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本文转自：http://hi.baidu.com/laoyoujinew/blog/item/7c922fee43a2e502fcfa3c47.html
嵌入式Linux学习笔记（四）-内存管理单元mmu
一、内存管理单元MMU介绍内存管理单元简称MMU，它负责虚拟地址到物理地址的映射，并提供硬件机制的内存访问权限检查。MMU使得每个用户进程拥有自己独立的地址空间，并通过内存访问权限的检查保护每个进程所用的内存不被其他进程破坏。
重点就在于地址映射：页表的结构与建立、映射的过程。
1、S3C2440 MMU地址变换过程
1）地址的分类
一个程序在运行之前，没有必要全部装入内存，仅需要将那些要运行的部分先装入内存，其余部分在用到时从磁盘载入，当内存不足时，再将暂时不用的部分调出到磁盘。
这使得大程序可以在较小的内存空间中运行，也使得内存中可以同时装入更多的程序并发执行，这样的存储器一般称为虚拟存储器。
虚拟地址最终需要转换为物理地址才能读写实际的数据，通过将虚拟地址空间和物理空间划分为同样大小的空间（段或页），然后两个空间建立映射关系。
由于虚拟地址空间远大于物理地址，可能多块虚拟地址空间映射到同一块物理地址空间，或者有些虚拟地址空间没有映射到具体的物理地址空间上去（使用到时再映射）。
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
①CPU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
②caches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
如果VA<32M，需要使用进程标识号PID（通过读CP15的C13获得）来转换为MVA
if (VA < 32M) then
MVA = VA | (PID << 25)
else
MVA = VA
使用MVA，而不使用VA的目的是，当有重叠的VA时，转换为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，页表由一个个条目组成，每个条目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最多会用到两级页表，以段（Section，1M）的方式进行转换时只用到一级页表，以页（Page）的方式进行转换时用到两级页表。
页的大小有3种：大页（64KB），小页（4KB），极小页（1KB）。条目也称为描述符，有：段描述符、大页描述符、小页描述符、极小页描述符-保存段、大页、小页、极小页的起始物理地址；粗页表描述符、细页表描述符，它们保存二级页表的物理地址。
下图为S3C2440的地址转换图
TTB base代表一级页表的地址，将它写入协处理器CP15的寄存器C2（称为页表基址寄存器）即可，一级页表的地址是16K对齐，使用[31:14]存储页表基址，[13:0]为0
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。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），得到一个描述符，每个描述符占4个字节。
一级页表描述符格式如下：
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）
段地址转换过程
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
以大页（64KB），小页（4KB）或极小页（1KB）进行地址映射时，需要用到二级页表，二级页表有粗页表、细页表两种，二级页表描述符格式如下：
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
大页的地址转换过程（大页描述符保存在粗页表中）
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。
小页的地址转换过程（小页描述符保存在粗页表中）
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）
极小页的地址转换过程（极小页描述符保存在粗页表中）
从段、大页、小页、极小页的地址转换过程可知
①以段进行映射时，通过MVA[31:20]结合页表得到一段（1MB）的起始物理地址，MVA[19:0]用来在段中寻址
②以大页进行映射时，通过MVA[31:16]结合页表得到一个大页（64KB）的起始物理地址，MVA[15:0]用来在小页中寻址
③以小页进行映射时，通过MVA[31:12]结合页表得到一个小页（4KB）的起始物理地址，MVA[11:0]用来在小页中寻址
④以极小页进行映射时，通过MVA[31:10]结合页表得到一个极小页（1KB）的起始物理地址，MVA[9:0]用来在极小页中寻址
一、内存管理单元MMU介绍内存管理单元简称MMU，它负责虚拟地址到物理地址的映射，并提供硬件机制的内存访问权限检查。MMU使得每个用户进程拥有自己独立的地址空间，并通过内存访问权限的检查保护每个进程所用的内存不被其他进程破坏。
重点就在于地址映射：页表的结构与建立、映射的过程。
1、S3C2440 MMU地址变换过程
1）地址的分类
一个程序在运行之前，没有必要全部装入内存，仅需要将那些要运行的部分先装入内存，其余部分在用到时从磁盘载入，当内存不足时，再将暂时不用的部分调出到磁盘。
这使得大程序可以在较小的内存空间中运行，也使得内存中可以同时装入更多的程序并发执行，这样的存储器一般称为虚拟存储器。
虚拟地址最终需要转换为物理地址才能读写实际的数据，通过将虚拟地址空间和物理空间划分为同样大小的空间（段或页），然后两个空间建立映射关系。
由于虚拟地址空间远大于物理地址，可能多块虚拟地址空间映射到同一块物理地址空间，或者有些虚拟地址空间没有映射到具体的物理地址空间上去（使用到时再映射）。
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
①CPU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
②caches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
如果VA<32M，需要使用进程标识号PID（通过读CP15的C13获得）来转换为MVA
if (VA < 32M) then
MVA = VA | (PID << 25)
else
MVA = VA
使用MVA，而不使用VA的目的是，当有重叠的VA时，转换为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，页表由一个个条目组成，每个条目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最多会用到两级页表，以段（Section，1M）的方式进行转换时只用到一级页表，以页（Page）的方式进行转换时用到两级页表。
页的大小有3种：大页（64KB），小页（4KB），极小页（1KB）。条目也称为描述符，有：段描述符、大页描述符、小页描述符、极小页描述符-保存段、大页、小页、极小页的起始物理地址；粗页表描述符、细页表描述符，它们保存二级页表的物理地址。
下图为S3C2440的地址转换图
TTB base代表一级页表的地址，将它写入协处理器CP15的寄存器C2（称为页表基址寄存器）即可，一级页表的地址是16K对齐，使用[31:14]存储页表基址，[13:0]为0
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。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），得到一个描述符，每个描述符占4个字节。
一级页表描述符格式如下：
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）
段地址转换过程
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
以大页（64KB），小页（4KB）或极小页（1KB）进行地址映射时，需要用到二级页表，二级页表有粗页表、细页表两种，二级页表描述符格式如下：
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
大页的地址转换过程（大页描述符保存在粗页表中）
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。
小页的地址转换过程（小页描述符保存在粗页表中）
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）
极小页的地址转换过程（极小页描述符保存在粗页表中）
从段、大页、小页、极小页的地址转换过程可知
①以段进行映射时，通过MVA[31:20]结合页表得到一段（1MB）的起始物理地址，MVA[19:0]用来在段中寻址
②以大页进行映射时，通过MVA[31:16]结合页表得到一个大页（64KB）的起始物理地址，MVA[15:0]用来在小页中寻址
③以小页进行映射时，通过MVA[31:12]结合页表得到一个小页（4KB）的起始物理地址，MVA[11:0]用来在小页中寻址
④以极小页进行映射时，通过MVA[31:10]结合页表得到一个极小页（1KB）的起始物理地址，MVA[9:0]用来在极小页中寻址