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分类: LINUX

2015-07-06 16:54:24

我们知道在KVM最新的内存虚拟化技术中,采用的是两级页表映射tdp (two-dimentional paging),客户虚拟机采用的是传统操作系统的页表,被称做guest page table (GPT),记录的是客户机虚拟地址(GVA)到客户机物理地址(GPA)的映射;而KVM维护的是第二级页表extended page table (EPT,注:AMD的体系架构中其被称为NPT,nested page table,在这篇文章中统一采用Intel的称法EPT),记录的是虚拟机物理地址(GPA)到宿主机物理地址(HPA)的映射。

在介绍主体内容之前,需要先统一下几个缩写(摘自KVM文档:linux/Documentation/virtual/kvm/mmu.txt):

  • pfn: host page frame number,宿主机中某个物理页的帧数
  • hpa: host physical address,宿主机的物理地址
  • hva: host virtual address,宿主机的虚拟地址
  • gfn: guest page frame number,虚拟机中某个物理页的帧数
  • gpa: guest physical address,虚拟机的物理地址
  • gva: guest virtual address,虚拟机的虚拟地址
  • pte: page table entry,指向下一级页表或者页的物理地址,以及相应的权限位
  • gpte: guest pte,指向GPT中下一级页表或者页的gpa,以及相应的权限位
  • spte: shadow pte,指向EPT中下一级页表或者页的hpa,以及相应的权限位
  • tdp: two dimentional paging,也就是我们所说的EPT机制

以上唯一需要解释的是spte,在这里被叫做shadow pte,如果不了解的话,会很容易和以前的shadow paging机制搞混。

KVM在还没有EPT硬件支持的时候,采用的是影子页表(shadow page table)机制,为了和之前的代码兼容,在当前的实现中,EPT机制是在影子页表机制代码的基础上实现的,所以EPT里面的pte和之前一样被叫做 shadow pte,这个会在之后进行详细的说明。

两级页表寻址 (tdp)

其实这个不是重点,就简单地贴张图吧:

tdp

在上图中,包括guest CR3在内,算上PML4E、PDPTE、PDE、PTE,总共有5个客户机物理地址(GPA),这些GPA都需要通过硬件再走一次EPT,得到下一个页表页相对应的宿主机物理地址。

接下来,也就是这篇博文主要的关注点,给定一个GPA,如何通过EPT计算出其相对应的HPA呢?换句话说,如果发生一个EPT violation,即在客户虚拟机中发现某个GPA没有映射到相对应的HPA,那么在KVM这一层会进行什么操作呢?

EPT

下图是EPT的总体结构:

ept overview

和传统的页表一样,EPT的页表结构也是分为四层(PML4、PDPT、PD、PT),EPT Pointer (EPTP)指向PML4的首地址,在没有大页(huge page)的情况下(大页会在以后的博文中说明,这篇博文不考虑大页的情况),一个gpa通过四级页表的寻址,得到相应的pfn,然后加上gpa最后12 位的offset,得到hpa,如下图所示:

ept walk

物理页与页表页

在这个过程中,有两种不同类型的页结构:物理页(physical page)和页表页(MMU page)。物理页就是真正存放数据的页,而页表页,顾名思义,就是存放页表的页,而且存放的是EPT的页表。其中,第四级(level-4)页表,也就 是EPTP指向的那个页表,是所有MMU pages的根(root),它只有一个页,包含512(4096/8)个页表项(PML4E),每个页表项指向一个第三级(level-3)的页表页 (PDPT),类似的,每个PDPT页表页也是512个页表项指向下一级页表,直到最后一级(level-1)PT,PT中的每个页表项(PTE)指向的 是一个物理页的页帧(pfn)异或上相对应的access bits。

物理页和页表页除了功能和里面存储的内容不同外,它们被创建的方式也是不同的:

  • 物理页可以通过内核提供的__get_free_page来创建,该函数最后会通过底层的alloc_page来返回一段指定大小的内存区域。
  • 页表页则是从mmu_page_cache获得,该page cache是在KVM模块初始化vcpu的时候通过linux内核中的slab机制分配好作为之后MMU pages的cache使用的。

