ARM存儲管理系統(tǒng)MMU
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CPU通過地址來訪問內(nèi)存中的單元，地址有虛擬地址和物理地址之分。如果CPU沒有MMU（Memory Management Unit，內(nèi)存管理單元），或者有MMU但沒有啟用，CPU在訪問內(nèi)存時發(fā)出的地址將直接傳送到地址總線上，使具有相同地址的物理存儲器被讀寫。這稱為物理地址（Physical Address，以下簡稱PA），如下圖所示：
本文引用地址：http://2s4d.com/article/201611/317531.htm
圖1.物理地址示意圖
如果CPU啟用了MMU，CPU核發(fā)出的地址將被MMU截獲，從CPU到MMU的地址稱為虛擬地址（Virtual Address，以下簡稱VA），而MMU將這個地址翻譯成真正的物理地址發(fā)送到地址總線上，也就是將虛擬地址映射成物理地址，如下圖所示：
圖2.虛擬地址示意圖
二、虛擬地址映射物理地址原理
頁表是實現(xiàn)虛擬地址到物理地址轉(zhuǎn)換的一個重要手段。我們在使用MMU以前，需要在內(nèi)存中新建一個頁表。表中的每一行（即一個字的大?。┐娣诺氖且粋€物理內(nèi)存頁的基地址，該頁的訪問權限和緩沖特性等，這里將頁表中這樣的一行稱為一個地址變換條目。頁表存放在內(nèi)存中，CP15的C2寄存器用來存放頁表的基地址。
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。
虛擬地址被MMU分為兩部分，，第一部分是頁號索引（page Index），第二部分則是相對該頁首地址的偏移量（offset）
當CPU訪問一個地址時，該地址是虛擬地址，于是該地址被送到MMU，MMU再根據(jù)虛擬地址的高幾位作為頁號索引，在頁表中尋找對應的地址變換條目。從地址變換條目中找到物理地址的頁基地址，再加上虛擬地址中的偏移量，便得到了真正的物理地址，然后由MMU將物理地址發(fā)送到地址總線上，訪問物理內(nèi)存。
那么MMU是如何使用頁號索引在頁表中找到對應的地址變換條目呢？MMU會用CP15協(xié)處理其中的C2寄存器存放的頁表基地址加上虛擬地址的頁號索引值，然后便得到了頁表中對應的地址變換條目的地址。其實頁號索引就是相對于頁表基地址的一個偏移量，然后使用基地址加偏移量的方式得到一個頁表中的地址。
例：如圖所示，如果分頁大小為1M，虛擬地址為0x30000012,
虛擬地址的二進制碼為00110000 00000000 00000000 00010010 前12位為頁號索引，后20位為偏移量，因為2^20 = 1M
前12位頁號索引為00110000 0000 = 768，所以在頁表中找到相對于頁表基地址的偏移量為768的地址，然后得到地址變換條目。于是0x0300 << 20位，便得到了物理頁基地址，再加上虛擬地址中的偏移位0000 00000000 00010010 = 0x12，便得到了真正的物理地址0x30000012。
1、TLB的概念
從虛擬地址到物理地址的變換過程其實就是查詢頁表的過程，由于頁表存放在內(nèi)存中，這個查詢過程通常代價很大。而程序在執(zhí)行過程中具有局部性，也就是說，一段時間內(nèi)，對頁表的訪問只是局限在少數(shù)幾個單元中。根據(jù)這個特點，采用一個容量更小、訪問速度更快的存儲器來存放當前訪問需要的地址變換條目。這個小容量的頁表稱為快表，也稱TLB.
