内存虚拟化之影子页表

概述

对于客户机操作系统来说，存在两种常用的虚拟化方法，即full-virtualization（完全虚拟化）、para-virtualization（并行虚拟化）。由于本文讨论影子页表，因此只针对内存进行考虑，影子页表是完全虚拟化的做法，所谓完全虚拟化，是指客户机操作系统不感知自身处于虚拟环境，因此不需要修改客户机操作系统源码。对于虚拟化环境来说，存在四种地址，GVA（Guest virtual address，客户机虚拟地址）、GPA（Guest physical address，客户机物理地址）、HVA（Host virtual address，宿主机虚拟地址）、HPA（Host physical address，宿主机物理地址）。对于客户机应用程序来说，它想访问一个具体的物理地址需要两级页表转换，即GVA到GPA和GPA到HPA，本文暂不考虑宿主机应用程序，因此忽略HVA。
当硬件不提供支持内存虚拟化（例如EPT）的扩展时，硬件只有一个页表基址寄存器（例如x86下的CR3或者ARM的TTBR寄存器组），硬件无法感知此时是做GVA到GPA的转换还是GPA到HPA的转换，事实上，硬件只能完成一级页表转换，因此影子页表的本意是在VMM中创建一个客户机页表的影子页表，能够一步完成从GVA到HPA的转换，如下图所示，展示了这一过程。

影子页表的做法

首先，明确几个相关概念，以Linux 32位为例，寻址时需要32的地址号，我们知道这32位可以分为3个部分，最后12位是页偏移量，中间10位称为PT（Page Table，页表），最前面的10位称为PD（Page Descriptor，页目录）。在寻址时，首先根据前20位找到对应的物理页，在根据最后12位的偏移量找到具体内容，因此一般把前20位称为物理页帧号，引入影子页表后，就会引入三种物理页帧号，分别是GFN（Guest Frane Number，客户机页帧号），MFN（Machine Frane Number，机器物理页帧号）和SMFN（Shadow Machine Frane Number，影子宿主机物理页帧号），事实上，当我们得到一个GFN的时候，我们更希望得到这个GFN对应的SMFN，这就是影子页表性能很差的原因之一，需要做一个GFN到SMFN的转换，为了提升这部分性能，目前只要是通过hash的方式来做这个转换，在转换时还要根据影子页表的类型（主要是当前页表位于第几级，记为type），上述过程可以记为SMFN=hash(GFN,type),其实这里GFN和MFN是一样的，因此也可以记为SMFN=hash(MFN,type)。
客户机操作系统的页表不是静态的，在运行时需要修改客户机操作系统的页表，而客户机页表的修改需要同时修改VMM中对应的影子页表，因此客户机页表的修改需要被VMM截获，为了达到每次客户机页表的修改都可以通知VMM，将客户机页表设置为只读权限，因此每次修改时都会产生page fault，进入到VMM中，由VMM代替客户机操作系统修改其页表，然后更新自身的影子页表中GVA到HPA的映射关系。这就是影子页表性能很差的原因之二，因为每次修改的开销相比如非虚拟化环境有很多额外操作。

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