shadow page talbe和EPT

影子页表

不得不承认，一直对影子页表和EPT技术都一知半解，是时候好好的认真的理解了。

先说普通的内存地址转换，首先明确基本知识点。

页表：确定了线性地址和物理地址的转换。

TLB 就是保存页表中对应的线性地址和物理地址的转换，这样的作用是为了加速。

过程：首先CPU会去根据线性地址查找TLB，如果有，则立马得到物理地址；若没有，则进行地址转换 ，并将结果更新到TLB。

所以说CPU并没有说页表一定要和TLB缓存的数据保持一致，若不一致的时候，查找TLB会引发 TLB Miss，然后会通过 TLB fill去修正TLB使之与页表保持一致。

之前，一直对页表这个词不太理解，现在可以这么理解吧，有了它，就可以通过线性地址找到物理地址，而这个页表是可以被用户更改，但是是给CPU查找的。

然后我们说下VTLB，这是基于VT_X技术优化。这里VM中的页表就不直接控制着线性地址和物理地址的转换了，即CR3寄存器指向的不是页表，而是影子页表了。所以呢，地址转换就通过的是影子页表和TLB来共同控制。

既然不是通过页表来查找地址了，那么每次修改其页表，也就不会引发VM_Exit了。 所以呀，这里的页表和影子页表之间其实是不太同步的，有两种情况：

1，VM页表比影子页表有更多的访问权限，比如吧，VM页表中记录着线性地址和物理地址的对应关系，而影子页表不存在此关系，那么VM对线性地址的访问将导致页面故障，这里注意，是访问，不是修改，其实修改是不会产生页面故障的。VMM会捕获这个异常，然后根据VM页表来修正影子页表。

2，如果影子页表的关系更多，而VM页表被修改之后关系很少呢。此时，VM需要执行INVLPG指令或重装CR3寄存器来刷新TLB，VM在执行INVLPG指令或重装CR3寄存器时将导致VM exit，使VMM有机会根据VM的页表来修改影子页表，从而修补这种不一致性。发现没，其实影子页表的修改还是通过VM页表来作为参照的。

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对于A位，只要VMM不先于VM建立线性地址到物理地址的映射关系，就可以确保捕获客户对内存的访问，进而有机会确保影子页表项和客户页表项在A位上的一致。因为，当客户首次访问某个线性地址时，由于影子页表中没有该线性地址到物理地址的对应关系，将导致一次页面故障，VMM可以捕获该故障，在影子页表中建立线性地址到物理地址的对应关系，并将客户页表中相应项的A位置1。

对于D位，VMM在影子页表中建立线性地址到物理地址间的映射之初，可以将页置为只读，这样当VM对该页进行写操作时，将导致页面故障，使VMM获得控制，进而有机会确保影子页表项和VM页表项在D位上的一致。

EPT

EPT由VMM控制，并且仅在处理器工作于非根模式时才参与地址转换。采用EPT后，客户在读写CR3和执行INVLPG指令时不会导致VM exit，并且由于客户页表结构自身导致的页故障也不会导致VM exit，因此极大地提高了内存虚拟化的效率，简化了内存虚拟化的实现。