裸机管理程序和它承载的操作系统是否协调系统调用？
Hoe does a bare metal hypervisor and the operating system it hosts cooridinate on system calls?
我已经阅读了大量关于裸机管理程序的文章，但从未完全了解它们与托管的 OS 交互的方式。
假设您在裸机上安装了 Unix 本身。在用户模式下，您不能触摸或影响 OS 内部结构。您通过陷入困境的系统调用来完成工作，将机器设置为内核模式，然后为您完成工作。例如，在 C 中，您可能会 malloc() 一堆，然后最终 运行 超出最初分配的内存。如果我没记错的话，malloc——当它知道内存不足时——必须对我认为是 break() 的系统进行调用。一旦进入内核模式，您的进程的页面 table 可以扩展，然后它 returns 和 malloc() 具有所需的额外内存（或类似的东西）。
但是如果您在裸机管理程序之上安装 Unix，这实际上是如何发生的？看起来，管理程序必须具有整个系统的实际页面 tables（甚至跨越 OSs）。因此，当对 Unix 进行系统调用时，Unix 不能处于内核模式，否则它可能会同时与其他 OSs 运行ning 混淆。另一方面，如果它在用户模式下 运行ning，那么在不重写 Unix 代码的情况下，实现 break 的代码将如何让管理程序知道它需要更多内存？
在大多数体系结构中，除了监督者之外还添加了另一个级别，而监督者则有所降级。内核认为自己控制着机器，但这是管理程序制造的错觉。
在 ARM 中，用户模式为 0，系统为 1，管理程序为 2。英特尔有点目光短浅（gasp），将用户设置为 3，管理程序设置为 0，因此管理程序是一种 -1。显然它不是 -1，但对于他们为此处理构建的极其丑陋的界面来说，这是一个方便的 shorthand。
在大多数体系结构中，虚拟机监控程序会安装一组额外的页面 tables，这些页面在来宾的页面 tables 之后生效。因此，您的 unix 内核认为它以 1M 物理加载，可以位于任意地址，并且您的 unix 内核认为在页面边界处连续的每个地址都可能分散在大量实际（总线）地址上。
即使您的体系结构不允许额外级别的页面 table，管理程序也可以直接 "trap & emulate" 访客构建的页面 table ，并以完全透明的方式维护一个实际的集合。然而，向更长管道的持续运动增加了每个陷阱的成本，因此非常感谢额外的级别页面 table。
因此，您的 UNIX 认为它拥有所有 8M 内存；然而它并不知道，一个偷偷摸摸的虚拟机管理程序可能会将这 8M 分页到一个非常大的软盘驱动器，并且只给它微不足道的 640K 实际 RAM。所有正常的 unix-y 东西都可以正常工作，除了它可能有一种非常迷幻的时间感，时间在交替阶段变慢和加速，因为它们的管理程序试图假装 250 毫秒的软盘访问在60 纳秒内存访问。
这就是管理程序变得困难的地方。
我已经阅读了大量关于裸机管理程序的文章，但从未完全了解它们与托管的 OS 交互的方式。
假设您在裸机上安装了 Unix 本身。在用户模式下，您不能触摸或影响 OS 内部结构。您通过陷入困境的系统调用来完成工作，将机器设置为内核模式，然后为您完成工作。例如，在 C 中，您可能会 malloc() 一堆，然后最终 运行 超出最初分配的内存。如果我没记错的话，malloc——当它知道内存不足时——必须对我认为是 break() 的系统进行调用。一旦进入内核模式，您的进程的页面 table 可以扩展，然后它 returns 和 malloc() 具有所需的额外内存（或类似的东西）。
但是如果您在裸机管理程序之上安装 Unix，这实际上是如何发生的？看起来，管理程序必须具有整个系统的实际页面 tables（甚至跨越 OSs）。因此，当对 Unix 进行系统调用时，Unix 不能处于内核模式，否则它可能会同时与其他 OSs 运行ning 混淆。另一方面，如果它在用户模式下 运行ning，那么在不重写 Unix 代码的情况下，实现 break 的代码将如何让管理程序知道它需要更多内存？
在大多数体系结构中，除了监督者之外还添加了另一个级别，而监督者则有所降级。内核认为自己控制着机器，但这是管理程序制造的错觉。
在 ARM 中，用户模式为 0，系统为 1，管理程序为 2。英特尔有点目光短浅（gasp），将用户设置为 3，管理程序设置为 0，因此管理程序是一种 -1。显然它不是 -1，但对于他们为此处理构建的极其丑陋的界面来说，这是一个方便的 shorthand。
在大多数体系结构中，虚拟机监控程序会安装一组额外的页面 tables，这些页面在来宾的页面 tables 之后生效。因此，您的 unix 内核认为它以 1M 物理加载，可以位于任意地址，并且您的 unix 内核认为在页面边界处连续的每个地址都可能分散在大量实际（总线）地址上。
即使您的体系结构不允许额外级别的页面 table，管理程序也可以直接 "trap & emulate" 访客构建的页面 table ，并以完全透明的方式维护一个实际的集合。然而，向更长管道的持续运动增加了每个陷阱的成本，因此非常感谢额外的级别页面 table。
因此，您的 UNIX 认为它拥有所有 8M 内存；然而它并不知道，一个偷偷摸摸的虚拟机管理程序可能会将这 8M 分页到一个非常大的软盘驱动器，并且只给它微不足道的 640K 实际 RAM。所有正常的 unix-y 东西都可以正常工作，除了它可能有一种非常迷幻的时间感，时间在交替阶段变慢和加速，因为它们的管理程序试图假装 250 毫秒的软盘访问在60 纳秒内存访问。
这就是管理程序变得困难的地方。