KVM的ept机制

转载：http://ytliu.info/blog/2014/11/24/shi-shang-zui-xiang-xi-de-kvm-mmu-pagejie-gou-he-yong-fa-jie-xi/

这段时间在研究KVM内存虚拟化的代码，看的那叫一个痛苦。网上大部分能找到的资料，不管是中文的还是英文的，写的都非常含糊，很多关键的数据结构和代码都讲的闪烁其辞，有些就是简单的把KVM的文档翻译了一下，但是KVM的文档也让人（至少让我）看的挺费解的，只能着眼于代码，一直挣扎到如今，终于有那么一点开窍了。

于是乎，本着“利己又为人”的原则，我决定将这段时间自己所理解的东西倾情奉献出，特别是对kvm_mmu_page这个最为关键的数据结构，以及它在handle EPT violation时每个域的作用和意义。

需要说明的是，这篇博客并不是一个针对初学者理解“内存虚拟化”的教程，“内存虚拟化”涉及到的很多概念需要读者去翻阅其它资料来获取，以下内容均建立在读者已经了解了“内存虚拟化”的基本概念的基础上，比如对于什么是影子页表（Shadow page table），什么是EPT等，请自行google。以下内容大部分是我阅读目前KVM的文档和源码，以及在运行时生成log进行验证来确定的。

我会尽最大的努力让以下内容足够完整和准确，如果读者发现有什么不清楚或者觉得不正确的地方，望请告知。这篇博文也会实时并且持续更新。

现在开始进入“史上最详细的”系列：

我们知道在KVM最新的内存虚拟化技术中，采用的是两级页表映射tdp (two-dimentional paging)，客户虚拟机采用的是传统操作系统的页表，被称做guest page table (GPT)，记录的是客户机虚拟地址（GVA）到客户机物理地址（GPA）的映射；而KVM维护的是第二级页表extended page table (EPT，注：AMD的体系架构中其被称为NPT，nested page table，在这篇文章中统一采用Intel的称法EPT)，记录的是虚拟机物理地址（GPA）到宿主机物理地址（HPA）的映射。

在介绍主体内容之前，需要先统一下几个缩写（摘自KVM文档：linux/Documentation/virtual/kvm/mmu.txt）：

pfn: host page frame number，宿主机中某个物理页的帧数
hpa: host physical address，宿主机的物理地址
hva: host virtual address，宿主机的虚拟地址
gfn: guest page frame number，虚拟机中某个物理页的帧数
gpa: guest physical address，虚拟机的物理地址
gva: guest virtual address，虚拟机的虚拟地址
pte: page table entry，指向下一级页表或者页的物理地址，以及相应的权限位
gpte: guest pte，指向GPT中下一级页表或者页的gpa，以及相应的权限位
spte: shadow pte，指向EPT中下一级页表或者页的hpa，以及相应的权限位
tdp: two dimentional paging，也就是我们所说的EPT机制

以上唯一需要解释的是spte，在这里被叫做shadow pte，如果不了解的话，会很容易和以前的shadow paging机制搞混。

KVM在还没有EPT硬件支持的时候，采用的是影子页表（shadow page table）机制，为了和之前的代码兼容，在当前的实现中，EPT机制是在影子页表机制代码的基础上实现的，所以EPT里面的pte和之前一样被叫做shadow pte，这个会在之后进行详细的说明。

两级页表寻址 (tdp)

其实这个不是重点，就简单地贴张图吧：

在上图中，包括guest CR3在内，算上PML4E、PDPTE、PDE、PTE，总共有5个客户机物理地址（GPA），这些GPA都需要通过硬件再走一次EPT，得到下一个页表页相对应的宿主机物理地址。

接下来，也就是这篇博文主要的关注点，给定一个GPA，如何通过EPT计算出其相对应的HPA呢？换句话说，如果发生一个EPT violation，即在客户虚拟机中发现某个GPA没有映射到相对应的HPA，那么在KVM这一层会进行什么操作呢？

EPT

下图是EPT的总体结构：

和传统的页表一样，EPT的页表结构也是分为四层（PML4、PDPT、PD、PT），EPT Pointer (EPTP)指向PML4的首地址，在没有大页（huge page）的情况下（大页会在以后的博文中说明，这篇博文不考虑大页的情况），一个gpa通过四级页表的寻址，得到相应的pfn，然后加上gpa最后12位的offset，得到hpa，如下图所示：

