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)的時候，計算機的內(nèi)存還非常小，一般都是以K為單位進行計算，相應(yīng)的，當(dāng)時的程序規(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，終于一個難題出現(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首先運行，結(jié)束時他將調(diào)用另一個覆蓋塊。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行分割，這是一個費時費力的工作，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問題。不久人們找到了一個辦法，這就是 虛擬存儲器(virtual memory) .虛擬存儲器的基本思想是程序，數(shù)據(jù)，堆棧的總的大小可以超過物理存儲器的大小，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一個16MB的程序和一個內(nèi)存只有4MB的機器，OS通過選擇，可以決定各個時刻將哪4M的內(nèi)容保留在內(nèi)存中，并在需要時在內(nèi)存和磁盤間交換程序片段，這樣就可以把這個16M的程序運行在一個只具有4M內(nèi)存機器上了。而這個16M的程序在運行前不必由程序員進行分割。

? ? ? 任何時候，計算機上都存在一個程序能夠產(chǎn)生的地址集合，我們稱之為 地址范圍 。這個范圍的大小由CPU的位數(shù)決定,例如一個32位的CPU，它的地址范圍是0~0xFFFFFFFF (4G)而對于一個64位的CPU，它的地址范圍為0~0xFFFFFFFFFFFFFFFF (64T),這個范圍就是我們的程序能夠產(chǎn)生的地址范圍，我們把這個地址范圍稱為 虛擬地址空間 ，該空間中的某一個地址我們稱之為 虛擬地址 。與虛擬地址空間和虛擬地址相對應(yīng)的則是 物理地址空間和物理地址 ，大多數(shù)時候我們的系統(tǒng)所具備的物理地址空間只是虛擬地址空間的一個子集，這里舉一個最簡單的例子直觀地說明這兩者，對于一臺內(nèi)存為256MB的32bit x86主機來說，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）。

? ? ?在沒有使用虛擬存儲器的機器上，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器被讀寫。而在使用了虛擬存儲器的情況下，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 。
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二、MMU工作過程

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

? ? ? ?這里提到了一個概念，就是 頁表，下面將詳細介紹?頁表。

三、頁表

? ? ? ? ?首先讓我們來介紹一個概念-頁表（page table）。頁表就是存儲在內(nèi)存中的一張表，表中記錄了將虛擬地址轉(zhuǎn)換成物理地址的關(guān)鍵信息。MMU正是通過對頁表進行查詢，實現(xiàn)了地址之間的轉(zhuǎn)換。也就是說，MMU每次工作的時候都要去查這張表，從中找出與虛擬地址相對應(yīng)的物理地址，然后再進行數(shù)據(jù)存取。頁表的作用如下圖所示。

? ? ? ?頁表中的條目被稱為頁表項（page table entry），一個頁表項負責(zé)記錄一段虛擬地址到物理地址的映射關(guān)系，稍后我們會詳細介紹。

? ? ? ?既然頁表是存儲在內(nèi)存中的，那么程序每次完成一次內(nèi)存讀取時都至少會訪問內(nèi)存兩次，相比于不使用MMU時的一次內(nèi)存訪問，效率被大大降低了，如果所使用的內(nèi)存的性能比較差的話，這種效率的降低將會更明顯。因此，如何在發(fā)揮MMU優(yōu)勢的同時使系統(tǒng)消耗盡量減小，就成為了一個亟待解決的問題。

? ? ?于是，TLB產(chǎn)生了。TLB是什么呢？我們叫它轉(zhuǎn)換旁路緩沖器，它實際上是MMU中臨時存放轉(zhuǎn)換數(shù)據(jù)的一組重定位寄存器。既然TLB本質(zhì)上是一組寄存器，那么不難理解，相比于訪問內(nèi)存中的頁表，訪問TLB的速度要快很多。因此如果頁表的內(nèi)容全部存放于TLB中，就可以解決訪問效率的問題了。

? ? ? ? ?然而，由于制造成本等諸多限制，所有頁表都存儲在TLB中幾乎是不可能的。這樣一來，我們只能通過在有限容量的TLB中存儲一部分最常用的頁表，從而在一定程度上提高MMU的工作效率。

