Linux中CPU是如何访问到内存的？--MMU最基本原理（转）

什么是MMU?

摘自维基百科：
   内存管理单元（英语：memory management unit，缩写为MMU），有时称作分页内存管理单元（英语：paged memory management unit，缩写为PMMU）。它是一种负责处理中央处理器（CPU）的内存访问请求的计算机硬件。它的功能包括虚拟地址到物理地址的转换（即虚拟内存管理）[1]、内存保护、中央处理器高速缓存的控制，在较为简单的计算机体系结构中，负责总线的仲裁以及存储体切换（bank switching，尤其是在8位的系统上）。
   在开始之前，希望读者简略读过我之前写的一篇文章：

操作系统总结之内存管理（除虚拟内存管理）

以下论述，皆以32位为例

首先，假设页表只有一级：

对于一个有MMU的CPU而言，MMU开启后，CPU是这样寻址的：CPU任何时候，一切时候，发出的地址都是虚拟地址，这个虚拟地址发给MMU后,MMU通过页表来在页表里面查出来这个虚拟地址对应的物理地址是什么，从而去访问外面的内存条。MMU里面的页表地址寄存器，记录了页表本身的存放位置。

分页存储管理将一个进程的逻辑地址空间（就是虚拟地址空间）分成若干个大小相等的片，称为页面或页，相应地，把内存空间分成与页面相同大小的若干个存储块，称为（物理）块或者页框

现在我们假设每一页的大小是4KB(意思就是将虚拟地址空间和物理地址空间均分为小块(4KB))，如下所示：

而且假设页表只有一级，这个页表长成下面这个样子，页表的每一行是32个bit　

当CPU访问虚拟地址0的时候，MMU会去查上面页表的第0行，发现第0行没有命中，于是无论以何种形式（R读，W写，X执行）访问，MMU都会给CPU发出page fault，CPU自动跳到fault的代码去处理fault。

当CPU访问虚拟地址4KB的时候，MMU会去查上面页表的第1行(4KB/4KB=1)，发现第1行命中，(为什么是第一行，在我上一篇文章中有讲到．不过我下面也会提到，先不用着急)如果这个时候

• 用户是执行读或者执行，则MMU去访问内存条的6MB这个地址，因为页表里面记录该页的权限是RX；

• 用户是去写4KB，由于页表里面第1行记录的权限是RX，没有记录你有写的权限，MMU会给CPU发出page fault，CPU自动跳到fault的代码去处理fault。

当CPU访问虚拟地址8KB+16的时候，MMU会去查上面页表的第2行(8KB/4KB=2)，发现第2行命中了物理地址8M，这个时候，MMU会访问内存条的8MB+16这个物理地址。当然，权限检查也是需要的。
…
当CPU访问虚拟地址3GB的时候，MMU会去查上面页表的第3GB/4KB行，表中记录命中了，查到虚拟地址3GB对应的物理地址是0，于是MMU去访问内存条上的地址0。但是，这个访问分成2种情况：

• CPU在执行用户态程序的时候，去访问3GB，由于页表里面记录的U+K权限只有K，所以U是没权限的，MMU会给CPU发出page fault，CPU自动跳到fault的代码去处理fault；

• CPU在执行内核态程序的时候，去访问3GB，由于页表里面记录的U+K权限只有K，所以K是有权限的，MMU不会给CPU发出page fault，程序正常执行。

那么页表究竟是多大呐？

如果页表只有1级，每4KB的虚拟地址空间就需要页表里面的一行（32bit），那么CPU要覆盖到整个4GB的虚拟内存，就需要这个页表的大小是：

4GB/4KB *4 = 4MB

注意：页表是无缝全覆盖虚拟内存！！！你页表不覆盖全，CPU访问虚拟地址的时候，MMU都不知道查哪里了…

也就是说页表的大小取决于虚拟内存的大小，他是根据虚拟内存计算出来的大小．但是物理内存又很小，所以就会导致大部分是空闲的，真正映射的区域几乎是汪洋大海中的小岛

任何一个虚拟地址都是下面的这个样子：

• 地址的高20位，作为页表这个表的行号去读对应的页表项．
• 0~11位为页内偏移，2^12 == 4KB .

