MMU内存管理单元

MMU(Memory Management Unit)主要用来管理虚拟存储器、物理存储器的控制线路，同时也负责虚拟地址映射为物理地址，以及提供硬件机制的内存访问授权、多任务多进程操作系统。（来自百度百科，对其几个点不熟悉，因此可以只考虑加粗部分）

注意：学习一个知识点，很重要的一步是了解其为什么而存在？它的存在是为了解决什么问题？然后，在学习的过程中带着这些问题去理解、去思考。

在许多年以前，还是使用DOS或一些古老的操作系统时，内存很小，同时，应用程序也很小，将程序存储在内存中基本能够满足需要。随着科技的发展，图形界面及一些其他更复杂的应用出现，内存已经无法存储这些应用程序了，通常的解决办法是将程序分割成很多个覆盖块，覆盖块0最先运行，运行结束之后，就调用另一个覆盖块，虽然这些操作由OS来完成，但是，需要程序员对程序进行分割，这非常不高效；因此，人们想出了一个虚拟存储器（virtual memory）的方法。虚拟存储器的基本思想是：程序、数据、堆栈的总大小可以超过内存空间的大小，操作系统将当前运行的部分保存在内存中，未使用的部分保存在磁盘中。比如一个16MB的程序和一个内存只有4MB的机器，操作系统通过选择可以决定哪部分4MB的程序内容保存在内存中，并在需要时，在内存与磁盘中交换程序代码，这样16MB的代码就可以运行在4MB的机器中了。注意：这里面包含了虚拟地址和物理地址的概念

地址范围、虚拟地址映射成物理地址以及分页机制

如果处理器没有MMU，或者有MMU但没有启用，CPU执行单元发出的内存地址将直接传到芯片引脚上，被内存芯片（以下称为物理内存，以便与虚拟内存区分）接收，这称为物理地址（Physical Address，以下简称PA），如下图3-1-1所示；

大多数使用MMU的机器都采用分页机制。虚拟地址空间以页为单位进行划分，而相应的物理地址空间也被划分，其使用的单位称为页帧，页帧和页必须保持相同，因为内存与外部存储器之间的传输是以页为单位进行传输的。例如，MMU可以通过一个映射项将VA的一页0xb70010000xb7001fff映射到PA的一页0x20000x2fff，如果CPU执行单元要访问虚拟地址0xb7001008，则实际访问到的物理地址是0x2008。

虚拟内存的哪个页面映射到物理内存的哪个页帧是通过页表（Page Table）来描述的，页表保存在物理内存中，MMU会查找页表来确定一个VA应该映射到什么PA。

操作系统和MMU是这样配合的：

操作系统在初始化或分配、释放内存时会执行一些指令在物理内存中填写页表，然后用指令设置MMU，告诉MMU页表在物理内存中的什么位置。

设置好之后，CPU每次执行访问内存的指令都会自动引发MMU做查表和地址转换操作，地址转换操作由硬件自动完成，不需要用指令控制MMU去做。

重要：我们在程序中使用的变量和函数都有各自的地址，在程序被编译后，这些地址就成了指令中的地址，指令中的地址就成了CPU执行单元发出的内存地址，所以在启用MMU的情况下， 程序中使用的地址均是虚拟内存地址，都会引发MMU进行查表和地址转换操作。（注意理解这句话）

处理器一般有用户模式（User Mode）和特权模式（privileged Mode）之分。操作系统可以在页表中设置每个页表访问权限，有些页表不可以访问，有些页表只能在特权模式下访问，有些页表在用户模式和特权模式下都可以访问，同时，访问权限又分为可读、可写和可执行三种。这样设定之后，当CPU要访问一个VA（Virtual Address）时，MMU会检查CPU当前处于用户模式还是特权模式，访问内存的目的是读数据、写数据还是取指令执行，如果与操作系统设定的权限相符，则允许访问，把VA转换成PA，否则不允许执行，产生异常（Exception）。

异常与中断：异常与中断的处理机制类似，不同的是中断由外部设备产生，而 异常由CPU内部产生的；中断产生与CPU当前执行的指令无关，而异常是由于当前执行的指令出现问题导致的