? ? ? ? 這一方法能夠產(chǎn)生效果的理論依據(jù)叫做存儲器訪問的局部性原理。它的意思是說，程序在執(zhí)行過程中訪問與當(dāng)前位置臨近的代碼的概率更高一些。因此，從理論上我們可以說，TLB中存儲了當(dāng)前時間段需要使用的大多數(shù)頁表項，所以可以在很大程度上提高MMU的運行效率。

? ? ? ?讓我們接著聊頁表。頁表是由頁表項組成的，每一個頁表項都能夠?qū)⒁欢翁摂M地址空間映射到一段物理地址空間中。這里所謂的這段虛擬地址空間，更專業(yè)地講，應(yīng)該叫頁，一個頁對應(yīng)了頁表中的一項，頁的大小通常是可選的。在ARM中，一個頁可以被配置成1K、4K、64K或1M大小（ARM v6體系以后，不再支持1K大小的頁），分別叫做微頁、小頁、大頁和段頁。頁的大小決定了映射的粒度，是根據(jù)實際應(yīng)用有選擇地配置的。以1M為例，按照我們前面的描述，假設(shè)系統(tǒng)中將有64M內(nèi)存需要被映射，那么我們一共需要64M/1M個頁表項，而每個頁表項需要占據(jù)4個字節(jié)，也就是說，有256字節(jié)的內(nèi)存要專門負責(zé)地址映射，不能用于其他用途。

? ? ? ?對于1K、4K和64K大小的頁，MMU采用二級查表的方法，即首先由虛擬地址索引出第一張表的某一段內(nèi)容，然后再根據(jù)這段內(nèi)容搜索第二張表，最后才能確定物理地址。這里的第一張表，我們叫它一級頁表，第二張表被稱為是二級頁表。采用二級查表法的主要目的是減小頁表自身占據(jù)的內(nèi)存空間，但缺點是進一步降低了內(nèi)存的尋址效率。不同大小的頁對查表方法的支持程度如表3-1所示。

表3-1 ?不同大小頁的查表方法

?	頁大小
查表方法	1K	4K	64K	1M
一級查表	不支持	不支持	不支持	支持
二級查表	支持	支持	支持	不支持

下面，首先來研究一下相對簡單的一級查表。

1、一級查表

? ? ? ?一級查表只支持大小為1M的頁。準確地講，這里所謂的1M大小的頁，應(yīng)稱為段（section）。此時，一級頁表也被稱為段頁表。圖3-4描述了段頁表的內(nèi)存分布情況和段頁表項的具體格式。

? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? 圖3-4??段頁表項的結(jié)構(gòu)

? ? ? ? ? 段頁表中的每一項都類似于上圖中的形式，其中：

? ? ? （1）31~20位段表示物理地址的基地址，一共12位，也就是說，如果我們通過虛擬地址找到某一個段頁表項，那么就可以確定這段虛擬地址所對應(yīng)的物理地址的高12位了。因為段頁表項后20位正好可以描述1M的內(nèi)存，因此基地址每增加一個單位，物理地址就會增加1M空間。所以，我們也可以說該基地址表示了虛擬地址屬于哪1M范圍的物理地址。由此可知，使用段頁表進行地址映射時，每一頁能夠描述1M的物理地址空間。進一步講，段頁表最多支持1024個頁，最多占用系統(tǒng)4K字節(jié)的內(nèi)存來存放頁表。

? ? ? （2）11~10位是AP位，區(qū)分了用戶模式和特權(quán)模式對同一個頁的不同訪問權(quán)限。例如，當(dāng)AP位為"11"時，表示任何模式下都可以對該空間進行讀寫，"10"則表示特權(quán)模式可讀寫該頁，而用戶模式只能讀取該頁。對AP位詳細的描述請參考頁權(quán)限一節(jié)。

? ? ? （3）8~5位代表該頁所屬的域。在ARM體系結(jié)構(gòu)中，系統(tǒng)中規(guī)定了16個域，因此使用4個位就能表示該頁屬于哪個域，而每一個域又有各自獨立的訪問權(quán)限，從而實現(xiàn)了初級的存儲器保護。

? ? ? （4）3位和2位分別代表cache和write buffer。相應(yīng)的位為1則表示被映射的物理地址將使用cache或write buffer。關(guān)于cache和write buffer的有關(guān)內(nèi)容，我們稍后會詳述。

