S3C2440 MMU地址转换过程

àì夳堔傛蜴生んèń 2023-07-10 14:10 91阅读 0赞

### 目录 ###

*  虚拟地址和物理地址
 *  MMU
 *  页表
 *   *  访问控制
     *  构造页表
     *   *  一级页表
         *   *  没有 粗表 + 极小页 组合的原因分析
             *  段
             *  粗表
             *  细表
         *  二级页表
         *   *  大页
             *   *  粗表+大页 地址转换过程：
                 *  细表 + 大页 地址转换过程：
             *  小页
             *   *  粗表+小页 地址转换过程：
                 *  细表+小页 地址转换过程：
             *  极小页
             *   *  细表+极小页 地址转换过程：

# 虚拟地址和物理地址 #

MMU，全称为Memory Management Unit，即内存管理单元。其主要负责将虚拟地址映射到物理地址，同时提供访问权限检查。如果想跑操作系统的话，MMU必不可少。

那什么是虚拟地址呢？这里我们要引入虚拟存储器这个概念。虚拟存储器对应的是虚拟地址空间，对于32位的CPU系统来说，这个虚拟地址空间为0x00000000~0xFFFFFFFF，共4GB的大小，其中的某个地址我们称之为虚拟地址。而与其相对应的则是物理地址空间和物理地址，这个与真实的内存芯片相对应。

只有将虚拟地址转换为物理地址后，我们才能对内存进行实际数据的读写操作。通常情况下，我们将虚拟地址空间和物理地址空间划分成大小相等的一小块空间，并对这些空间建立映射关系，从而实现从虚拟地址到物理地址的转换。这些小块空间，我们称之为段或页。

对于ARM CPU来说，其地址转换过程涉及到三个概念：虚拟地址VA，变换后的虚拟地址MVA，物理地址PA。

在没有使能MMU之前，我们使用的所有地址，包括CPU、CaChe，GPIO等使用的都是物理地址PA；当我们使能了MMU之后，CPU核对外发出的地址就是虚拟地址VA；而VA会被转换为MVA供CaChe和MMU使用，MMU将MVA转换为PA，最后使用PA来操作实际的外设，比如SoC内的GPIO或者外接SDRAM芯片。

VA和MVA的映射关系如下所示：

if(VA < 32M) { 
    	MVA = VA | (PID << 25);
    }else { 
    	MVA = VA;
    }

如果VA小于32MB，需要使用进程标志号PID来合成MVA，否则VA就是MVA。其中进程标志号PID可以通过读取协处理器CP15中的C13寄存器来获取。

利用PID来生成MVA主要是为了减少进程切换的代价。当两个进程所用的虚拟地址空间VA由重叠时，在切换进程时，为了把重叠的VA映射到不同的PA上去，需要重建页表、使无效CaChe和TLB，代价太大。而使用MVA后，当两个进程运行时VA都处于0~32MB内时，它们对应的MVA并不重叠，这样就不必进行重建页表的工作了。 说实话，我对这里有些疑惑：为什么32MB以下进行处理，32MB以上的空间就不管了？

# MMU #

存储管理单元MMU的主要工作就是完成虚拟存储空间到物理存储空间的映射。我们将虚拟存储空间和物理存储空间分割成大小相同的块，虚拟空间中的块叫做页或者虚拟页，而物理空间中的块叫做页帧或物理页。通过管理页和页帧之间的映射关系来实现从虚拟地址到物理地址的映射，也就是说，虚拟存储空间到物理存储空间的映射是以内存块为单位进行的。

在进行映射的同时，MMU还具有存储器访问权限控制的功能，通过添加相应的访问权限控制位即可实现该功能。此外，MMU还具有设置虚拟存储空间的缓冲特性的功能。

我们把每一条映射关系及附加控制位叫做一个条目entry。所有条目放在一起，就组成了我们要讲的页表。

# 页表 #

如果没有特别指出的话，下面涉及的虚拟地址就是指MVA。我们将一个虚拟地址转换为物理地址，采用的是使用表格存储MVA和PA之间的映射关系，然后通过硬件进行查询以实现自动转换。这类表格我们称之为页表，页表是由一行行的条目Entry组成，每个Entry存储了一段虚拟地址对应的物理地址及其访问权限，或者存储的是下一级页表的基地址。需要说明一下，页表中的一个entry，有时也称为描述符（Descriptor）。