通常操作系统会将虚拟地址空间划分为用户空间和内核空间。例如x86平台的linux系统的虚拟地址空间范围是0x0000 0000 ~ 0xffff ffff，前3G的空间为用户空间，后1G的空间为内核空间。用户程序加载到用户空间，内核程序加载到内核空间，用户程序不能访问内核中的数据，也不能跳转到内核空间执行。这样可以保护内核，如果一个进程访问了非法地址，顶多就是这个进程崩溃，而不会影响到内核和系统的稳定性。在系统发生中断或异常时，不仅会跳转到中断或异常服务函数中执行，而且还会从用户模式切换到特权模式，从中断或异常服务程序跳转到内核代码中执行。总结一下：在正常情况下处理器在用户模式执行用户程序，在中断或异常情况下处理器切换到特权模式执行内核程序，处理完中断或异常之后再返回用户模式继续执行用户程序。

段错误我们已经遇到过很多次了，它是这样产生的：

S3C2440的MMU使用页表来实现虚拟地址到物理地址的转换；页表存储在内存中，页表中的每一行对应于虚拟存储空间的一个页，该行包含了该虚拟内存页对应的物理内存页的地址、该页的方位权限和该页的缓冲特性等。这里页表中的每一行称为一个地址变换条目（entry）也称为“描述符”。描述符有：段描述符、大页描述符、小页描述符、极小页描述符——他们保存段、大页、小页或极小页的起始物理地址；粗页表描述符、细页表描述符——它们保存二级页表的物理地址。

页表的存储：页表存放在内存中，系统通常有一个寄存器来保存页表的基地址。在ARM中系统控制协处理器CP15的寄存器C2用来保存页表的基地址。

TLB：因为从虚拟地址到物理地址的变换过程是通过查询页表完成的，而页表又存储在内存中，如果每次程序执行时去读取内存中的数据获取物理地址，代价很大。而程序在执行过程中可能只对页表中的少数几个单元进行访问，根据这一特点，采用一个容量更小（通常为8~16个字）、访问速度和CPU中通用寄存器相当的存储器件来存放当前访问需要的地址变换条目。这个小容量的页表称为TLB（Translation Lookaside buffer）。

S3C2440/S3C2410中的页表 在S32440/S3C2410中最多会使用两级页表：以段（Section 1MB）的方式进行转换时只用到一级页表，以页（Page）的方式进行转换时用到二级页表。

CPU访问内存的过程： a . 当CPU需要访问内存时，先在TLB中查询需要的地址变换条目。如果该条目不存在，CPU从位于内存中的页表中查询，并把相应的结果添加到TLB中。这样，当CPU下一次又需要该地址变换条目时，可以从TLB中直接得到，从而使地址变换的速度大大加快。 b. 当内存中的页表内容改变，或者通过修改系统控制协处理器CP15的寄存器C2使用新的页表时，TLB中的内容需要全部清除。系统控制协处理器CP15的寄存器C8用来控制清除TLB内容的相关操作。 c. MMU可以将某些地址变换条目锁定在TLB中，从而使得获取该地址变换条目的速度保持很快。在CP15中的C10用于控制TLB内容的锁定。 d. MMU 可以将整个存储空间分为最多16个域，每个域对应一定的内存区域，该区域具有相同的访问控制属性。MMU中寄存器C3用于控制与域相关的属性的配置。 e. 当存储访问失效时，MMU提供了相应的机制用于处理这种情况。在MMU中寄存器C5和寄存器C6用于支持这些机制。

应注意如下几点：

ARM CPU上的地址转换过程涉及3个概念：虚拟地址（VA）、变换后的虚拟地址（MVA, modified virtrual address）、物理地址（PA）。

没启动MMU时，CPU核、cache、MMU、外设等所有部件使用的都是物理地址。

启动MMU后，CPU核对外发出虚拟地址VA；VA被转换为MVA供cache、MMU使用，在这里MVA被转换为PA，最后使用PA读写实际设备。

ARM支持的存储块大小有以下几种：

MMU中的域指的是一些段、大页或者小页的集合。ARM支持最多16个域，每个域的访问控制特性由CP15中的寄存器C3中的两位来控制，CP15中的寄存器C3的格式如下所示:

