MMU内存管理单元相关知识点总结

1.MMU是Memory Management Unit的缩写，中文名是内存管理单元，它是中央处理器（CPU）中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，多用户多进程操作系统。

 

2.虚拟内存由来：许多年以前，当人们还在使用DOS或是更古老的操作系统的时候，计算机的内存还非常小，一般都是以K为单位进行计算，相应的，当时的程序规模也不大，所以内存容量虽然小，但还是可以容纳当时的程序。但随着图形界面的兴起还有用户需求的不断增大，应用程序的规模也随之膨胀起来，终于一个难题出现在程序员的面前，那就是应用程序太大以至于内存容纳不下该程序，通常解决的办法是把程序分割成许多称为覆盖块（overlay）的片段。覆盖块0首先运行，结束时他将调用另一个覆盖块。虽然覆盖块的交换是由OS完成的，但是必须先由程序员把程序先进行分割，这是一个费时费力的工作，而且相当枯燥。人们必须找到更好的办法从根本上解决这个问题。不久人们找到了一个办法，这就是虚拟存储器(virtual memory).虚拟存储器的基本思想是程序，数据，堆栈的总的大小可以超过物理存储器的大小，操作系统把当前使用的部分保留在内存中，而把其他未被使用的部分保存在磁盘上。比如对一个16MB的程序和一个内存只有4MB的机器，操作系统通过选择，可以决定各个时刻将哪4M的内容保留在内存中，并在需要时在内存和磁盘间交换程序片段，这样就可以把这个16M的程序运行在一个只具有4M内存机器上了。而这个16M的程序在运行前不必由程序员进行分割。

虚拟内存是计算机系统内存管理的一种技术。它使得应用程序认为它拥有连续的可用的内存（一个连续完整的地址空间），而实际上，它通常是被分隔成多个物理内存碎片，还有部分暂时存储在外部磁盘存储器上，在需要时进行数据交换。目前，大多数操作系统都使用了虚拟内存，如Windows家族的“虚拟内存”；Linux的“交换空间”等。

虚拟内存别称虚拟存储器（Virtual Memory）。电脑中所运行的

程序均需经由内存执行，若执行的程序占用内存很大或很多，则会导致内存消耗殆尽。为解决该问题，Windows中运用了虚拟内存[2]  技术，即匀出一部分硬盘空间来充当内存使用。当内存耗尽时，电脑就会自动调用硬盘来充当内存，以缓解内存的紧张。若计算机运行程序或操作所需的随机存储器(RAM)不足时，则 Windows 会用虚拟存储器进行补偿。它将计算机的RAM和硬盘上的临时空间组合。当RAM运行速率缓慢时，它便将数据从RAM移动到称为“分页文件”的空间中。将数据移入分页文件可释放RAM，以便完成工作。 一般而言，计算机的RAM容量越大，程序运行得越快。若计算机的速率由于RAM可用空间匮乏而减缓，则可尝试通过增加虚拟内存来进行补偿。但是，计算机从RAM读取数据的速率要比从硬盘读取数据的速率快，因而扩增RAM容量（可加内存条）是最佳选择。

虚拟内存是Windows 为作为内存使用的一部分硬盘空间。虚拟内存在硬盘上其实就是为一个硕大无比的文件，文件名是PageFile.Sys，通常状态下是看不到的。必须关闭资源管理器对系统文件的保护功能才能看到这个文件。虚拟内存有时候也被称为是“页面文件”就是从这个文件的文件名中来的。

 

3.地址范围：任何时候，计算机上都存在一个程序能够产生的地址集合，我们称之为地址范围。这个范围的大小由CPU的位数决定，例如一个32位的CPU，它的地址范围是0~0xFFFFFFFF （4G)，而对于一个64位的CPU，它的地址范围为0~0xFFFFFFFFFFFFFFFF （16E).这个范围就是我们的程序能够产生的地址范围，我们把这个地址范围称为虚拟地址空间，该空间中的某一个地址我们称之为虚拟地址。与虚拟地址空间和虚拟地址相对应的则是物理地址空间和物理地址，大多数时候我们的系统所具备的物理地址空间只是虚拟地址空间的一个子集。这里举一个最简单的例子直观地说明这两者，对于一台内存为256M的32bit x86主机来说，它的虚拟地址空间范围是0~0xFFFFFFFF（4G），而物理地址空间范围是0x00000000~0x0FFFFFFF（256M）。

