記憶體管理單元MMU概述
阿新 • • 發佈：2019-01-03
記憶體管理單元（Memory Management Unit）簡稱MMU
功能: ①負責虛擬地址到實體地址的對映 ②提供硬體機制的記憶體訪問許可權檢查。
Q：記憶體訪問許可權檢查什麼意思？
A：舉個例子，比如在我們Windows系統的PC中，在一個時間段需要依次執行A，B，C三個應用程式，這三個程式在我們的記憶體地址中都有其相對應的地址空間。當我們在執行A程式出現錯誤或者有可能會破壞B程式時，這時由於記憶體訪問許可權的存在就使得A程式無法訪問B程式所在的記憶體地址空間，從而避免了由於一個程式的錯誤而導致損壞其它記憶體空間的程式，這就是記憶體訪問許可權的作用。
這裡我們具體看MMU的第一個功能：地址對映。
S3C2440中相關的結構分佈如下圖：
假設CPU要讀/寫外部儲存器SDRAM中的某一記憶體地址的資料，這時候有兩條路可以選擇：
1.④⑤
2.①②③
如果選擇第一條路：
CPU發出的地址就可以理解為實體地址，然後經過儲存管理器確定SDRAM中相應的行與列最後讀取具體的資料。
如果選擇第二條路：
CPU發出的地址就可以理解為虛擬地址，經過MMU後出來的就可以認為是實體地址，然後經過儲存管理器確定SDRAM中相應的行與列最後讀取具體的資料。這裡MMU的作用就是把虛擬地址對映為實體地址。
總結：CPU本身不關心地址是實體地址或是虛擬地址，它只管發出這個地址，然後最後讀取資料。不關注這個過程具體怎麼完成的，平時我們寫程式時的連結地址，在CPU這裡並不去區分什麼實體地址還是虛擬地址，在它看來不管是什麼都只是一個地址而已。
虛擬地址（VA，Virtual Address）到實體地址（PA，Physical Address）的轉換過程：
這裡我們只是簡單說一下，不需要太深究，因為這些都是由MMU中硬體完成的，如果想具體的瞭解可以參考韋東山老師寫的《嵌入式Linux應用開發完全手冊》。
VA到PA一般有兩種方法：1.用一個確定的數學公式進行轉換。 2.用表格儲存虛擬地址對應的實體地址。這類表格稱為頁表（Page table），頁表由一個個條目（Entry）組成，每個條目儲存了一段虛擬地址對應的實體地址及其訪問許可權，或者是下一級頁表的地址。
①如果以段（Section，1MB）的方式進行轉換時只用到一級頁表；
②以頁（Page）的方式進行轉換時用到兩級頁表。這裡的頁的大小有3種：大頁（64KB），小頁（4KB），極小頁（1KB）。條目也稱為“描述符（Descriptor）”，它有：段描述符、大頁描述符、小頁描述符、極小頁描述符，它們儲存著段、大頁、小頁、極小頁的起始實體地址；粗頁表描述符、細頁表描述符，它們儲存二級頁表的實體地址。
具體轉換過程：
1. 根據給定的虛擬地址找到一級頁表中的條目。
2. 如果此條目是段描述符，則返回實體地址，轉換結束，否則跳到3。
3. 如果此條目是二級頁表描述符，繼續利用虛擬地址在此二級頁表中找到下一個條目。
4. 如果第二個條目是頁描述符，則返回實體地址，轉換結束。
5. 其它情況出錯。
舉個例子：我們用段的方式進行轉換，由於ARM CPU是32位的，所以最大定址範圍為2^32=4GB，也就是虛擬地址表示的範圍為0~4096MB，一個段為1MB，所以我們用的表格就是4096個1MB的段組成的，然後一個段儲存著相應的起始實體地址。
功能: ①負責虛擬地址到實體地址的對映 ②提供硬體機制的記憶體訪問許可權檢查。
Q：記憶體訪問許可權檢查什麼意思？
A：舉個例子，比如在我們Windows系統的PC中，在一個時間段需要依次執行A，B，C三個應用程式，這三個程式在我們的記憶體地址中都有其相對應的地址空間。當我們在執行A程式出現錯誤或者有可能會破壞B程式時，這時由於記憶體訪問許可權的存在就使得A程式無法訪問B程式所在的記憶體地址空間，從而避免了由於一個程式的錯誤而導致損壞其它記憶體空間的程式，這就是記憶體訪問許可權的作用。
這裡我們具體看MMU的第一個功能：地址對映。
S3C2440中相關的結構分佈如下圖：
假設CPU要讀/寫外部儲存器SDRAM中的某一記憶體地址的資料，這時候有兩條路可以選擇：
1.④⑤
2.①②③
如果選擇第一條路：