? ? ? （5）1~0位。這兩位用來區(qū)分頁表類型，對于段頁表，這兩位的值總是為"10"。

? ? ? ? 總的來說，段頁表項的內(nèi)容雖然復(fù)雜，但歸結(jié)起來無非就是兩個問題，一是，如何解決某一虛擬地址屬于哪段物理地址，二是，如何確定這段地址的訪問權(quán)限。使用其他形式的頁表，本質(zhì)上也是要解決這兩個問題。

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? ? ? ?現(xiàn)在，假設(shè)段頁表已經(jīng)被成功地添加到內(nèi)存之中了，那么接下來的問題是我們應(yīng)該怎樣通過一個虛擬地址找到與之對應(yīng)的段頁表項呢？找到頁表項之后，又是怎樣找到對應(yīng)的物理地址的呢？

? ? ? 很顯然，虛擬地址本身就可以解決上述問題。

? ? ? 如下圖所示，首先，我們要讓MMU知道段頁表在內(nèi)存中的首地址，也就是圖中所說的頁表基地址，因為段頁表是我們通過程序確定的，存儲在什么位置程序員自然清楚。然后，在CPU需要尋址的時候，MMU就可以自動地利用頁表將虛擬地址映射為物理地址并尋址物理地址，其步驟如下：

? ? （1）MMU取出虛擬地址的前12位作為頁表項的偏移，結(jié)合頁表基地址，找到對應(yīng)的頁表項。具體來說，就是將這12位數(shù)取出，然后左移兩位和頁表基地址相或，就能得到相應(yīng)頁表項的地址了。例如，頁表基地址是0x10000000，如果虛擬地址是0x00101000，則前12位數(shù)是0x001，那么根據(jù)上述步驟將其左移兩位，結(jié)果為0x004，那么頁表項地址就應(yīng)該是0x10000000|0x004=0x10000004，從該地址中讀取的32位的數(shù)據(jù)即是該虛擬地址所對應(yīng)的頁表項。

? ? ?（2）找到與虛擬地址對應(yīng)的頁表項之后，就可以從該頁表項中讀出一個重要信息，如圖3-4所示，頁表項的前12位定位了該虛擬地址所對應(yīng)的物理地址在哪個范圍內(nèi)。例如，從0x10000004中讀出的頁表項的內(nèi)容為0x30000c12，那么我們就已經(jīng)知道了，虛擬地址0x00101000對應(yīng)的物理地址在0x30000000與0x30100000之間。既然地址范圍已經(jīng)清楚了，那么虛擬地址又該定位到該范圍的哪個位置呢？這就要靠虛擬地址的后20位了。

圖3-5??段頁表映射過程

? ? ? ? 3）MMU將虛擬地址后20位和頁表項內(nèi)容清除掉后20位之后的結(jié)果做與的操作，就得到了與虛擬地址對應(yīng)的實際物理地址了。例如，頁表項的內(nèi)容為0x30000c12，清除掉后20位的結(jié)果為0x30000000，虛擬地址的后20位為0x01000，將其和0x30000000相與，結(jié)果為0x30001000，這便是最終的物理地址。

? ? ? 當(dāng)然，MMU在進行地址映射期間，還要進行訪問權(quán)限的檢查，方法是讀出頁表項的權(quán)限位，按照既定規(guī)則去檢查，如果允許對該地址進行訪問則正常訪問，如果不允許訪問，則拋出異常，通過程序?qū)⑵洳东@并處理。這便是使用段頁表時MMU的地址映射過程。

示例：viraddr是0xc000?0000?映射到?phyaddr?0x2000?000

2、二級頁表：

? ? ? ?可以讓我們訪問的內(nèi)存不是連續(xù)的

? ? ? ?我們也可以選擇使用二級查表的方式去實現(xiàn)地址映射。從原理上講，一級查表和二級查表其實并沒有太大的差別。使用二級查表法，經(jīng)過一級頁表得到的數(shù)據(jù)不再是記錄了物理地址信息的數(shù)據(jù)了，而是二級頁表項的索引信息。而這些信息除了相應(yīng)位和標(biāo)志與一級頁表項略有不同之外，與一級查表并無不同。

線性地址高10位---------索引頁目錄表----------->找到相應(yīng)頁表

線性地址中間10位---------索引頁表----------->得到頁表中相應(yīng)的項，其中的高20位就是物理地址的高20位

線性地址低12位-------------------->物理地址的低12位

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的Exynos4412 内核移植（四）—— MMU 相关知识解析的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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