 

4.在没有使用虚拟存储器的机器上，虚拟地址被直接送到内存总线上，使具有相同地址的物理存储器被读写；而在使用了虚拟存储器的情况下，虚拟地址不是被直接送到内存地址总线上，而是送到存储器管理单元MMU，把虚拟地址映射为物理地址。

 

5.分页机制：大多数使用虚拟存储器的系统都使用一种称为分页（paging）机制。虚拟地址空间划分成称为页（page）的单位，而相应的物理地址空间也被进行划分，单位是页帧(frame).页和页帧的大小必须相同。在这个例子中我们有一台可以生成32位地址的机器，它的虚拟地址范围从0~0xFFFFFFFF（4G），而这台机器只有256M的物理地址，因此他可以运行4G的程序，但该程序不能一次性调入内存运行。这台机器必须有一个达到可以存放4G程序的外部存储器（例如磁盘或是FLASH），以保证程序片段在需要时可以被调用。在这个例子中，页的大小为4K，页帧大小与页相同——这点是必须保证的，因为内存和外围存储器之间的传输总是以页为单位的。对应4G的虚拟地址和256M的物理存储器，他们分别包含了1M个页和64K个页帧。

 

6.  我们先根据上图解释一下分页后要用到的几个术语，在上面我们已经接触了页和页框，上图中蓝色部分是物理空间，其中每一格表示一个物理页框。橘黄色部分是虚拟空间，每一格表示一个页，它由两部分组成，分别是Frame Index(页框索引)和位p（present 存在位），Frame Index的意义很明显，它指出本页是往哪个物理页框进行映射的，位p的意义则是指出本页的映射是否有效，如上图，当某个页并没有被映射时（或称映射无效，Frame Index部分为X），该位为0，映射有效则该位为1。

    我们执行下面这些指令（本例子的指令不针对任何特定机型，都是伪指令）
例1:
    MOVE REG,0 //将0号地址的值传递进寄存器REG.
    虚拟地址0将被送往MMU,MMU看到该虚地址落在页0范围内（页0范围是0到4095），从上图我们看到页0所对应（映射）的页框为2（页框2的地址范围是8192到12287），因此MMU将该虚拟地址转化为物理地址8192，并把地址8192送到地址总线上。内存对MMU的映射一无所知，它只看到一个对地址8192的读请求并执行它。MMU从而把0到4096的虚拟地址映射到8192到12287的物理地址。

例2：
    MOVE REG,8192
    被转换为
    MOVE REG,24576 
    因为虚拟地址8192在页2中，而页2被映射到页框6（物理地址从24576到28671）

例3：
    MOVE REG,20500
    被转换为
    MOVE REG,12308
    虚拟地址20500在虚页5（虚拟地址范围是20480到24575）距开头20个字节处，虚页5映射到页框3（页框3的地址范围是 12288到16383），于是被映射到物理地址12288+20=12308。

      通过适当的设置MMU，可以把16个虚页隐射到8个页框中的任何一个，但是这个方法并没有有效的解决虚拟地址空间比物理地址空间大的问题。从上图中我们可以看到，我们只有8个页框（物理地址），但我们有16个页（虚拟地址），所以我们只能把16个页中的8个进行有效的映射。我们看看例4会发生什么情况

      MOV REG,32780
      虚拟地址32780落在页8的范围内，从上图总我们看到页8没有被有效的进行映射（该页被打上X），这是又会发生什么？MMU注意到这个页没有被映射，于是通知CPU发生一个缺页故障（page fault）.这种情况下操作系统必须处理这个页故障，它必须从8个物理页框中找到1个当前很少被使用的页框并把该页框的内容写入外围存储器（这个动作被称为page copy），随后把需要引用的页（例4中是页8）映射到刚才释放的页框中（这个动作称为修改映射关系），然后从新执行产生故障的指令（MOV REG,32780）。假设操作系统决定释放页框1，那么它将把虚页8装入物理地址的4-8K,并做两处修改：首先把标记虚页1未被映射（原来虚页1是被影射到页框1的），以使以后任何对虚拟地址4K到8K的访问都引起页故障而使操作系统做出适当的动作（这个动作正是我们现在在讨论的），其次他把虚页8对应的页框号由X变为1，因此重新执行MOV REG,32780时，MMU将把32780映射为4108。

 

 7.