在KVM的代码实现中,每个页表页(MMU page)对应一个数据结构kvm_mmu_page。这个数据结构是理解整个EPT机制的关键,接下来的篇幅就主要围绕这个kvm_mmu_page进行分析。

ept violation处理流程

在引入这个数据结构之前,我们先来整体了解下在发生ept violation之后KVM是如何进行处理的(也可参考这篇博文):

ept violation handle

handle_ept_violation最终会调用到arch/x86/kvm/mmu.c里面的tdp_page_fault。在该函数中,有两个大的步骤:

  • gfn_to_pfn:在这个过程中,通过gfn->memslot->hva->pfn这一系列步骤得到最后的pfn,这个过程以后会专门用一篇博客来描述;
  • __direct_map:这个函数所做的事情就是把上一步中得到的pfn和gfn的映射关系反映在EPT中,该过程是这篇博文介绍的重点。

顺便提一句,为什么这里叫direct_map呢,即这里的direct是什么意思呢?在我的理解中,这个directshadow是相对应的,direct是指在EPT的模式下进行映射,而shadow是在之前shadow paging的模式下进行映射,这主要反映在后面的kvm_mmu_get_page传参过程中(请参阅之后的介绍)。

__direct_map的主要逻辑如下(可参阅这里的解释):

arch/x86/kvm/mmu.c
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 
static int __direct_map(args...) {  ...  for_each_shadow_entry(vcpu, (u64)gfn << PAGE_SHIFT, iterator) {  if (iterator.level == level) {  mmu_set_spte(vcpu, iterator.sptep, ACC_ALL,  write, &emulate, level, gfn, pfn,  prefault, map_writable);  ...  break;  }   if (!is_shadow_present_pte(*iterator.sptep)) {  u64 base_addr = iterator.addr;   base_addr &= PT64_LVL_ADDR_MASK(iterator.level);  pseudo_gfn = base_addr >> PAGE_SHIFT;  sp = kvm_mmu_get_page(vcpu, pseudo_gfn, iterator.addr,  iterator.level - 1,  1, ACC_ALL, iterator.sptep);   link_shadow_page(iterator.sptep, sp, true);  }  }  return emulate; } 

这里的函数代码将映射的建立分成两种情况:

arch/x86/kvm/mmu.c
1 2 3 4 
if (iterator.level == level) {  mmu_set_spte(...);  ... } 
arch/x86/kvm/mmu.c
1 2 3 4 
else if (!is_shadow_present_pte(*iterator.sptep)) {  kvm_mmu_get_page(...);  link_shadow_page(...); } 

简单来说,__direct_map这个函数是根据传进来的gpa进行计算,从第4级(level-4)页表页开始,一级一级地填写相应页表项,这些都是在for_each_shadow_entry(vcpu, (u64)gfn << PAGE_SHIFT, iterator)这个宏定义里面实现的,这里不展开。这两种情况是这样子的:

  • 第一种情况是指如果当前页表页的层数(iterator.level)是最后一层(level)的页表页,那么直接通过调用mmu_set_spte(之后会细讲)设置页表项。
  • 第二种情况是指如果当前页表页A不是最后一层,而是中间某一层(leve-4, level-3, level-2),而且该页表项之前并没有初始化(!is_shadow_present_pte(*iterator.sptep)),那么需要调用kvm_mmu_get_page得到或者新建一个页表页B,然后通过link_shadow_page将其link到页表页A相对应的页表项中。

kvm_mmu_get_page

根据代码可能发生的前后关系,我们先来解释下第二种情况,即如何新建一个页表页,即之前所提到的kvm_mmu_page。

这是kvm_mmu_get_page的声明:

arch/x86/kvm/mmu.c
1 2 
static struct kvm_mmu_page *kvm_mmu_get_page(struct kvm_vcpu *vcpu, gfn_t gfn,  gva_t gaddr, unsigned level, int direct, unsigned access, u64 *parent_pte); 

首先解释下传进来的参数都是什么意思:

  • gaddr:产生该ept violation的gpa;
  • gfn:gaddr通过某些计算得到的gfn,计算的公式是(gaddr >> 12) & ~((1 << (level * 9)) - 1),这个会在之后进行解释;
  • level:该页表页对应的level,可能取值为3,2,1;
  • direct:在EPT机制下,该值始终为1,如果是shadow paging机制,该值为0;
  • access:该页表页的访问权限;
  • parent_pte:上一级页表页中指向该级页表页的页表项的地址。

