Popek-Goldberg 要求（Popek-Goldberg requirements）
/ POH-pek GOLD-berg /
1974 年，兩位研究者 Gerald Popek 與 Robert Goldberg 寫下了一台 CPU 必須遵守、才能讓陷阱與模擬式虛擬化「有可能成立」的規則。這是這個領域最接近定理的東西，它回答了一個尖銳的問題：給定一顆處理器的指令集，你究竟能不能在它上面造出一個高效的超管理器？他們的答案把整個問題化約成「指令集如何對待兩類指令」。
他們的分類是：特權指令（privileged）是那種在使用者模式下執行會陷入、但在核心模式下執行就能跑的指令（正是作業系統倚賴的那套機制）。敏感指令（sensitive）則是那種要嘛改變硬體的設定（控制敏感）、要嘛依當前特權或設定而有不同行為（行為敏感）的指令——簡言之，任何「在乎」那個超管理器必須加以虛擬化的機器狀態的指令。於是那條招牌定理美得很簡單：一台機器是「經典可虛擬化」的（你能造出高效的陷阱與模擬超管理器），若且唯若每一條敏感指令同時也是一條特權指令。若此成立，你讓客體跑在非特權下，每條危險指令都會陷入，超管理器再模擬它。若某條敏感指令「不是」特權指令，它就會不陷入地溜過去——而你的超管理器對它視而不見。
這正是經典 32 位元 x86 不是經典可虛擬化的原因：它有一組臭名昭著、約十七條的敏感卻非特權指令。教科書上的例子是 popf，它載入旗標暫存器；在核心模式下它能改變中斷致能旗標，但在使用者模式下執行時，它會默默忽略那一部分而「不」陷入——於是客體想改變中斷狀態的嘗試就這樣消失了、無人察覺。面對這點，工程師們改用二進位翻譯（即時改寫客體那些有風險的指令，VMware 的做法）或半虛擬化（修改客體，讓它明確呼叫超管理器，Xen 的做法），直到 Intel VT-x 與 AMD-V 加入一個硬體模式，實質上讓 x86 滿足了這些要求。
x86 指令 popf 是教科書上的犯規者：在核心模式下它能清除中斷致能旗標，但在使用者模式下它會默默丟棄那個改動、而不引發錯誤。一個讓客體跑在使用者模式的陷阱與模擬超管理器，根本看不到客體的這個嘗試，於是無法將它虛擬化。
popf 在經典 x86 上敏感卻非特權——這正是打破陷阱與模擬的那道缺口。
這條定理給的是「經典」陷阱與模擬高效運作的充分條件；它並沒有說 x86 在任何絕對意義上不可虛擬化——二進位翻譯、半虛擬化、以及後來的硬體輔助全都繞過了它。「非經典可虛擬化」是精確的說法；說「不可能」則是錯的。