内存虚拟化硬件基础——EPT

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名词解释

• Guest态

Intel手册中的非根模式（None-Root Mode）。

• Host态

Intel手册中的根模式（Root Mode）。

• EPT

Intel手册中的扩展页表，Extended Page Table。

• PML4

Intle手册中的4级结构页表的第一级（Page Map Level 4)。

• PDPT

页目录指针表，Page Directory Pointer Table。

• PD

页目录，Page Directory。

• PT

页表，Page Table。

前言

EPT是Intel为实现内存虚拟化专门增加的硬件特性。实现内存虚拟化主要解决的问题是，Guest态的CPU对物理内存的读写，不能直接写到HPA，需要VMM进行模拟来实现，即VMM虚拟Guest CPU需要访问的物理内存。

Guest态CPU，仍然要支持实模式、保护模式、保护模式下的三种分页模式以及各种地址转换的表，如PDPT、PD、PT等等。当涉及到物理内存的读写时，如果是根模式就直接读写，但这里是非根模式，它是要模拟一个CPU，所有对于主机上资源的访问都要被监控或者被模拟，包括物理内存。因此，传统的设计思路是非根模式下CPU对物理内存的访问被认定为敏感指令，会退回到根模式交给VMM处理，VMM负责将这段物理内存转化成主机上真实的物理内存然后返还给虚机CPU使用。

传统的设计思路有两个问题：一是非根模式下的CPU访问物理内存很频繁，会频繁地触发CPU模式切换，开销非常大；二是退回到根模式后，VMM对客户机物理地址的模拟要经过GPA -> HVA -> HPA三个阶段的地址转换，软件实现效率低。

影子页表解决了第二个问题，它的出发点是减少地址转换。其基本原理是：

1）当处于非根模式下的CPU有修改CR3的动作时（通常是下一个进程被调度的时候），意味着有页目录地址会被加载到CR3（如果是32-bit分页模式），这时VMM截获这个动作，退回到根模式；

2）VMM中维护了一个hash链表，专用于存放CR3中页目录地址对应的影子地址。VMM拿到页目录地址后计算该地址的hash值并作为key放到hash表中，然后申请一个主机上的物理地址作为页目录的地址放到CR3寄存器中，同时主机上的物理地址也被存放到hash表中，CR3原有的应该被保存的页目录地址被VMM保存起来；

3）当虚拟机进程被调度出去的时候，CR3中应该被保存的页目录地址要放回到进程控制块中，这时VMM会截获这个动作并提供之前保存的页目录地址。

VMM在CR3寄存器被修改的过程中，偷天换日，将本应该放到CR3中的地址拿走，替换成自己申请的地址，当客户机要从CR3中取回这个地址时替换回去。

影子页表的示意图如下，由于每个进程都有自己的地址空间，因此都有一个CR3的内存值，所以影子页表的Hash链表中，一个Node节点对应存放一个进程的页目录地址。

KVM通过监听CR3寄存器读写，为每一个在VMX模式下使用CR3加载页表的进程，在主机上维护了对应的页目录和页表（注意，影子页表的说法并不准确，因为主机上除了页表，还维护了页目录，这些都是影子）。CR3指向的是进程的一个内存地址空间，所以主机需要为VMX模式下的所有进程，都维护这样一份影子页目录和影子页表，放在hash表中，当进程被调度，页表被加载时，从hash表中找到对应的影子页目录的地址放到CR3中。影子页表通过增加内存维护成本，减少地址转换的路径，有一定效果。但每个进程的页表和页目录的维护成本也不小，因此进一步引入了EPT机制。

EPT克服了影子页表使用软件维护GVA->HPA地址转换的缺点，它使用硬件来维护GPA->HPA，因此效率大大提高。而且，影子页表虽然缩短了地址转换路径，但每次虚机进程访问CR3时，都会引起VMX的模式切换，开销很大。影子页表在每次加载和卸载的时候都会引起模式切换，而EPT减少了这种开销，EPT只在缺页的时候才引起VMX模式切换，一旦页表建立好之后，EPT就不再有模式切换的开销，虚机内存的访问一直在客户态。

