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MMU即內(nèi)存管理單元(Memory Manage Unit），是一個與軟件密切相關(guān)的硬件部件，也是理解linux等操作系統(tǒng)內(nèi)核機制的最大障礙之一。可以說，不懂MMU使很多人一直停滯在單片機與無OS的時代。博主之前對MMU也一直是霧里看花，似懂非懂。最近終于自認為云開霧散后，回頭總結(jié)，感覺有幾個概念是阻礙人們理解MMU的元兇。
1）虛擬地址/物理地址
如果處理器沒有MMU，CPU內(nèi)部執(zhí)行單元產(chǎn)生的內(nèi)存地址信號將直接通過地址總線發(fā)送到芯片引腳，被內(nèi)存芯片接收，這就是物理地址(physical address)，簡稱PA。英文physical代表物理的接觸，所以PA就是與內(nèi)存芯片physically connected的總線上的信號。
如果MMU存在且啟用，CPU執(zhí)行單元產(chǎn)生的地址信號在發(fā)送到內(nèi)存芯片之前將被MMU截獲，這個地址信號稱為虛擬地址（virtual address），簡稱VA，MMU會負責把VA翻譯成另一個地址，然后發(fā)到內(nèi)存芯片地址引腳上，即VA映射成PA，如下圖:

所以物理地址①是通過CPU對外地址總線②傳給Memory Chip③使用的地址;而虛擬地址④是CPU內(nèi)部執(zhí)行單元⑤產(chǎn)生的，發(fā)送給MMU⑥的地址。硬件上MMU⑥一般封裝于CPU芯片⑦內(nèi)部，所以虛擬地址④一般只存在于CPU⑦內(nèi)部，到了CPU外部地址總線引腳上②的信號就是MMU轉(zhuǎn)換過的物理地址①。
軟件上MMU對用戶程序不可見，在啟用MMU的平臺上（沒有MMU不必說，只有物理地址，不存在虛擬地址），用戶C程序中變量和函數(shù)背后的數(shù)據(jù)/指令地址等都是虛擬地址，這些虛擬內(nèi)存地址從CPU執(zhí)行單元⑤發(fā)出后，都會首先被MMU攔截并轉(zhuǎn)換成物理地址，然后再發(fā)送給內(nèi)存。也就是說用戶程序運行*pA =100;”這條賦值語句時，假設(shè)debugger顯示指針pA的值為0x30004000（虛擬地址），但此時通過硬件工具（如邏輯分析儀）偵測到的CPU與外存芯片間總線信號很可能是另外一個值,如0x8000（物理地址）。當然對一般程序員來說，只要上述語句運行后debugger顯示0x30004000位置處的內(nèi)存值為100就行了，根本無需關(guān)心pA的物理地址是多少。但進行OS移植或驅(qū)動開發(fā)的系統(tǒng)程序員不同，他們必須清楚軟件如何在幕后輔助硬件MMU完成地址轉(zhuǎn)換。
2)頁/頁幀/頁表/頁表項(PTE)
這幾個頁概念也噎倒了不少人，這里澄清下。MMU是負責把虛擬地址映射為物理地址，但凡”映射”都要解決兩個問題：映射的最小單位（粒度）和映射的規(guī)則。
MMU中VA到PA映射的最小單位稱為頁(Page)，映射的最低粒度是單個虛擬頁到物理頁，頁大小通常是4K，即一次最少要把4K大小的VA頁塊整體映射到4K的PA頁塊（從0開始4K對齊劃分頁塊），頁內(nèi)偏移不變，如VA的一頁0x30004000~0x30004fff被映射到PA的一頁 0x00008000~0x00008fff，當CPU執(zhí)行單元訪問虛擬地址0x30004008，實際訪問的物理地址是0x00008008（0x30004008和0x00008008分別位于虛實兩套地址空間，互不相干，不存在重疊和沖突）。以頁為最小單位，就是不能把VA中某一頁劃分成幾小塊分別映射到不同PA，也不能把VA中屬于不同頁的碎塊映射到PA某一頁的不同部分，必須頁對頁整體映射。
頁幀（Page Frame）是指物理內(nèi)存中的一頁內(nèi)存，MMU虛實地址映射就是尋找物理頁幀的過程，對這個概念了解就可以了。
MMU軟件配置的核心是頁表（Page Table），它描述MMU的映射規(guī)則，即虛擬內(nèi)存哪(幾)個頁映射到物理內(nèi)存哪(幾)個頁幀。頁表由一條條代表映射規(guī)則的記錄組成，每一條稱為一個頁表條目（Page Table Entry,即PTE），整個頁表保存在片外內(nèi)存，MMU通過查找頁表確定一個VA應(yīng)該映射到什么PA，以及是否有權(quán)限映射。
但如果MMU每次地址轉(zhuǎn)換都到位于外部內(nèi)存的頁表上查找PTE，轉(zhuǎn)換速度就會大大降低，于是出現(xiàn)了
3)TLB
TLB (Translation Lookaside Buffers)即轉(zhuǎn)換快表，又簡稱快表，可以理解為MMU內(nèi)部專用的存放頁表的cache，保存著最近使用的PTE乃至全部頁表。MMU接收到虛擬地址后，首先在TLB中查找，如果找到該VA對應(yīng)的PTE就直接轉(zhuǎn)換，找不到再去外存頁表查找，并置換進TLB。TLB屬于片上SRAM，訪問速度快，通過TLB緩存PTE可以節(jié)省MMU訪問外存頁表的時間，從而加速虛實地址轉(zhuǎn)換。TLB和CPU cache的工作原理一樣，只是TLB專用于為MMU緩存頁表。
4)MMU的內(nèi)存保護功能
既然所有發(fā)往內(nèi)存的地址信號都要經(jīng)過MMU處理，那讓它只單單做地址轉(zhuǎn)換，豈不是浪費了這個特意安插的轉(zhuǎn)換層?顯然它有能力對虛地址訪問做更多的限定(就像路由器轉(zhuǎn)發(fā)網(wǎng)絡(luò)包的同時還能過濾各種非法訪問)，比如內(nèi)存保護?？梢栽赑TE條目中預(yù)留出幾個比特，用于設(shè)置訪問權(quán)限的屬性，如禁止訪問、可讀、可寫和可執(zhí)行等。設(shè)好后，CPU訪問一個VA時，MMU找到頁表中對應(yīng)PTE，把指令的權(quán)限需求與該PTE中的限定條件做比對，若符合要求就把VA轉(zhuǎn)換成PA，否則不允許訪問，并產(chǎn)生異常。
5)多級頁表
虛擬地址由頁號和頁內(nèi)偏移組成。什么東東呢?
前面說過MMU映射以頁為最小單位，假設(shè)頁大小為4K(212)，那么無論頁表怎樣設(shè)置，虛擬地址后12比特與MMU映射后的物理地址后12比特總是相同，這不變的比特位就是頁內(nèi)偏移。為什么不變？拜托，把搭積木想象成一種映射，不管你怎么搭，你也改變不了每塊積木內(nèi)部的原子排列吧。所謂以頁為最小單位就是保持一部分不變作為最小粒度。
頁號就更有故事了，一個32bits虛擬地址，可以劃分為220個內(nèi)存頁，如果都以頁為單位和物理頁幀隨意映射，頁表的空間占用就是220*sizeof(PTE)*進程數(shù)（每個進程都要有自己的頁表），PTE一般占4字節(jié)，即每進程4M，這對空間占用和MMU查詢速度都很不利。
問題是實際應(yīng)用中不需要每次都按最小粒度的頁來映射，很多時候可以映射更大的內(nèi)存塊。因此最好采用變化的映射粒度，既靈活又可以減小頁表空間。具體說可以把20bits的頁號再劃分為幾部分（如下圖linux的3級劃分）