物理页与页表页

在这个过程中，有两种不同类型的页结构：物理页（physical page）和页表页（MMU page）。物理页就是真正存放数据的页，而页表页，顾名思义，就是存放页表的页，而且存放的是EPT的页表。其中，第四级（level-4）页表，也就是EPTP指向的那个页表，是所有MMU pages的根（root），它只有一个页，包含512（4096/8）个页表项（PML4E），每个页表项指向一个第三级（level-3）的页表页（PDPT），类似的，每个PDPT页表页也是512个页表项指向下一级页表，直到最后一级（level-1）PT，PT中的每个页表项（PTE）指向的是一个物理页的页帧（pfn）异或上相对应的access bits。

物理页和页表页除了功能和里面存储的内容不同外，它们被创建的方式也是不同的：

物理页可以通过内核提供的__get_free_page来创建，该函数最后会通过底层的alloc_page来返回一段指定大小的内存区域。
页表页则是从mmu_page_cache获得，该page cache是在KVM模块初始化vcpu的时候通过linux内核中的slab机制分配好作为之后MMU pages的cache使用的。

在KVM的代码实现中，每个页表页（MMU page）对应一个数据结构kvm_mmu_page。这个数据结构是理解整个EPT机制的关键，接下来的篇幅就主要围绕这个kvm_mmu_page进行分析。

ept violation处理流程

在引入这个数据结构之前，我们先来整体了解下在发生ept violation之后KVM是如何进行处理的（也可参考这篇博文)：

handle_ept_violation最终会调用到arch/x86/kvm/mmu.c里面的tdp_page_fault。在该函数中，有两个大的步骤：

gfn_to_pfn：在这个过程中，通过gfn->memslot->hva->pfn这一系列步骤得到最后的pfn，这个过程以后会专门用一篇博客来描述；
__direct_map：这个函数所做的事情就是把上一步中得到的pfn和gfn的映射关系反映在EPT中，该过程是这篇博文介绍的重点。

顺便提一句，为什么这里叫direct_map呢，即这里的direct是什么意思呢？在我的理解中，这个direct和shadow是相对应的，direct是指在EPT的模式下进行映射，而shadow是在之前shadow paging的模式下进行映射，这主要反映在后面的kvm_mmu_get_page传参过程中（请参阅之后的介绍）。

__direct_map的主要逻辑如下（可参阅这里的解释）：

arch/x86/kvm/mmu.c

static int __direct_map(args...)

{

  ...

  for_each_shadow_entry(vcpu, (u64)gfn << PAGE_SHIFT, iterator) {

    if (iterator.level == level) {

      mmu_set_spte(vcpu, iterator.sptep, ACC_ALL,

             write, &emulate, level, gfn, pfn,

             prefault, map_writable);

      ...

      break;

    }

    if (!is_shadow_present_pte(*iterator.sptep)) {

      u64 base_addr = iterator.addr;

      base_addr &= PT64_LVL_ADDR_MASK(iterator.level);

      pseudo_gfn = base_addr >> PAGE_SHIFT;

      sp = kvm_mmu_get_page(vcpu, pseudo_gfn, iterator.addr,

                iterator.level - 1,

                1, ACC_ALL, iterator.sptep);

      link_shadow_page(iterator.sptep, sp, true);

    }

  }

  return emulate;

}

这里的函数代码将映射的建立分成两种情况：

arch/x86/kvm/mmu.c

if (iterator.level == level) {

  mmu_set_spte(...);

  ...

}

arch/x86/kvm/mmu.c

else if (!is_shadow_present_pte(*iterator.sptep)) {

  kvm_mmu_get_page(...);

  link_shadow_page(...);

}

简单来说，__direct_map这个函数是根据传进来的gpa进行计算，从第4级（level-4）页表页开始，一级一级地填写相应页表项，这些都是在for_each_shadow_entry(vcpu, (u64)gfn << PAGE_SHIFT, iterator)这个宏定义里面实现的，这里不展开。这两种情况是这样子的：

