据我了解，在不支持虚拟机到主机物理地址转换的硬件的处理器上，KVM 使用影子页表。
影子页表是在客户操作系统修改其页表时建立和更新的。硬件中有没有专门的指令(我们以x86为例)修改页表？除非有特殊说明，否则 VMM 不会陷入陷阱。 Linux内核用软件维护的页表不就是另一种数据结构吗？为什么需要特殊说明才能更新它？
谢谢!
最佳答案
我使用的不是 KVM，而是另一个 VMM，所以我不知道 KVM 的细节，但是所有 VMM 的原理都是一样的。它的工作方式是有两组页表。
除了用于页表基地址的特殊寄存器[以及其他寄存器中的一些随机位通常用于配置处理器之外，没有管理页表的特殊指令，但这通常是“一次性”设置]。页表只是用常规指令写入的内存位——如果你真的想要，你可以做加、减、或、乘等[它很可能会导致问题，除非你完全知道你在做什么! ]，但典型的操作是“mov”(存储)或“xchg”(交换)操作。
第一个页表是操作系统实际编写的页表。 VMM 将其设置为只读存储器，因此只要对其进行写入，处理器就会出现页面错误。由于 KVM 在处理器中使用硬件虚拟化扩展(AMD 处理器上的 SVM 或 Intel 处理器上的 VMX)，页面错误由 VMM(在本例中为 KVM)捕获，其中检查写操作以查看它是否是“页面-table write”，如果是这样，它被转换为第二个影子页表——这就是 VMM 让 VM 相信内存从 0 开始到 1GB 的方式，但实际上我们已经获取了一堆页面到处都是，并把 1GB 的内存放在一起，这些内存看起来是一组平坦的、连续的页面。当然，由于 VMM 对 VM 内部的操作系统“说谎”，我们不能让操作系统写入它的真实页表，因为它不知道要写在那里的“真实”页表值。 [但我们也确实需要让操作系统拥有自己的页表，以防它从页表中读取并在它不是操作系统实际期望的内容时完全混淆]。
处理器“真正的 CR3”由 VMM 设置，并指向影子页表。
VMM 将捕获 CR3(页表基地址)写入，以便它可以跟踪页表所在的位置(并跟踪要使用的“真实 CR3”)。然而，VMM 不需要知道 CR3 的读取，所以它们通常被允许直接在 VM 中发生而不拦截它。
处理器中 VMM 扩展的全部意义在于支持这种特殊指令的拦截，同时仍将 VM 中的大部分特权指令作为“常规”指令运行——例如，你不会想要每次写入标志寄存器时跳入 VMM 以启用/禁用中断等 - 让它在 VM 中发生，就好像它是一个真实的硬件一样。但是一些寄存器很关键，VMM 可以控制。
显然，当有对页表的硬件支持时，就会有两层页表。一个将“0-1GB”翻译成“分散在各处”，另一个是操作系统维护的实际页表。在这种情况下，无需拦截任何页表写入、页面错误或任何 CR3 更新 - 操作系统可以在其允许的由底层页表映射的内存部分内执行它喜欢的操作，如果 VM 超出了允许的部分，VMM 会将其捕获为“VMM 页表错误”。这当然会让整个事情变得更有效率。
我希望这是有道理的。
关于linux - x86 平台中的 KVM 影子页表处理，我们在Stack Overflow上找到一个类似的问题： https://stackoverflow.com/questions/14176904/
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