本文翻譯自
主要內容為qemu/kvm的記憶體虛擬化的架構描述（的梗概）。
由於linux核心的layz-mode得到策略, qemu/kvm會為guest分配虛擬記憶體空間,但直到訪問時,才真正分配物理空間。
以前（指使用shadow page table時）,每當guest修改頁表, 必然會影響host. host會確認2點:
guest放到頁表中的entry是有效的
entry沒有訪問不被允許訪問的memory
為什麼會影響host呢? 有2方面的機制影響.
虛擬化硬體使用的頁表集和guest使用的頁表是分離的.首先guest在自己的頁表上做了修改,然後host發現了這個修改,確認該修改並在硬體訪問的真實頁表中做修改.guest不能直接訪問和操作真實頁表.這就是spt(shadow page table).
vmx/amd-v擴充套件允許當guest嘗試設定指向base page table(cr3)的指標時, 就trap(發生異常).
spt機制下,缺點在於:
每次訪問頁表都必須經歷guest+host都訪問的過程
guest訪問一次,host可能要訪問25次,成本極高
確認和維護spt成本非常高
amd和intel提出了ept/npt來解決這些問題(spt的缺點). ept/npt在硬體層面提供了一系列結構,能夠直接將gpa轉化成hpa,而不用經歷每次訪問頁表都必須guest+host訪問的過程.
問題在於, 如果host把我們使用的page table 交換出去了,我們必須更新ept/npt裡面的結構.
解決辦法是linux稱為mmu_notifier的東西. 在kernel釋放或交換出去這些記憶體之前,kvm/qemu guest會收到host的意圖通知. kvm/qemu guest會將即將被host使用的page從spt或ept結構中移除, 在guest做完移除工作之後, host就可以對這些page做它想做的操作了.
qemu呼叫malloc()並且為該page分配虛擬位址空間,但是沒有對應的物理空間.(也就是就分配了個名頭)
guest訪問了它認為是乙個實體地址的東西, 但是因為沒有分配對應的物理空間,traps into host了
host kernel看到了乙個page fault, 對之前malloc()的區域呼叫do_page_fault()處理這個page fault,如果沒什麼問題,就分配一些memory給到該區域.
host kernel 建立了pte_t來連線malloc()好的虛擬位址和分配的實體地址, 在pte_t中建立rmapentry, 把pte_t放到lru等
mmu_notifier和change_pte()被呼叫,允許kvm為新的page建立乙個ept entry
完成處理page fault,vmresume, guest繼續執行
如果host面臨memory壓力,會發生什麼情況呢?
上面提到的,之前分配給guest的物理page發現自己已經上了待退休名單, kernel決定該page下崗,接下來會發生:
host kernel使用rmap結構找出該物理page被對映到哪個vma(vm_area_struct)中去了
host kernel先尋找與該vma關聯的mm_struct,然後再遍歷linux page tables,尋找該page的host hardware page table entry(pte_t).
host kernel 將該page交換出去,並清除了pte_t, 但是,在釋放該page之前:
host kernle 呼叫了mmu_notifier invalidate_page().這倆東西尋找ept結構中的該page的entry，然後移除掉.
下次訪問該page時,就會到fault-in path中去.
某個時刻guest訪問某實體地址（它認為的） ==》 page fault ==》 trap into host ==》 為產生page fault的位址分配實際空間(fault-in path) ==》 回到guest繼續執行... 執行了一段時間 ==》 host的記憶體不夠用了，要收回之前分配給guest的記憶體 ==》 給guest乙個意圖通知 ==》 guest會意，將ept中的對映刪除 ==》 host收回之前分配的物理空間 ==> 某個時刻guest訪問某實體地址（它認為的）
qemu kvm記憶體虛擬化原理
guest physical address,gpa 客戶機實體地址 guest virtual address,gva 客戶機虛擬位址 host physical address,hpa 宿主機實體地址 host virtual address,hva 宿主機虛擬位址 客戶機實體地址 pb 表示 ...
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