚拟时间上进程在A点被中断所打断，通过中断注入从C点执行中断服务程序，执行完中断服务程序恢复到A点继续执行原有上下文。

Claims (7)

1.一种面向嵌入式Hypervisor的中断虚拟化操作方法，其特征在于，包括以下步骤：

1)对Hypervisor之上的GuestOS所在域创建虚拟中断标志和虚拟中断控制器，并创建用于产生虚拟设备中断的服务线程；

Hypervisor对虚拟中断标志、虚拟中断控制器和服务线程进行管理，实现虚拟中断的产生和操作；

2)当GuestOS运行时发生硬件中断，由Hypervisor来响应中断，GuestOS让出CPU，中断GuestOS当前程序的执行，Hypervisor将GuestOS的现场保存到GuestOS当前进程的内核栈中；Hypervisor在该内核栈环境执行中断服务程序，并将该内核栈地址信息保存到Hypervisor；

3)Hypervisor完成对硬件中断的响应之后，若该硬件中断最终需要传递给某一GuestOS，那么Hypervisor唤醒该GuestOS所在域中的服务线程，对虚拟中断控制器进行操作，将中断信息记录在虚拟中断控制器中；

当GuestOS被Hypervisor调度执行后，首先进行中断注入的判断，若GuestOS所在域虚拟中断标志为0，且虚拟中断控制器有中断未决，那么Hypervisor对GuestOS进行中断注入操作；否则Hypervisor根据GuestOS所保存的内核栈地址信息直接进行GuestOS现场的恢复；

4)在Hypervisor对GuestOS进行中断注入操作时，Hypervisor读取其保存的GuestOS的中断注入点，从而使得系统从Hypervisor跳转到GuestOS的中断注入点，完成中断服务程序的执行；完成中断服务程序的执行之后，GuestOS根据之前Hypervisor保存的现场进行GuestOS现场的恢复。

2.如权利要求1所述的面向嵌入式Hypervisor的中断虚拟化操作方法，其特征在于，所述的服务线程产生虚拟设备中断由硬件中断驱动，当硬件中断需要上层GuestOS获取其信息时，Hypervisor通过调用服务线程的执行产生虚拟设备中断让GuestOS获取硬件中断信息。

3.如权利要求1所述的面向嵌入式Hypervisor的中断虚拟化操作方法，其特征在于，Hypervisor和GuestOS对虚拟中断标志进行管理，当虚拟中断标志为1时，GuestOS不响应虚拟中断，当虚拟中断标志为0时，还需要虚拟中断控制器的判定；

服务线程对虚拟中断控制器进行操作，将中断信息保存到虚拟中断控制器中；

当虚拟中断标志和虚拟中断控制器均有效时，GuestOS响应中断；否则GuestOS不响应中断。

4.如权利要求1所述的面向嵌入式Hypervisor的中断虚拟化操作方法，其特征在于，当硬件中断最终需要传递给GuestOS时，服务线程通过对虚拟中断控制器的未决变量进行置一操作，将中断信息记录在虚拟中断控制器中。

5.如权利要求1所述的基于I型Hypervisor的中断虚拟化操作方法，其特征在于，当GuestOS运行于用户态时发生中断，GuestOS让出CPU，处理器从用户态切换到了处理器的特权态，Hypervisor直接获取GuestOS当前进程的内核栈，将GuestOS的用户态现场保存在该内核栈中，并将该内核栈地址信息保存到Hypervisor中，Hypervisor在该栈环境下进行中断服务程序的执行；

Hypervisor响应中断后，需要进行中断注入时，Hypervisor首先在GuestOS用户态中断点处进行中断注入，Hypervisor在GuestOS内核态完成中断的执行后，在中断返回时调用所保存的内核栈地址信息，GuestOS从用户态中断注入点执行当前进行程序。

6.如权利要求1所述的基于I型Hypervisor的中断虚拟化操作方法，其特征在于，当GuestOS运行于内核态时系统发生中断，GuestOS让出CPU，Hypervisor将GuestOS的内核态的现场保存到GuestOS当前进程的内核栈中，并将该内核栈地址信息保存到Hypervisor中，Hypervisor在该栈环境下进行中断服务程序的执行；

Hypervisor响应中断后，需要进行中断注入时，Hypervisor在GuestOS内核态中断点处进行中断注入，GuestOS相应中断，完成中断执行后，GuestOS返回到内核态中断点处继续执行当前进行程序。

7.如权利要求1所述的基于I型Hypervisor的中断虚拟化操作方法，其特征在于，所述的GuestOS为Linux操作系统。

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