一、MMU的產(chǎn)生

??????許多年以前，當(dāng)人們還在使用DOS或是更古老的操作系統(tǒng)的時(shí)候，計(jì)算機(jī)的內(nèi)存還非常小，一般都是以K為單位進(jìn)行計(jì)算，相應(yīng)的，當(dāng)時(shí)的程序規(guī)模也不大，所以內(nèi)存容量雖然小，但還是可以容納當(dāng)時(shí)的程序。但隨著圖形界面的興起還用用戶需求的不斷增大，應(yīng)用程序的規(guī)模也隨之膨脹起來(lái)，終于一個(gè)難題出現(xiàn)在程序員的面前，那就是應(yīng)用程序太大以至于內(nèi)存容納不下該程序，通常解決的辦法是把程序分割成許多稱為覆蓋塊（overlay）的片段。覆蓋塊0首先運(yùn)行，結(jié)束時(shí)他將調(diào)用另一個(gè)覆蓋塊。雖然覆蓋塊的交換是由OS完成的，但是必須先由程序員把程序先進(jìn)行分割，這是一個(gè)費(fèi)時(shí)費(fèi)力的工作，而且相當(dāng)枯燥。人們必須找到更好的辦法從根本上解決這個(gè)問(wèn)題。不久人們找到了一個(gè)辦法，這就是虛擬存儲(chǔ)器(virtual memory).虛擬存儲(chǔ)器的基本思想是程序，數(shù)據(jù)，堆棧的總的大小可以超過(guò)物理存儲(chǔ)器的大小，操作系統(tǒng)把當(dāng)前使用的部分保留在內(nèi)存中，而把其他未被使用的部分保存在磁盤上比如對(duì)一個(gè)16MB的程序和一個(gè)內(nèi)存只有4MB的機(jī)器，OS通過(guò)選擇，可以決定各個(gè)時(shí)刻將哪4M的內(nèi)容保留在內(nèi)存中，并在需要時(shí)在內(nèi)存和磁盤間交換程序片段，這樣就可以把這個(gè)16M的程序運(yùn)行在一個(gè)只具有4M內(nèi)存機(jī)器上了。而這個(gè)16M的程序在運(yùn)行前不必由程序員進(jìn)行分割。

????? 任何時(shí)候，計(jì)算機(jī)上都存在一個(gè)程序能夠產(chǎn)生的地址集合，我們稱之為地址范圍。這個(gè)范圍的大小由CPU的位數(shù)決定,例如一個(gè)32位的CPU，它的地址范圍是0~0xFFFFFFFF (4G)而對(duì)于一個(gè)64位的CPU，它的地址范圍為0~0xFFFFFFFFFFFFFFFF (64T),這個(gè)范圍就是我們的程序能夠產(chǎn)生的地址范圍，我們把這個(gè)地址范圍稱為虛擬地址空間，該空間中的某一個(gè)地址我們稱之為虛擬地址。與虛擬地址空間和虛擬地址相對(duì)應(yīng)的則是物理地址空間和物理地址，大多數(shù)時(shí)候我們的系統(tǒng)所具備的物理地址空間只是虛擬地址空間的一個(gè)子集，這里舉一個(gè)最簡(jiǎn)單的例子直觀地說(shuō)明這兩者，對(duì)于一臺(tái)內(nèi)存為256MB的32bit x86主機(jī)來(lái)說(shuō)，它的虛擬地址空間范圍是0~0xFFFFFFFF(4G),而物理地址空間范圍是0x000000000~0x0FFFFFFF（256MB）。

????? 在沒(méi)有使用虛擬存儲(chǔ)器的機(jī)器上，虛擬地址被直接送到內(nèi)存總線上，使具有相同地址的物理存儲(chǔ)器被讀寫。而在使用了虛擬存儲(chǔ)器的情況下，虛擬地址不是被直接送到內(nèi)存地址總線上，而是送到內(nèi)存管理單元——MMU（主角終于出現(xiàn)了）。他由一個(gè)或一組芯片組成，一般存在與協(xié)處理器中，其功能是把虛擬地址映射為物理地址。

?

