1， 介紹

前面的文章《一文搞懂Cortex-A77（ARMv8架構）工作原理》，《一文搞懂cpu cache工作原理》介紹CPU、cache的組成與工作原理，這篇文章將介紹CPU與cache之間的MMU的組成與工作原理。通過本文可以了解CPU訪問的虛擬地址是怎么轉換成物理地址，然后通過物理地址在cache、主存或者EMMC中獲取相應的數據。

早期的內存是比較小的，一般是幾十k，不過相應的程序也是比較小的，這時程序可以直接加載到內存中運行。后來為了支持多個程序的并行，內存中出現了固定分區，在編譯階段將不同程序，劃分在不同的內存區域上。這種方式存在不少問題：一是內存分區大小與程序大小要匹配，二是地址空間無法動態的增長。于是內存動態分區思想便誕生了，內存上線劃出一塊區域給操作系統，然后剩余的內存空間給用戶進程使用，這樣用戶程序所使用的內存空間，跟隨程序大小及數目進行變動。

不論是靜態分析，還是動態分區，都存在一些問題：進程地址空間安全問題、內存使用效率低。為了能夠讓多程序安全、高效地并行運行，物理內存中需要存放多個程序的代碼及數據，這時虛擬內存便誕生了。不得不說虛擬內存是一個偉大的發明，一方面它讓每個程序認為自己是獨自、連續的使用內存，另一方面，每個程序之間的內存形成了安全隔離，避免程序破壞彼此的內存。

后來隨著軟件的快速發展，一個程序的大小變得很大，這時物理內存大小跟不上程序大小增加的速度。這樣便不能將整個程序加載到物理內存中，一是物理內存沒有這么大，二是如果將整個程序加載到內存，為了多程序并行，就需要將大量的數據及代碼換入、換出，這導致程序運行效率低下。

虛擬內存并沒解決高效使用內存的問題，好在程序運行遵循時間、空間局部性原理，進而出現了分頁機制。分頁機制從根本上解決了高效使用物理內存的問題。每次只需要將幾頁的代碼、數據從磁盤中加載到內存，程序就能正常運行。當程序運行的過程中，需要新的代碼、數據會產生缺頁異常，這些代碼、數據就會從磁盤加載到內存，然后程序從異常恢復正常運行。

對于支持虛擬內存，分頁機制的系統，處理器直接尋址虛擬地址，這個地址不會直接發給內存控制器，而是先發給內存管理單元（Memory Manager Unit，MMU）。MMU就是負責將虛擬地址轉換和翻譯成物理地址的一個硬件模塊，其實MMU所做的事，完全可以通過CPU來實現。為啥還要一個MMU硬件模塊呢？就是為了提升虛擬地址到物理地址轉換的速度，減少轉換所消耗的時間。

MMU包含兩個模塊TLB（Translation Lookaside Buffer）和TWU（Table Walk Unit）。TLB是一個高速緩存，用于緩存頁表轉換的結果，從而縮短頁表查詢的時間。TWU是一個頁表遍歷模塊，頁表是由操作系統維護在物理內存中，但是頁表的遍歷查詢是由TWU完成的，這樣減少對CPU資源的消耗。

虛擬內存及分頁機制的出現，解決了進程地址空間安全性的問題和內存使用效率低的問題，但是也引入了系統性能變差的問題。本來CPU可以直接通過訪存執行程序，但是現在引入了虛擬地址到物理地址的轉換。MMU硬件模塊的出現，就是為了解決這個性能問題。因此，幾G運行內存的電腦，可以并行運行幾十G的多程序，讓你在聽歌的同時，能夠并行處理編輯文檔，下載電影，收發郵件等。

2， 框架

2.1 內存管理體系結構

在SMP（Symmetric Multi Process，對稱多處理器）系統中，每個處理器內置了MMU模塊，MMU模塊包含了TLB和TWU兩個子模塊。TLB是一個高速緩存，用于緩存虛擬地址到物理地址的轉換結果。頁表的查詢過程是由TWU硬件自動完成的，但是頁表的維護是需要操作系統實現的，頁表存放在主存中。

頁表的查詢是一個耗時的過程，理想情況下，TLB命中，可以從中直接得到虛擬地址對應的物理地址。當TLB未命中的時候，MMU才會通過TWU查詢頁表，從而翻譯虛擬地址得到物理地址。得到物理地址后，首先要查詢該物理地址的內容是否存在于cache中，若cache命中，則直接取出物理地址對應的內容返回給處理器。

若cache沒有命中，會進一步訪問主存獲取相應的內容，然后回寫到cache，并返回給處理器。如果沒能在頁表中查詢到虛擬地址對應的物理地址，則會觸發一個與MMU相關的缺頁異常，在異常處理的過程中，會將EMMC中相關的數據加載到主存，然后建立相應的頁表，然后將物理地址對應的內容返回給cache及處理器。

