大型操作系统（比如Linux）的内存管理的内容是很丰富的，而内存的虚拟化技术在OS内存管理的基础上又叠加了一层复杂性，比如我们常说的虚拟内存（virtual memory），如果使用虚拟内存的OS是运行在虚拟机中的，那么需要对虚拟内存再进行虚拟化，也就是vitualizing virtualized memory。本文将仅从“内存地址转换”和“内存回收”两个方面探讨内存虚拟化技术。
【虚拟机内存地址转换】
在Linux这种使用虚拟地址的OS中，虚拟地址经过page table转换可得到物理地址（参考这篇文章）：
如果这个操作系统是运行在虚拟机上的，那么这只是一个中间的物理地址（Intermediate Phyical Address - IPA），需要经过VMM/hypervisor的转换，才能得到最终的物理地址（Host Phyical Address - HPA）。从VMM的角度，guest VM中的虚拟地址就成了GVA(Guest Virtual Address)，IPA就成了GPA(Guest Phyical Address)。
可见，如果使用VMM，并且guest VM中的程序使用虚拟地址（如果guest VM中运行的是不支持虚拟地址的RTOS，则在虚拟机层面不需要地址转换），那么就需要两次地址转换。
但是传统的IA32架构从硬件上只支持一次地址转换，即由CR3寄存器指向进程第一级页表的首地址，通过MMU查询进程的各级页表，获得物理地址。
软件实现 - 影子页表
为了支持GVA->GPA->HPA的两次转换，可以计算出GVA->HPA的映射关系，将其写入一个单独的影子页表（sPT - shadow Page Table）。在一个运行Linux的guest VM中，每个进程有一个由内核维护的页表，用于GVA->GPA的转换，这里我们把它称作gPT(guest Page Table)。
VMM层的软件会将gPT本身使用的物理页面设为write protected的，那么每当gPT有变动的时候（比如添加或删除了一个页表项），就会产生被VMM截获的page fault异常，之后VMM需要重新计算GVA->HPA的映射，更改sPT中对应的页表项。可见，这种纯软件的方法虽然能够解决问题，但是其存在两个缺点：
- 实现较为复杂，需要为每个guest VM中的每个进程的gPT都维护一个对应的sPT，增加了内存的开销。
- VMM使用的截获方法增多了page fault和trap/vm-exit的数量，加重了CPU的负担。
在一些场景下，这种影子页表机制造成的开销可以占到整个VMM软件负载的75%。
硬件辅助 - EPT/NPT
为此，各大CPU厂商相继推出了硬件辅助的内存虚拟化技术，比如Intel的EPT(Extended Page Table)和AMD的NPT(Nested Page Table），它们都能够从硬件上同时支持GVA->GPA和GPA->HPA的地址转换的技术。
GVA->GPA的转换依然是通过查找gPT页表完成的，而GPA->HPA的转换则通过查找nPT页表来实现，每个guest VM有一个由VMM维护的nPT。其实，EPT/NPT就是一种扩展的MMU（以下称EPT/NPT MMU），它可以交叉地查找gPT和nPT两个页表：
假设gPT和nPT都是4级页表，那么EPT/NPT MMU完成一次地址转换的过程是这样的（不考虑TLB）：
首先它会查找guest VM中CR3寄存器（gCR3）指向的PML4页表，由于gCR3中存储的地址是GPA，因此CPU需要查找nPT来获取gCR3的GPA对应的HPA。nPT的查找和前面文章讲的页表查找方法是一样的，这里我们称一次nPT的查找过程为一次nested walk。
如果在nPT中没有找到，则产生EPT violation异常（可理解为VMM层的page fault）。如果找到了，也就是获得了PML4页表的物理地址后，就可以用GVA中的bit位子集作为PML4页表的索引，得到PDPE页表的GPA。接下来又是通过一次nested walk进行PDPE页表的GPA->HPA转换，然后重复上述过程，依次查找PD和PE页表，最终获得该GVA对应的HPA。
不同于影子页表是一个进程需要一个sPT，EPT/NPT MMU解耦了GVA->GPA转换和GPA->HPA转换之间的依赖关系，一个VM只需要一个nPT，减少了内存开销。如果guest VM中发生了page fault，可直接由guest OS处理，不会产生vm-exit，减少了CPU的开销。可以说，EPT/NPT MMU这种硬件辅助的内存虚拟化技术解决了纯软件实现存在的两个问题。
EPT/NPT MMU优化
事实上，EPT/NPT MMU作为传统MMU的扩展，自然也是有TLB的，它在查找gPT和nPT之前，会先去查找自己的TLB（前面为了描述的方便省略了这一步）。但这里的TLB存储的并不是一个GVA->GPA的映射关系，也不是一个GPA->HPA的映射关系，而是最终的转换结果，也就是GVA->HPA的映射。
不同的进程可能会有相同的虚拟地址，为了避免进程切换的时候flush所有的TLB，可通过给TLB entry加上一个标识进程的PCID/ASID的tag来区分（参考这篇文章）。同样地，不同的guest VM也会有相同的GVA，为了flush的时候有所区分，需要再加上一个标识虚拟机的tag，这个tag在ARM体系中被叫做VMID，在Intel体系中则被叫做VPID。
在最坏的情况下（也就是TLB完全没有命中），gPT中的每一级转换都需要一次nested walk【1】，而每次nested walk需要4次内存访问，因此5次nested walk总共需要 [公式] 次内存访问（就像一个5x5的二维矩阵一样）：
虽然这24次内存访问都是由硬件自动完成的，不需要软件的参与，但是内存访问的速度毕竟不能与CPU的运行速度同日而语，而且内存访问还涉及到对总线的争夺，次数自然是越少越好。
要想减少内存访问次数，要么是增大EPT/NPT TLB的容量，增加TLB的命中率，要么是减少gPT和nPT的级数。gPT是为guest VM中的进程服务的，通常采用4KB粒度的页，那么在64位系统下使用4级页表是非常合适的（参考这篇文章）。
而nPT是为guset VM服务的，对于划分给一个VM的内存，粒度不用太小。64位的x86_64支持2MB和1GB的large page，假设创建一个VM的时候申请的是2G物理内存，那么只需要给这个VM分配2个1G的large pages就可以了（这2个large pages不用相邻，但large page内部的物理内存是连续的），这样nPT只需要2级（nPML4和nPDPE）。
如果现在物理内存中确实找不到2个连续的1G内存区域，那么就退而求其次，使用2MB的large page，这样nPT就是3级（nPML4, nPDPE和nPD）。
下文将介绍从guest VM回收内存的技术。
注【1】：这里区分一个英文表达，stage和level，查找gPT的转换过程被称作stage 1，查找nPT的转换过程被称作stage 2，而gPT和nPT自身都是由multi-level的页表组成。
参考：
Performance Evaluation of Intel EPT Hardware Assist
原文作者： 兰新宇