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MMU工作原理

article 2025/2/7 13:29:13

MMU

基础概念

虚拟/物理内存

对于提供了MMU功能的处理器而言，假设进程所能访问到的地址空间是4GB；则这4GB的空间可被划分为两个部分：

用户空间 0GB~3GB

PAGE_OFFSET,x86中的值是0xC0000000)
内核空间3GB~4GB。

内核空间又可划分出物理/虚拟内存
- 物理内存映射区
  - 3GB~3GB+vmalloc_start之间的区域作为物理内存映射区使用
  - 包含了内核镜像、物理页框表mem_map等等
- 虚拟内存vmalloc区域，在物理内存映射区域之后：
  - vmalloc_start
    - 位置在**3GB+160MB位置附近**
      
      (在物理内存映射区与vmalloc_start位置之间还存在一个8M的gap来防止越界)。
  - vmalloc_end
    - 位置在接近4GB的位置
    - (系统会在最后的位置处保留一片128KB大小的区域专用于页面映射)

MMU

虚拟地址概念的处理器才有MMU —— CPU

两个步骤

CPU访问的虚拟地址转换成物理地址
通过物理地址在cache、主存或者EMMC中获取相应的数据。

MMU是Memory Management Unit的缩写，内存管理]单元。

它是一种负责处理中央处理器（CPU）的内存访问请求的计算机硬件。

它的功能包括

虚拟地址到物理地址的转换（即虚拟内存管理）
提供硬件机制的内存

内存保护、中央处理器高速缓存的控制，

在较为简单的计算机体系结构中，负责总线的仲裁以及存储体切换（bank switching，尤其是在8位的系统上）

DMA

DMA是用来传输数据的，全称Direct Memory Access，即直接存储器(内存)访问。

提供在外设和存储器之间或者存储器和存储器之间的高速数据传输。在传输数据时，无需占用CPU的外设。

DMA传输方向有三个：

外设到内存。即从外设读取数据到内存。例如ADC采集数据到内存，ADC寄存器地址为源地址，内存地址为目标地址。
内存到外设。即从内存读取数据到外设。例如串口向电脑发送数据，内存地址为源地址，串口数据寄存器地址为目标地址。此时内存存储了需要发送的变量数据。
内存到内存。以内部flash向内部sram传输数据为例，此时内部flash地址即为源地址，内部sram地址即为目标地址。同时，需要将DMA_CCRx寄存器的MEM2MEM置位。

名词介绍

虚拟地址相关

虚拟内存（Virtual Memory,VM）：为每个进程提供了一致的、连续的、私有的内存空间，简化了内存管理。
虚拟地址空间（Virtual Address Space,VAS）：每个进程独有。
虚拟页（Virtual Page,VP）：把虚拟内存按照页表大小进行划分。
虚拟地址（Virtual Address,VA）：处理器看到的地址。
虚拟页号（Virtual Page Number,VPN）：用于定位页表的PTE。

物理地址相关

物理内存（Physical Memory,PM）：主存上能够使用的物理空间。
物理页（Physical Page）：把物理内存按照页表的大小进行划分。
物理地址（Physical Address,PA）：物理内存划分很多块，通过物理内存进行定位。
物理页号（Physical Page Number,PPN）：定位物理内存中块的位置。
主存
- 将主存看成是一个存储在磁盘上的地址空间的高速缓存
- 当运行多个进程或者一个进程需要更多的空间时，主存会不够用，需要更大、更便宜的磁盘保存一部分数据。

页表相关

页表（Page Table）：虚拟地址与物理地址之间的映射表的集合。
- 维护，由操作系统实现
- 存放，在物理内存（主存）中
- 查询，由 MMU的TWU模块是实现
页表条目（Page Table Entry,PTE）：虚拟地址与独立地址具体对应的记录。
页全局目录（Page Global Directory,PGD）：多级页表中的最高一级。
页上级目录（Page Upper Directory,PUD）：多级页表中的次高一级。
页中间目录（Page Middle Directory,PMD）：多级页表中的一级。

