2019年是崭新的一年，Linux kernel 5.0 低调发布了，给我的感觉就是，牛人不断在飞跃，我们也要策马奔腾赶紧追赶才有些许出路。

     内核子系统众多，我发现KVM是个非常有意思的子系统，对cpu,内核，IO的虚拟化玩的太溜了，一些技巧真是令人折服，简直就是一个超级魔法师，也可以成为"骗术”,而且还是里因外和。话不多说，进入主题。

     

VM虚拟化，对虚拟cpu很好理解,cpu采用两种模式，一种是root模式下的0 – 3特权级，另一种是非root模式下的0 - 3特权级别。在root模式下，cpu有真实的寄存器，一切都是真实，但是在非root模式下，cpu要使用的寄存器都放在与cpu绑定的一块物理内存上，绑定的过程有cpu新增的指令支持,当cpu收到中断，或者访问pio、mmio等会陷入到vmm(虚拟机监控机，在宿主端内核态特权级),，陷入以后vmm可以选择自己处理或者交给应用层处理。（此篇文章针对的是x86平台）

但是对于内存的虚拟化就更麻烦了，一般的思路是，客户端虚拟地址经过客户端的页表转化为客户端的物理地址，然后把客户端的物理地址经过转换，变为宿主端的虚拟地址，kvm中有一个数据结构kvm_memory_slot记录了此映射关系，再经过页表的转换变为真实可用的物理地址。然而这样的转换路径也太长，影响了性能，kvm有了硬件的支持以后提出了影子页表的概念。

影子页表简单来说就是，可以直接把客户端的虚拟地址映射成宿主端的物理地址。客户端想把客户端的页表基地址写入cr3寄存器的时候，由于读写cr3寄存器的指令都是特权指令，在读写 cr3的过程中都会陷入到VMM,VMM会首先截获到此指令。在客户端写cr3寄存器的时候，vmm首先保存好写入的值，然后填入的是主机端针对客户端生成的一张页表(也就是影子页表)的基地址，当客户端读cr3值的时候，vmm会把之前保存的cr3的值返回给客户端。

这样做的目的是，在客户端内核态中虽然有一张页表，但是客户端在访问内存的时候，MMU不会走这张页表，MMU走的是以填入到cr3寄存器上的真实的值为基地址(这个值是vmm写的主机端的物理地址)的影子页表，经过影子页表找到真实的物理地址.影子页表时刻与客户端的页表保持同步。

影子页表也有缺陷，KVM需要对客户端的每一个进程维护一张表，后面又有了EPT页表.暂且不谈。