第一种情况是指如果当前页表页的层数（iterator.level）是最后一层（level）的页表页，那么直接通过调用mmu_set_spte（之后会细讲）设置页表项。
第二种情况是指如果当前页表页A不是最后一层，而是中间某一层（leve-4, level-3, level-2)，而且该页表项之前并没有初始化（!is_shadow_present_pte(*iterator.sptep)），那么需要调用kvm_mmu_get_page得到或者新建一个页表页B，然后通过link_shadow_page将其link到页表页A相对应的页表项中。

kvm_mmu_get_page

根据代码可能发生的前后关系，我们先来解释下第二种情况，即如何新建一个页表页，即之前所提到的kvm_mmu_page。

这是kvm_mmu_get_page的声明：

arch/x86/kvm/mmu.c

1 2	`static struct kvm_mmu_page kvm_mmu_get_page(struct kvm_vcpu vcpu, gfn_t gfn, gva_t gaddr, unsigned level, int direct, unsigned access, u64 *parent_pte);`

首先解释下传进来的参数都是什么意思：

gaddr：产生该ept violation的gpa；
gfn：gaddr通过某些计算得到的gfn，计算的公式是(gaddr >> 12) & ~((1 << (level * 9)) - 1)，这个会在之后进行解释；
level：该页表页对应的level，可能取值为3，2，1；
direct：在EPT机制下，该值始终为1，如果是shadow paging机制，该值为0；
access：该页表页的访问权限；
parent_pte：上一级页表页中指向该级页表页的页表项的地址。

下面举个例子来说明：

假设在__direct_map中，产生ept violation的gpa为0xfffff000，当前的level为3，这个时候，发现EPT中第3级的页表页对应的页表项为空，那么我们就需要创建一个第2级的页表页，然后将其物理地址填在第3级页表页对应的页表项中，那么传给kvm_mmu_get_page的参数很可能是这样子的：

gaddr：0xfffff000；
gfn: 0xc0000 (通过(0xfffff000 >> 12) & ~((1 << (3 - 1) * 9) - 1)得到）；
level：2 （通过3 - 1得到）；
direct：1；
access：7（表示可读、可写、可执行）；
parent_pte：0xffff8800982f8018（这个是第3级页表页相应的页表项的宿主机虚拟地址hva）；

struct kvm_mmu_page

接下来看看这个函数的返回值：struct kvm_mmu_page：

以上是它的定义，该函数定义在arch/x86/include/asm/kvm_host.h中。那么它们分别是什么意思呢？这里先有一个大概的解释（有几个域还不确定，之后会持续更新），等会儿我们会通过一个具体的例子来说明：

kvm_mmu_page子域	解释
link	将该页结构链接到kvm->arch.active_mmu_pages和invalid_list上，标注该页结构不同的状态
hash_link	KVM中会为所有的mmu_page维护一个hash链表，用于快速找到对应的kvm_mmu_page实例，详见之后代码分析
gfn	通过kvm_mmu_get_page传进来的gfn，在EPT机制下，每个kvm_mmu_page对应一个gfn，shadow paging见gfns
role	kvm_mmu_page_role结构，详见之后分析
spt	该kvm_mmu_page对应的页表页的宿主机虚拟地址hva
gfns	在shadow paging机制下，每个kvm_mmu_page对应多个gfn，存储在该数组中
unsync	用在最后一级页表页，用于判断该页的页表项是否与guest的翻译同步（即是否所有pte都和guest的tlb一致）
root_rount	用在第4级页表，标识有多少EPTP指向该级页表页
unsync_children	记录该页表页中有多少个spte是unsync状态的
parent_ptes	表示有哪些上一级页表页的页表项指向该页表页（之后会详细介绍）
mmu_valid_gen	该页的generation number，用于和`kvm->arch.mmu_valid_gen`进行比较，比它小表示该页是invalid的
unsync_child_bitmap	记录了unsync的sptes的bitmap，用于快速查找
write_flooding_count	在页表页写保护模式下，用于避免过多的页表项修改造成的模拟（emulation）

其中，role指向了一个union kvm_mmu_page_role结构，解释如下：

kvm_mmu_page_role子域	解释
level	该页表页的层级
cr4_pae	记录了cr4.pae的值，如果是direct模式，该值为0
quadrant	暂时不清楚
direct	如果是EPT机制，则该值为1，否则为0
access	该页表页的访问权限，参见之后的说明
invalid	表示该页是否有效（暂时不确定）
nxe	记录了efer.nxe的值（暂时不清楚什么作用）
cr0_wp	记录了cr0.wp的值，表示该页是否写保护
smep_andnot_wp	记录了cr4.smep && !cr0.wp的值（暂时不确定什么作用）

kvm_mmu_get_page源码分析

在了解了大部分子域的意义之后，我们来看下kvm_mmu_get_page的代码：

arch/x86/kvm/mmu.c

static struct kvm_mmu_page *kvm_mmu_get_page(...)

