MMU內存管理單元介紹

前言

　　本篇文章簡要闡述MMU的概念，以及以段地址的轉換過程爲例，簡單說明MMU將虛擬地址轉換成物理地址的過程。更多詳細內容請查看《ARM-MMU(中文手冊).pdf》。

1、MMU概述

　　在ARM存儲系統中，使用MMU實現虛擬地址到實際物理地址的映射。爲何要實現這種映射？
　　首先就要從一個嵌入式系統的基本構成和運行方式着手。系統上電時，處理器的程序指針從0x0（或者是由0Xffff_0000處高端啓動）處啓動，順序執行程序，在程序指針（PC）啓動地址，屬於非易失性存儲器空間範圍，如ROM、FLASH等。然而與上百兆的嵌入式處理器相比，FLASH、ROM等存儲器響應速度慢，已成爲提高系統性能的一個瓶頸。而SDRAM具有很高的響應速度，爲何不使用SDRAM來執行程序呢？爲了提高系統整體速度，可以這樣設想，利用FLASH、ROM對系統進行配置，把真正的應用程序下載到SDRAM中運行，這樣就可以提高系統的性能。然而這種想法又遇到了另外一個問題，當ARM處理器響應異常事件時，程序指針將要跳轉到一個確定的位置，假設發生了IRQ中斷，PC將指向0x18(如果爲高端啓動，則相應指向0vxffff_0018處)，而此時0x18處仍爲非易失性存儲器所佔據的位置，則程序的執行還是有一部分要在FLASH或者ROM中來執行的。那麼我們可不可以使程序完全都SDRAM中運行那？答案是肯定的，這就引入了MMU，利用MMU，可把SDRAM的地址完全映射到0x0起始的一片連續地址空間，而把原來佔據這片空間的FLASH或者ROM映射到其它不相沖突的存儲空間位置。例如，FLASH的地址從0x0000_0000－0x00ff_ffff,而SDRAM的地址範圍是0x3000_0000－0x31ff_ffff，則可把SDRAM地址映射爲0x0000_0000－0x1fff_ffff而FLASH的地址可以映射到0x9000_0000－0x90ff_ffff（此處地址空間爲空閒，未被佔用）。映射完成後，如果處理器發生異常，假設依然爲IRQ中斷，PC指針指向0x18處的地址，而這個時候PC實際上是從位於物理地址的0x3000_0018處讀取指令。通過MMU的映射，則可實現程序完全運行在SDRAM之中。
　　在實際的應用中，可能會把兩片不連續的物理地址空間分配給SDRAM。而在操作系統中，習慣於把SDRAM的空間連續起來，方便內存管理，且應用程序申請大塊的內存時，操作系統內核也可方便地分配。通過MMU可實現不連續的物理地址空間映射爲連續的虛擬地址空間。
　　操作系統內核或者一些比較關鍵的代碼，一般是不希望被用戶應用程序所訪問的。通過MMU可以控制地址空間的訪問權限，從而保護這些代碼不被破壞。

2、MMU地址映射的實現

　　MMU的實現過程，實際上就是一個查表映射的過程。建立頁表（translate table）是實現MMU功能不可缺少的一步。頁表是位於系統的內存中，頁表的每一項對應於一個虛擬地址到物理地址的映射。每一項的長度即是一個字的長度（在ARM中，一個字的長度被定義爲4字節）。頁表項除完成虛擬地址到物理地址的映射功能之外，還定義了訪問權限和緩衝特性等。

2.1 映射存儲塊的分類　

　　MMU 支持基於節或頁的存儲器訪問， MMU 可以用下面四種大小進行映射：
　　節 （ Section ） 構成 1MB 的存儲器塊。
　　微頁 （ Tiny page ） 構成 1KB 的存儲器塊。
　　小頁 （ Small page ） 構成 4KB 的存儲器塊。
　　大頁 （ Large page ） 構成 64KB 的存儲器塊。
　　其中對於節映射使用一級轉換表就可以了，而對於微頁、小頁、大頁則需要使用兩級轉換表。

2.2 轉換過程　

　　要知道虛擬內存機制必須瞭解ARM9中的3種地址：VA（虛地址），MVA（修正後虛地址），PA（物理地址）
　　1）VA，是程序中的邏輯地址，0x00000000~0xFFFFFFFF。
　　2）MVA，是修改後的虛擬地址。在ARM9裏面，如果VA<32M，利用進程標識號PID轉換得到MVA。過程如下：

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

　　只是上面的過程是由硬件實現的。這樣爲VA進行了一級映射，爲什麼呢？在linux系統裏，每個進程的地址空間0-4G，0-3G是進程獨有的，稱爲用戶空間，3G-4G是系統的，稱爲內核空間，所有進程共享。如果兩個進程所用的VA有重疊，在切換進程時，爲了把重疊的VA映射到不同的PA上，需要重建頁表、使無效caches和TLBS。使用了MVA，使進程在VA相同的情況下，使用不同的MVA，進而PA也不同。這就是在VA與PA之間加上一次到MVA的映射的意義。
　　3）PA，物理地址，MVA通過MMU轉換後的地址。

　　
　　一級頁表使用 4096 個描述符來表示 4GB 空間，每個描述符對應 1MB 的虛擬地址，存儲它對應的 1MB 物理空間的起始地址，或者存儲下一級頁表的地址。每個描述符佔 4 個字節，格式如下：

　　
　　使用 MVA[31:20]來索引一級頁表（20-31 一共 12 位，2^12=4096，所以是4096 個描述符）。其中段地址的轉換流程如下圖所示：

　　①頁表基址寄存器位[31:14]和 MVA[31:20]組成一個低兩位爲 0 的 32 位地址， MMU 利用這個地址找到段描述符。
　　②取出段描述符的位[31:20]（段基址，section base address），它和 MVA[19:0]組成一個 32 位的物理地址（這就是 MVA 對應的 PA）

2.3 TLB

　　從MVA 到 PA 的轉換需要訪問多次內存，大大降低了 CPU 的性能，有沒有辦法改進呢？
　　程序執行過程中，用到的指令和數據的地址往往集中在一個很小的範圍內，其中的地址、數據經常使用，這是程序訪問的局部性。由此，通過使用一個高速、容量相對較小的存儲器來存儲近期用到的頁表條目（段、大頁、小頁、極小頁描述符），避免每次地址轉換都到主存中查找，這樣就大幅提高性能。這個存儲器用來幫助快速地進行地址轉換，成爲轉譯查找緩存（Translation Lookaside Buffers， TLB）。
　　當 CPU 發出一個虛擬地址時，MMU 首先訪問 TLB。如果 TLB 中含有能轉換這個虛擬地址的描述符，則直接利用此描述符進行地址轉換和權限檢查，否則 MMU 訪問頁表找到描述符後再進行地址轉換和權限檢查，並將這個描述符填入TLB 中，下次再使用這個虛擬地址時就直接使用 TLB 用的描述符。
　　若轉換成功，則稱爲”命中”。Linux 系統中，目前的”命中”率高達 90%以上，使分頁機制帶來的性能損失降低到了可接收的程度。若在 TLB 中進行查錶轉換失敗，則退縮爲一般的地址變換，概率小於 10%。