EPT页结构

Intel处理器设计了EPT的页结构用来将保存GPA到HPA的映射，因此说EPT是硬件支持的。EPT的页结构如下图的咖啡色部分所示：

整个页结构有4级，和4-level分页模式的结构一模一样，只有存放PML4 Table物理地址的地方不一样。4-level将PML4 Table的地址存放在CR3寄存器中；而EPT没有，EPT中PML4 Table的地址被称为EPTP，它存放在VMCS中的VM-execution 控制字段。VMM用VMCS来配置VM的运行环境以及控制VM的运行。

进入客户态之前，VMM首先通过特殊指令VMPTRLD加载VMCS内存地址的指针，其中就包括EPTP字段，因此理论上EPTP是针对每个虚机而言的，EPT对每个虚机是可以配置的。有人会问，客户态的所有物理地址都是GPA，那么存放EPT物理地址的EPTP是什么地址呢？个人理解，这个地址不是GPA，它非常特殊，因为它是在未进入客户态之前由VMM加载的，不可能是GPA，应该是主机上的地址HPA。

• EPTP —— Extended Page Table Pointer

EPTP（extended-page-table pointer）是VMCS中存放EPT页表物理地址的字段，它的格式如下：

• EPTP指向的下一级是PML4 Table，它是页对齐的，因此至少是4K对齐，所以低12 bit没有用，可以拿来复用。其中bit 6是和脏页跟踪有关的标志位，它被置1时，CPU访问EPTP指向的任何下级页结构的时候，Access位都会被置1，最后的页表项中的Dirty位会被置1。
• EPTP bit 12之上的字段用来存放下一级表PML4 Table的物理地址。

PML4E —— Page Map Level 4 Entry

• Accessed flag：bit 8访问标志位。当EPTP中的accessed and dirty flags置位时，CPU每次通过EPT多级页表结构转换物理地址时，只要使用到这一级的页表项，就需要将Accessed flag置位。

• Physical address：bit 12 ~ bit (N-1)，存放下一级页表结构的物理地址。

PDPT —— Page Directory Pointer Table

• Accessed flag：bit 8访问标志位。当EPTP中的accessed and dirty flags置位时，CPU每次通过EPT多级页表结构转换物理地址时，只要使用到这一级的页表项，就需要将Accessed flag置位。
• Physical address：bit 30 ~ bit (N-1)，存放下一级页表结构的物理地址。

PDE —— Page-Directory Entry

• Accessed flag：bit 8访问标志位。当EPTP中的accessed and dirty flags置位时，CPU每次通过EPT多级页表结构转换物理地址时，只要使用到这一级的页表项，就需要将Accessed flag置位。

• Physical address：bit 12 ~ bit (N-1)，存放下一级页表结构的物理地址。

PTE —— Page Table Entry

• Accessed flag：bit 8访问标志位，当CPU对该页表项指向的物理页有访问操作时，读写操作都算，会将Dirty flag置位。
• Dirty flag：bit 9脏页标志位，当CPU对该页表项指向的物理页进行写操作时，会将Dirty flag置位。
• Physical address：bit 12 ~ bit (N-1)，存放下一级页表结构的物理地址。

EPT地址转换

EPT地址转换的输入有两个：一个是客户机的物理地址GPA（Guest Physical Address），另一个是PML4 Table的物理地址，指向了EPT的页结构。当运行在客户态下的CPU访问CR3指向的页结构时，如果涉及到对物理内存的内容的访问，就会触发EPT地址转换，Intel硬件接管这个任务，完成转换。具体步骤如下：

1）根据VMCS中的EPTP字段找到页结构的起始地址：PML4 Table的地址，加载对应的PML4 Table内容，PML4 Table中由512个条目，将GPA的高9位作为索引，在PML4 Table中索引PDPT（Page Directory Pointer Table）的地址；