二、MMU工作過(guò)程

????? 大多數(shù)使用虛擬存儲(chǔ)器的系統(tǒng)都使用一種稱為分頁(yè)（paging）。虛擬地址空間劃分成稱為頁(yè)（page）的單位，而相應(yīng)的物理地址空間也被進(jìn)行劃分，單位是頁(yè)框().頁(yè)和頁(yè)框的大小必須相同。接下來(lái)配合圖片我以一個(gè)例子說(shuō)明頁(yè)與頁(yè)框之間在MMU的調(diào)度下是如何進(jìn)行映射的：

????? 在這個(gè)例子中我們有一臺(tái)可以生成16位地址的機(jī)器，它的虛擬地址范圍從0x0000~0xFFFF(64K),而這臺(tái)機(jī)器只有32K的物理地址，因此他可以運(yùn)行64K的程序，但該程序不能一次性調(diào)入內(nèi)存運(yùn)行。這臺(tái)機(jī)器必須有一個(gè)達(dá)到可以存放64K程序的外部存儲(chǔ)器（例如磁盤或是FLASH）以保證程序片段在需要時(shí)可以被調(diào)用。在這個(gè)例子中，頁(yè)的大小為4K，頁(yè)框大小與頁(yè)相同（這點(diǎn)是必須保證的，內(nèi)存和外圍存儲(chǔ)器之間的傳輸總是以頁(yè)為單位的），對(duì)應(yīng)64K的虛擬地址和32K的物理存儲(chǔ)器，他們分別包含了16個(gè)頁(yè)和8個(gè)頁(yè)框。

????? 我們先根據(jù)上圖解釋一下分頁(yè)后要用到的幾個(gè)術(shù)語(yǔ)，在上面我們已經(jīng)接觸了頁(yè)和頁(yè)框，上圖中綠色部分是物理空間，其中每一格表示一個(gè)物理頁(yè)框。橘黃色部分是虛擬空間，每一格表示一個(gè)頁(yè)，它由兩部分組成，分別是 Index(頁(yè)框索引)和位p（present 存在位）， Index的意義很明顯，它指出本頁(yè)是往哪個(gè)物理頁(yè)框進(jìn)行映射的，位p的意義則是指出本頁(yè)的映射是否有效，如上圖，當(dāng)某個(gè)頁(yè)并沒(méi)有被映射時(shí)（或稱映射無(wú)效， Index部分為X），該位為0，映射有效則該位為1。

????我們執(zhí)行下面這些指令（本例子的指令不針對(duì)任何特定機(jī)型，都是偽指令）
例1:
??? MOVE REG,0 //將0號(hào)地址的值傳遞進(jìn)寄存器REG.
????虛擬地址0將被送往MMU,MMU看到該虛地址落在頁(yè)0范圍內(nèi)（頁(yè)0范圍是0到4095），從上圖我們看到頁(yè)0所對(duì)應(yīng)（映射）的頁(yè)框?yàn)?（頁(yè)框2的地址范圍是8192到12287），因此MMU將該虛擬地址轉(zhuǎn)化為物理地址8192，并把地址8192送到地址總線上。內(nèi)存對(duì)MMU的映射一無(wú)所知，它只看到一個(gè)對(duì)地址8192的讀請(qǐng)求并執(zhí)行它。MMU從而把0到4096的虛擬地址映射到8192到12287的物理地址。

例2：
??? MOVE REG,8192
??? 被轉(zhuǎn)換為
??? MOVE REG,24576?
??? 因?yàn)樘摂M地址8192在頁(yè)2中，而頁(yè)2被映射到頁(yè)框6（物理地址從24576到28671）

例3：
??? MOVE REG,20500
??? 被轉(zhuǎn)換為
??? MOVE REG,12308
??? 虛擬地址20500在虛頁(yè)5（虛擬地址范圍是20480到24575）距開(kāi)頭20個(gè)字節(jié)處，虛頁(yè)5映射到頁(yè)框3（頁(yè)框3的地址范圍是 12288到16383），于是被映射到物理地址12288+20=12308。

????? 通過(guò)適當(dāng)?shù)脑O(shè)置MMU，可以把16個(gè)虛頁(yè)隱射到8個(gè)頁(yè)框中的任何一個(gè)，但是這個(gè)方法并沒(méi)有有效的解決虛擬地址空間比物理地址空間大的問(wèn)題。從上圖中我們可以看到，我們只有8個(gè)頁(yè)框（物理地址），但我們有16個(gè)頁(yè)（虛擬地址），所以我們只能把16個(gè)頁(yè)中的8個(gè)進(jìn)行有效的映射。我們看看例4會(huì)發(fā)生什么情況

