速懂X86虛擬化關鍵概念 - Intel EPT
內存虛擬化
現代多任務操作系統設計，一般進程之間使用不同的虛擬地址空間相互隔離, 在實現上：
- 操作系統負責維護進程頁表，映射虛擬地址到物理地址的關係;
- CPU的內存管理單元(MMU)負責執行地址轉換；
- CPU提供TLB(Translation lookaside buffer)緩存最近用到的轉換結果，加速轉換效率;
虛擬化技術引入後，內存地址空間更加複雜了，客戶機(Guest)和宿主機(Host)都有自己的地址空間:
- GVA: Guest虛擬地址
- GPA: Guest物理地址
- HVA: Host虛擬地址
- HPA: Host物理地址
顯而易見，Guest負責GVA和GPA之間的轉換；Host負責HVA和HPA之間的轉換；而GPA和HPA之間的轉換，就需要虛擬化層(Hypervisor)輔助了，這個過程一般被稱為內存虛擬化。
影子頁表
早期的X86 CPU硬體輔助虛擬化能力很不完善，所以Hypervisor需要通過軟體實現內存虛擬化。因此，Hypervisor為每個客戶機每套頁表額外再維護一套頁表，通常也稱為影子頁表。
同時, Hypervisor截獲客戶機裡面任何試圖修改客戶機頁表或者刷新TLB的操作，將GVA到GPA的的修改，轉變成GVA到GPA的修改。這些操作包括:
- 寫gCR3(Guest CR3)寄存器和原來一樣的內容，一般用作刷新TLB;
- 寫gCR3(Guest CR3)寄存器不同的物理地址，一般是發生了進程切換;
- 修改部分頁表，這時候必須調用INVLPG指令失效對應的TLB;
這樣，Guest中的頁表實際變成了虛擬頁表，Hypervisor截獲了Guest相關的修改操作並更新到影子頁表，而真正裝入物理MMU是影子頁表; Guest中GVA和GPA之間的轉換實際上變成了GVA與HPA的轉換，TLB中緩存的也是GVA和HPA的映射，Guest內存訪問沒有額外的地址轉換開銷。
當然，影子頁表也帶來了下面的主要缺點:
- Hypervisor 需要為每個客戶機的每個進程的頁表都要維護一套相應的影子頁表，這會帶來較大內存上的額外開銷;
- 客戶在讀寫CR3、執行INVLPG指令或客戶頁表不完整等情況下均會導致VM exit，這導致了內存虛擬化效率很低;
- 客戶機頁表和和影子頁表的同步也比較複雜;
Intel EPT技術
為了簡化內存虛擬化的實現，以及提升內存虛擬化的性能，Intel推出了EPT(Enhanced Page Table)技術，即在原有的頁表基礎上新增了EPT頁表實現另一次映射。這樣，GVA-GPA-HPA兩次地址轉換都由CPU硬體自動完成。
通過EPT的GVA和HPA大概翻譯的過程:
- 處於非根模式的CPU載入guest進程的gCR3;
- gCR3是GPA,cpu需要通過查詢EPT頁表來實現GPA->HPA；
- 如果沒有，CPU觸發EPT Violation, 由Hypervisor截獲處理；
- 假設客戶機有m級頁表，宿主機EPT有n級，在TLB均miss的最壞情況下，會產生MxN次內存訪問，完成一次客戶機的地址翻譯；
總結
為了解決GVA-GPA-HPA的轉換關係，在沒有硬體輔助的時代，Hypervisor通過影子頁表，很巧妙的將GVA-GPA映射到GVA-HPA, 功能雖然達成，但是在很多實際場景下，如進程頻繁切換，內存頻繁分配釋放等，性能損耗會非常大；
EPT在硬體的幫助下，實現內存虛擬化簡單直接，傳統頁表繼續負責GVA-GPA, 而EPT負責GPA-HPA; 雖然內存訪問延時可能會增加一些，但是大幅減少了因為頁表更新帶來的vmexit, 綜合性價比提升巨大, 所以現代內存虛擬化，基本都被EPT統一了。
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