上面整个过程，都由MMU硬件自动完成。

现在我们假设在Linux里面有2个进程，一个是QQ，一个是Firefox，他们的页表分别如下：


当CPU在执行QQ的时候，Linux会把QQ的页表的物理地址255MB，填入MMU的页表地址寄存器，于是这个时候，QQ的页表生效。根据页表内容，CPU如果访问4KB这个虚拟地址的话，MMU访问内存条的6MB物理地址；CPU如果访问8KB这个虚拟地址的话，MMU访问内存条的8MB物理地址；CPU如果访问3GB这个虚拟地址的话，MMU访问内存条的0MB物理地址；

当CPU在执行Firefox的时候，Linux会把Firefox的页表的物理地址280MB，填入MMU的页表地址寄存器，于是这个时候，Firefox的页表生效，QQ的页表淡出江湖。根据页表内容，CPU如果访问4KB这个虚拟地址的话，MMU访问内存条的100MB物理地址；CPU如果访问8KB这个虚拟地址的话，MMU访问内存条的200MB物理地址；CPU如果访问3GB这个虚拟地址的话，MMU访问内存条的0MB物理地址。

上面我们发现一个共同点，QQ和Firefox去访问3GB虚拟地址的时候，最终MMU访问的都是0MB这个物理地址，具体原因非常简单，QQ和Firefox，这2张页表里面，3GB/4KB这一行，里面填的是完全一样的东东。

为什么3GB的虚拟地址对应的物理地址是是0？

在Linux下为0的低端内存都会直接往3GB线性映射．其余系统看硬件

多级页表

上面我们发现，如果采用一级页表的话，每个进程都需要1个4MB的页表，这个空间浪费还是很大，而且要求连续，这显然是不现实的．于是我们可以采用二级或者三级页表。举例如下，假设我们用地址的高10位作为一级页表的索引，中间10位作为2级页表的索引。CPU访问虚拟地址16，这个地址如果分解为10/10/12位的话，就是这个样子：

那么MMU会用0这个下标去访问一级页表（一级页表的地址填入MMU的页表地址寄存器）的第0行，第0行的内容写的是2MB(此处不再是最终的物理地址，而是二级页表的物理地址),证明二级页表的地址在2MB，于是MMU自动去以中间的10位作为下标，去查询位置在2MB的二级页表,在2级页表里面，最终查到第0页(地址范围0x00000000~0x00000FFF)这个虚拟地址的物理地址是1GB（这是自己定义的，没有来源），于是MMU去访问内存条的1GB+16这个物理地址。

据以上分析，1级页表占据的内存是2的10次方，再乘以4，即4KB。而每个二级页表，也是2的10次方，再乘以4，即4KB。分级机制的主要好处是，二级页表不是一定存在了，比如一级页表的第2行不命中，也即如下地址都无效的话：

那么这一行对应的二级页表，就整个都不需要了，于是就省掉了这段区间4KB二级页表的内存占用。页表当然还有是三级甚至更多（LInux中采用三级页表）。

至于有多级页表的时候，其实MMU也只需要知道一级页表的基地址即可。

每次切换进程的时候，把一级页表的地址重新填入MMU，把新的进程的各个页表激活即可。

一些概念：

• 虚拟地址：就是逻辑地址，又叫虚地址
• 分页存储管理将一个进程的逻辑地址空间分成若干个大小相等的片，称为页面或页，相应地，把内存空间分成与页面相同大小的若干个存储块，称为（物理）块或者页框
• 每个进程一个页表，存放在物理内存．页表的起始地址在进程未执行时，页表的始址和页表长度存放在本进程的PCB中;进程执行时将两个数据装入页表寄存器 。MMU访问它直接通过该页表寄存器（物理地址）访问

转载自：Linux阅码场