MMU工作過程
大多數使用虛擬存儲器的系統都使用一種稱爲分頁（paging）。虛擬地址空間劃分成稱爲頁（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。接下來配合圖片我以一個例子說明頁與頁框之間在MMU的調度下是如何進行映射的：
在這個例子中我們有一臺可以生成16位地址的機器，它的虛擬地址範圍從0x0000~0xFFFF(64K),而這臺機器只有32K的物理地址，因此他可以運行64K的程序，但該程序不能一次性調入內存運行。這臺機器必須有一個達到可以存放64K程序的外部存儲器（例如磁盤或是FLASH）以保證程序片段在需要時可以被調用。在這個例子中，頁的大小爲4K，頁框大小與頁相同（這點是必須保證的，內存和外圍存儲器之間的傳輸總是以頁爲單位的），對應64K的虛擬地址和32K的物理存儲器，他們分別包含了16個頁和8個頁框。
我們先根據上圖解釋一下分頁後要用到的幾個術語，在上面我們已經接觸了頁和頁框，上圖中綠色部分是物理空間，其中每一格表示一個物理頁框。橘黃色部分是虛擬空間，每一格表示一個頁，它由兩部分組成，分別是Frame Index(頁框索引)和位p（present 存在位），Frame Index的意義很明顯，它指出本頁是往哪個物理頁框進行映射的，位p的意義則是指出本頁的映射是否有效，如上圖，當某個頁並沒有被映射時（或稱映射無效，Frame Index部分爲X），該位爲0，映射有效則該位爲1。
我們執行下面這些指令（本例子的指令不針對任何特定機型，都是僞指令）
例1:
MOVE REG,0 //將0號地址的值傳遞進寄存器REG.
虛擬地址0將被送往MMU,MMU看到該虛地址落在頁0範圍內（頁0範圍是0到4095），從上圖我們看到頁0所對應（映射）的頁框爲2（頁框2的地址範圍是8192到12287），因此MMU將該虛擬地址轉化爲物理地址8192，並把地址8192送到地址總線上。內存對MMU的映射一無所知，它只看到一個對地址8192的讀請求並執行它。MMU從而把0到4096的虛擬地址映射到8192到12287的物理地址。
例2：
MOVE REG,8192
被轉換爲
MOVE REG,24576
因爲虛擬地址8192在頁2中，而頁2被映射到頁框6（物理地址從24576到28671）
例3：
MOVE REG,20500
被轉換爲
MOVE REG,12308
虛擬地址20500在虛頁5（虛擬地址範圍是20480到24575）距開頭20個字節處，虛頁5映射到頁框3（頁框3的地址範圍是 12288到16383），於是被映射到物理地址12288+20=12308。
通過適當的設置MMU，可以把16個虛頁隱射到8個頁框中的任何一個，但是這個方法並沒有有效的解決虛擬地址空間比物理地址空間大的問題。從上圖中我們可以看到，我們只有8個頁框（物理地址），但我們有16個頁（虛擬地址），所以我們只能把16個頁中的8個進行有效的映射。我們看看例4會發生什麼情況
MOV REG,32780
虛擬地址32780落在頁8的範圍內，從上圖總我們看到頁8沒有被有效的進行映射（該頁被打上X），這是又會發生什麼？MMU注意到這個頁沒有被映射，於是通知CPU發生一個缺頁故障（page fault）.這種情況下操作系統必須處理這個頁故障，它必須從8個物理頁框中找到1個當前很少被使用的頁框並把該頁框的內容寫入外圍存儲器（這個動作被稱爲page copy），隨後把需要引用的頁（例4中是頁8）映射到剛纔釋放的頁框中（這個動作稱爲修改映射關係），然後從新執行產生故障的指令（MOV REG,32780）。假設操作系統決定釋放頁框1，那麼它將把虛頁8裝入物理地址的4-8K,並做兩處修改：首先把標記虛頁1未被映射（原來虛頁1是被影射到頁框1的），以使以後任何對虛擬地址4K到8K的訪問都引起頁故障而使操作系統做出適當的動作（這個動作正是我們現在在討論的），其次他把虛頁8對應的頁框號由X變爲1，因此重新執行MOV
REG,32780時，MMU將把32780映射爲4108。
我們大致瞭解了MMU在我們的機器中扮演了什麼角色以及它基本的工作內容是什麼，下面我們將舉例子說明它究竟是如何工作的（注意，本例中的MMU並無針對某種特定的機型，它是所有MMU工作的一個抽象）。
首先明確一點，MMU的主要工作只有一個，就是把虛擬地址映射到物理地址。
我們已經知道，大多數使用虛擬存儲器的系統都使用一種稱爲分頁（paging）的技術，就象我們剛纔所舉的例子，虛擬地址空間被分成大小相同的一組頁，每個頁有一個用來標示它的頁號（這個頁號一般是它在該組中的索引，這點和C/C++中的數組相似）。在上面的例子中0~4K的頁號爲0，4~8K的頁號爲1，8~12K的頁號爲2，以此類推。而虛擬地址（注意：是一個確定的地址，不是一個空間）被MMU分爲2個部分，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）. 。我們還是以剛纔那個16位機器結合下圖進行一個實例說明，該實例中，虛擬地址8196被送進MMU,MMU把它映射成物理地址。16位的CPU總共能產生的地址範圍是0~64K,按每頁4K的大小計算，該空間必須被分成16個頁。而我們的虛擬地址第一部分所能夠表達的範圍也必須等於16（這樣才能索引到該頁組中的每一個頁）,也就是說這個部分至少需要4個bit。一個頁的大小是4K(4096),也就是說偏移部分必須使用12個bit來表示(2^12=4096，這樣才能訪問到一個頁中的所有地址),8196的二進制碼如下圖所示：
