kvm_mmu_get_page函数解析

最新推荐文章于 2025-03-20 11:46:40 发布

leoufung

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分类专栏：虚拟化内核

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请先阅读博文《 __direct_map 函数解析之影子页表的构建》

感谢Intel OTC的 wufeng、OenHan、chenhe、ruanshua、社区的@heart2011给予的帮助和支持

一、kvm_mmu_page 结构

在《KVM的vMMU相关数据结构及其影子页表关系分析》中，我已经讲解了kvm_mmu_page结构的含义和租用，以及同影子页表的关系，我们这里就不再赘述了，这里讲一讲上次没有提到的几个成员

spt 成员指向影子页表页，页中被分为多个spte。影子页表用的页面成为shadow page，一个页面中分为多个表项，每个表项成为spte，注意不论哪个级别，表项都成为spte。这个影子页表页的page描述符中的private指向了管理该页表页的kvm_mmu_page成员。
一个页表页，会被会被多个上级页表项引用到，那么所有引用该页表页的上级页表项称为parent_spte，存放在kvm_mmu_page的parent_ptes链表中，KVM给出了相关的辅助函数，以便方向查找的时候使用

static void mmu_page_add_parent_pte(struct kvm_vcpu *vcpu,
				    struct kvm_mmu_page *sp, u64 *parent_pte)
{
	if (!parent_pte)
		return;

	pte_list_add(vcpu, parent_pte, &sp->parent_ptes);
}

mmu_valid_gen：为有效版本号，开始时候，同vcpu->kvm->arch.mmu_valid_gen的版本号相同。当发现这两个版本号不相同的时候，说明页表页时无效的，可以快速碾压失效该页表页所管理的GUEST物理地址空间

当分配完一个kvm_mmu_page结构之后，会用其管理GUEST物理地址空间的起始GFN为key计算一个hash值，并上到哈希表arch.mmu_page_hash[]上，以便可以快速的根据gfn找到管理该物理地址空间的页表页；KVM相关的函数如下

	hlist_add_head(&sp->hash_link,
		&vcpu->kvm->arch.mmu_page_hash[kvm_page_table_hashfn(gfn)]);

同时只要是激活的页表页，也会加入arch.active_mmu_page链表中，以便在后面快速的释放内存

二、gfn参数的意义和其辅助函数

gfn在《 __direct_map 函数解析之影子页表的构建》一文中已经提到讲过了，它是该页表页所管理GUEST物理地址空间的起始gfn，而不是发生缺页地址所在页面的gfn。缺页gfn是被管理的GEUST物理地址空间中的一个值

KVM中利用起始gfn在哈希表arch.mmu_page_hash[]上，快速的查找管理该物理地址空间的页表页是否已经被分配了，代码如下

#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

	for_each_gfn_sp(vcpu->kvm, sp, gfn) {
......
		mmu_page_add_parent_pte(vcpu, sp, parent_pte);
......
		return sp;
	}

.细心的同学可能会问到，一个缺页gfn，既在level3页表页的管理空间内，也在level2页表页的管理空间内，那么gfn应该是哪个页表页的起始gfn呢？答案很简单，是level2的起始gfn。因为在__direct_map函数中，是从level4逐级往下处理的，当处理level3页表页的spte的时候，gfn为level3页表页管理GUEST物理地址空间的起始gfn，单发现已经有了指向level2页表页的基地址了，就不会调用kvm_mmu_get_page了；下一次循环的时候，gfn就被变更为level2页表页管理GUEST物理地址空间的起始gfn了，而spte中没有指向level1页表页基地址的指针，才会调用kvm_mmu_get_page，这时候传入的gfn是level2页表页管理GUEST物理地址空间的起始gfn。

三、 kvm_mmu_get_page 函数处理逻辑

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)
{
....
	/*设置角色，重要的是level，代表本页表页在影子页表中的级别*/
	role = vcpu->arch.mmu.base_role;
	role.level = level; 
	role.direct = direct;
	if (role.direct)
		role.cr4_pae = 0;
	role.access = access;
......
	/*
         * 超找页表页是否已经被其他上级的SPTE分配过了，如果是的话，就找到了,返回
         * 注意需要将本次的parent_spte加入到反向链表中
         */
	for_each_gfn_sp(vcpu->kvm, sp, gfn) {
......
		mmu_page_add_parent_pte(vcpu, sp, parent_pte);
......
		return sp;
	}
......
	/*没有分配页表页，则分配出来页表页及其管理结构*/
	sp = kvm_mmu_alloc_page(vcpu, parent_pte, direct);
......
	/*设置所管理GUEST物理地址空间的起始gfn和level角色*/
    	sp->gfn = gfn;
	sp->role = role;
    
	/*以所管理GUEST物理地址空间的起始gfn为key，加入到hash表arch.mmu_page_hash中*/
	hlist_add_head(&sp->hash_link,
		&vcpu->kvm->arch.mmu_page_hash[kvm_page_table_hashfn(gfn)]);
	/*初始化版本号*/	
	sp->mmu_valid_gen = vcpu->kvm->arch.mmu_valid_gen;
	/*初始化清空页表页中所有的SPTE为0*/
	init_shadow_page_table(sp);
......
	return sp;
}

有了前两节的背景知识，是不是感觉这段代码弱到爆？不解释了，自己看吧