????? MOV REG,32780
????? 虛擬地址32780落在頁(yè)8的范圍內(nèi)，從上圖總我們看到頁(yè)8沒(méi)有被有效的進(jìn)行映射（該頁(yè)被打上X），這是又會(huì)發(fā)生什么？MMU注意到這個(gè)頁(yè)沒(méi)有被映射，于是通知CPU發(fā)生一個(gè)缺頁(yè)故障（page fault）.這種情況下操作系統(tǒng)必須處理這個(gè)頁(yè)故障，它必須從8個(gè)物理頁(yè)框中找到1個(gè)當(dāng)前很少被使用的頁(yè)框并把該頁(yè)框的內(nèi)容寫入外圍存儲(chǔ)器（這個(gè)動(dòng)作被稱為page copy），隨后把需要引用的頁(yè)（例4中是頁(yè)8）映射到剛才釋放的頁(yè)框中（這個(gè)動(dòng)作稱為修改映射關(guān)系），然后從新執(zhí)行產(chǎn)生故障的指令（MOV REG,32780）。假設(shè)操作系統(tǒng)決定釋放頁(yè)框1，那么它將把虛頁(yè)8裝入物理地址的4-8K,并做兩處修改：首先把標(biāo)記虛頁(yè)1未被映射（原來(lái)虛頁(yè)1是被影射到頁(yè)框1的），以使以后任何對(duì)虛擬地址4K到8K的訪問(wèn)都引起頁(yè)故障而使操作系統(tǒng)做出適當(dāng)?shù)膭?dòng)作（這個(gè)動(dòng)作正是我們現(xiàn)在在討論的），其次他把虛頁(yè)8對(duì)應(yīng)的頁(yè)框號(hào)由X變?yōu)?，因此重新執(zhí)行MOV REG,32780時(shí)，MMU將把32780映射為4108。

????? 我們大致了解了MMU在我們的機(jī)器中扮演了什么角色以及它基本的工作內(nèi)容是什么，下面我們將舉例子說(shuō)明它究竟是如何工作的（注意，本例中的MMU并無(wú)針對(duì)某種特定的機(jī)型，它是所有MMU工作的一個(gè)抽象）。

????? 首先明確一點(diǎn)，MMU的主要工作只有一個(gè)，就是把虛擬地址映射到物理地址。
我們已經(jīng)知道，大多數(shù)使用虛擬存儲(chǔ)器的系統(tǒng)都使用一種稱為分頁(yè)（paging）的技術(shù)，就象我們剛才所舉的例子，虛擬地址空間被分成大小相同的一組頁(yè)，每個(gè)頁(yè)有一個(gè)用來(lái)標(biāo)示它的頁(yè)號(hào)（這個(gè)頁(yè)號(hào)一般是它在該組中的索引，這點(diǎn)和C/C++中的數(shù)組相似）。在上面的例子中0~4K的頁(yè)號(hào)為0，4~8K的頁(yè)號(hào)為1，8~12K的頁(yè)號(hào)為2，以此類推。而虛擬地址（注意：是一個(gè)確定的地址，不是一個(gè)空間）被MMU分為2個(gè)部分，第一部分是頁(yè)號(hào)索引（page Index），第二部分則是相對(duì)該頁(yè)首地址的偏移量（offset）. 。我們還是以剛才那個(gè)16位機(jī)器結(jié)合下圖進(jìn)行一個(gè)實(shí)例說(shuō)明，該實(shí)例中，虛擬地址8196被送進(jìn)MMU,MMU把它映射成物理地址。16位的CPU總共能產(chǎn)生的地址范圍是0~64K,按每頁(yè)4K的大小計(jì)算，該空間必須被分成16個(gè)頁(yè)。而我們的虛擬地址第一部分所能夠表達(dá)的范圍也必須等于16（這樣才能索引到該頁(yè)組中的每一個(gè)頁(yè)）,也就是說(shuō)這個(gè)部分至少需要4個(gè)bit。一個(gè)頁(yè)的大小是4K(4096),也就是說(shuō)偏移部分必須使用12個(gè)bit來(lái)表示(2^12=4096，這樣才能訪問(wèn)到一個(gè)頁(yè)中的所有地址),8196的二進(jìn)制碼如下圖所示：

