学习了S3C2440内存管理单元MMU，主要参考了《嵌入式Linux应用开发完全手册》 （下载见http://www.linuxidc.com/Linux/2011-01/31114.htm）。有两篇文章也说得很详细，分别是http://www.linuxidc.com/Linux/2011-09/43526.htm 与http://www.linuxidc.com/Linux/2011-09/43525.htm感兴趣的可以参考一下，我就不重复内容了。但是它们在MMU地址变换过程这一块说得不太好理解。在此，我就按照我的理解将《嵌入式Linux应用开发完全手册》的相关内容解释一下，图片加点注释。如有错误，请大家不吝赐教，我一定马上改，谢谢。
S3C2440 MMU地址变换过程 1）地址的分类 ARM cpu地址转换涉及三种地址：虚拟地址（VA，Virtual Address）、变换后的虚拟地址（MVA，Modified Virtual Address）、物理地址（PA，Physical Address） 没有启动MMU时，CPU核心，cache，MMU，外设等所有部件使用的都是物理地址。 启动MMU后，CPU核心对外发出虚拟地址VA；VA被转换为MVA供cache、MMU使用，在这里MVA被转换成PA；最后使用PA读取实际设备  1、CPU核心看到和用到的只是虚拟地址VA，至于VA如果去对应物理地址PA，CPU核心不理会 2、caches和MMU看不到VA，他们利用MVA转换得到PA 3、实际设备看不到VA、MVA，读写它们使用的是物理地址PA  MVA是除CPU核心外的其他部分看到的虚拟地址，VA与MVA的变化关系如下： if (VA  < 32M) then         MVA = VA | (PID <<25) else         MVA = VA 其中PID为进程标识号（通过读CP15的C13获得）。
使用MVA，而不使用VA的目的是：当有重叠的VA时，转换后的MVA地址并不重叠，减小转换为PA的代价 比如两个进程1、2，VA都是0-（32M-1），则MVA分别为0x02000000-0x03ffffff，0x04000000-0x05ffffff。 下文说到虚拟地址，如果没有特别指出，就是指MVA 2）虚拟地址到物理地址的转换过程 arm cpu使用页表来进行转换。页表由一个个描述符（每个4字节，32位）组成，每个描述符存储一段虚拟地址对应的物理地址及访问权限，或者下一级页表的地址 S3C2440可以以段（Section）的方式或页（Page）的方式进行转换。其中以段的方式进行转换时只用到一级页表，以页的方式进行转换时需用到两级页表：二级页表可分为粗页表、细页表；二级页表的映射按大小可映射大页（Large page 64KB）、小页（Small page 4KB）、极小页（Tiny page 1KB）。 下图为S3C2440的地址转换图（自己加了些东西，若有误，请指正，感激不尽）

需要注意的是： 1、粗页表只能映射大页和小页，细页表可以映射大页、小页和极小页。 2、TTBbase代表一级页表的地址，它由协处理器CP15的寄存器C2（称为页表基址寄存器）和MVA拼合生成。页表基址寄存器的地址必须16K对齐（ [31:14]位存储页表基址，[13:0]为0）。 页表基址寄存器结构如下

3、一级页表使用4096个描述符来表示4GB空间。每个描述符存储它对应的1MB的物理空间的起始地址（段），或者下一级页表的地址。 概括的说一下MMU寻址的主要过程 首先由页表基址寄存器的[31:14]位和MVA的[31:20]位拼合成一个低两位为0的32位地址，MMU根据此地址在一级页表查询。接下来根据转换方式不同后续步骤有所不同。 若以段的方式转换， MMU在一级页表查询到段描述符。将段描述符的 [31:20]位（段基址），和MVA的[19:0]位组成一个32位的物理地址即MVA对应的PA。 若以页的方式（假设二级页表为粗页表，储存的是大页描述符）转换，MMU在一级页表查询到粗页表描述符。取出粗页表描述符的[31:10]（即粗页表基址）位，和MVA的[19:12]位组成一个低两位为0的32位物理地址，通过这个地址在二级页表找到大页描述符。取出大页描述符的[31:16]（即大页基址）位，和MVA[15:0]位组成一个32位的物理地址，即MVA对应的PA（其他形式只是拼接的位数略有不同、将在下面详细介绍）。 下面详细介绍下各级页表描述符的格式
一级页表描述符