該地址的頁號索引爲0010（二進制碼），既索引的頁爲頁2，第二部分爲000000000100（二進制），偏移量爲4。頁2中的頁框號爲6（頁2映射在頁框6，見上圖），我們看到頁框6的物理地址是24~28K。於是MMU計算出虛擬地址8196應該被映射成物理地址24580（頁框首地址+偏移量=24576+4=24580）。同樣的，若我們對虛擬地址1026進行讀取，1026的二進制碼爲0000010000000010，page index="0000"=0,offset=010000000010=1026。頁號爲0，該頁映射的頁框號爲2，頁框2的物理地址範圍是8192~12287，故MMU將虛擬地址1026映射爲物理地址9218（頁框首地址+偏移量=8192+1026=9218）。以上就是MMU的工作過程。
三、S3C24XX的MMU工作過程
下面我們針對s3c2410的MMU(注1)進行講解。
S3c2410總共有4種內存映射方式，分別是：
1．Fault (無映射)
2．Coarse Page (粗表)
3．Section (段)
4．Fine Page (細表)
我們以Section(段)進行說明。
ARM920T是一個32bit的CPU,它的虛擬地址空間爲2^32=4G。而在Section模式，這4G的虛擬空間被分成一個一個稱爲段（Section）的單位(與我們上面講的頁在本質上其實是一致的),每個段的長度是1M (而我們之前所使用的頁的長度是4K)。4G的虛擬內存總共可以被分成4096個段（1M*4096=4G）,因此我們必須用4096個描述符來對這組段進行描述，每個描述符佔用4個Byte,故這組描述符的大小爲16KB (4byte*4096),這4096個描述符構爲一個表格，我們稱其爲Tralaton
Table.
上圖是描述符的結構
Section base address:段基地址（相當於頁框號首地址）
AP: 訪問控制位Access Permission
Domain: 訪問控制寄存器的索引。Domain與AP配合使用，對訪問權限進行檢查
C:當C被置1時爲write-through (WT)模式
B: 當B被置1時爲write-back (WB)模式（C,B兩個位在同一時刻只能有一個被置1）
下面是s3c2410內存映射後的一個示意圖：
我的s3c2410上配置的SDRSAM大小爲64M,該SDRAM的物理地址範圍是0x3000 0000~0x33FF FFFF(屬於Bank 6)，由於1個Section的大小是1M,所以該物理空間可以被分成64個物理段(頁框).
在Section模式下，送進MMU的虛擬地址(注1)被分爲兩部分（這點和我們上面舉的例子是一樣的），這兩部分爲 Descriptor Index(相當於上面例子的Page Index)和 Offset,descript index長度爲12bit(2^12=4096,從這個關係式你能看出什麼？：) )，Offset長度爲20bit（2^20=1M，你又能看出什麼？：)）.觀察一下一個描述符（Descriptor）中的Section Base Address部分，它長度爲12 bit，裏面的值是該虛擬段（頁）映射成的物理段（頁框）的物理地址前12bit，由於每一個物理段的長度都是1M，所以物理段首地址的後20bit總是爲0x00000(每個Section都是以1M對齊)，確定一個物理地址的方法是
物理頁框基地址+虛擬地址中的偏移部分=Section Base Address<<20+Offset ,呵呵，可能你有點糊塗了，還是舉一個實際例子說明吧。
假設現在執行指令MOV REG, 0x30000012，虛擬地址的二進制碼爲00110000 00000000 00000000 00010010，前12位是Descriptor Index= 00110000 0000=768,故在Translation Table裏面找到第768號描述符，該描述的Section Base Address="0x0300",也就是說描述符所描述的虛擬段（頁）所映射的物理段（頁框）的首地址爲0x3000 0000（物理段（頁框）的基地址=Section Base
Address左移20bit=0x0300<<20=0x3000 0000），而Offset=000000 00000000 00010010=0x12,故虛擬地址0x30000012映射成的物理地址=0x3000 0000+0x12=0x3000 0012（物理頁框基地址+虛擬地址中的偏移）。你可能會問怎麼這個虛擬地址和映射後的物理地址一樣？這是由我們定義的映射規則所決定的。在這個例子中我們定義的映射規則是把虛擬地址映射成和他相等的物理地址。我們這樣書寫映射關係的代碼：
void mem_mapping_linear(void)
{
unsigned long descriptor_index, section_base, sdram_base, sdram_size;
sdram_base=0x30000000;
sdram_size=0x 4000000;
for (section _base= sdram_base,descriptor_index = section _base>>20;
section _base < sdram_base+ sdram_size;
descriptor_index+=1;section _base +=0x100000)
{
*(mmu_tlb_base + (descriptor_index)) = (section _base>>20) | MMU_OTHER_SECDESC;
}
}
上面的這段段代碼把虛擬空間0x3000 0000~0x33FF FFFF映射到物理空間0x3000 0000~0x33FF FFFF，由於虛擬空間與物理空間空間相吻合，所以虛擬地址與他們各自對應的物理地址在值上是一致的。當初始完Translation Table之後，記得要把Translation Table的首地址(第0號描述符的地址)加載進協處理器CP15的Control Register2(2號控制寄存器)中,該控制寄存器的名稱叫做Translation table base (TTB) register。
