本文详细阐述了KVM内存虚拟化技术中的EPT（Extended Page Table）机制及其核心组件kvm_mmu_page的运作原理。通过解析EPT的总体结构、寻址过程和处理EPT violation的流程，文章深入探讨了如何通过EPT建立宿主机物理地址（HPA）与客户机虚拟地址（GVA）之间的映射关系，确保虚拟机应用程序的正常运行。此外，文章还介绍了reverse map的概念及其在EPT机制中的应用，解释了如何利用reverse map提高页面回收或换出操作的效率。
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本文重点针对的是kvm_mmu_page这个最为关键的数据结构，以及它在handle EPT violation时每个域的作用和意义。
需要说明的是，本文并不是一个针对初学者理解"内存虚拟化"的教程，"内存虚拟化"涉及到的很多概念需要读者去翻阅其它资料来获取，以下内容均建立在读者已经了解了"内存虚拟化"的基本概念的基础上，比如对于什么是影子页表（Shadow page table），什么是EPT等，请自行google。以下内容大部分是我阅读目前KVM的文档和源码，以及在运行时生成log进行验证来确定的。
本文会尽最大的努力让以下内容足够完整和准确，如果读者发现有什么不清楚或者觉得不正确的地方，望请告知。
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帧号
- 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帧号
- 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，页表项，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，客户机页表项，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，影子页表项，也就是EPT页表项，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：
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：
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（9、9、9、9、12）的offset，得到hpa，如下图所示：
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：
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 direct 和 shadow 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：
arch/x86/kvm/mmu.c
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
if (iterator.level == level) {
mmu_set_spte(...);
...
} arch/x86/kvm/mmu.c
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：
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
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：
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：
struct kvm_mmu_page
接下来看看这个函数的返回值： struct kvm_mmu_page ：
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_count 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
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;
} arch/x86/kvm/mmu.c
static void init_kvm_tdp_mmu(struct kvm_vcpu *vcpu){
...
context->base_role.word = 0;
...
} arch/x86/kvm/mmu.c
#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 arch/x86/kvm/mmu.c
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;
} 一个例子
讲到这里，来看一个例子：
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：
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 hva 值 0xffff8800982f9000 。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，所以该页表页的第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 hva 值 0xffff8800982f8000 。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：
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(3*8 = 24 = 0x18) ，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->gfn 为 0xffe00 ， parent_ptes 为 0xffff880060db7ff8 ，同时，它的最后一个页表项（PTE）指向了真正的hpa 0x42faf000 。
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：
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
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
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？
arch/x86/kvm/mmu.c
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
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：
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：
struct pte_list_desc 结构定义如下：
arch/x86/kvm/mmu.c
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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