核心把戲：讓客體跑，但當它伸手要權力時就攔下它
從第一篇你已經握有關鍵概念：hypervisor 執行客體虛擬機，而其中的客體是一整個作業系統，它被寫成相信自己擁有裸機——它預期能設定分頁表、遮蔽中斷、並直接和 CPU 的控制暫存器對話。問題一說出口就很明顯：真實的 CPU 只有一顆，它無法讓兩個核心都擁有它。那麼，你要怎麼執行一個不斷想做特權操作的客體核心，而既不真的讓它奪走機器、也不逐行重寫它？讓機器虛擬化變得可行的答案，是一個單一而漂亮的把戲，叫做陷阱並模擬（trap-and-emulate）。
它的樣貌是這樣。你把客體的普通指令——加法、載入、儲存，這些構成任何程式幾乎全部內容、無害的算術與記憶體操作——直接在真實 CPU 上以原生全速執行。對那些指令沒有直譯器、也沒有任何拖慢，因為客體並不特別；它只是程式碼。hypervisor 只需要在客體想做某件會影響真實機器狀態的事時介入——一條特權指令，例如重新載入分頁表暫存器或停住 CPU。而硬體早就有一個正好用來逮住這種事的機制，那是你在下兩級就遇過的：你把客體跑在沒有特權的使用者模式，於是它一執行特權指令，CPU 就拒絕並引發一個陷阱——一個一般保護錯誤（general-protection fault）——把控制權猛地拉給特權最高的程式碼：hypervisor。
現在是後半段：模擬（emulate）。hypervisor 逮住陷阱，看客體本來想執行哪條指令、帶著什麼運算元，然後代替客體做正確的事——但是對著一份私有的、虛擬的機器狀態副本來做，絕不對真實狀態做。如果客體想載入一個新的分頁表基底，hypervisor 就把這件事記進客體的虛擬 CPU 狀態（並更新它自己對真實分頁表的影子，而那正是下一篇的全部主題）。如果客體想關閉中斷，hypervisor 就只是在一個旗標裡記下「這個客體以為中斷關了」然後返回。接著它把客體儲存的指令指標推進到出錯指令之後，再恢復客體，而客體從不知道發生過任何不尋常的事。在危險的指令上設陷阱、安全地模擬它們、其餘一切原生執行——這就是全部的想法。
陷阱並模擬到底什麼時候才行得通？Popek 與 Goldberg
陷阱並模擬要能成立，唯一的前提是：每一條危險指令在以非特權方式執行時都真的會引發陷阱。只要有哪怕一條近乎特權的指令，在使用者模式下不是出錯、而是安靜地做了別的事，hypervisor 就永遠拿不到介入的機會，那個幻象也會無聲無息地破掉。1974 年，Gerald Popek 與 Robert Goldberg 把這件事講精確了，他們的結果至今仍是這個領域的基石：Popek 與 Goldberg 定理。要陳述它，你需要兩個仔細劃分的指令類別，而它們之間的差別，就是這整場遊戲的全部關鍵。
一條特權指令（privileged instruction）是指：在使用者模式執行就會引發陷阱、只有在核心模式才能執行的指令——這是 CPU 內建的圍籬。一條敏感指令（sensitive instruction）則更廣：任何會讀取或改變機器特權狀態（你正處於哪個 CPU 模式、中斷旗標、分頁表暫存器）的指令，或其行為取決於那個狀態的指令。經典的範例：想像一條把目前特權等級讀進暫存器的指令。它是敏感的——它的結果取決於真實的特權狀態——但如果硬體讓它在使用者模式下無害地執行（就只是回傳真實的環號）而不是引發陷阱，那它就不是特權指令。Popek 與 Goldberg 的定理說：陷阱並模擬之所以可行，正好是當每一條敏感指令也都是特權指令之時——也就是當危險指令的集合，是會引發陷阱的指令集合的子集合之時。若這成立，你就能把它們全部逮住。
sensitive = touches or depends on privileged state (dangerous)
privileged = traps when run in user mode (catchable)
Popek-Goldberg, virtualizable when:
{ sensitive } is a subset of { privileged }
i.e. every dangerous instruction is one we can trap
The x86 hole (pre-2005):
some sensitive instructions did NOT trap in user mode
-> classic trap-and-emulate could not catch them為什麼 x86 違反了這條規則——以及那些糟糕的補救辦法
歷史的刺點在這裡：世界上最重要的 CPU——32 位元的 x86——沒能通過 Popek-Goldberg 條件。它有一組惡名昭彰、大約十七條「敏感但不特權」的指令——最有名的例子是 popf，它把一個值彈進旗標暫存器。在核心模式下 popf 能改變「中斷啟用」旗標；在使用者模式下，同一條指令卻只是安靜地忽略那個位元、而不引發陷阱。於是一個跑 popf 來關中斷的客體核心會什麼都沒改、也得不到任何錯誤——hypervisor 永遠不會發現，客體對機器的心智模型於是與現實脫節，最終就出錯了。每個人都想虛擬化的那顆 CPU，按照嚴格的定理，根本不是傳統意義上可虛擬化的。