我的s3c2410上配置的SDRSAM大小为64M,该SDRAM的物理地址范围是0x3000 0000~0x33FF FFFF(属于Bank 6)，由于1个Section的大小是1M,所以该物理空间可以被分成64个物理段(页框).

      在Section模式下，送进MMU的虚拟地址(注1)被分为两部分（这点和我们上面举的例子是一样的），这两部分为 Descriptor Index(相当于上面例子的Page Index)和 Offset,descript index长度为12bit(2^12=4096,从这个关系式你能看出什么？：) )，Offset长度为20bit（2^20=1M，你又能看出什么？：)）.观察一下一个描述符（Descriptor）中的Section Base Address部分，它长度为12 bit，里面的值是该虚拟段（页）映射成的物理段（页框）的物理地址前12bit，由于每一个物理段的长度都是1M，所以物理段首地址的后20bit总是为0x00000(每个Section都是以1M对齐)，确定一个物理地址的方法是 物理页框基地址+虚拟地址中的偏移部分=Section Base Address<<20+Offset ,呵呵，可能你有点糊涂了，还是举一个实际例子说明吧。

      假设现在执行指令MOV REG, 0x30000012，虚拟地址的二进制码为00110000 00000000 00000000 00010010，前12位是Descriptor Index= 00110000 0000=768,故在Translation Table里面找到第768号描述符，该描述的Section Base Address="0x0300",也就是说描述符所描述的虚拟段（页）所映射的物理段（页框）的首地址为0x3000 0000（物理段（页框）的基地址=Section Base Address左移20bit=0x0300<<20=0x3000 0000），而Offset=000000 00000000 00010010=0x12,故虚拟地址0x30000012映射成的物理地址=0x3000 0000+0x12=0x3000 0012（物理页框基地址+虚拟地址中的偏移）。你可能会问怎么这个虚拟地址和映射后的物理地址一样？这是由我们定义的映射规则所决定的。在这个例子中我们定义的映射规则是把虚拟地址映射成和他相等的物理地址。我们这样书写映射关系的代码：
void mem_mapping_linear(void)
{
    unsigned long descriptor_index, section_base, sdram_base, sdram_size;
    sdram_base=0x30000000;
    sdram_size=0x 4000000;
    for (section _base= sdram_base,descriptor_index = section _base>>20;
         section _base < sdram_base+ sdram_size; 
         descriptor_index+=1;section _base +=0x100000)
    {
         *(mmu_tlb_base + (descriptor_index)) = (section _base>>20) | MMU_OTHER_SECDESC;
    }
}

      上面的这段段代码把虚拟空间0x3000 0000~0x33FF FFFF映射到物理空间0x3000 0000~0x33FF FFFF，由于虚拟空间与物理空间空间相吻合，所以虚拟地址与他们各自对应的物理地址在值上是一致的。当初始完Translation Table之后，记得要把Translation Table的首地址(第0号描述符的地址)加载进协处理器CP15的Control Register2(2号控制寄存器)中,该控制寄存器的名称叫做Translation table base (TTB) register。

 

8.以上讨论的是descriptor中的Section Base Address以及虚拟地址和物理地址的映射关系,然而MMU还有一个重要的功能，那就是访问控制机制(Access Permission )。简单说访问控制机制就是CPU通过某种方法判断当前程序对内存的访问是否合法（是否有权限对该内存进行访问），如果当前的程序并没有权限对即将访问的内存区域进行操作，则CPU将引发一个异常，s3c2410称该异常为Permission fault，x86架构则把这种异常称之为通用保护异常（General Protection），什么情况会引起Permission fault呢？比如处于User级别的程序要对一个System级别的内存区域进行写操作，这种操作是越权的，应该引起一个Permission fault，搞过x86架构的朋友应该听过保护模式（Protection Mode）,保护模式就是基于这种思想进行工作的，于是我们也可以这么说：s3c2410的访问控制机制其实就是一种保护机制。