不得不承認，一直對影子頁表和ept技術都一知半解，是時候好好的認真的理解了。
先說普通的記憶體位址轉換，首先明確基本知識點。
tlb 就是儲存頁表中對應的線性位址和實體地址的轉換，這樣的作用是為了加速。
所以說cpu並沒有說頁表一定要和tlb快取的資料保持一致，若不一致的時候，查詢tlb會引發 ltb miss，然後會通過 tlb fill去修正tlb使之與頁表保持一致。
之前，一直對頁表這個詞不太理解，現在可以這麼理解吧，有了它，就可以通過線性位址找到實體地址，而這個頁表是可以被使用者更改，但是是給cpu查詢的。
然後我們說下vtlb，這是基於vt_x技術優化。這裡vm中的頁表就不直接控制著線性位址和實體地址的轉換了，即cr3暫存器指向的不是頁表，而是影子頁表了。所以呢，位址轉換就通過的是影子頁表和tlb來共同控制。
既然不是通過頁表來查詢位址了，那麼每次修改其頁表，也就不會引發vm_exit了。 所以呀，這裡的頁表和影子頁表之間其實是不太同步的，有兩種情況：
1，vm頁表比影子頁表有更多的訪問許可權，比如吧，vm頁表中記錄著線性位址和實體地址的對應關係，而影子頁表不存在此關係，那麼vm對線性位址的訪問將導致頁面故障，這裡注意，是訪問，不是修改，其實修改是不會產生頁面故障的。vmm會捕獲這個異常，然後根據vm頁表來修正影子頁表。
2，如果影子頁表的關係更多，而vm頁表被修改之後關係很少呢。此時，
vm需要執行
invlpg
指令或重灌
cr3暫存器來重新整理
tlb，
vm在執行
invlpg
指令或重灌
cr3暫存器時將導致
vm exit
，使vmm
有機會根據
vm的頁表來修改影子頁表，從而修補這種不一致性。發現沒，其實影子頁表的修改還是通過vm頁表來作為參照的。
-------------對於a
位，只要
vmm不先於
vm建立線性位址到實體地址的對映關係，就可以確保捕獲客戶對記憶體的訪問，進而有機會確保影子頁表項和客戶頁表項在
a位上的一致
。因為，當客戶首次訪問某個線性位址時，由於影子頁表中沒有該線性位址到實體地址的對應關係，將導致一次頁面故障，
vmm可以捕獲該故障，在影子頁表中建立線性位址到實體地址的對應關係，並將客戶頁表中相應項的a位置
1。 對於
d位，vmm在影子頁表中建立線性位址到實體地址間的對映之初，可以將頁置為唯讀，這樣當
vm對該頁進行寫操作時，將導致頁面故障，使
vmm獲得控制，進而有機會確保影子頁表項和
vm頁表項在
d位上的一致。
ept由
vmm控制，並且僅在處理器工作於非根模式時才參與位址轉換。
採用ept
後，客戶在讀寫
cr3和執行
invlpg
指令時不會導致
vm exit
，並且由於客戶頁表結構自身導致的頁故障也不會導致
vm exit
，因此極大地提高了記憶體虛擬化的效率，簡化了記憶體虛擬化的實現。
KVM之EPT與影子頁表（七）
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