其中每两位控制一个域的访问控制特性，其编码及对应的含义如下所示：

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　　本篇文章简要阐述MMU的概念，以及以段地址的转换过程为例，简单说明MMU将虚拟地址转换成物理地址的过程。更多详细内容请查看《ARM-MMU(中文手册).pdf》。

　　在ARM存储系统中，使用MMU实现虚拟地址到实际物理地址的映射。为何要实现这种映射？ 　　首先就要从一个嵌入式系统的基本构成和运行方式着手。系统上电时，处理器的程序指针从0x0（或者是由0Xffff_0000处高端启动）处启动，顺序执行程序，在程序指针（PC）启动地址，属于非易失性存储器空间范围，如ROM、FLASH等。然而与上百兆的嵌入式处理器相比，FLASH、ROM等存储器响应速度慢，已成为提高系统性能的一个瓶颈。而SDRAM具有很高的响应速度，为何不使用SDRAM来执行程序呢？为了提高系统整体速度，可以这样设想，利用FLASH、ROM对系统进行配置，把真正的应用程序下载到SDRAM中运行，这样就可以提高系统的性能。然而这种想法又遇到了另外一个问题，当ARM处理器响应异常事件时，程序指针将要跳转到一个确定的位置，假设发生了IRQ中断，PC将指向0x18(如果为高端启动，则相应指向0vxffff_0018处)，而此时0x18处仍为非易失性存储器所占据的位置，则程序的执行还是有一部分要在FLASH或者ROM中来执行的。那么我们可不可以使程序完全都SDRAM中运行那？答案是肯定的，这就引入了MMU，利用MMU，可把SDRAM的地址完全映射到0x0起始的一片连续地址空间，而把原来占据这片空间的FLASH或者ROM映射到其它不相冲突的存储空间位置。例如，FLASH的地址从0x0000_0000－0x00ff_ffff,而SDRAM的地址范围是0x3000_0000－0x31ff_ffff，则可把SDRAM地址映射为0x0000_0000－0x1fff_ffff而FLASH的地址可以映射到0x9000_0000－0x90ff_ffff（此处地址空间为空闲，未被占用）。映射完成后，如果处理器发生异常，假设依然为IRQ中断，PC指针指向0x18处的地址，而这个时候PC实际上是从位于物理地址的0x3000_0018处读取指令。通过MMU的映射，则可实现程序完全运行在SDRAM之中。 　　在实际的应用中，可能会把两片不连续的物理地址空间分配给SDRAM。而在操作系统中，习惯于把SDRAM的空间连续起来，方便内存管理，且应用程序申请大块的内存时，操作系统内核也可方便地分配。通过MMU可实现不连续的物理地址空间映射为连续的虚拟地址空间。 　　操作系统内核或者一些比较关键的代码，一般是不希望被用户应用程序所访问的。通过MMU可以控制地址空间的访问权限，从而保护这些代码不被破坏。

　　MMU的实现过程，实际上就是一个查表映射的过程。建立页表（translate table）是实现MMU功能不可缺少的一步。页表是位于系统的内存中，页表的每一项对应于一个虚拟地址到物理地址的映射。每一项的长度即是一个字的长度（在ARM中，一个字的长度被定义为4字节）。页表项除完成虚拟地址到物理地址的映射功能之外，还定义了访问权限和缓冲特性等。

　　MMU 支持基于节或页的存储器访问， MMU 可以用下面四种大小进行映射： 　　节 （ Section ） 构成 1MB 的存储器块。 　　微页 （ Tiny page ） 构成 1KB 的存储器块。 　　小页 （ Small page ） 构成 4KB 的存储器块。 　　大页 （ Large page ） 构成 64KB 的存储器块。 　　其中对于节映射使用一级转换表就可以了，而对于微页、小页、大页则需要使用两级转换表。

　　要知道虚拟内存机制必须了解ARM9中的3种地址：VA（虚地址），MVA（修正后虚地址），PA（物理地址） 　　1）VA，是程序中的逻辑地址，0x00000000~0xFFFFFFFF。 　　2）MVA，是修改后的虚拟地址。在ARM9里面，如果VA