本篇文章简要阐述MMU的概念，以及以段地址的转换过程为例，简单说明MMU将虚拟地址转换成物理地址的过程。更多详细内容请查看《ARM-MMU(中文手册).pdf》。

1、MMU概述

在ARM存储系统中，使用MMU实现虚拟地址到实际物理地址的映射。为何要实现这种映射？

首先就要从一个嵌入式系统的基本构成和运行方式着手。系统上电时，处理器的程序指针从0x0（或者是由0Xffff_0000处高端启动）处启动，顺序执行程序，在程序指针（PC）启动地址，属于非易失性存储器空间范围，如ROM、FLASH等。然而与上百兆的嵌入式处理器相比，FLASH、ROM等存储器响应速度慢，已成为提高系统性能的一个瓶颈。而SDRAM具有很高的响应速度，为何不使用SDRAM来执行程序呢？为了提高系统整体速度，可以这样设想，利用FLASH、ROM对系统进行配置，把真正的应用程序下载到SDRAM中运行，这样就可以提高系统的性能。然而这种想法又遇到了另外一个问题，当ARM处理器响应异常事件时，程序指针将要跳转到一个确定的位置，假设发生了IRQ中断，PC将指向0x18(如果为高端启动，则相应指向0vxffff_0018处)，而此时0x18处仍为非易失性存储器所占据的位置，则程序的执行还是有一部分要在FLASH或者ROM中来执行的。那么我们可不可以使程序完全都SDRAM中运行那？答案是肯定的，这就引入了MMU，利用MMU，可把SDRAM的地址完全映射到0x0起始的一片连续地址空间，而把原来占据这片空间的FLASH或者ROM映射到其它不相冲突的存储空间位置。例如，FLASH的地址从0x0000_0000－0x00ff_ffff,而SDRAM的地址范围是0x3000_0000－0x31ff_ffff，则可把SDRAM地址映射为0x0000_0000－0x1fff_ffff而FLASH的地址可以映射到0x9000_0000－0x90ff_ffff（此处地址空间为空闲，未被占用）。映射完成后，如果处理器发生异常，假设依然为IRQ中断，PC指针指向0x18处的地址，而这个时候PC实际上是从位于物理地址的0x3000_0018处读取指令。通过MMU的映射，则可实现程序完全运行在SDRAM之中。

在实际的应用中，可能会把两片不连续的物理地址空间分配给SDRAM。而在操作系统中，习惯于把SDRAM的空间连续起来，方便内存管理，且应用程序申请大块的内存时，操作系统内核也可方便地分配。通过MMU可实现不连续的物理地址空间映射为连续的虚拟地址空间。

操作系统内核或者一些比较关键的代码，一般是不希望被用户应用程序所访问的。通过MMU可以控制地址空间的访问权限，从而保护这些代码不被破坏。

2、MMU地址映射的实现

MMU的实现过程，实际上就是一个查表映射的过程。建立页表（translate table）是实现MMU功能不可缺少的一步。页表是位于系统的内存中，页表的每一项对应于一个虚拟地址到物理地址的映射。每一项的长度即是一个字的长度（在ARM中，一个字的长度被定义为4字节）。页表项除完成虚拟地址到物理地址的映射功能之外，还定义了访问权限和缓冲特性等。

2.1 映射存储块的分类

MMU 支持基于节或页的存储器访问， MMU 可以用下面四种大小进行映射：

节 （ Section ） 构成 1MB 的存储器块。

微页 （ Tiny page ） 构成 1KB 的存储器块。

小页 （ Small page ） 构成 4KB 的存储器块。

大页 （ Large page ） 构成 64KB 的存储器块。

其中对于节映射使用一级转换表就可以了，而对于微页、小页、大页则需要使用两级转换表。

2.2 转换过程

要知道虚拟内存机制必须了解ARM9中的3种地址：VA（虚地址），MVA（修正后虚地址），PA（物理地址）

1）VA，是程序中的逻辑地址，0x00000000~0xFFFFFFFF。

2）MVA，是修改后的虚拟地址。在ARM9里面，如果VA<32M，利用进程标识号PID转换得到MVA。过程如下：

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

只是上面的过程是由硬件实现的。这样为VA进行了一级映射，为什么呢？在linux系统里，每个进程的地址空间0-4G，0-3G是进程独有的，称为用户空间，3G-4G是系统的，称为内核空间，所有进程共享。如果两个进程所用的VA有重叠，在切换进程时，为了把重叠的VA映射到不同的PA上，需要重建页表、使无效caches和TLBS。使用了MVA，使进程在VA相同的情况下，使用不同的MVA，进而PA也不同。这就是在VA与PA之间加上一次到MVA的映射的意义。

3）PA，物理地址，MVA通过MMU转换后的地址。

一级页表使用 4096 个描述符来表示 4GB 空间，每个描述符对应 1MB 的虚拟地址，存储它对应的 1MB 物理空间的起始地址，或者存储下一级页表的地址。每个描述符占 4 个字节，格式如下：

使用 MVA[31:20]来索引一级页表（20-31 一共 12 位，2^12=4096，所以是4096 个描述符）。其中段地址的转换流程如下图所示：

①页表基址寄存器位[31:14]和 MVA[31:20]组成一个低两位为 0 的 32 位地址， MMU 利用这个地址找到段描述符。

②取出段描述符的位[31:20]（段基址，section base address），它和 MVA[19:0]组成一个 32 位的物理地址（这就是 MVA 对应的 PA）

2.3 TLB

从MVA 到 PA 的转换需要访问多次内存，大大降低了 CPU 的性能，有没有办法改进呢？

程序执行过程中，用到的指令和数据的地址往往集中在一个很小的范围内，其中的地址、数据经常使用，这是程序访问的局部性。由此，通过使用一个高速、容量相对较小的存储器来存储近期用到的页表条目（段、大页、小页、极小页描述符），避免每次地址转换都到主存中查找，这样就大幅提高性能。这个存储器用来帮助快速地进行地址转换，成为转译查找缓存（Translation Lookaside Buffers， TLB）。

当 CPU 发出一个虚拟地址时，MMU 首先访问 TLB。如果 TLB 中含有能转换这个虚拟地址的描述符，则直接利用此描述符进行地址转换和权限检查，否则 MMU 访问页表找到描述符后再进行地址转换和权限检查，并将这个描述符填入TLB 中，下次再使用这个虚拟地址时就直接使用 TLB 用的描述符。

若转换成功，则称为”命中”。Linux 系统中，目前的”命中”率高达 90%以上，使分页机制带来的性能损失降低到了可接收的程度。若在 TLB 中进行查表转换失败，则退缩为一般的地址变换，概率小于 10%。

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