工程師拒絕放棄，而他們做出的變通辦法值得認識，因為它們顯示了賭注有多高。VMware 大約在 1999 年的突破是二進位翻譯（binary translation）：在執行客體核心的程式碼之前，先掃描它，並即時把那些惹麻煩的敏感指令改寫成安全的序列，讓它們真的會呼叫進 hypervisor——本質上就是在指令層級替客體打補丁，讓那些無法被陷阱攔下的指令終究還是被攔下。它行得通，是一項貨真價實的工程壯舉，但它複雜、且帶著實在的額外成本。第二條路——下一篇談 virtio 時會繞回來——是半虛擬化（paravirtualization）：別跟硬體對幹——改客體。修改客體核心的原始碼，讓它原本會執行危險指令的地方，改成發出一個明確、有禮貌的呼叫（一個 hypercall）直達 hypervisor。更快也更乾淨，但它要求一個你被允許打補丁的客體，所以它沒辦法跑一個未經修改、現成的作業系統。
VT-x：當硬體長出一個給 hypervisor 的真正位置
乾淨的解法只能來自晶片本身，而在 2005 至 2006 年它真的來了：Intel 的 VT-x 與 AMD 的 AMD-V 帶來了硬體輔助虛擬化。核心想法很優雅。與其把 hypervisor 與客體塞進同樣那四個老舊的特權環、再指望陷阱能逮住一切，CPU 加上了一個全新的執行維度：兩種模式，叫做 root（根） 與 non-root（非根）。hypervisor 跑在 VMX root 模式——這個新的、特權最高的位置，有時被畫成「環 -1」，位於客體核心之下。整個客體，包含核心在內，跑在 VMX non-root 模式，在那裡它可以使用環 0、感覺像個正常核心——但它的危險操作現在被設定成會自動彈出去給 hypervisor。
兩個新的轉換把這兩種模式縫在一起。一次 VM-entry 把硬體帶下去進入 non-root 模式以執行客體；一次 VM-exit 則是舊式陷阱的現代、硬體原生的後繼者——當客體做了某件被設定為要攔截的事，CPU 會自動儲存客體的完整狀態、切回 root 模式、把 hypervisor 落在一個已知的處理常式上，並附上一個原因碼，明確告訴它這次離開為何發生（一條特權指令、一個外部中斷、一次想碰控制暫存器的嘗試）。hypervisor 讀那個原因，對著客體的虛擬狀態模擬該操作，再發出一次 VM-entry 來恢復。這就是第一節那同一支陷阱並模擬之舞——但現在陷阱是 CPU 的頭等功能，依設計就能逮住每一條敏感指令，於是那個十七條指令的 x86 漏洞就此關上。不需要二進位翻譯、不需要打過補丁的客體：一個未經修改的 Windows 或 Linux 現在能直接作為客體執行。
這一切設定都住在一個由 hypervisor 掌控、位於記憶體中的結構裡：VMCS（虛擬機控制結構；AMD 把它的版本叫做 VMCB）。把它想成這個客體的「每虛擬機控制面板」。它保存著客體儲存下來的暫存器狀態、離開時要還原的主機狀態，以及最關鍵的一組控制位元圖（control bitmaps），讓 hypervisor 精確地調定哪些事件會引發 VM-exit——哪些例外、哪些控制暫存器寫入、某個特定 I/O 埠或某條特定指令是否該彈出去。hypervisor 對一個客體的整套政策，很大一部分就只是它在那個結構裡設下的那些位元。
它的代價，以及這條路通向何方
硬體輔助讓虛擬化變得正確又簡單，但要誠實面對代價：一次 VM-exit 並不免費。它是一次完整的硬體脈絡切換——儲存所有客體狀態、還原主機狀態、執行處理常式、回程時再反向操作一遍——成本大約是上千個週期，遠多於一次普通的函式呼叫。因此一個現代 hypervisor 的效能藝術，就是避免離開（exits）：把 VMCS 設定成讓常見、無害的操作根本不離開，只有真正稀少、真正特權的那些才離開。一個做密集運算的客體可以連續跑很長一段、零次離開、以接近原生的速度執行；一個猛敲虛擬裝置的客體則不斷離開、付出昂貴代價。這正是第一篇裡那個 type-1 對 type-2 的效能故事，如今落實在一個你可以數出來的具體事件上。
退一步，把整條弧線握住。CPU 虛擬化的解法，是讓客體原生執行、只在它伸手要特權時才設陷阱；Popek-Goldberg 條件告訴你這件事到底什麼時候才可能；x86 違反了它，於是需要二進位翻譯或半虛擬化，直到 VT-x 加上 root／non-root 的劃分、讓 VM-exit 乾淨地逮住一切。但請留意我們刻意留下的那道缺口：每次客體碰它自己的分頁表，我們都說 hypervisor 必須讓一份對真實分頁表的影子保持同步。CPU 被虛擬化了——記憶體還沒，而天真地對每一次分頁表編輯都設陷阱，會是一場昂貴離開的風暴。補上那道缺口，正是下一篇要去的地方：影子分頁表，以及硬體的答案 EPT。