2.2 MMU相關的基本概念

（1）虛擬地址相關基本概念

虛擬內存（Virtual Memory,VM）：為每個進程提供了一致的、連續的、私有的內存空間，簡化了內存管理。將主存看成是一個存儲在磁盤上的地址空間的高速緩存，當運行多個進程或者一個進程需要更多的空間時，主存顯然是不夠用的，這時需要更大、更便宜的磁盤保存一部分數據。

虛擬地址空間（Virtual Address Space,VAS）：每個進程獨有。

虛擬頁（Virtual Page,VP）：把虛擬內存按照頁表大小進行劃分。

虛擬地址（Virtual Address,VA）：處理器看到的地址。

虛擬頁號（Virtual Page Number,VPN）：用于定位頁表的PTE。

（2）物理地址相關的基本概念

物理內存（Physical Memory,PM）：主存上能夠使用的物理空間。

物理頁（Physical Page）：把物理內存按照頁表的大小進行劃分。

物理地址（Physical Address,PA）：物理內存劃分很多塊，通過物理內存進行定位。

物理頁號（Physical Page Number,PPN）：定位物理內存中塊的位置。

（3）頁表相關的基本概念

頁表（Page Tabel）：虛擬地址與物理地址映射表的集合。

頁表條目（Page Table Entry,PTE）：虛擬地址與獨立地址具體對應的記錄。

頁全局目錄（Page Global Directory,PGD）：多級頁表中的最高一級。

頁上級目錄（Page Upper Directory,PUD）：多級頁表中的次高一級。

頁中間目錄（Page Middle Directory,PMD）：多級頁表中的一級。

2.3 頁命中、缺頁

（1）頁命中

a) 處理器要對虛擬地址VA進行訪問。 b) MMU的TLB沒有命中，通過TWU遍歷主存頁表中的PTE地址。 c) 主存向MMU返回PTE。 d) MMU通過PTE映射物理地址，并把它傳給高速緩存或主存。 e) 高速緩存或主存返回物理地址對應的數據給處理器。

（2）缺頁

a) 處理器要對虛擬地址VA進行訪問。 b) MMU的TLB沒有命中，通過TWU遍歷主存頁表中的PTE地址。 c) 主存向MMU返回PTE。 d) PTE中有效位是0，MMU觸發一次異常，CPU相應缺頁異常，運行相應的處理程序。 e) 缺頁異常處理程序選出物理內存中的犧牲頁，若這個頁面已經被修改，將其換出到EMMC。 f) 缺頁異常處理程序從EMMC中加載新的頁面，并更新內存中頁表的PTE。 g) 缺頁異常處理程序返回到原來的進程，再次執行導致缺頁的指令。CPU將引起缺頁異常的虛擬地址重新發給MMU。由于虛擬頁面現在緩存在主從中，主存會將所請求的地址對應的內容返回給cache和處理器。

2.4 多級頁表映射過程

物理頁面大小一級地址總線寬度不同，頁表的級數也不同。以AArch64運行狀態，4KB大小物理頁面，48位地址寬度為例，頁表映射的查詢過程如圖：

對于多任務操作系統，每個用戶進程都擁有獨立的進程地址空間，也有相應的頁表負責虛擬地址到物理地址之間的轉換。MMU查詢的過程中，用戶進程的一級頁表的基址存放在TTBR0。操作系統的內核空間公用一塊地址空間，MMU查詢的過程中，內核空間的一級頁表基址存放在TTBR1。

當TLB未命中時，處理器查詢頁表的過程如下：

處理器根據虛擬地址第63位，來選擇使用TTBR0或者TTBR1。當VA[63]為0時，選擇TTBR0，TTBR中存放著L0頁表的基址。

處理器以VA[47：39]作為L0的索引，在L0頁表中查找頁表項，L0頁表有512個頁表項。

L0頁表的頁表項中存放著L1頁表的物理基址。處理器以VA[38:30]作為L1索引，在L1頁表中找到相應的頁表項，L1頁表中有512個頁表項。

L1頁表的頁表項中存放著L2頁表的物理基址。處理器以VA[29:21]作為L2索引，在L2頁表中找到相應的頁表項，L2頁表中有512個頁表項。

L2頁表的頁表項中存放著L3頁表的物理基址。處理器以VA[20:12]作為L1索引，在L3頁表中找到相應的頁表項，L3頁表中有512個頁表項。

L3頁表的頁表項里，存放著4KB頁面的物理基址，然后加上VA[11:0]，這樣就構成了物理地址，至此處理器完成了一次虛擬地址到物理地址的查詢與翻譯的工作。

審核編輯：劉清