最低两位： 0b00：无效 0b01：粗页表（Coarse page table） [31:10]为粗页表基址，此描述符低10位填充0后就是一个二级页表的物理地址，二级页表含256个条目（使用[9:2]，2^8=256个），称为粗页表（Coarse page table）。其中每个条目表示4KB大小的物理地址空间，一个粗页表表示1MB物理地址 0b10：段（Section） [31:20]为段基址，此描述符低20位填充0后就是一块1MB物理地址空间的起始地址。MVA[19:0]，用来在这1MB空间中寻址。描述符的位[31:20]和MVA[19:0]构成了这个虚拟地址MVA对应的物理地址 以段的方式进行映射时，虚拟地址MVA到物理地址PA的转换过程如下： 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），它和MVA[19:0]组成一个32位的物理地址（这就是MVA对应的PA） 0b11：细页表（Fine page table） [31:12]为细页表基址（Fine page table base address），此描述符的低12位填充0后，就是一个二级页表的物理地址。此二级页表含1024个条目（使用[11:2]，10位），其中每个条目表示大小1kb的物理地址空间，一个细页表表示1MB物理地址空间
二级页表描述符 最低两位： 0b00：无效
0b01：大页描述符 位[31:16]为大页基址，此描述符的低16位填充0后就是一块64KB物理地址空间的起始地址粗页表中的每个条目只能表示4KB物理空间，如果大页描述符保存在粗页表中，则连续16个条目都保存同一个大页描述符。类似的，细页表中每个条目只能表示1KB的物理空间，如果大页描述符保存在细页表中，则连续64个条目都保存同一个大页描述符。 下面以保存在粗页表中的大页描述符为例，说明地址转化那过程 1、页表基址寄存器[31:14]和MVA[31:20]组成一个低两位为0的32位地址，MMU利用这个地址找到粗页表描述符 2、取出粗页表描述符的[31:10]（即粗页表基址），它和MVA[19:12]组成一个低两位为0的32位物理地址，通过这个地址找到大页描述符 3、取出大页描述符的[31:16]（即大页基址），它和MVA[15:0]组成一个32位的物理地址，即MVA对应的PA 步骤2和3中，用于在粗页表中索引的MVA[19:12]、用于在大页内寻址的MVA[15:0]有重合的位[15:12]，当位[15:12]从0b0000变化到0b1111时，步骤2得到的大页描述符相同，所以粗页表中有连续16个条目保存同一个大页描述符
0b10：小页描述符 [31:12]为小页基址（Small page base address），此描述符的低12位填充0后就是一块4kb（[11:0]，一共12位,2^12=4096）物理地址空间的起始地址。粗页表中每个条目表示4kb的物理空间，如果小页描述符保存在粗页表中，则只需要用一个条目来保存一个小页描述符。类似的，细页表中每个条目只能表示1kb的物理空间，如果小页保存在细页表中，则连续4个条目都保存同一个小页描述符。 下面以保存在粗页表中的小页描述符为例，说明地址转换过程： 1、页表基址[31:14]和MVA[31:20]组成一个低两位为0的32位地址，MMU利用这个地址找到粗页表描述符 2、取出粗页表描述符[31:10]（即粗页表基址），它和MVA[19:12]组成一个低两位为0的32位物理地址，用这个地址找到小页描述符 3、取出小页描述符的位[31:12]（即小页基址），它和MVA[11:0]组成一个32位物理地址（即MVA对应的PA） 小页描述符保存在细页表中，地址转换过程和上面类似。 0b11：极小页描述符 [31:10]为极小页基址（Tiny page base address），此描述符的低10位填充0后就是一块1KB物理地址空间的起始地址。极小页描述符只能保存在细页表中，用一个条目来保存一耳光极小页描述符 下面是极小页的地址转换过程： 1、页表基址寄存器[31:14]和MVA[31:20]组成一个低两位为0的32位地址，MMU通过这个地址找到细页表描述符 2、取出细页表描述符[31:12]（即细页表基址），它和MVA[19:10]组成一个低两位为0的32位物理地址，通过这个地址即可找到极小页描述符 3、取出极小页描述符[31:10]（即极小页基址），它和MVA[9:0]组成一个32位的物理地址（即MVA对应的PA）