【原创】Linux虚拟化KVM-Qemu分析（八）之virtio初探

背景

• Read the fucking source code!  --By 鲁迅
• A picture is worth a thousand words. --By 高尔基

说明：

1. KVM版本：5.9.1
2. QEMU版本：5.0.0
3. 工具：Source Insight 3.5， Visio

概述

• 从本文开始将研究一下virtio；
• 本文会从一个网卡虚拟化的例子来引入virtio，并从大体架构上进行介绍，有个宏观的认识；
• 细节的阐述后续的文章再跟进；

1. 网卡

1.1 网卡工作原理

先来看一下网卡的架构图（以Intel的82540为例）：

• OSI模型，将网络通信中的数据流划分为7层，最底下两层为物理层和数据链路层，对应到网卡上就是PHY和MAC控制器；
• PHY：对应物理层，负责通信设备与网络媒介（网线）之间的互通，它定义传输的光电信号、线路状态等；
• MAC控制器：对应数据链路层，负责网络寻址、错误侦测和改错等；
• PHY和MAC通过MII/GMII(Media Independent Interface)和MDIO(Management Data Input/output)相连；
• MII/GMII(Gigabit MII)：由IEEE定义的以太网行业标准，与媒介无关，包含数据接口和管理接口，用于网络数据传输；
• MDIO接口，也是由IEEE定义，一种简单的串行接口，通常用于控制收发器，并收集状态信息等；
• 网卡通过PCI接口接入到PCI总线中，CPU可以通过访问BAR空间来获取数据包，也有网卡直接挂在内存总线上；
• 网卡还有一颗EEPROM芯片，用于记录厂商ID、网卡的MAC地址、配置信息等；

我们主要关心它的数据流，所以，看看它的工作原理吧：

• 网络包的接收与发送，都是典型的生产者-消费者模型，简单来说，CPU会在内存中维护两个ring-buffer，分别代表RX和TX，ring-buffer中存放的是描述符，描述符里包含了一个网络包的信息，包括了网络包地址、长度、状态等信息；
• ring-buffer有头尾两个指针，发送端为：TDH(Transmit Descriptor Head)和TDT(Transmit Descriptor Tail)，同理，接收端为：RDH(Receive Descriptor Head)和RDT(Receive Descriptor Tail)，在数据传输时，由CPU和网卡来分开更新头尾指针的值，这也就是生产者更新尾指针，消费者更新头指针，永远都是消费者追着生产者跑，ring-buffer也就能转起来了；
• 数据的传输，使用DMA来进行搬运，CPU的拷贝显然是一种低效的选择。在之前PCI系列分析文章中分析过，PCI设备有自己的BAR空间，可以通过DMA在BAR空间和DDR空间内进行搬运；

1.2 Linux网卡驱动

在网卡数据流图中，我们也基本看到了网卡驱动的影子，驱动与网卡之间是异步通信：

• 驱动程序负责硬件的初始化，以及TX和RX的ring-buffer的创建及初始化；
• ndo_start_xmit负责将网络包通过驱动程序发送出去，netif_receive_skb负责通过驱动程序接收网络包数据；
• 数据通过struct sk_buff来存储；
• 发送数据时，CPU负责准备TX网络包数据以及描述符资源，更新TDT指针，并通知NIC可以进行数据发送了，当数据发送完毕后NIC通过中断信号通知CPU进行下一个包的处理；
• 接收数据时，CPU负责准备RX的描述符资源，接收数据后，NIC通过中断通知CPU，驱动程序通过调度内核线程来处理网络包数据，处理完成后进行下一包的接收；

2. 网卡全虚拟化

2.1 全虚拟化方案

全虚拟化方案，通过软件来模拟网卡，Qemu+KVM的方案如下图：

• Qemu中，设备的模拟称为前端，比如e1000，前端与后端通信，后端再与底层通信，我们来分别看看发送和接收处理的流程；

 

• 发送：

1. Guest OS在准备好网络包数据以及描述符资源后，通过写TDT寄存器，触发VM的异常退出，由KVM模块接管；
2. KVM模块返回到Qemu后，Qemu会检查VM退出的原因，比如检查到e1000寄存器访问出错，因而触发e1000前端工作；
3. Qemu能访问Guest OS中的地址内容，因而e1000前端能获取到Guest OS内存中的网络包数据，发送给后端，后端再将网络包数据发送给TUN/TAP驱动，其中TUN/TAP为虚拟网络设备；
4. 数据发送完成后，除了更新ring-buffer的指针及描述符状态信息外，KVM模块会模拟TX中断；
5. 当再次进入VM时，Guest OS看到的是数据已经发送完毕，同时还需要进行中断处理；
6. Guest OS跑在vCPU线程中，发送数据时相当于会打算它的执行，直到处理完后再恢复回来，也就是一个严格的同步处理过程；