以上討論的是descriptor中的Section Base Address以及虛擬地址和物理地址的映射關係,然而MMU還有一個重要的功能，那就是訪問控制機制(Access Permission )。簡單說訪問控制機制就是CPU通過某種方法判斷當前程序對內存的訪問是否合法（是否有權限對該內存進行訪問），如果當前的程序並沒有權限對即將訪問的內存區域進行操作，則CPU將引發一個異常，s3c2410稱該異常爲Permission fault，x86架構則把這種異常稱之爲通用保護異常（General Protection），什麼情況會引起Permission
fault呢？比如處於User級別的程序要對一個System級別的內存區域進行寫操作，這種操作是越權的，應該引起一個Permission fault，搞過x86架構的朋友應該聽過保護模式（Protection Mode）,保護模式就是基於這種思想進行工作的，於是我們也可以這麼說：s3c2410的訪問控制機制其實就是一種保護機制。那s3c2410的訪問控制機制到底是由什麼元素去參與完成的呢？它們間是怎麼協調工作的呢？這些元素總共有：
1．協處理器CP15中Control Register3：DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER
2．段描述符中的AP位和Domain位
3．協處理器CP15中Control Register1(控制寄存器1)中的S bit和R bit
4．協處理器CP15中Control Register5(控制寄存器5)
5．協處理器CP15中Control Register6(控制寄存器6)
DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER 是訪問控制寄存器，該寄存器有效位爲32，被分成16個區域，每個區域由兩個位組成，他們說明了當前內存的訪問權限檢查的級別，如下圖所示：
每區域可以填寫的值有4個，分別爲00,01,10,11(二進制)，他們的意義如下所示：
00：當前級別下，該內存區域不允許被訪問，任何的訪問都會引起一個domain fault
01：當前級別下，該內存區域的訪問必須配合該內存區域的段描述符中AP位進行權檢查
10：保留狀態（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，對該內存區域的訪問都不進行權限檢查。
我們再來看看discriptor中的Domain區域，該區域總共有4個bit,裏面的值是對DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中16個區域的索引.而AP位配合S bit和A bit對當前描述符描述的內存區域被訪問權限的說明,他們的配合關係如下圖所示:
AP位也是有四個值,我結合實例對其進行說明.
在下面的例子中，我們的DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER都被初始化成0xFFFF BDCF,如下圖所示：
例1：
Discriptor 中的domain=4,AP=10(這種情況下S bit ,A bit 被忽略)
假設現在我要對該描述符描述的內存區域進行訪問：
由於domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，系統會對該訪問進行訪問權限的檢查。
假設當前CPU處於Supervisor模式下，則程序可以對該描述符描述的內存區域進行讀寫操作。
假設當前CPU處於User模式下，則程序可以對該描述符描述的內存進行讀訪問，若對其進行寫操作則引起一個permission fault.
例2：
Discriptor 中的domain=0,AP=10(這種情況下S bit ,A bit 被忽略)
domain=0,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 0的值是11，系統對任何內存區域的訪問都不進行訪問權限的檢查。
由於統對任何內存區域的訪問都不進行訪問權限的檢查，所以無論CPU處於合種模式下（Supervisor模式或是User模式），程序對該描述符描述的內存都可以順利地進行讀寫操作
例3：Discriptor 中的domain=4,AP=11(這種情況下S bit ,A bit 被忽略)
由於domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，系統會對該訪問進行訪問權限的檢查。
由於AP=11，所以無論CPU處於合種模式下（Supervisor模式或是User模式），程序對該描述符描述的內存都可以順利地進行讀寫操作
例4：
Discriptor 中的domain=4,AP=00, S bit="0",A bit="0"
由於domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，系統會對該訪問進行訪問權限的檢查。
由於AP=00，S bit="0",A bit="0",所以無論CPU處於合種模式下（Supervisor模式或是User模式），程序對該描述符描述的內存都只能進行讀操作，否則引起permission fault.
通過以上4個例子我們得出兩個結論：
1．對某個內存區域的訪問是否需要進行權限檢查是由該內存區域的描述符中的Domain域決定的。
2．某個內存區域的訪問權限是由該內存區域的描述符中的AP位和協處理器CP15中Control Register1(控制寄存器1)中的S bit和R bit所決定的
