Type-1 hypervisor
Type-1虚拟化也叫做Bare metal, standalone, Type1
Type2 hypervisor
Type-2虚拟化也叫做hosted, Type-2
VM和vCPU(虚拟机和虚拟cpu)
在一个VM（虚拟机）中有多个vCPU，多个vCPU可能属于同一个Vritual Processor。
EL2负责管理虚拟机VM的以下功能：
• Stage 2 translation
• EL1/0 instruction and register access trapping
• Virtual exception generation
VMIDs
- 每个 VM 都分配有一个虚拟机标识符 (VMID) 。 VMID 用于标记translation lookaside buffer(TLB) 条目，以标识每个entry属于哪个 VM。 此标记允许多个不同 VM 的翻译同时出现在 TLB 中
- VMID 存储在 VTTBR_EL2 中，可以是 8 位或 16 位。 VMID 由VTCR_EL2.VS 位控制。 对 16 位 VMID 的支持是可选的，并且是在 Armv8.1-A 中添加的。
- EL2 和 EL3 翻译机制的翻译没有用 VMID 标记，因为它们不受第 2 阶段翻译的约束。
没有虚拟化时，在EL0的translation regime 中有多个应用程序，每个应用程序都有自己独立的地址空间，如果两个应用程序的虚拟地址相同，那么在缓存到TLB中时就会发生冲突，因此我们要用ASID来标志。每个应用程序的ASID都不一样，在缓存到快表时会把程序的ASID也缓存进快表。
VMID interaction with ASIDs
VMID和ASID的结合使用
- TLB entry也可以使用地址空间标识符 (ASID) 进行标记。 操作系统为应用程序分配了一个 ASID，该应用程序中的所有 TLB 条目都使用该 ASID 进行标记。 这意味着不同应用程序的 TLB entry能够共存于TLB 中，而没有一个应用程序使用属于不同应用程序的 TLB entry的可能性。
- 每个 VM 都有自己的 ASID 命名空间。 例如，两个 VM 可能都使用 ASID5，但它们将它们用于不同的事情。 ASID 和 VMID 的组合很重要。
VM访问外设的方式
VM访问外设的方式有两种： physical peripherals 和 virtual peripherals. 前者是直接将IPA映射到真实的物理外设，后者则只是一个IPA内存，并不是真实的外设region，后者会触发一个mmu fault，然后在hypervisor的异常中断中去模拟该外设。
Hypervisor模拟外设原理
• 要模拟外设，管理程序不仅需要知道访问了哪个外设，还需要知道访问了该外设中的哪个寄存器、访问是读还是写、访问的大小以及用于传输数据的寄存器 .
• 异常模型引入了 FAR_ELx 寄存器。 在处理stage 1 fault时，这些寄存器报告触发异常的虚拟地址。 虚拟地址对hypervisor没有帮助，因为hypervisor通常不知道来guest os如何配置其虚拟地址空间。 对于stage 2 fault，还有一个额外的寄存器 HPFAR_EL2，它报告中止地址的 IPA。 由于 IPA 空间由hypervisor控制，因此它可以使用此信息来确定需要模拟的寄存器。
• 异常模型显示了 ESR_ELx 寄存器如何报告有关异常的信息。 对于触发stage 2 fault的单个通用寄存器加载或存储，提供了额外的综合信息。 该信息包括访问的大小和源或目标寄存器，并允许管理程序确定对虚拟外围设备进行的访问类型。
其它Master对内存的访问
在左边情况下，Processor是知道虚拟地址以及物理地址的，在建页表时就把VA和PA的关系搭建起来了。DMA也知道PA。
但是在EL2enable下，Guest OS只支持VA和IPA，但是DMA需要知道PA，而Processor不知道PA，就是在Linux driver程序中对DMA Controller进行编程，让DMA去干活。然后在Linux driver中看到的都是VA和IPA，它是无法看到真实的PA，所以在此中情况下，Linux driver程序就无法对DMA Controller进行编程了。
解决这个问题需要加一个SMMU
因为他么使用共同的页表，因此只要IPA相同，翻译出来的PA必然相同。
Trapping and emulation of instructions
WFI指令就是进入低功耗状态，进入stand by模式。在vCPU0的视角下执行了WFI进入低功耗，但是实际是这条指令被Trap到EL2，通过软件又转到了vCPU1中。
lazy context switching 和 context switching
- traps也可以用作lazy context switching的一部分。 例如，操作系统通常会在启动期间初始化内存管理单元(MMU) 配置寄存器（TTBR_EL1、TCR_EL1 和 MAIR_EL1），然后不会再次对它们重新编程。 管理程序可以使用它来优化其上下文切换例程，方法是仅在上下文切换时恢复寄存器而不保存它们。
- 然而，操作系统可能会做一些不寻常的事情并在启动后重新编程寄存器。 为避免这导致任何问题，管理程序可以设置 HCR_EL2.TVM trap。 此设置会导致对 MMU 相关寄存器的任何写入都会在 EL2 中生成trap，
从而允许管理程序检测它是否需要更新其保存的这些寄存器的副本。 - 解释： 这两段其实就是说，对于系统寄存器，在每次切换的时候会lazy context switching。但是对于MMU寄存器，可能会在运行时被修改，所以针对MMU寄存器的控制，可以设置 HCR_EL2.TVM，这样的话在guest os写MMU寄存器的时候，就会产生trap异常）
- 注: lazy context switching 和 context switching的区别：
（1）前者，开机的时候记录下每个vcpu的context，当vcpu切换到VM时，则恢复这个vContext
（2）后者，每次的VM切换，都伴随着vContext的save和restore
MIDR and MPIDR
两个寄存器
• 使用traps来虚拟化操作需要大量计算。 该操作向 EL2 生成trapped异常，管理程序确定所需的操作，对其进行模拟，然后返回给guest os。 诸如 ID_AA64MMFR0_EL1 之类的功能寄存器不被操作系统频繁访问。 这意味着当将对这些寄存器的访问捕获到管理程序中以模拟读取时，计算是可以接受的。
• 对于更频繁访问的寄存器，或在性能关键代码中，你可能希望避免此类计算频繁。 这些寄存器及其值的示例包括：
MIDR_EL1. The type of processor, for example Cortex-A53
MPIDR_EL1. The affinity, for example core 1 of processor 2
• 管理程序可能希望来guest os查看这些寄存器的虚拟值，而不必捕获每个单独的访问。 对于这些寄存器，该架构提供了一种捕获的替代方法：
VPIDR_EL2. This is the value to return for EL1 reads of MIDR_EL1.
