KVM/QEMU 和 guest OS 如何处理页面错误

Question

例如，我有一个启用了 KVM 的主机操作系统（例如 Ubuntu）。我使用 QEMU 启动虚拟机来运行来宾操作系统（例如 CentOS）。可以说，对于主机操作系统来说，这个VM只是一个进程。因此，从主机的角度来看，它像往常一样处理页面错误（例如，根据需要分配页面框架，根据需要根据活动/非活动列表交换页面）。

这是问题和我的理解。在来宾操作系统中，由于它仍然是一个成熟的操作系统，我认为它仍然具有处理虚拟内存的所有机制。它看到QEMU 提供的一些虚拟化物理内存。我所说的虚拟化物理内存是指客户操作系统不知道它在虚拟机中，并且仍然像在真实物理机上一样工作，但它所拥有的确实是 QEMU 给出的抽象。因此，即使分配了一个页框，如果该页框不在客户页表中，客户操作系统仍然会触发页面错误，然后将某些页面映射到该框架。更糟糕的是，可能会出现双页错误，即客户机在发生页错误时首先分配一些页框，这会触发主机操作系统的页错误。

然而，我也听说过类似浅（或影子）页表的东西，它似乎可以优化这种不必要的双页错误和双页表问题。我还查看了一些其他内核实现，特别是 unikernels，例如OSv、IncludeOS等。我没有找到任何与页面错误和页表机制相关的内容。我确实看到了一些类似的符号page_fault_handler，但没有我在 Linux 内核代码中看到的那么大。在这些 un​​ikernel 实现中，内存管理似乎并不是什么大问题。所以我认为 QEMU/KVM 和一些 Intel 的虚拟化技术已经处理了这个问题。

对这个主题有什么想法吗？或者，如果您对这个问题有一些好的参考文献/论文/资源，或者一些提示将会非常有帮助。

Answer 1

QEMU/KVM 有两种方式支持 guest 物理内存：EPT 和影子页表。（EPT是Intel定义的机制，其他处理器也支持类似的东西，这里就不说了。）

EPT 代表扩展页表。它是除常规处理器页表之外 CPU 支持的第二级分页。在VM中运行时，常规页表用于将访客虚拟地址转换为访客物理地址，而EPT表用于将访客物理地址转换为主机物理地址。这种双层转换针对来宾内的每次内存访问执行。（处理器 TLB 隐藏了大部分成本。）EPT 表由 VMM 管理，而常规页表由来宾管理。如果某个页面不存在于来宾页表中，则会导致来宾内发生页面错误，正如您所描述的那样。如果某个页面存在于来宾页表中但不存在于 EPT 中，则会导致 EPT 违规 VM 退出，因此 VMM 可以处理丢失的页面。

当 EPT 不可用时，使用影子页表。影子页表是来宾页表的副本，它将 GVA 到 GPA 和 GPA 到 HPA 映射合并到一组页表中。当发生页面错误时，它总是会导致VM退出。VMM 检查丢失的页是否映射到来宾页表中。如果不是，则 VMM会将页面错误注入来宾系统中以供其处理。如果该页映射到来宾页表中，则 VMM 会像处理 EPT 违规一样处理该故障。跨来宾内的多个进程有效管理影子页表可能非常复杂。

EPT 更容易实现，并且对于大多数工作负载具有更好的性能，因为页面错误是直接生成到客户操作系统的，而客户操作系统通常是需要处理页面错误的地方。使用影子页表需要在每次页面错误时退出虚拟机。然而，对于一些导致很少页面错误的特定工作负载，影子页表可能具有更好的性能。