下面举个例子来说明:

假设在__direct_map中,产生ept violation的gpa为0xfffff000,当前的level为3,这个时候,发现EPT中第3级的页表页对应的页表项为空,那么我们就需要创建一个第2级的页表页,然后将其物理地址填在第3级页表页对应的页表项中,那么传给kvm_mmu_get_page的参数很可能是这样子的:

  • gaddr:0xfffff000;
  • gfn: 0xc0000 (通过(0xfffff000 >> 12) & ~((1 << (3 - 1) * 9) - 1)得到);
  • level:2 (通过3 - 1得到);
  • direct:1;
  • access:7(表示可读、可写、可执行);
  • parent_pte:0xffff8800982f8018(这个是第3级页表页相应的页表项的宿主机虚拟地址hva);

struct kvm_mmu_page

接下来看看这个函数的返回值:struct kvm_mmu_page

kvm_mmu_page definition

以上是它的定义,该函数定义在arch/x86/include/asm/kvm_host.h中。那么它们分别是什么意思呢?这里先有一个大概的解释(有几个域还不确定,之后会持续更新),等会儿我们会通过一个具体的例子来说明:

kvm_mmu_page子域 解释
link 将该页结构链接到kvm->arch.active_mmu_pages和invalid_list上,标注该页结构不同的状态
hash_link KVM中会为所有的mmu_page维护一个hash链表,用于快速找到对应的kvm_mmu_page实例,详见之后代码分析
gfn 通过kvm_mmu_get_page传进来的gfn,在EPT机制下,每个kvm_mmu_page对应一个gfn,shadow paging见gfns
role kvm_mmu_page_role结构,详见之后分析
spt 该kvm_mmu_page对应的页表页的宿主机虚拟地址hva
gfns 在shadow paging机制下,每个kvm_mmu_page对应多个gfn,存储在该数组中
unsync 用在最后一级页表页,用于判断该页的页表项是否与guest的翻译同步(即是否所有pte都和guest的tlb一致)
root_rount 用在第4级页表,标识有多少EPTP指向该级页表页
unsync_children 记录该页表页中有多少个spte是unsync状态的
parent_ptes 表示有哪些上一级页表页的页表项指向该页表页(之后会详细介绍)
mmu_valid_gen 该页的generation number,用于和kvm->arch.mmu_valid_gen进行比较,比它小表示该页是invalid的
unsync_child_bitmap 记录了unsync的sptes的bitmap,用于快速查找
write_flooding_count 在页表页写保护模式下,用于避免过多的页表项修改造成的模拟(emulation)

其中,role指向了一个union kvm_mmu_page_role结构,解释如下:

kvm_mmu_page_role子域 解释
level 该页表页的层级
cr4_pae 记录了cr4.pae的值,如果是direct模式,该值为0
quadrant 暂时不清楚
direct 如果是EPT机制,则该值为1,否则为0
access 该页表页的访问权限,参见之后的说明
invalid 表示该页是否有效(暂时不确定)
nxe 记录了efer.nxe的值(暂时不清楚什么作用)
cr0_wp 记录了cr0.wp的值,表示该页是否写保护
smep_andnot_wp 记录了cr4.smep && !cr0.wp的值(暂时不确定什么作用)

kvm_mmu_get_page源码分析

在了解了大部分子域的意义之后,我们来看下kvm_mmu_get_page的代码:

arch/x86/kvm/mmu.c
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static struct kvm_mmu_page *kvm_mmu_get_page(...) {  ...  role = vcpu->arch.mmu.base_role;  role.level = level;  role.direct = direct;  if (role.direct)  role.cr4_pae = 0;  role.access = access;  ...  for_each_gfn_sp(vcpu->kvm, sp, gfn) {  ...  mmu_page_add_parent_pte(vcpu, sp, parent_pte);  ...  return sp;  }  ...  sp = kvm_mmu_alloc_page(vcpu, parent_pte, direct);  if (!sp)  return sp;  sp->gfn = gfn;  sp->role = role;  hlist_add_head(&sp->hash_link,  &vcpu->kvm->arch.mmu_page_hash[kvm_page_table_hashfn(gfn)]);  ...  sp->mmu_valid_gen = vcpu->kvm->arch.mmu_valid_gen;  init_shadow_page_table(sp);  return sp; } 
  • 一开始会初始化role,在EPT机制下,vcpu->arch.mmu.base_role最开始是被初始化为0的:
arch/x86/kvm/mmu.c
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static void init_kvm_tdp_mmu(struct kvm_vcpu *vcpu) {  ...  context->base_role.word = 0;  ... } 
  • 然后调用for_each_gfn_sp查找之前已经使用过的kvm_mmu_page,该宏根据gfn的值在kvm_mmu_page结构中的hash_link进行,具体可参阅以下代码:
arch/x86/kvm/mmu.c
1 2 3 4 
#define for_each_gfn_sp(_kvm, _sp, _gfn)  \   hlist_for_each_entry(_sp, \  &(_kvm)->arch.mmu_page_hash[kvm_page_table_hashfn(_gfn)], hash_link) \  if ((_sp)->gfn != (_gfn)) {} else 
  • 如果找到了,调用mmu_page_add_parent_pte,设置parent_pte对应的reverse map(reverse map一章会在之后对其进行详细的说明);
  • 如果该gfn对应的页表页不存在,则调用kvm_mmu_alloc_page
arch/x86/kvm/mmu.c
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static struct kvm_mmu_page *kvm_mmu_alloc_page(...) {  struct kvm_mmu_page *sp;   sp = mmu_memory_cache_alloc(&vcpu->arch.mmu_page_header_cache);  sp->spt = mmu_memory_cache_alloc(&vcpu->arch.mmu_page_cache);  ...  list_add(&sp->link, &vcpu->kvm->arch.active_mmu_pages);  sp->parent_ptes = 0;  mmu_page_add_parent_pte(vcpu, sp, parent_pte);  return sp; } 
  • 改函数调用mmu_memory_cache_alloc从之前分配好的mmu page的memory cache中得到一个kvm_mmu_page结构体实例,然后将其插入kvm->arch.active_mmu_pages中,同时调用mmu_page_add_parent_pte函数设置parent pte对应的reverse map。

一个例子

讲到这里,我们来看一个例子:

direct map

在上图中,我们假设需要映射gpa(0xfffff000)到其相对应的hpa(0x42faf000)。

另外,对于每一个MMU page,我们都列出了其相对应的kvm_mmu_page对应的页结构中几个比较关键的域的值。

对于gpa为0xfffff000的地址,其gfn为0xfffff,我们将其用二进制表示出来,并按照EPT entry的格式进行分割:

direct map ept entry

比如,对于EPT pointer指向的第4级(level-4)页表页,它的role.level为4,它的sp->spt为该页表页的hva0xffff8800982f9000。另外,对于最高层级的页表页来说,它的sp->gfn为0,表示gfn为0的地址可以通过寻址找到该页表页。而由于ept entry中第4段的index为0,所以改页表页的第1个页表项(PML4E)指向了下一层的页表页。

同样的,对于第3级(level-3)页表页,它的role.level为3,sp->spt为该页表页的hva0xffff8800982f8000。由上图可知,在ept entry中,它的上一层(即第4段)的index值为0,所以其sp->gfn也是0,同样表示gfn为0的地址可以通过寻址找到该页表页。另外,在该层的页表页中,其parent_ptes填的是上一层的页表页中指向该页表页的页表项的地址,即第4级页表页的第一个页表项的地址0xffff8800982f9000,而在ept entry中,由于第3段的index为3,所以该页表页的第3个页表项(PDPTE)指向了下一层的页表页。

以此类推,到第2级(level-2)页表页,前面几项都和之前是类似的,而对于sp->gfn来说,由于它的上一层(第3层)的index值为3,那么通过计算公式(gaddr >> 12) & ~((1 << (level * 9)) - 1)可以得到以下的值:

direct map ept entry l1

将其转化为十六进制数,即可得到0xc0000,表示gfn为0xc0000的地址在寻址过程中会找到该页表页。而它的parent_ptes就指向了第3层页表页中第3个页表项的地址0xffff8800982f8018,ept entry中第2段的index 0xfff 表示它最后一项页表项(PDE)指向了下一级的页表页。