當CPU訪問內(nèi)存時，現(xiàn)在TLB中查找需要的地址變換條目。如果該條目不存在，CPU從位于內(nèi)存的頁表中查詢，并把相應的結(jié)果添加到TLB中。這樣，當CPU下一次又需要該地址變換條目時，可以從TLB中直接得到，從而使地址變換的速度大大加快。
當內(nèi)存中的頁表內(nèi)容改變，或者通過修改CP15中的寄存器C2使用新的頁表時，TLB的內(nèi)容需要全部清除。MMU提供了相關的硬件支持這種操作。CP15中的寄存器C8用來 控制清除TLB內(nèi)容的相關操作。
MMU可以將某些地址變換條目鎖定在TLB中，從而使得進行與該地址變換條目相關的地址變換速度保持很快。在MMU中C10用于控制TLB內(nèi)容的鎖定。
注：TLB中存放的是地址變換條目，相當于一個小頁表。
- 使無效TLB內(nèi)容
有時候頁表可能只是部分內(nèi)容改變了，只影響了很少的地址映射關系，這種情況下，可以只使無效TLB對應的單個地址變換條目可能會提高系統(tǒng)性能。
系統(tǒng)協(xié)處理器CP15的寄存器C8就是清除TLB內(nèi)容的相關操作。它是一個只寫的寄存器。
MCR p15，0，Rd，c8，CRm，opcode_2
Rd中為要寫入C8寄存器的內(nèi)容，CRm和opcode_2的不同組合決定指令執(zhí)行的不同操作。
指令 | Rd | 含義 |
MCR p15, 0, Rd, c8, c5, 0 | 0 | 使無效整個指令TLB |
MCR p15, 0, Rd, c8, c5, 1 | 虛擬地址 | 使無效指令TLB中的單個地址變換條目 |
MCR p15, 0, Rd, c8, c6, 0 | 0 | 使無效整個數(shù)據(jù)TLB |
MCR p15, 0, Rd, c8, c6, 1 | 虛擬地址 | 使無效數(shù)據(jù)TLB中的單個地址變換條目 |
MCR p15, 0, | 0 | 使無效整個數(shù)據(jù)和指令TLB |
MCR p15, 0, | 虛擬地址 | 使無效數(shù)據(jù)和指令TLB中的單個地址變換條目 |
- 鎖定TLB的內(nèi)容
2、存儲訪問過程
a、使能MMU時的存儲訪問過程。
當ARM處理器請求存儲訪問時，首先在TLB中查找虛擬地址。如果系統(tǒng)中數(shù)據(jù)TLB和指令TLB是分開的，在取指令時，從指令TLB查找相應的虛擬地址，對于其他內(nèi)存訪問操作，從數(shù)據(jù)TLB中查找相應的虛擬地址。
如果虛擬地址對應的地址變換條目不在TLB中，CPU從位于內(nèi)存的頁表中查詢，并把相應的結(jié)果添加到TLB中。如果TLB已經(jīng)滿了，還需要根據(jù)一定的淘汰算法進行替換。這樣，當CPU下一次又需要該地址變換條目時，可以從TLB中直接得到，從而使地址變換的速度大大加快。
當?shù)玫搅诵枰牡刂纷兓瘲l目以后，將進行以下操作
（3）根據(jù)存取權限控制位和域訪問控制位確定該內(nèi)存訪問是否被允許。如果該內(nèi)存訪問不被允許，CP15向ARM處理器報告存儲訪問中止。
（4）對于不允許緩存的存儲訪問，使用步驟（1）中得到的物理地址訪問內(nèi)存。對于允許緩存的存儲訪問，如果在cache命中，則忽略物理地址；如果cache沒有命中，使用步驟（1）中得到的物理地址訪問內(nèi)存，并把該塊數(shù)據(jù)讀取到cache中。
- 禁止MMU時，是否支持cache和write buffer由各個具體芯片的設計確定。如果芯片規(guī)定禁止MMU時禁止cache和write buffer，則存儲訪問將不考慮C、B控制位。如果芯片規(guī)定當禁止MMU時可以使能cache和write buffer，則數(shù)據(jù)訪問時，C=0，B=0;指令讀取時，如果使用分開的TLB則C=1，如果使用統(tǒng)一的TLB則C=0;
- 存儲訪問不進行權限控制，MMU也不會產(chǎn)生存儲訪問中止信號
- 所有的物理地址和虛擬地址相等，即使用平板模式
- 在使能MMU之前，要在內(nèi)存中建立頁號表，同時CP15中的各相關寄存器必須完成初始化。
- 如果使用的不是平板存儲模式（物理地址和虛擬地址相等），在禁止/使能MMU時，虛擬地址和物理地址的對應關系會發(fā)生改變，這時應該清除cache中的當前地址變換條目
- 如果完成禁止/使能MMU的代碼的物理地址和虛擬地址不相同，則禁止/使能MMU時會造成很大麻煩，因此強烈建議完成禁止/使能 MMU的代碼的物理地址和虛擬地址最好相同
域: 標明了當前段屬于哪個域。Domain與AP配合使用，對訪問權限進行檢查
C: 如下表所示
B: 如下表所示
bits[1:0]:
310 | |||||||||||||||
D15 | D14 | D13 | D12 | D11 | D10 | D9 | D8 | D7 | D6 | D5 | D4 | D3 | D2 | D1 | D0 |
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題）
11：當前級別下，對該內(nèi)存區(qū)域的訪問都不進行權限檢查。這時AP位無效
b、二級映射
當使用二級映射時，一級頁表L1仍然存在，但是一級頁表中不再存放物理段基地址了，而是存放了二級頁表的基地址，也就是二級頁表的首地址。
一級頁表要表示4G的地址范圍，一共4096項，每一項都表示1M的大小。二級頁表相當于對一級頁表這1M的范圍作更詳細的劃分，所以每個二級頁表要表示1M的地址范圍。
B: 如下表所示
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