{

  ...

  role = vcpu->arch.mmu.base_role;

  role.level = level;

  role.direct = direct;

  if (role.direct)

    role.cr4_pae = 0;

  role.access = access;

  ...

  for_each_gfn_sp(vcpu->kvm, sp, gfn) {

    ...

    mmu_page_add_parent_pte(vcpu, sp, parent_pte);

    ...

    return sp;

  }

  ...

  sp = kvm_mmu_alloc_page(vcpu, parent_pte, direct);

  if (!sp)

    return sp;

  sp->gfn = gfn;

  sp->role = role;

  hlist_add_head(&sp->hash_link,

    &vcpu->kvm->arch.mmu_page_hash[kvm_page_table_hashfn(gfn)]);

  ...

  sp->mmu_valid_gen = vcpu->kvm->arch.mmu_valid_gen;

  init_shadow_page_table(sp);

  return sp;

}

一开始会初始化role，在EPT机制下，vcpu->arch.mmu.base_role最开始是被初始化为0的：

arch/x86/kvm/mmu.c

static void init_kvm_tdp_mmu(struct kvm_vcpu *vcpu)

{

    ...

    context->base_role.word = 0;

    ...

}

然后调用for_each_gfn_sp查找之前已经使用过的kvm_mmu_page，该宏根据gfn的值在kvm_mmu_page结构中的hash_link进行，具体可参阅以下代码：

arch/x86/kvm/mmu.c

#define for_each_gfn_sp(_kvm, _sp, _gfn)  \

  hlist_for_each_entry(_sp,   \

    &(_kvm)->arch.mmu_page_hash[kvm_page_table_hashfn(_gfn)], hash_link) \

      if ((_sp)->gfn != (_gfn)) {} else

如果找到了，调用mmu_page_add_parent_pte，设置parent_pte对应的reverse map（reverse map一章会在之后对其进行详细的说明）；
如果该gfn对应的页表页不存在，则调用kvm_mmu_alloc_page：

arch/x86/kvm/mmu.c

static struct kvm_mmu_page *kvm_mmu_alloc_page(...)

{

  struct kvm_mmu_page *sp;

  sp = mmu_memory_cache_alloc(&vcpu->arch.mmu_page_header_cache);

  sp->spt = mmu_memory_cache_alloc(&vcpu->arch.mmu_page_cache);

  ...

  list_add(&sp->link, &vcpu->kvm->arch.active_mmu_pages);

  sp->parent_ptes = 0;

  mmu_page_add_parent_pte(vcpu, sp, parent_pte);

  return sp;

}

改函数调用mmu_memory_cache_alloc从之前分配好的mmu page的memory cache中得到一个kvm_mmu_page结构体实例，然后将其插入kvm->arch.active_mmu_pages中，同时调用mmu_page_add_parent_pte函数设置parent pte对应的reverse map。

一个例子

讲到这里，我们来看一个例子：

在上图中，我们假设需要映射gpa（0xfffff000）到其相对应的hpa（0x42faf000）。

另外，对于每一个MMU page，我们都列出了其相对应的kvm_mmu_page对应的页结构中几个比较关键的域的值。

对于gpa为0xfffff000的地址，其gfn为0xfffff，我们将其用二进制表示出来，并按照EPT entry的格式进行分割：

比如，对于EPT pointer指向的第4级（level-4）页表页，它的role.level为4，它的sp->spt为该页表页的hva值0xffff8800982f9000。另外，对于最高层级的页表页来说，它的sp->gfn为0，表示gfn为0的地址可以通过寻址找到该页表页。而由于ept entry中第4段的index为0，所以改页表页的第1个页表项（PML4E）指向了下一层的页表页。

同样的，对于第3级（level-3）页表页，它的role.level为3，sp->spt为该页表页的hva值0xffff8800982f8000。由上图可知，在ept entry中，它的上一层（即第4段）的index值为0，所以其sp->gfn也是0，同样表示gfn为0的地址可以通过寻址找到该页表页。另外，在该层的页表页中，其parent_ptes填的是上一层的页表页中指向该页表页的页表项的地址，即第4级页表页的第一个页表项的地址0xffff8800982f9000，而在ept entry中，由于第3段的index为3，所以该页表页的第3个页表项（PDPTE）指向了下一层的页表页。