历史

将整个程序加载到物理内存中：静态分区、动态分区、虚拟内存

静态/动态分区

为支持多个程序的并行——静态分区

在编译阶段将不同程序，分别划分出对应的内存区域上
存在问题
1. 内存分区大小与程序大小要匹配
2. 地址空间无法动态的增长

于是诞生了，动态分区

内存上线划出一块区域给操作系统
剩余的内存空间给用户进程使用，用户程序所使用的内存空间，跟随程序大小及数目进行变动。

静态分区、动态分区，都存在的问题：

进程地址空间安全问题
内存使用效率低。

分页机制

早期的内存&程序都是比较小的，程序直接加载到内存中运行。

后来程序的大小变得很大不能将整个程序加载到物理内存中

物理内存没有这么大
如果将整个程序加载到内存，为了多程序并行，就需要将大量的数据及代码换入、换出，这导致程序运行效率低下。

好在程序运行遵循时间、空间局部性原理，进而出现了分页机制。

分页机制 从根本上解决了高效使用物理内存的问题

每次只需要将几页的代码、数据从磁盘中加载到内存，程序就能正常运行。
程序运行过程中，需要新的代码、数据会产生缺页异常

对应的代码、数据会从磁盘加载到内存，然后程序从异常恢复正常运行。

虚拟内存

虚拟内存：让多程序安全、高效地并行运行

物理内存中存放多个程序的代码及数据

让每个程序认为自己是独自、连续的使用内存
每个程序之间的内存形成了安全隔离，避免程序破坏彼此的内存。

虚拟内存及分页机制的出现，解决了进程地址空间安全性的问题和内存使用效率低的问题。

但由于本来CPU可以直接通过访存执行程序，现在引入了虚拟地址到物理地址的转换，这带来了新的开销。存在系统性能问题。

MMU

MMU的意义

在没有MMU的年代，对于支持虚拟内存、分页机制的系统，需要CPU寻址虚拟地址。

为了避免这一开销，现在虚拟地址不会直接发给内存控制器，而是先发给硬件模块 —— 内存管理单元（Memory Manager Unit，MMU）。

负责将虚拟地址转换和翻译成物理地址的一个硬件模块
提升虚拟地址到物理地址转换的速度，减少转换所消耗的时间。

因此，哪怕运行内存有限，也可以通过动态分区、分页机制、虚拟内存、MMY单元，并行运行特别多的程序。

MMU的组成

MMU包含两个模块

TLB（Translation Lookaside Buffer）
- 一个高速缓存，用于缓存虚拟地址到物理地址（页表转换）的转换结果。
- 缩短页表转换的查询所用时间
TWU（Table Walk Unit）
- 页表查询的过程由TWU硬件完成
- TWU页表遍历模块，完成页表的遍历查询，减少对CPU资源的消耗。

框架

总览

页表的查询是一个耗时的过程

页表（Page Table）：虚拟地址与物理地址之间的映射表的集合。

维护，由操作系统实现
存放，在物理内存（主存）中
查询，由 MMU的TWU模块是实现

得到物理地址
- TLB命中（理想情况）。TLB直接得到虚拟地址对应的物理地址。
- TLB未命中。MMU通过TWU查询页表，翻译虚拟地址得到物理地址。
查询物理地址，并返回给CPU

查询是否缓存命中——物理地址的内容是否存在于cache中
- 缓存命中
  - 直接取出物理地址对应的内容返回给处理器。
- 未缓存命中 —— 尝试在主存（页表）获取对应物理地址的内容
  1. 获取到（页命中）
    - 回写到cache返回给处理器。
  2. 没获取到（缺页异常）
    - 触发与MMU相关的缺页异常
    - 异常处理过程中
      - 将DMA（例如EMMC）中相关的数据加载到主存，主存建立相应的页表
      - TLB中建立映射
      - 将物理地址对应的内容返回给cache及处理器。

页命中、缺页

页命中

处理器要对虚拟地址VA进行访问。
MMU的TLB没有命中，通过TWU遍历主存页表中的PTEA（PTE地址）。
主存向MMU返回PTE。
MMU通过PE映射物理地址，并把它传给高速缓存或主存。
高速缓存或主存返回物理地址对应的数据给处理器。

缺页

处理器要对虚拟地址VA进行访问。
MMU的TLB没有命中，通过TWU遍历主存页表中的PTEA（PTE地址）。
主存向MMU返回PTE。
PTE中有效位是0，MMU触发一次异常，CPU相应缺页异常，运行相应的处理程序。
缺页异常处理程序选出物理内存中的牺牲页，若这个页面已经被修改，将其换出到EMMC。
缺页异常处理程序从EMMC中加载新的页面，并更新内存中页表的PTE。
缺页异常处理程序返回到原来的进程，再次执行导致缺页的指令。CPU将引起缺页异常的虚拟地址重新发给MMU。由于虚拟页面现在缓存在主存中，主存会将所请求的地址对应的内容返回给cache和处理器。