Xen和虚拟化技术学习指南
为了发送一个数据包，guest OS简单地将缓冲区描述符排队进发送环中。Xen复制描述符，同时为了确保安全性，还要复制数据包头并执行匹配过滤规则。数据包的有效载荷不会被复制，因为我们使用的是分散—集中式（scatter-gather）的DMA；这里要注意的是，相应的页框必须被绑定，直到数据包传送完成。为了保证公平性，Xen在数据包调度器上实现了简单的循环轮转（round-robin）算法。
为了有效地实现数据包的接收，我们需要guest OS为每一个它接收到的数据包交换一个没有使用的页框（//这个招儿挺绝的，我就不将页内容复制到我自己的页框里了，直接把这个页框纳入自己的旗下，然后再换个我没用的空页框给你，反正只要修改地址转换数组就可以了）；这就避免了需要在Xen和guest OS之间复制数据包内容的麻烦，但是这么做必须要求在网络接口中接收缓冲队列中的有页对齐的区域（//因为这么做是直接以页框为单位进行的，所以一次交换就是一页的内容，所以需要提供页对齐的缓冲区域才可以进行）。当一个数据包被接收，Xen立即检查接收规则组来确定目的VIF，然后将数据包缓冲区和相应的接收环（//接收环存在于各个domain中）交换一个页框。如果这时没有页框可用的话，数据包就被丢弃。
3.3.6 磁盘
只有Domain 0能够不经检查地直接访问物理（IDE和SCSI）磁盘。所有其它的domain访问永久性存储介质的时候，都要通过虚拟块设备（VBD）抽象。这个抽象是由运行在Domain 0中的管理软件来创建和配置的。由Domain 0管理VBD使得Xen中的机制比较简单，不避使用更复杂的解决方案（比如Exokernel中使用的UDF[23]）。
一个VBD是由一些和所有权以及访问控制信息相关的扩展组成的，可以通过I/O环机制来访问。一个典型的guest OS磁盘调度算法将重新排定请求的优先级并把它们排进环中，这样做是为了尽量减少响应时间，并且可以有区别地进行服务（例如，由于进行投机的向前读请求的代价很高，调度器可能会选择主动先去调度后面的对同步数据的访问请求）。另外，因为Xen对真实的磁盘规划具有更完整的认识，所以我们也要在Xen中支持重新定序（//刚刚提到的是guest OS），并且可以乱序地返回响应。因此，对于guest OS来说，VBD有一点像SCSI磁盘。
在hypervisor内部还为每个VBD维护了一个转换表；整个表中的内容都由Domain 0通过特权控制接口进行安装和管理。在接收到一个磁盘请求后，Xen检查VBD标识符和偏移，并且产生相应的扇区地址和所属物理设备。许可检查也是在这个时候进行的（//检查到底能不能进行这个磁盘操作）。零复制数据传递将以DMA的方式在磁盘和绑定到该发出请求的domain上的内存页之间进行。
Xen会使用简单的循环轮转方式来成批处理各个存在竞争关系的domain发出的请求；然后，在到达磁盘硬件之前，这些请求传给标准的电梯调度器。domain可以显式地设置重定序障碍（//不许重定序）来防止在必须维持高层次语义的时候（例如，在使用了一个预写日志（write-ahead log）的时候）进行重定序。当成批的请求中能够显现出访问的公平性的时候，低层的调度能够给我们带来很好的吞吐量。下一步工作将研究使用现有的技术和调度器提供更可预测的隔离性和支持更有差别的设备。
3.4建立新的Domain
为一个新的domain建立初始的guest OS结构，这个任务很大程度上是委托给Domain 0完成的。Domain 0使用它的特权控制接口（2.3段）访问新的domain的存储空间并告知Xen该新domain的初始寄存器状态。这个方法相对于由Xen建立整个domain来说有一些优势，包括减少了hypervisor的复杂度，改进了鲁棒性（对特权接口的访问要经过完全地检查的，使得我们能够在初始阶段捕捉到大部分的bug。
最重要的是，整个建立过程易于被扩展，可以应付新的guest OS。例如，Linux内核引导时的地址空间是要比Windows XP简单得多的。我们可以为所有的guest OS指定一个固定的初始内存规划，但是这样的话就需要针对每个guest OS编写额外的引导陷阱代码用来安置操作系统所需的其它部分。不幸的是，这类代码是非常难以实现的；为了获得简单性和鲁棒性，更好的实现方法就是使用Domain 0，它能够提供比引导程序更充裕的诊断和调试支持。
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