以此类推，到第2级（level-2）页表页，前面几项都和之前是类似的，而对于sp->gfn来说，由于它的上一层（第3层）的index值为3，那么通过计算公式(gaddr >> 12) & ~((1 << (level * 9)) - 1)可以得到以下的值：

将其转化为十六进制数，即可得到0xc0000，表示gfn为0xc0000的地址在寻址过程中会找到该页表页。而它的parent_ptes就指向了第3层页表页中第3个页表项的地址0xffff8800982f8018，ept entry中第2段的index 0xfff 表示它最后一项页表项（PDE）指向了下一级的页表页。

类似的，可以算出第1级页表页的sp->gfn为0xffe00，parent_ptes为0xffff880060db7ff8，同时，它的最后一个页表项（PTE）指向了真正的hpa0x42faf000。

到此为止，gpa被最终映射为hpa，并放映在EPT中，于是下次客户虚拟机应用程序访问该gpa的时候就不会再发生ept violation了。

reverse map

似乎讲到这里就该结束了？

确实，基本上这篇博文的内容就要接近尾声了，只是还有那么一小点内容，关于reverse map。

如果你倒回去看会发现，我们还有两个很重要的函数没有展开：

mmu_page_add_parent_pte
mmu_set_spte

这两个函数是干什么的呢？其实它们都和reverse map有关。

首先，对于低层级（level-3 to level-1）的页表页结构kvm_mmu_page，我们需要设置上一级的相应的页表项地址，然后通过mmu_page_add_parent_pte设置其parent_pte的reverse map：

arch/x86/kvm/mmu.c

static void mmu_page_add_parent_pte(...)

{

  if (!parent_pte)

    return;

  pte_list_add(vcpu, parent_pte, &sp->parent_ptes);

}

另外一点，我说过，页分为两类，物理页和页表页，但是我之前没有说的一点是，页表页本身也被分为两类，高层级（level-4 to level-2）的页表页，和最后一级（level-1）的页表页。

对于高层级的页表页，我们只需要调用link_shadow_page，将页表项的值和相应的权限位直接设置上去就好了，但是对于最后一级的页表项，我们除了设置页表项对应的值之外，还需要做另一件事，rmap_add：

arch/x86/kvm/mmu.c

static void mmu_set_spte(...)

{

  ...

  if (set_spte(vcpu, sptep, pte_access, level, gfn, pfn, speculative,

        true, host_writable)) {

    ...

  }

  ...

  if (is_shadow_present_pte(*sptep)) {

    if (!was_rmapped) {

      rmap_count = rmap_add(vcpu, sptep, gfn);

      ...

    }

  }

  ...

}

static int rmap_add(struct kvm_vcpu *vcpu, u64 *spte, gfn_t gfn)

{

  ...

  sp = page_header(__pa(spte));

  kvm_mmu_page_set_gfn(sp, spte - sp->spt, gfn);

  rmapp = gfn_to_rmap(vcpu->kvm, gfn, sp->role.level);

  return pte_list_add(vcpu, spte, rmapp);

}

可以看到，不管是mmu_page_add_parent_pte，还是mmu_set_spte调用的rmap_add，最后都会调用到pte_list_add。

那么问题来了，这货是干嘛的呢？

翻译成中文的话，reverse map被称为反向映射，在上面提到的两个反向映射中，第一个叫parent_ptes，记录的是页表页和指向它的页表项对应的映射，另一个是每个gfn对应的反向映射rmap，记录的是该gfn对应的spte。

我们举rmap为例，给定一个gfn，我们怎么找到其对应的rmap呢？

首先，我们通过gfn_to_memslot得到这个gfn对应的memory slot（这个机制会在以后的博文中提到）；
通过得到的slot和gfn，算出相应的index，然后从slot->arch.rmap数组中取出相应的rmap：

arch/x86/kvm/mmu.c

static unsigned long *__gfn_to_rmap(gfn_t gfn, int level,

            struct kvm_memory_slot *slot)

{

  unsigned long idx;

  idx = gfn_to_index(gfn, slot->base_gfn, level);

  return &slot->arch.rmap[level - PT_PAGE_TABLE_LEVEL][idx];

}

有了gfn对应的rmap之后，我们再调用pte_list_add将这次映射得到的spte加到这个rmap中

arch/x86/kvm/mmu.c

static int pte_list_add(struct kvm_vcpu *vcpu, u64 *spte,

      unsigned long *pte_list)