类似的,可以算出第1级页表页的sp->gfn0xffe00parent_ptes0xffff880060db7ff8,同时,它的最后一个页表项(PTE)指向了真正的hpa0x42faf000

direct map ept entry l1

到此为止,gpa被最终映射为hpa,并放映在EPT中,于是下次客户虚拟机应用程序访问该gpa的时候就不会再发生ept violation了。

reverse map

似乎讲到这里就该结束了?

确实,基本上这篇博文的内容就要接近尾声了,只是还有那么一小点内容,关于reverse map。

如果你倒回去看会发现,我们还有两个很重要的函数没有展开:

  • mmu_page_add_parent_pte
  • mmu_set_spte

这两个函数是干什么的呢?其实它们都和reverse map有关。

首先,对于低层级(level-3 to level-1)的页表页结构kvm_mmu_page,我们需要设置上一级的相应的页表项地址,然后通过mmu_page_add_parent_pte设置其parent_pte的reverse map:

arch/x86/kvm/mmu.c
1 2 3 4 5 6 7 
static void mmu_page_add_parent_pte(...) {  if (!parent_pte)  return;   pte_list_add(vcpu, parent_pte, &sp->parent_ptes); } 

另外一点,我说过,页分为两类,物理页和页表页,但是我之前没有说的一点是,页表页本身也被分为两类,高层级(level-4 to level-2)的页表页,和最后一级(level-1)的页表页。

对于高层级的页表页,我们只需要调用link_shadow_page,将页表项的值和相应的权限位直接设置上去就好了,但是对于最后一级的页表项,我们除了设置页表项对应的值之外,还需要做另一件事,rmap_add

arch/x86/kvm/mmu.c
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static void mmu_set_spte(...) {  ...   if (set_spte(vcpu, sptep, pte_access, level, gfn, pfn, speculative,  true, host_writable)) {  ...  }  ...  if (is_shadow_present_pte(*sptep)) {  if (!was_rmapped) {  rmap_count = rmap_add(vcpu, sptep, gfn);  ...  }  }   ... }  static int rmap_add(struct kvm_vcpu *vcpu, u64 *spte, gfn_t gfn) {  ...  sp = page_header(__pa(spte));  kvm_mmu_page_set_gfn(sp, spte - sp->spt, gfn);  rmapp = gfn_to_rmap(vcpu->kvm, gfn, sp->role.level);  return pte_list_add(vcpu, spte, rmapp); } 

可以看到,不管是mmu_page_add_parent_pte,还是mmu_set_spte调用的rmap_add,最后都会调用到pte_list_add

那么问题来了,这货是干嘛的呢?

翻译成中文的话,reverse map被称为反向映射,在上面提到的两个反向映射中,第一个叫parent_ptes,记录的是页表页和指向它的页表项对应的映射,另一个是每个gfn对应的反向映射rmap,记录的是该gfn对应的spte。

我们举rmap为例,给定一个gfn,我们怎么找到其对应的rmap呢?

  • 首先,我们通过gfn_to_memslot得到这个gfn对应的memory slot(这个机制会在以后的博文中提到);
  • 通过得到的slot和gfn,算出相应的index,然后从slot->arch.rmap数组中取出相应的rmap:
arch/x86/kvm/mmu.c
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static unsigned long *__gfn_to_rmap(gfn_t gfn, int level,  struct kvm_memory_slot *slot) {  unsigned long idx;   idx = gfn_to_index(gfn, slot->base_gfn, level);  return &slot->arch.rmap[level - PT_PAGE_TABLE_LEVEL][idx]; } 

