有关Trap and Emulate的实现还有两个重要的部分，一个是Page Table，另一个是外部设备。
Page Table包含了两个部分，第一个部分是Guest操作系统在很多时候会修改SATP寄存器（注，SATP寄存器是物理内存中包含了Page Table的地址，详见4.3），当然这会变成一个trap走到VMM，之后VMM可以接管。但是我们不想让VMM只是简单的替Guest设置真实的SATP寄存器，因为这样的话Guest就可以访问任意的内存地址，而不只是VMM分配给它的内存地址，所以我们不能让Guest操作系统简单的设置SATP寄存器。
但是我们的确又需要为SATP寄存器做点什么，因为我们需要让Guest操作系统觉得Page Table被更新了。此外，当Guest上的软件运行了load或者store指令时，或者获取程序指令来执行时，我们需要数据或者指令来自于内存的正确位置，也就是Guest操作系统认为其PTE指向的内存位置。所以当Guest设置SATP寄存器时，真实的过程是，我们不能直接使用Guest操作系统的Page Table，VMM会生成一个新的Page Table来模拟Guest操作系统想要的Page Table。
所以现在的Page Table翻译过程略微有点不一样，首先是Guest kernel包含了Page Table，但是这里是将Guest中的虚拟内存地址（注，下图中gva）映射到了Guest的物理内存地址（注，下图中gpa）。Guest物理地址是VMM分配给Guest的地址空间，例如32GB。并且VMM会告诉Guest这段内存地址从0开始，并一直上涨到32GB。但是在真实硬件上，这部分内存并不是连续的。所以我们不能直接使用Guest物理地址，因为它们不对应真实的物理内存地址。
相应的，VMM会为每个虚拟机维护一个映射表，将Guest物理内存地址映射到真实的物理内存地址，我们称之为主机物理内存地址（注，下图中的hpa）。这个映射表与Page Table类似，对于每个VMM分配给Guest的Guest物理内存Page，都有一条记录表明真实的物理内存Page是什么。
当Guest向SATP寄存器写了一个新的Page Table时，在对应的trap handler中，VMM会创建一个Shadow Page Table，Shadow Page Table的地址将会是VMM向真实SATP寄存器写入的值。Shadow Page Table由上面两个Page Table组合而成，所以它将gva映射到了hpa。Shadow Page Table是这么构建的：
- 从Guest Page Table中取出每一条记录，查看gpa。
- 使用VMM中的映射关系，将gpa翻译成hpa。
- 再将gva和hpa存放于Shadow Page Table。
在创建完之后，VMM会将Shadow Page Table设置到真实的SATP寄存器中，再返回到Guest内核中（注，这样的效果是，Guest里面看到的Page Table就是一个正常的Page Table，而Guest通过SATP寄存器指向的Page Table，将虚拟内存地址翻译得到的又是真实的物理内存地址）。
所以，Guest kernel认为自己使用的是一个正常的Page Table，但是实际的硬件使用的是Shadow Page Table。这种方式可以阻止Guest从被允许使用的内存中逃逸。Shadow Page Table只能包含VMM分配给虚拟机的主机物理内存地址。Guest不能向Page Table写入任何VMM未分配给Guest的内存地址。这是VMM实现隔离的一个关键部分。
学生提问：如果Guest操作系统想要为一个进程创建一个新的Page Table，会发生什么呢？
Robert教授：Guest会完全按照Linux或者XV6的行为来执行。首先是格式化Page Table Entries以构造一个Page Table。之后执行指令将Page Table的地址写入到SATP寄存器，这就是Guest操作系统的行为。但是它又不能设置实际的SATP寄存器，因为这是一个privileged操作，所以设置SATP寄存器会触发trap并走到VMM。VMM会查看trap对应的指令，并发现Guest要尝试设置SATP寄存器，之后VMM会创建一个新的Shadow Page Table。VMM会查看Guest尝试要设置的Page Table的每一条记录，通过gpa->hpa的映射关系，将gva和hpa的对应关系翻译出来。如果Guest尝试使用一个不被允许的物理地址，VMM会生成一个真实的Page Fault。之后VMM会将Shadow Page Table设置到真实的SATP寄存器中，并返回到Guest中。
Shadow Page Table是实现VMM时一个比较麻烦的地方。除了设置SATP寄存器，Guest操作系统还有另一种方式可以与Page Table进行交互。XV6有时候会直接修改属于自己的Page Table Entry，或者读取PTE中的dirty bit。如果你读了RISC-V的文档，你可以发现在RISC-V上，如果软件更改了PTE，RISC-V不会做任何事情。如果你修改了PTE，RISC-V并不承诺可以立即观察到对于PTE的修改，在修改那一瞬间，你完全是不知道PTE被修改了（注，这里主要对比的是privileged指令，因为如果在用户空间执行了privileged指令，会立刻触发trap，而这里修改PTE不会有任何的额外的动作）。相应的，文档是这么说的，如果你修改PTE并且希望MMU可以看到这个改动，你需要执行sfence.vma指令，这个指令会使得硬件注意到你对Page Table的修改。所以如果你要自己写一个VMM，你在RISC-V上的VMM会完全忽略Guest对于PTE的修改，但是你知道Guest在修改完PTE之后将会执行sfence.vma指令，并且这是一个privileged指令，因为它以s开头，所以这条指令会通过trap走到VMM，VMM就可以知道sfence.vma指令被执行了。之后VMM会重新扫描Guest的当前Page Table，查找更新了的Page Table Entry。如果修改合法的话，VMM会将修改体现在Shadow Page Table中，并执行真实的sfence.vma指令来使得真实的硬件注意到Shadow Page Table的改动。最后再会返回到Guest操作系统中。
学生提问：所以MMU只使用了一个Page Table，也就是Shadow Page Table，对吧？这里并没有使用EPT（Extended Page Table），对吧？
Robert教授：这里还没有EPT。
学生提问：所以Guest认为它自己有一个Page Table，也就是gva->gpa，但是这里并没有做任何的翻译工作。VMM通过两个映射关系构建了属于自己的Page Table。
Robert教授：是的。这里澄清一下，EPT是一种非常不一样的虚拟机实现方式，并且需要硬件的支持。我们这里假设除了对privileged指令触发trap以外，不需要使用任何特殊的硬件支持来构建一个虚拟机。
学生提问：这里会弄乱direct mapping吗？
Robert教授：这里不会有direct map。Guest会认为自己有一个direct mapping，但这只是在虚拟的世界里的一个direct mapping，在真实的机器上这不是direct mapping。但是这没有关系，因为我们这里欺骗了Guest使得看起来像是direct mapping。
学生提问：我们刚刚说过性能的损耗，如果我们使用VMM，对于这里的trap机制看起来也会有大量的性能损耗。
Robert教授：是的。如果你的操作系统执行了大量的privileged指令，那么你也会有大量的trap，这会对性能有大的损耗。这里的损耗是现代硬件增加对虚拟机支持的动机。今天要讨论的论文使用的就是现在硬件对于虚拟机的支持，Intel和AMD在硬件上支持更加有效的trap，或者说对于虚拟机方案，会有少得多的trap。所以是的，性能很重要。但是上面介绍的方案，人们也使用了很多年，它能工作并且也很成功，尽管它会慢的多，但是还没有慢到让人们讨厌的程度，人们其实很喜欢这个方案。