ARM储存管理系统MMU
一、虚拟地址和物理地址的区别
CPU通过地址来访问内存中的单元，地址有虚拟地址和物理地址之分。如果CPU没有MMU（Memory Management Unit，内存管理单元），或者有MMU但没有启用，CPU在访问内存时发出的地址将直接传送到地址总线上，使具有相同地址的物理存储器被读写。这称为物理地址（Physical Address，以下简称PA），如下图所示：
图 1. 物理地址示意图
如果CPU启用了MMU，CPU核发出的地址将被MMU截获，从CPU到MMU的地址称为虚拟地址（Virtual Address，以下简称VA），而MMU将这个地址翻译成真正的物理地址发送到地址总线上，也就是将虚拟地址映射成物理地址，如下图所示：
图 2. 虚拟地址示意图
二、虚拟地址映射物理地址原理
页表是实现虚拟地址到物理地址转换的一个重要手段。我们在使用MMU以前，需要在内存中新建一个页表。表中的每一行（即一个字的大小）存放的是一个物理内存页的基地址，该页的访问权限和缓冲特性等，这里将页表中这样的一行称为一个地址变换条目。页表存放在内存中，CP15的C2寄存器用来存放页表的基地址。
多数使用虚拟存储器的系统都使用一种称为分页（paging）。虚拟地址空间划分成称为页（page）的单位。而相应的物理地址空间也被进行划分，单位是页框(frame).页和页框的大小必须相同。
虚拟地址被MMU分为两部分，，第一部分是页号索引（page Index），第二部分则是相对该页首地址的偏移量（offset）
当CPU访问一个地址时，该地址是虚拟地址，于是该地址被送到MMU，MMU再根据虚拟地址的高几位作为页号索引，在页表中寻找对应的地址变换条目。从地址变换条目中找到物理地址的页基地址，再加上虚拟地址中的偏移量，便得到了真正的物理地址，然后由MMU将物理地址发送到地址总线上，访问物理内存。
那么MMU是如何使用页号索引在页表中找到对应的地址变换条目呢？MMU会用CP15协处理其中的C2寄存器存放的页表基地址加上虚拟地址的页号索引值，然后便得到了页表中对应的地址变换条目的地址。其实页号索引就是相对于页表基地址的一个偏移量，然后使用基地址加偏移量的方式得到一个页表中的地址。
例：如图所示，如果分页大小为1M，虚拟地址为0x30000012,
虚拟地址的二进制码为 00110000 00000000 00000000 00010010 前12位为页号索引，后20位为偏移量，因为2^20 = 1M
前12位页号索引为00110000 0000 = 768，所以在页表中找到相对于页表基地址的偏移量为768的地址，然后得到地址变换条目。于是0x0300 << 20位，便得到了物理页基地址，再加上虚拟地址中的偏移位 0000 00000000 00010010 = 0x12，便得到了真正的物理地址 0x30000012 。
1、TLB的概念
从虚拟地址到物理地址的变换过程其实就是查询页表的过程，由于页表存放在内存中，这个查询过程通常代价很大。而程序在执行过程中具有局部性，也就是说，一段时间内，对页表的访问只是局限在少数几个单元中。根据这个特点，采用一个容量更小、访问速度更快的存储器来存放当前访问需要的地址变换条目。这个小容量的页表称为快表，也称TLB.