CPU發出的地址就可以理解為實體地址，然後經過儲存管理器確定SDRAM中相應的行與列最後讀取具體的資料。
如果選擇第二條路：
CPU發出的地址就可以理解為虛擬地址，經過MMU後出來的就可以認為是實體地址，然後經過儲存管理器確定SDRAM中相應的行與列最後讀取具體的資料。這裡MMU的作用就是把虛擬地址對映為實體地址。
總結：CPU本身不關心地址是實體地址或是虛擬地址，它只管發出這個地址，然後最後讀取資料。不關注這個過程具體怎麼完成的，平時我們寫程式時的連結地址，在CPU這裡並不去區分什麼實體地址還是虛擬地址，在它看來不管是什麼都只是一個地址而已。
虛擬地址（VA，Virtual Address）到實體地址（PA，Physical Address）的轉換過程：
這裡我們只是簡單說一下，不需要太深究，因為這些都是由MMU中硬體完成的，如果想具體的瞭解可以參考韋東山老師寫的《嵌入式Linux應用開發完全手冊》。
VA到PA一般有兩種方法：1.用一個確定的數學公式進行轉換。 2.用表格儲存虛擬地址對應的實體地址。這類表格稱為頁表（Page table），頁表由一個個條目（Entry）組成，每個條目儲存了一段虛擬地址對應的實體地址及其訪問許可權，或者是下一級頁表的地址。
mips使用的是第一種方法: VA=f(PA)=0xA0000000+PA，也就是PA=0xA0000000-VA。
我們學的ARM CPU用的是第二種方法，S3C2410/S3C2440最多會用到兩級頁表：①如果以段（Section，1MB）的方式進行轉換時只用到一級頁表；
②以頁（Page）的方式進行轉換時用到兩級頁表。這裡的頁的大小有3種：大頁（64KB），小頁（4KB），極小頁（1KB）。條目也稱為“描述符（Descriptor）”，它有：段描述符、大頁描述符、小頁描述符、極小頁描述符，它們儲存著段、大頁、小頁、極小頁的起始實體地址；粗頁表描述符、細頁表描述符，它們儲存二級頁表的實體地址。
具體轉換過程：
1. 根據給定的虛擬地址找到一級頁表中的條目。
2. 如果此條目是段描述符，則返回實體地址，轉換結束，否則跳到3。
3. 如果此條目是二級頁表描述符，繼續利用虛擬地址在此二級頁表中找到下一個條目。
4. 如果第二個條目是頁描述符，則返回實體地址，轉換結束。
5. 其它情況出錯。
舉個例子：我們用段的方式進行轉換，由於ARM CPU是32位的，所以最大定址範圍為2^32=4GB，也就是虛擬地址表示的範圍為0~4096MB，一個段為1MB，所以我們用的表格就是4096個1MB的段組成的，然後一個段儲存著相應的起始實體地址。
這裡描述通過一級頁表形式的轉換過程圖：
“TTB Base”代表一級頁表的地址。它的值儲存在協處理器CP15的暫存器C2（稱為頁表基址暫存器）。
一個段描述符為4個位元組（32bit），那麼4096個段佔4096*4B=16KB，所以當虛擬地址定址範圍為0~4G時，一個一級頁表的大小就為16KB。
由上可知一級頁表的地址必須是16KB對齊的，所以[14:0]都是0。0b100 0000 0000 0000=0x4000=16384=16*1024B=16KB。
上圖為一級頁表的描述符格式，低兩位0b10時表示為段描述符。由於這裡我們直說關於段描述符的相關概念（也就是上圖中第三個格式），所以其它的就不說了，具體瞭解自己可以看書。
[31:21]: 稱為段基址(Section base address)。這個描述符低20位填充0後就是一塊1MB實體地址空間的起始地址。0b1 0000 0000 0000 0000 0000=0x10000=1048576=1024*1024B=1MB。
綜上：以段的方式進行對映時，虛擬地址MVA到實體地址PA的轉換過程如下：
1. 虛擬地址MVA。MVA[31:20]表示一級頁表索引，MVA[19:0]表示段內地址索引。
2. 頁表基地址暫存器。
3. 頁表基址暫存器[31:14]和MVA[31:20]組成一個低2位為0的32位地址，MMU利用這個地址找到段描述符。
4. 一級頁表中的一個32bit段描述符。
5. 段描述符的位[31:20]和MVA[19:0]構成虛擬地址MVA對應的實體地址PA。