????? 該地址的頁(yè)號(hào)索引為0010（二進(jìn)制碼），既索引的頁(yè)為頁(yè)2，第二部分為000000000100（二進(jìn)制），偏移量為4。頁(yè)2中的頁(yè)框號(hào)為6（頁(yè)2映射在頁(yè)框6，見(jiàn)上圖），我們看到頁(yè)框6的物理地址是24~28K。于是MMU計(jì)算出虛擬地址8196應(yīng)該被映射成物理地址24580（頁(yè)框首地址+偏移量=24576+4=24580）。同樣的，若我們對(duì)虛擬地址1026進(jìn)行讀取，1026的二進(jìn)制碼為0000010000000010，page index="0000"=0,offset=010000000010=1026。頁(yè)號(hào)為0，該頁(yè)映射的頁(yè)框號(hào)為2，頁(yè)框2的物理地址范圍是8192~12287，故MMU將虛擬地址1026映射為物理地址9218（頁(yè)框首地址+偏移量=8192+1026=9218）。以上就是MMU的工作過(guò)程。

三、S3C24XX的MMU工作過(guò)程

????下面我們針對(duì)s3c2410的MMU(注1)進(jìn)行講解。
??? S3c2410總共有4種內(nèi)存映射方式，分別是：
??? 1．Fault (無(wú)映射)
??? 2．Coarse Page (粗表)
??? 3．Section (段)
??? 4．Fine Page (細(xì)表)
??? 我們以Section(段)進(jìn)行說(shuō)明。
??? ARM920T是一個(gè)32bit的CPU,它的虛擬地址空間為2^32=4G。而在Section模式，這4G的虛擬空間被分成一個(gè)一個(gè)稱為段（Section）的單位(與我們上面講的頁(yè)在本質(zhì)上其實(shí)是一致的),每個(gè)段的長(zhǎng)度是1M (而我們之前所使用的頁(yè)的長(zhǎng)度是4K)。4G的虛擬內(nèi)存總共可以被分成4096個(gè)段（1M*4096=4G）,因此我們必須用4096個(gè)描述符來(lái)對(duì)這組段進(jìn)行描述，每個(gè)描述符占用4個(gè)Byte,故這組描述符的大小為16KB (4byte*4096),這4096個(gè)描述符構(gòu)為一個(gè)表格，我們稱其為Tralaton Table.

??? 上圖是描述符的結(jié)構(gòu)
??? Section base address:段基地址（相當(dāng)于頁(yè)框號(hào)首地址）
??? AP: 訪問(wèn)控制位Access Permission
??? Domain: 訪問(wèn)控制寄存器的索引。Domain與AP配合使用，對(duì)訪問(wèn)權(quán)限進(jìn)行檢查
??? C:當(dāng)C被置1時(shí)為write-through (WT)模式
??? B: 當(dāng)B被置1時(shí)為write-back (WB)模式（C,B兩個(gè)位在同一時(shí)刻只能有一個(gè)被置1）
??? 下面是s3c2410內(nèi)存映射后的一個(gè)示意圖：

????? 我的s3c2410上配置的SDRSAM大小為64M,該SDRAM的物理地址范圍是0x3000 0000~0x33FF FFFF(屬于Bank 6)，由于1個(gè)Section的大小是1M,所以該物理空間可以被分成64個(gè)物理段(頁(yè)框).

????? 在Section模式下，送進(jìn)MMU的虛擬地址(注1)被分為兩部分（這點(diǎn)和我們上面舉的例子是一樣的），這兩部分為 Deor Index(相當(dāng)于上面例子的Page Index)和 Offset,de index長(zhǎng)度為12bit(2^12=4096,從這個(gè)關(guān)系式你能看出什么？：) )，Offset長(zhǎng)度為20bit（2^20=1M，你又能看出什么？：)）.觀察一下一個(gè)描述符（Deor）中的Section Base Address部分，它長(zhǎng)度為12 bit，里面的值是該虛擬段（頁(yè)）映射成的物理段（頁(yè)框）的物理地址前12bit，由于每一個(gè)物理段的長(zhǎng)度都是1M，所以物理段首地址的后20bit總是為0x00000(每個(gè)Section都是以1M對(duì)齊)，確定一個(gè)物理地址的方法是 物理頁(yè)框基地址+虛擬地址中的偏移部分=Section Base Address<<20+Offset ,呵呵，可能你有點(diǎn)糊涂了，還是舉一個(gè)實(shí)際例子說(shuō)明吧。