页表存储在内存中，通常使用一个寄存器来保存页表的基地址。对于ARM来说，协处理器CP15的C2寄存器被用来保存页表的基地址，该基地址我们称之为翻译表基址(TTB, Translation Table Base)，该寄存器我们称之为TTB寄存器。  
![在这里插入图片描述][20200305230336296.jpg]  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70]  
TTB寄存器的高18位用来存储页表的基地址，剩余的低14位为0，即页表的基地址也应该是16KB对齐的。由于每一个页表项大小均为4字节，所以它可以索引的页表项为 214/4=212=4096项。而其所要描述的总虚拟存储空间为4GB，所以每一项页表项需要描述1MB的虚拟空间。

我们的每一次地址转换就是通过查询页表来实现的。由于页表位于内存中，所以如果每次都直接访问内存去查询页表，那么其代价太大了。由于程序运行具有时间局部性和空间局部性，所以我们可以使用一个容量很小的高速缓存来保存当前需要使用的一小部分页表项。这个高速缓存是由硬件来实现的，我们称之为TLB(Translation Lookaside Buffer)或快表或翻译后援缓冲器。

关于TLB的内容，我们后续再讲。现在我们继续讨论页表。

## 访问控制 ##

MMU将整个存储空间分为了16个域(domain)。每个域可以对应一定的内存区域。协处理器CP15中的C3寄存器用来控制和域相关的属性设置。为了文章讲述内容不太发散，具体有关访问控制的内容我们会在下一篇文章中进行介绍。

## 构造页表 ##

通过上述分析我们可以知道，在使能MMU之前，必须要在内存中构造好页表，同时初始化好CP15协处理器中的相关的各个寄存器。

那么下面我们就来讲解怎么构造页表。页表中的一个页表项，记录的是一块虚拟存储空间的基地址与物理存储空间的基地址之间的映射关系。所以根据存储块的不同，映射关系也有几种不同的形式。

具体来讲，ARM支持的段、页存储块大小有以下四种形式：

*  段（section）： 大小为1MB的存储块
 *  大页（large page）：大小为64KB的存储块
 *  小页（small page）：大小为4KB的存储块
 *  极小页（tiny page）：大小为1KB的存储块

而针对大页、小页的访问权限方式，则是将大页分为4个大小为16KB的子页，将小页分为4个大小为1KB的子页，每个子页有自己的权限管理。而极小页不能再细分，只能以1KB作为整体进行权限控制。

对于S3C2440来说，它最多使用两级页表。如果是以段的形式来进行地址转换，则只使用一级页表；如果是以页的形式进行转换，则使用的是二级页表。

### 一级页表 ###

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 1]  
一级页表中的每一项Entry的结构如上图所示。每一个entry又叫做页表描述符，每一项占用4个字节。其每一个比特位代表的意义解释如下图所示：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 2]

通过上图我们可以知道，一级页表中的每一项既可以是段，也可以是粗表或者细表。

如果一级页表中的页表项的最低两位是0b10的话，该项对应的就是段，或者叫做段描述符。段描述符的高12位存储的是对应的物理空间的基地址，所以它描述的是对应的1MB的虚拟存储空间的地址映射关系。

如果一级页表项的最低两位是0b01的话，该描述符叫做粗表描述符。其基地址位\[31:10\]存储的是二级页表的基地址。由于其基地址是22位，所以它描述的是对应1KB大小的二级页表项所在空间的基地址。它所描述的二级页表可以实现大页和小页两种方式的映射。

如果一级页表项的最低两位是0b11的话，该描述符叫做细表描述符。其基地址位\[31:12\]存储的也是二级页表的基地址。由于其基地址是20位，所以它描述的是对应4KB大小的二级页表项所在空间的基地址。它所描述的二级页表可以实现大页、小页和极小页三种方式的映射。