有了gfn对应的rmap之后,我们再调用pte_list_add将这次映射得到的spte加到这个rmap中

arch/x86/kvm/mmu.c
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static int pte_list_add(struct kvm_vcpu *vcpu, u64 *spte,  unsigned long *pte_list) {  struct pte_list_desc *desc;  int i, count = 0;   if (!*pte_list) {  rmap_printk("pte_list_add: %p %llx 0->1\n", spte, *spte);  *pte_list = (unsigned long)spte;  } else if (!(*pte_list & 1)) {  rmap_printk("pte_list_add: %p %llx 1->many\n", spte, *spte);  desc = mmu_alloc_pte_list_desc(vcpu);  desc->sptes[0] = (u64 *)*pte_list;  desc->sptes[1] = spte;  *pte_list = (unsigned long)desc | 1;  ++count;  } else {  rmap_printk("pte_list_add: %p %llx many->many\n", spte, *spte);  desc = (struct pte_list_desc *)(*pte_list & ~1ul);  while (desc->sptes[PTE_LIST_EXT-1] && desc->more) {  desc = desc->more;  count += PTE_LIST_EXT;  }  if (desc->sptes[PTE_LIST_EXT-1]) {  desc->more = mmu_alloc_pte_list_desc(vcpu);  desc = desc->more;  }  for (i = 0; desc->sptes[i]; ++i)  ++count;  desc->sptes[i] = spte;  }  return count; } 

看到这里你可能还是一头雾水,rmap到底是什么,为什么加一个rmap的项要那么复杂?

好吧,其实我的理解是这样的:

  • 首先,rmap就是一个数组,这个数组的每个项都对应了这个gfn反向映射出的某个spte的地址;
  • 其次,由于大部分情况下一个gfn对应的spte只有一个,也就是说,大部分情况下这个数组的大小是1;
  • 但是,这个数组也可能很大,大到你也不知道应该把数组的大小设到多少合适;
  • 所以,总结来说,rmap是一个不确定大小,但是大部分情况下大小为1的数组。

那么,怎么做?

我想说,这是一个看上去很完美的设计!

由于spte的地址只可能是8的倍数(自己想为什么),所以其第一位肯定是0,那么我们就利用这个特点:

  • 我们用一个unsigned long *来表示一个rmap,即上文中的pte_list
  • 如果这个pte_list为空,则表示这个rmap之前没有创建过,那么将其赋值,即上文中0->1的情况;
  • 如果这个pte_list不为空,但是其第一位是0,则表示这个rmap之前已经被设置了一个值,那么需要将这个pte_list的值改为某个struct pte_list_desc的地址,然后将第一位设成1,来表示该地址并不是单纯的一个spte的地址,而是指向某个struct pte_list_desc,这是上文中1->many的情况;
  • 如果这个pte_list不为空,而且其第一位是1,那么通过访问由这个地址得到的struct pte_list_desc,得到更多的sptes,即上文中many->many的情况。

struct pte_list_desc结构定义如下:

arch/x86/kvm/mmu.c
1 2 3 4 
struct pte_list_desc {  u64 *sptes[PTE_LIST_EXT];  struct pte_list_desc *more; }; 

它是一个单链表的节点,每个节点都存有3个spte的地址,以及下一个节点的位置。

好了,最后一个问题,rmap到底有什么用?

当然,信息总归是有用的,特别是这些和映射相关的信息。

举个例子吧,假如操作系统需要进行页面回收或换出,如果宿主机需要把某个客户机物理页换到disk,那么它就需要修改这个页的物理地址gpa对应的spte,将其设置成不存在。

那么这个该怎么做呢?

当然,你可以用软件走一遍ept页表,找到其对应的spte。但是,这样太慢了!这个时候你就会想,如果有一个gfn到spte的反向映射岂不方便很多!于是,reverse map就此派上用场。

这里最后说一点,如果说有这么一个需求:宿主机想要废除当前客户机所有的MMU页结构,那么如何做最快呢?

当然,你可以从EPTP开始遍历一遍所有的页表页,处理掉所有的MMU页面和对应的映射,但是这种方法效率很低。

如果你还记得之前kvm_mmu_page结构里面的mmu_valid_gen域的话,你就可以通过将kvm->arch.mmu_valid_gen加1,那么当前所有的MMU页结构都变成了invalid,而处理掉页结构的过程可以留给后面的过程(如内存不够时)再处理,这样就可以加快这个过程。

而当mmu_valid_gen值达到最大时,可以调用kvm_mmu_invalidate_zap_all_pages手动废弃掉所有的MMU页结构。


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