????? 假設(shè)現(xiàn)在執(zhí)行指令MOV REG, 0x30000012，虛擬地址的二進(jìn)制碼為00110000 00000000 00000000 00010010，前12位是Deor Index= 00110000 0000=768,故在Translation Table里面找到第768號(hào)描述符，該描述的Section Base Address="0x0300",也就是說(shuō)描述符所描述的虛擬段（頁(yè)）所映射的物理段（頁(yè)框）的首地址為0x3000 0000（物理段（頁(yè)框）的基地址=Section Base Address左移20bit=0x0300<<20=0x3000 0000），而Offset=000000 00000000 00010010=0x12,故虛擬地址0x30000012映射成的物理地址=0x3000 0000+0x12=0x3000 0012（物理頁(yè)框基地址+虛擬地址中的偏移）。你可能會(huì)問(wèn)怎么這個(gè)虛擬地址和映射后的物理地址一樣？這是由我們定義的映射規(guī)則所決定的。在這個(gè)例子中我們定義的映射規(guī)則是把虛擬地址映射成和他相等的物理地址。我們這樣書寫映射關(guān)系的代碼：
void mem_mapping_linear(void)
{
??? unsigned long deor_index, section_base, sdram_base, sdram_size;
??? sdram_base=0x30000000;
??? sdram_size=0x 4000000;
??? for (section _base= sdram_base,deor_index = section _base>>20;
???????? section _base < sdram_base+ sdram_size;?
???????? deor_index+=1;section _base +=0x100000)
??? {
???????? *(mmu_tlb_base + (deor_index)) = (section _base>>20) | MMU_OTHER_SECDESC;
??? }
}

????? 上面的這段段代碼把虛擬空間0x3000 0000~0x33FF FFFF映射到物理空間0x3000 0000~0x33FF FFFF，由于虛擬空間與物理空間空間相吻合，所以虛擬地址與他們各自對(duì)應(yīng)的物理地址在值上是一致的。當(dāng)初始完Translation Table之后，記得要把Translation Table的首地址(第0號(hào)描述符的地址)加載進(jìn)協(xié)處理器CP15的Control Register2(2號(hào)控制寄存器)中,該控制寄存器的名稱叫做Translation table base (TTB) register。

????? 以上討論的是deor中的Section Base Address以及虛擬地址和物理地址的映射關(guān)系,然而MMU還有一個(gè)重要的功能，那就是訪問(wèn)控制機(jī)制(Access Permission )。簡(jiǎn)單說(shuō)訪問(wèn)控制機(jī)制就是CPU通過(guò)某種方法判斷當(dāng)前程序?qū)?nèi)存的訪問(wèn)是否合法（是否有權(quán)限對(duì)該內(nèi)存進(jìn)行訪問(wèn)），如果當(dāng)前的程序并沒(méi)有權(quán)限對(duì)即將訪問(wèn)的內(nèi)存區(qū)域進(jìn)行操作，則CPU將引發(fā)一個(gè)異常，s3c2410稱該異常為Permission fault，x86架構(gòu)則把這種異常稱之為通用保護(hù)異常（General Protection），什么情況會(huì)引起Permission fault呢？比如處于User級(jí)別的程序要對(duì)一個(gè)System級(jí)別的內(nèi)存區(qū)域進(jìn)行寫操作，這種操作是越權(quán)的，應(yīng)該引起一個(gè)Permission fault，搞過(guò)x86架構(gòu)的朋友應(yīng)該聽(tīng)過(guò)保護(hù)模式（Protection Mode）,保護(hù)模式就是基于這種思想進(jìn)行工作的，于是我們也可以這么說(shuō)：s3c2410的訪問(wèn)控制機(jī)制其實(shí)就是一種保護(hù)機(jī)制。那s3c2410的訪問(wèn)控制機(jī)制到底是由什么元素去參與完成的呢？它們間是怎么協(xié)調(diào)工作的呢？這些元素總共有：
??? 1．協(xié)處理器CP15中Control Register3：DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER?
??? 2．段描述符中的AP位和Domain位
??? 3．協(xié)處理器CP15中Control Register1(控制寄存器1)中的S bit和R bit?
??? 4．協(xié)處理器CP15中Control Register5(控制寄存器5)
??? 5．協(xié)處理器CP15中Control Register6(控制寄存器6)
??? DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER 是訪問(wèn)控制寄存器，該寄存器有效位為32，被分成16個(gè)區(qū)域，每個(gè)區(qū)域由兩個(gè)位組成，他們說(shuō)明了當(dāng)前內(nèi)存的訪問(wèn)權(quán)限檢查的級(jí)別，如下圖所示：