VMPIDR_EL2. This is the value to return for EL1 reads of MPIDR_EL1
• 管理程序可以在进入 VM 之前设置这些寄存器。 如果在 VM 中运行的软件读取 MIDR_EL1 或MPIDR_EL1，硬件将自动返回虚拟值，无需trapped。
• VMPIDR_EL2 和 VPIDR_EL2 没有定义的复位值。 在第一次进入 EL1 之前，它们必须通过启动代码进行初始化。 这一点尤其重要。
虚拟中断
在hypervisor写HCR_EL2寄存器，直接产生虚拟中断。
• HCR_EL2 中有三个位控制虚拟中断的生成：
VI = Setting this bit registers a vIRQ.
VF = Setting this bit registers a vFIQ.
VSE = Setting this bit registers a vSError
• 这种机制并没有产生vIRQ/vFIQ/vSError信号，但是写这些比特后，等效于gic断言了一个中断，并发送vIRQ/vFIQ/vSError信号到vCPU.
• 这种机制使用简单，但缺点是它只提供了一种产生中断本身的方式。 Hypervisor需要替VM读写gic寄存器。 这种hypervisor软件中的捕获和模拟gic操作会带来额外的开销。
使用 GICv2或更高版本的中断控制器。支持vIRQ/vFIQ/vSError信号。
hypervisor可以将vCPU interface映射到VM，允许该 VM 中的软件直接与 GIC 通信。 这种方式的好处是hypervisor只需要设置虚拟接口，不需要模拟。 这种方法减少了执行需要被trapped在 EL2 的次数，因此减少了虚拟化中断的开销。
SCR比特位
IMO
IMO=0，routing到EL1；IMO=1，物理中断永远被taken到EL2。
TGE
表示当前是Guest OS还是Host OS，
如果TGE=0，表示是Guest OS;如果TGE=1，表示是Host OS;
E2H
Host OS的EL2是否开启，0表示没有开启，1表示enable
TMO
TMO 表示中断的路线模型
Virtualizing the Generic Timers
在 4 毫秒的物理时间或wall-clock time,之后，每个 vCPU 已经运行了 2 毫秒。 如果 vCPU0 在 T=0 时将其比较器设置为在 3ms 后生成中断，您是否希望中断触发？
或者，您是否想要在虚拟时间 2 毫秒（即 vCPU 所经历的时间）或wall-clock time的 2 毫秒之后中断？
Arm 架构提供了两种能力，具体取决于虚拟化的用途。 在 vCPU 上运行的软件可以访问两个计时器：
• EL1 Physical Timer
EL1 物理计时器与系统计数器模块生成的计数进行比较。 使用此计时器可提wall-clock time
• EL1 Virtual Timer
EL1 虚拟计时器与虚拟计数进行比较。 虚拟计数是物理计数减去偏移量。 管理程序在寄存器中指定当前调度的 vCPU 的偏移量。 这允许它在未安排 vCPU 运行时隐藏时间的流逝。
Re-directing register accesses （重新定位寄存器访问）
在启用VHE的系统上，一个hosted VM, 它的内核是跑在EL2上的，它访问的系统寄存器，不再应该是XXX_EL1，应该是XXX_EL2。例如对于mmu的配置，访问的是TTBR0_EL2，而不是TTBR0_EL1。要在EL2上运行等效EL1的操作，那么需要将EL1寄存器重定向到EL2寄存器。设置E2H将实现此需求.
然而，这种重定向给我们留下了一个新问题。 管理程序仍然需要访问真正的_EL1 寄存器，以便它可以实现任务切换。 为了解决这个问题，引入了一组带有 xxx_EL12 或 xxx_EL02 后缀的新寄存器别名。 当在 EL2 上使用时，E2H==1，它们可以访问 EL1 寄存器以进行上下文切换。 您可以在下图中看到这一点