接收：

1. 当TUN/TAP有网络包数据时，可以通过读取TAP文件描述符来获取；
2. Qemu中的I/O线程会被唤醒并触发后端处理，并将数据发送给e1000前端；
3. e1000前端将数据拷贝到Guest OS的物理内存中，并模拟RX中断，触发VM的退出，并由KVM模块接管；
4. KVM模块返回到Qemu中进行处理后，并最终重新进入Guest OS的执行中断处理；
5. 由于有I/O线程来处理接收，能与vCPU线程做到并行处理，这一点与发送不太一样；

2.2 弊端

• Guest OS去操作寄存器的时候，会触发VM退出，涉及到KVM和Qemu的处理，并最终再次进入VM，overhead较大；
• 不管是在Host还是Guest中，中断处理的开销也很大，中断涉及的寄存器访问也较多；
• 软件模拟的方案，吞吐量性能也比较低，时延较大；

所以，让我们大声喊出本文的主角吧！

3. 网卡半虚拟化

在进入主题前，先思考几个问题：

1. 全虚拟化下Guest可以重用驱动、网络协议栈等，但是在软件全模拟的情况下，我们是否真的需要去访问寄存器吗（比如中断处理），真的需要模拟网卡的自协商机制以及EEPROM等功能吗？
2. 是否真的需要模拟大量的硬件控制寄存器，而这些寄存器在软件看来毫无意义？
3. 是否真的需要生产者/消费者模型的通知机制（寄存器访问、中断）？

3.1 virtio

网卡的工作过程是一个生产者消费者模型，但是在前文中可以看出，在全虚拟化状态下存在一些弊端，一个更好的生产者消费者模型应该遵循以下原则：

1. 寄存器只被生产者使用去通知消费者ring-buffer有数据（消费者可以继续消费），而不再被用作存储状态信息；
2. 中断被消费者用来通知生产者ring-buffer是非满状态（生产者可以继续生产）；
3. 生产者和消费者的状态信息应该存储在内存中，这样读取状态信息时不需要VM退出，减少overhead；
4. 生产者和消费者跑在不同的线程中，可以并行运行，并且尽可能多的处理任务；
5. 非必要情况下，相互之间的通知应该避免使用；
6. 忙等待（比如轮询）不是一个可以接受的通用解决方案；

基于上述原则，我们来看看从特殊到一般的过程：

• 第一行是针对网卡的实现，第二行更进一步的抽象，第三行是通用的解决方案了，对I/O操作的虚拟化通用支持；

所以，在virtio的方案下，网卡的虚拟化看上去就是下边这个样子了：

• Hypervisor和Guest都需要实现virtio，这也就意味着Guest的设备驱动知道自己本身运行在VM中；
• virtio的目标是高性能的设备虚拟化，已经形成了规范来定义标准的消息传递API，用于驱动和Hypervisor之间的传递，不同的驱动和前端可以使用相同的API；
• virtio驱动（比如图中的virtio-net driver）的工作是将OS-specific的消息转换成virtio格式的消息，而对端（virtio-net frontend）则是做相反的工作；

virtio的数据传递使用scatter-gather list（sg-list）：

• sg-list是概念上的（物理）地址和长度对的链表，通常作为数组来实现；
• 每个sg-list描述一个多块的buffer，消费者用它来作为输入或输出操作；

 
virtio的核心是virtqueue(VQ)的抽象：

• VQ是队列，sg-list会被Guest的驱动放置到VQ中，以供Hypervisor来消费；
• 输出sg-list用于向Hypervisor来发送数据，而输入sg-list用于接收Hypervisor的数据；
• 驱动可以使用一个或多个virqueue；

1. 当Guest的驱动产生一个sg-list时，调用add_buf(SG, Token)入列；
2. Hypervisor进行出列操作，并消费sg-list，并将sg-list push回去；
3. Guest通过get_buf()进行清理工作；

上图说的是数据流方向，那么事件的通知机制如下：

• 当Guest驱动想要Hypervisor消费sg-list时，通过VQ的kick来进行通知；
• 当Hypervisor通知Guest驱动已经消费完了，通过interupt来进行通知；

大体的数据流和控制流讲完了，细节实现后续再跟进了。

3.2 半虚拟化方案

那么，半虚拟化框架下的网卡虚拟化数据流是啥样的呢？

• 发送

• 接收

相信你应该对virtio有个大概的了解了，好了，收工。