????? 每區(qū)域可以填寫的值有4個(gè)，分別為00,01,10,11(二進(jìn)制)，他們的意義如下所示：

??? 00：當(dāng)前級(jí)別下，該內(nèi)存區(qū)域不允許被訪問(wèn)，任何的訪問(wèn)都會(huì)引起一個(gè)domain fault
??? 01：當(dāng)前級(jí)別下，該內(nèi)存區(qū)域的訪問(wèn)必須配合該內(nèi)存區(qū)域的段描述符中AP位進(jìn)行權(quán)檢查
??? 10：保留狀態(tài)（我們最好不要填寫該值，以免引起不能確定的問(wèn)題）
??? 11：當(dāng)前級(jí)別下，對(duì)該內(nèi)存區(qū)域的訪問(wèn)都不進(jìn)行權(quán)限檢查。
????? 我們?cè)賮?lái)看看dior中的Domain區(qū)域，該區(qū)域總共有4個(gè)bit,里面的值是對(duì)DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中16個(gè)區(qū)域的索引.而AP位配合S bit和A bit對(duì)當(dāng)前描述符描述的內(nèi)存區(qū)域被訪問(wèn)權(quán)限的說(shuō)明,他們的配合關(guān)系如下圖所示:

??? AP位也是有四個(gè)值,我結(jié)合實(shí)例對(duì)其進(jìn)行說(shuō)明.
??? 在下面的例子中，我們的DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER都被初始化成0xFFFF BDCF,如下圖所示：

例1：
Dior 中的domain=4,AP=10(這種情況下S bit ,A bit 被忽略)
假設(shè)現(xiàn)在我要對(duì)該描述符描述的內(nèi)存區(qū)域進(jìn)行訪問(wèn)：
由于domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，系統(tǒng)會(huì)對(duì)該訪問(wèn)進(jìn)行訪問(wèn)權(quán)限的檢查。
假設(shè)當(dāng)前CPU處于Supervisor模式下，則程序可以對(duì)該描述符描述的內(nèi)存區(qū)域進(jìn)行讀寫操作。
假設(shè)當(dāng)前CPU處于User模式下，則程序可以對(duì)該描述符描述的內(nèi)存進(jìn)行讀訪問(wèn)，若對(duì)其進(jìn)行寫操作則引起一個(gè)permission fault.

例2：
Dior 中的domain=0,AP=10(這種情況下S bit ,A bit 被忽略)
domain=0,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 0的值是11，系統(tǒng)對(duì)任何內(nèi)存區(qū)域的訪問(wèn)都不進(jìn)行訪問(wèn)權(quán)限的檢查。
由于統(tǒng)對(duì)任何內(nèi)存區(qū)域的訪問(wèn)都不進(jìn)行訪問(wèn)權(quán)限的檢查，所以無(wú)論CPU處于合種模式下（Supervisor模式或是User模式），程序?qū)υ撁枋龇枋龅膬?nèi)存都可以順利地進(jìn)行讀寫操作

例3：Dior 中的domain=4,AP=11(這種情況下S bit ,A bit 被忽略)
由于domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，系統(tǒng)會(huì)對(duì)該訪問(wèn)進(jìn)行訪問(wèn)權(quán)限的檢查。
由于AP=11，所以無(wú)論CPU處于合種模式下（Supervisor模式或是User模式），程序?qū)υ撁枋龇枋龅膬?nèi)存都可以順利地進(jìn)行讀寫操作

例4：
Dior 中的domain=4,AP=00, S bit="0",A bit="0"
由于domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，系統(tǒng)會(huì)對(duì)該訪問(wèn)進(jìn)行訪問(wèn)權(quán)限的檢查。
由于AP=00，S bit="0",A bit="0",所以無(wú)論CPU處于合種模式下（Supervisor模式或是User模式），程序?qū)υ撁枋龇枋龅膬?nèi)存都只能進(jìn)行讀操作，否則引起permission fault.
通過(guò)以上4個(gè)例子我們得出兩個(gè)結(jié)論：
1．對(duì)某個(gè)內(nèi)存區(qū)域的訪問(wèn)是否需要進(jìn)行權(quán)限檢查是由該內(nèi)存區(qū)域的描述符中的Domain域決定的。
2．某個(gè)內(nèi)存區(qū)域的訪問(wèn)權(quán)限是由該內(nèi)存區(qū)域的描述符中的AP位和協(xié)處理器CP15中Control Register1(控制寄存器1)中的S bit和R bit所決定的。

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總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的ARM MMU工作原理剖析[转]的全部?jī)?nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問(wèn)題。

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