簡單說每次MMU根據(jù)虛擬地址查詢頁表都是一級級進行，先根據(jù)PGD的值查詢，如果查到PGD的匹配，但后續(xù)PMD和PTE沒有，就以2(offset+pte+pmd)=1M為粒度進行映射，后20bits全部是塊內(nèi)偏移，與物理地址相同。
6)操作系統(tǒng)和MMU
實際上MMU是為滿足操作系統(tǒng)越來越復(fù)雜的內(nèi)存管理而產(chǎn)生的。OS和MMU的關(guān)系簡單說：
a.系統(tǒng)初始化代碼會在內(nèi)存中生成頁表，然后把頁表地址設(shè)置給MMU對應(yīng)寄存器，使MMU知道頁表在物理內(nèi)存中的什么位置，以便在需要時進行查找。之后通過專用指令啟動MMU，以此為分界，之后程序中所有內(nèi)存地址都變成虛地址，MMU硬件開始自動完成查表和虛實地址轉(zhuǎn)換。
b.OS初始化后期，創(chuàng)建第一個用戶進程，這個過程中也需要創(chuàng)建頁表，把其地址賦給進程結(jié)構(gòu)體中某指針成員變量。即每個進程都要有獨立的頁表。
c.用戶創(chuàng)建新進程時，子進程拷貝一份父進程的頁表，之后隨著程序運行，頁表內(nèi)容逐漸更新變化。比較復(fù)雜了，幾句講不清楚，不多說了哈，有時間講linux的話再說吧

總結(jié)：
（1）當存在mmu時，存在兩種地址，物理地址和虛擬地址
（2）虛擬地址的大小由CPU的位數(shù)決定
（3）對用戶而言，操作的地址都是虛擬地址
（4）虛擬地址在從cpu發(fā)到外部地址總線上時，會先被mmu截獲，mmu經(jīng)過映射后產(chǎn)生物理地址，再發(fā)送到外部的地址總線上
（5）MMU得到虛擬地址后先在TLB內(nèi)查找，若沒找到匹配的PTE條目就到外部頁表查詢，并置換進TLB；根據(jù)PTE條目中對訪問權(quán)限的限定檢查該條VA指令是否符合，若不符合則不繼續(xù)，并拋出exception異常；符合后根據(jù)VA的地址分段查詢頁表，保持offset(廣義)不變，組合出物理地址，發(fā)送出去。