当CPU访问内存时，现在TLB中查找需要的地址变换条目。如果该条目不存在，CPU从位于内存的页表中查询，并把相应的结果添加到TLB中。这样，当CPU下一次又需要该地址变换条目时，可以从TLB中直接得到，从而使地址变换的速度大大加快。
当内存中的页表内容改变，或者通过修改CP15中的寄存器C2使用新的页表时，TLB的内容需要全部清除。MMU提供了相关的硬件支持这种操作。CP15中的寄存器C8用来 控制清除TLB内容的相关操作。
MMU可以将某些地址变换条目锁定在TLB中，从而使得进行与该地址变换条目相关的地址变换速度保持很快。在MMU中C10用于控制TLB内容的锁定。
注：TLB中存放的是地址变换条目，相当于一个小页表。
- 使无效TLB内容
有时候页表可能只是部分内容改变了，只影响了很少的地址映射关系，这种情况下，可以只使无效TLB对应的单个地址变换条目可能会提高系统性能。
系统协处理器CP15的寄存器C8就是清除TLB内容的相关操作。它是一个只写的寄存器。
MCR p15，0，Rd，c8，CRm，opcode_2
Rd中为要写入C8寄存器的内容，CRm和opcode_2的不同组合决定指令执行的不同操作。
|
指令 |
Rd |
含义 |
MCR p15, 0, Rd, c8, c5, 0
|
0 |
使无效整个指令TLB |
MCR p15, 0, Rd, c8, c5, 1
|
虚拟地址 |
使无效指令TLB中的单个地址变换条目 |
MCR p15, 0, Rd, c8, c6, 0
|
0 |
使无效整个数据TLB |
MCR p15, 0, Rd, c8, c6, 1
|
虚拟地址 |
使无效数据TLB中的单个地址变换条目 |
MCR p15, 0, <Rd>, c8, c7, 0
|
0 |
使无效整个数据和指令TLB |
MCR p15, 0, <Rd>, c8, c7, 1
|
虚拟地址 |
使无效数据和指令TLB中的单个地址变换条目 |
- 锁定TLB的内容
2、存储访问过程
a、使能MMU时的存储访问过程。
当ARM处理器请求存储访问时，首先在TLB中查找虚拟地址。如果系统中数据TLB和指令TLB是分开的，在取指令时，从指令TLB查找相应的虚拟地址，对于其他内存访问操作，从数据TLB中查找相应的虚拟地址。
如果虚拟地址对应的地址变换条目不在TLB中，CPU从位于内存的页表中查询，并把相应的结果添加到TLB中。如果TLB已经满了，还需要根据一定的淘汰算法进行替换。这样，当CPU下一次又需要该地址变换条目时，可以从TLB中直接得到，从而使地址变换的速度大大加快。
当得到了需要的地址变化条目以后，将进行以下操作
（3）根据存取权限控制位和域访问控制位确定该内存访问是否被允许。如果该内存访问不被允许，CP15向ARM处理器报告存储访问中止。
（4）对于不允许缓存的存储访问，使用步骤（1）中得到的物理地址访问内存。对于允许缓存的存储访问，如果在cache命中，则忽略物理地址；如果cache没有命中，使用步骤（1）中得到的物理地址访问内存，并把该块数据读取到cache中。
- 禁止MMU时，是否支持cache和write buffer由各个具体芯片的设计确定。如果芯片规定禁止MMU时禁止cache和write buffer，则存储访问将不考虑C、B控制位。如果芯片规定当禁止MMU时可以使能cache和write buffer，则数据访问时，C=0，B=0;指令读取时，如果使用分开的TLB则C=1，如果使用统一的TLB则C=0;
- 存储访问不进行权限控制，MMU也不会产生存储访问中止信号
- 所有的物理地址和虚拟地址相等，即使用平板模式
- 在使能MMU之前，要在内存中建立页号表，同时CP15中的各相关寄存器必须完成初始化。
- 如果使用的不是平板存储模式（物理地址和虚拟地址相等），在禁止/使能MMU时，虚拟地址和物理地址的对应关系会发生改变，这时应该清除cache中的当前地址变换条目
- 如果完成禁止/使能MMU的代码的物理地址和虚拟地址不相同，则禁止/使能MMU时会造成很大麻烦，因此强烈建议完成禁止/使能 MMU的代码的物理地址和虚拟地址最好相同
域: 标明了当前段属于哪个域 。Domain与AP配合使用，对访问权限进行检查
C: 如下表所示
B: 如下表所示
bits[1:0]:
|
31 0 |
|||||||||||||||
|
D15 |
D14 |
D13 |
D12 |
D11 |
D10 |
D9 |
D8 |
D7 |
D6 |
D5 |
D4 |
D3 |
D2 |
D1 |
D0 |
10：保留状态（我们最好不要填写该值，以免引起不能确定的问题）
11：当前级别下，对该内存区域的访问都不进行权限检查。 这时 AP位无效
b、二级映射
当使用二级映射时，一级页表L1仍然存在，但是一级页表中不再存放物理段基地址了，而是存放了二级页表的基地址，也就是二级页表的首地址。
一级页表要表示4G的地址范围，一共4096项，每一项都表示1M 的大小。二级页表相当于对一级页表这1M的范围作更详细的划分，所以每个二级页表要表示1M 的地址范围。
B: 如下表所示