{

  struct pte_list_desc *desc;

  int i, count = 0;

  if (!*pte_list) {

    rmap_printk("pte_list_add: %p %llx 0->1\n", spte, *spte);

    *pte_list = (unsigned long)spte;

  } else if (!(*pte_list & 1)) {

    rmap_printk("pte_list_add: %p %llx 1->many\n", spte, *spte);

    desc = mmu_alloc_pte_list_desc(vcpu);

    desc->sptes[0] = (u64 *)*pte_list;

    desc->sptes[1] = spte;

    *pte_list = (unsigned long)desc | 1;

    ++count;

  } else {

    rmap_printk("pte_list_add: %p %llx many->many\n", spte, *spte);

    desc = (struct pte_list_desc *)(*pte_list & ~1ul);

    while (desc->sptes[PTE_LIST_EXT-1] && desc->more) {

      desc = desc->more;

      count += PTE_LIST_EXT;

    }

    if (desc->sptes[PTE_LIST_EXT-1]) {

      desc->more = mmu_alloc_pte_list_desc(vcpu);

      desc = desc->more;

    }

    for (i = 0; desc->sptes[i]; ++i)

      ++count;

    desc->sptes[i] = spte;

  }

  return count;

}

看到这里你可能还是一头雾水，rmap到底是什么，为什么加一个rmap的项要那么复杂？

好吧，其实我的理解是这样的：

首先，rmap就是一个数组，这个数组的每个项都对应了这个gfn反向映射出的某个spte的地址；
其次，由于大部分情况下一个gfn对应的spte只有一个，也就是说，大部分情况下这个数组的大小是1；
但是，这个数组也可能很大，大到你也不知道应该把数组的大小设到多少合适；
所以，总结来说，rmap是一个不确定大小，但是大部分情况下大小为1的数组。

那么，怎么做？

我想说，这是一个看上去很完美的设计！

由于spte的地址只可能是8的倍数（自己想为什么），所以其第一位肯定是0，那么我们就利用这个特点：

我们用一个unsigned long *来表示一个rmap，即上文中的pte_list；
如果这个pte_list为空，则表示这个rmap之前没有创建过，那么将其赋值，即上文中0->1的情况；
如果这个pte_list不为空，但是其第一位是0，则表示这个rmap之前已经被设置了一个值，那么需要将这个pte_list的值改为某个struct pte_list_desc的地址，然后将第一位设成1，来表示该地址并不是单纯的一个spte的地址，而是指向某个struct pte_list_desc，这是上文中1->many的情况；
如果这个pte_list不为空，而且其第一位是1，那么通过访问由这个地址得到的struct pte_list_desc，得到更多的sptes，即上文中many->many的情况。

struct pte_list_desc结构定义如下：

arch/x86/kvm/mmu.c

struct pte_list_desc {

    u64 *sptes[PTE_LIST_EXT];

    struct pte_list_desc *more;

};

它是一个单链表的节点，每个节点都存有3个spte的地址，以及下一个节点的位置。

好了，最后一个问题，rmap到底有什么用？

当然，信息总归是有用的，特别是这些和映射相关的信息。

举个例子吧，假如操作系统需要进行页面回收或换出，如果宿主机需要把某个客户机物理页换到disk，那么它就需要修改这个页的物理地址gpa对应的spte，将其设置成不存在。

那么这个该怎么做呢？

当然，你可以用软件走一遍ept页表，找到其对应的spte。但是，这样太慢了！这个时候你就会想，如果有一个gfn到spte的反向映射岂不方便很多！于是，reverse map就此派上用场。

这里最后说一点，如果说有这么一个需求：宿主机想要废除当前客户机所有的MMU页结构，那么如何做最快呢？

当然，你可以从EPTP开始遍历一遍所有的页表页，处理掉所有的MMU页面和对应的映射，但是这种方法效率很低。

如果你还记得之前kvm_mmu_page结构里面的mmu_valid_gen域的话，你就可以通过将kvm->arch.mmu_valid_gen加1，那么当前所有的MMU页结构都变成了invalid，而处理掉页结构的过程可以留给后面的过程（如内存不够时）再处理，这样就可以加快这个过程。

而当mmu_valid_gen值达到最大时，可以调用kvm_mmu_invalidate_zap_all_pages手动废弃掉所有的MMU页结构。