#### 没有 粗表 + 极小页 组合的原因分析 ####

看到这里有人就会有疑问了：为什么粗表对应的二级页表只能采用大页和小页，而不能采用极小页呢？  
这是一个好问题。下面我来解答一下。  
由于CP15协处理器的C2寄存器\[31:14\]保存的是一级页表的基地址，即一级页表是214，16KB对齐的。那么根据这个一级页表的基址，我们可以寻址的空间为8KB。由于每一项4个字节，所以我们可以获取到的一级描述符只有212=4096项。也就是说，只有4096项描述符来描述4GB的虚拟地址空间，所以每一项描述符对应的都是1MB的地址空间。无论是段描述符、粗表描述符还是细表描述符，它们各自都需要承担1MB的空间映射描述任务。

自然，接下来的二级描述符也需要有能力来描述一级描述符分配给它的1MB空间的描述任务。对于粗表来说，其基地址占据\[31:10\]共22位，那么根据该基地址可以寻址的空间就只有210=1024字节。由于二级页表每一项描述符也是4个字节，所以对于粗表来说，其对应的二级页表项只有256项。每一项要承担的描述任务至少必须是1MB/256=4KB。所以只有大页和小页描述符可以胜任。

另外，由此我们也可以看出粗表和细表名称的来历。由于细表的基地址占据\[31:12\]共20位，则它对应的二级页表项共有212/4=1024项。所以它的二级页表的每一项分配到的描述任务是1MB/1024=1KB。由于它对应的二级页表的描述任务为1KB，比粗表对应的二级页表的描述任务4KB更精细，所以它叫细表。

**粗细表对应的二级页表项数**：

*  粗表 对应 256项 二级页表项
 *  细表 对应1024项 二级页表项

**地址映射方式**：

*  一级段表
 *  一级粗表 + 二级大页
 *  一级粗表 + 二级小页
 *  一级细表 + 二级大页
 *  一级细表 + 二级小页
 *  一级细表 + 二级极小页

#### 段 ####

所以可以说，以段为单位的地址转换只涉及一级页表。我们通过TTB寄存器来获取一级页表中对应描述符的地址，如下图所示：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 3]  
由于每一个页表项都是4字节，所以我们取VMA的高12位作为索引值，这样，VMA的低20位自然作为段内偏移地址。

我们根据TTB和VMA\[31:20\]组成的地址，来获取到对应的段描述符。段描述符的具体格式如下图所示：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 4]  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 5]  
段描述符高12位存储的是虚拟地址对应的段的物理内存地址。\[19:12\]和\[9\]必须写为0。AP和domain共同对应域访问权限。关于权限控制我会在下面单独一节中讲述。C和B这两位的组合可表示写回缓存、写通缓存、不缓存写buffer和不缓存无写buffer。描述符最低两位为0b10表示该描述符是段描述符。

MVA地址经过段描述符生成物理地址过程如下图所示：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 6]

#### 粗表 ####

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 7]  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 8]  
粗表的\[31:10\]高22位中存储的是二级页表的基地址，所以其对应的二级页表项为210/4=256个。所以其二级页表每一项需要描述的空间大小为4KB。domain域也是用来设置访问权限的。关于访问权限下面会有单独的一节进行介绍。最低两位为0b01表示该描述符为粗表描述符。

#### 细表 ####

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 9]  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 10]  
由于细表描述符中\[31:12\]共20位为二级页表的基地址，所以对应的二级页表项为212/4=1024项。所以其每个二级页表项所要描述的空间大小为1KB。最低两位0b11表明该描述符为细表。

### 二级页表 ###

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 11]  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 12]  
与一级页表类似，二级页表也是通过最低两位来区分是大页、小页还是极小页的。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 13]

#### 大页 ####

![在这里插入图片描述][20200307153741947.jpg]  
大页描述符中存储的基地址为16位，所以它可以描述216=64KB的地址空间范围。若实现地址转换，则需要MVA提供\[15:0\]共16位最低位作为索引。

##### 粗表+大页 地址转换过程： #####

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 14]  
通过上图我们可以看到，由于粗表描述符中的二级页表的基址为22位，所以需要MVA再提供中间的8位\[19:12\]作为二级页表索引来查找二级页表描述符。如果二级页表描述符为大页的话，其对应的物理地址基地址为\[31:16\]共16位，所以其需要提供\[15:0\]位来作为索引以确定最终的物理地址。