2）根据PDPT地址加载PDPT内容，也是512个条目，将GPA的次9位作为索引，在PDPT中索引PDT（Page Directory Table）的地址；

3）根据PDT地址加载PDT内容，同样是512个条目，将GPA从高到低的第3个9位作为索引，在PDT中索引页表的地址；

4）根据页表的地址加载其内容，同样是512个条目，将GPA从高到底的第4个9位作为索引，在页表中找到页的地址；

5）根据页地址，加载页的内容，将GPA的低12位作为索引，在页中找到最终要访问的页的内容。

EPT violation与EPT misconfiguration

对EPT页结构中的访问，如果页不存在或者出错，可能导致页故障，如果VMCS的VM-execution control的EPT-violation字段为0，页访问出错会触发VM-exit，分下面两种情况：

• EPT violation

这种情况典型场景就是页结构不存在，类似于主机上的缺页故障（#PF Page Fault）。发生这种故障后，CPU会退回到内核态，同时会在VM-exit qualification字段记录EPT violation故障的详细信息。EPT页结构和主机上普通的页结构类似，页表都是故障触发，逐渐填充页结构的过程。在客户态模式下，这是EPT violation故障；在主机上，这就是缺页故障。怎样判断页结构不存在呢？通过查看每个描述页结构条目的低3位（read/write/execute），如果低3位全都为0，就表示指向的下一级页结构不存在（not-present）。这是非页表的情况，如果是页表（Page Table），它的条目的最低位是Present位，可以单独用来表示指向的页是否存在。

• EPT misconfiguration

另一种会导致页故障的情况，它是在页结构存在的情况下（页结构低3位的任何一位非0），发现页结构的内容设置不恰当而产生的故障。这种情况是EPT的页结构真的出了配置上的问题而产生的故障，对于EPT misconfiguration，并不会记录详细信息。VM-exit qualification字段为未定义值。

注意，故障不同于异常，硬件故障后会跳转到相应的处理例程，在处理完之后会重新运行出故障时的指令而非下一条，EPT violation和主机页表中的Page Fault一样，都属于故障。对于使用EPT页表或者主机页表的用户程序来说，当访问到不存在的页结构触发了故障后，硬件会处理然后重新执行，用户程序是感觉不到的。

EPT转换开关

EPT是Intel为支持虚拟化而开发的硬件特性，因此使能开关应该在虚拟化相关的域中。secondary processor-based VM-execution contro是VM-execution的一个控制字段，它位于VMCS（Virtual Machine Control State）中，它是一个32bit的字段，其中一个bit就是EPT使能位。

EPT转换时机

EPT使能之后，客户态模式下所有物理地址都被识别成guest-physical address（GPA），CPU对这些地址的访问需要通过EPT转换成主机上的物理地址。EPT地址转换时机就是CPU访问GPA的时侯。为了让客户机的程序感觉不到自己处于客户态，EPT需要支持实模式、保护模式和保护模式下所有的分页模式，所有这些模式下对物理地址的访问，都要触发GPA地址转换。实模式下，进程的所有线性地址都是GPA；保护模式下，进程页表的物理地址、页目录地址、页表地址，这些都是GPA。

以保护模式下32-bit分页模式为例（CR0.PG = 1）为例，介绍客户态模式下物理页查询过程中的地址转换，假设MMU的输入是一个32bit的进程线性地址：

1）MMU首先从CR3中取出页目录地址，访问该页目录的内容。此时页目录地址被认为是GPA，会触发EPT页表的查询，返回的HPA指向页目录。MMU取32-bit线性地址的高10位作为索引，在页目录中查找并获取页表地址；

2）MMU拿到页表地址后，访问该页表内容。此地址也被认为是GPA，会触发EPT页表查询，返回一个HPA指向页表。MMU取32-bit线性地址的中间10位作为索引，在页表中查找对应的条目，获取物理页地址；

3）MMU拿到物理页地址后，访问该页内的偏移。再次触发EPT页表查询，返回HPA指向主机的物理页。MMU取32-bit线性地址的最低12位作为偏移，读写物理页的内容。

注意：EPT转换只有在客户态真正访问GPA内容时才发生。MMU单单获取GPA时不会触发地址转换。

Q&A

Q：EPT violation和EPT misconfig都是缺页故障，两者有什么区别吗？

注：原文笔者所谓的故障实际上应该是异常，而原文中的异常实际上应该是中断。