影子頁表
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。
先說普通的內存地址轉換，首先明確基本知識點。
頁表：確定了線性地址和物理地址的轉換。
TLB 就是保存頁表中對應的線性地址和物理地址的轉換，這樣的作用是爲了加速。
過程：首先CPU會去根據線性地址查找TLB，如果有，則立馬得到物理地址；若沒有，則進行地址轉換 ，並將結果更新到TLB。
所以說CPU並沒有說頁表一定要和TLB緩存的數據保持一致，若不一致的時候，查找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，就可以通過線性地址找到物理地址，而這個頁表是可以被用戶更改，但是是給CPU查找的。
然後我們說下VTLB，這是基於VT_X技術優化。這裏VM中的頁表就不直接控制着線性地址和物理地址的轉換了，即CR3寄存器指向的不是頁表，而是影子頁表了。所以呢，地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找地址了，那麼每次修改其頁表，也就不會引發VM_Exit了。 所以呀，這裏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權限，比如吧，VM頁表中記錄着線性地址和物理地址的對應關係，而影子頁表不存在此關係，那麼VM對線性地址的訪問將導致頁面故障，這裏注意，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指令或重裝CR3寄存器來刷新TLB，VM在執行INVLPG指令或重裝CR3寄存器時將導致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頁表來作爲參照的。
-------------
對於A位，只要VMM不先於VM建立線性地址到物理地址的映射關係，就可以確保捕獲客戶對內存的訪問，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。因爲，當客戶首次訪問某個線性地址時，由於影子頁表中沒有該線性地址到物理地址的對應關係，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地址到物理地址的對應關係，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地址到物理地址間的映射之初，可以將頁置爲只讀，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
EPT由VMM控制，並且僅在處理器工作於非根模式時才參與地址轉換。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，因此極大地提高了內存虛擬化的效率，簡化了內存虛擬化的實現。