我们可以看到，作为二级页表索引的是\[19:12\]位，作为最终物理地址索引的是\[15:0\]位。这二者之间有4位的重叠位。当MVA\[15:12\]这4位从0b0000~0b1111变化时，其对应的最终物理地址基地址是完全相同的。都是上图中的Page base address。也就是说，这些虚地址对应的二级描述符是完全相同的。也正因为如此，所以我们需要在二级页表中将这24=16项设置为一样的内容。

##### 细表 + 大页 地址转换过程： #####

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 15]  
通过上图我们可以看到，由于细表描述符中的二级页表的基址为20位，所以需要MVA再提供中间的10位\[19:10\]作为二级页表索引来查找二级页表描述符。如果二级页表描述符为大页的话，其对应的物理地址基地址为\[31:16\]共16位，所以其需要提供\[15:0\]位来作为索引以确定最终的物理地址。

我们可以看到，作为二级页表索引的是\[19:10\]位，作为最终物理地址索引的是\[15:0\]位。这二者之间有6位的重叠位。当MVA\[15:10\]这6位从0b00 0000~0b11 1111变化时，其对应的最终物理地址基地址是完全相同的。都是上图中的Page base address。也就是说，这些虚地址对应的二级描述符是完全相同的。也正因为如此，所以我们需要在二级页表中将这26=64项设置为一样的内容。

#### 小页 ####

![在这里插入图片描述][20200307154019698.jpg]  
小页描述符中存储的基地址为20位，所以它可以描述212=4KB的地址空间范围。若实现地址转换，则需要MVA提供\[11:0\]共12位最低位作为索引。

##### 粗表+小页 地址转换过程： #####

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 16]  
通过上图我们可以看到，由于粗表描述符中的二级页表的基址为22位，所以需要MVA再提供中间的8位\[19:12\]作为二级页表索引来查找二级页表描述符。如果二级页表描述符为小页的话，其对应的物理地址基地址为\[31:12\]共20位，所以其需要提供\[11:0\]位来作为索引以确定最终的物理地址。

我们可以看到，作为二级页表索引的是\[19:12\]位，作为最终物理地址索引的是\[11:0\]位。这二者之间没有重叠，所以二级页表中不存在重复项。

##### 细表+小页 地址转换过程： #####

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 17]  
通过上图我们可以看到，由于细表描述符中的二级页表的基址为20位，所以需要MVA再提供中间的8位\[19:10\]共10位作为二级页表索引来查找二级页表描述符。如果二级页表描述符为小页的话，需要提供\[11:0\]位来作为索引以确定最终的物理地址。

我们可以看到，作为二级页表索引的是\[19:10\]位，作为最终物理地址索引的是\[11:0\]位。这二者之间有两位重叠。当MVA\[11:10\]这2位从0b00~0b11变化时，其对应的最终物理地址基地址是完全相同的。都是上图中的Page base address。也就是说，这些虚地址对应的二级描述符是完全相同的。也正因为如此，所以我们需要在二级页表中将这22=4项设置为一样的内容。

#### 极小页 ####

![在这里插入图片描述][20200307163034473.jpg]  
极小页描述符中存储的基地址为22位，所以它可以描述210=1KB的地址空间范围。若实现地址转换，则需要MVA提供\[9:0\]共10位最低位作为索引。

通过本文之前的分析，我们已经知道 不存在 粗表 + 极小页 的组合形式。

##### 细表+极小页 地址转换过程： #####

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0Jha2VyVGhlR3JlYXQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 18]  
通过上图我们可以看到，由于细表描述符中的二级页表的基址为20位，所以需要MVA再提供中间的8位\[19:10\]共10位作为二级页表索引来查找二级页表描述符。如果二级页表描述符为小页的话，需要提供\[11:0\]位来作为索引以确定最终的物理地址。

我们可以看到，作为二级页表索引的是\[19:10\]位，作为最终物理地址索引的是\[9:0\]位。这二者之间没有重叠，所以二级页表中不存在重复项。

到此为止，ARM中的页表地址转换的内容已经介绍完毕了。下一篇文章我们进行MMU权限管理的介绍。在此，我们再总结一下，二级页表中没有重复项的完美组合形式为：

*  粗表 + 小页
 *  细表 + 极小页

[20200305230336296.jpg]: https://img-blog.csdnimg.cn/20200305230336296.jpg
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