ARM920T内存管理单元MMU

作为程序员已经有4～5个年头了，发现学的知识杂且乱，很多学习过的东西，有时也会忘记。索性开始整理，由于是电子专业出身，于是想把之前玩过的2440开发板，重新再玩一遍。顺便对各个知识点进行较全面的总结。

主要参考资料是2440官方的PDF资料以及韦东山嵌入式linux应用开发手册，用的开发板是FL2440.

由于用的是64位的服务器编译，所以采用的交叉编译工具链是用openwrt-dreambox编译出来的基于S3C2440的交叉编译工具链进行编译。

韦东山的前几章节阅读起来较为容易上手，因此决定从第7章内存管理单元MMU开始总结有关S3C2440使用以及软硬件处理方式。后续会深入到uboot以及内核，以及文件系统等等。

发现扯了一堆，还是直接入正题吧。

本文主要参考ar920t的technical reference manual，以及韦东山嵌入式linux应用开发手册。有电子版可供下载。

MMU的主要工作是虚拟地址到物理地址的映射。

arm920T MMU的特性

我总结比较重要的几点：

4种映射长度，段（1MB）、大页（64KB）、小页（4KB）、极小页
对每段都可以设置访问权限。
大页、小页的每个子页（sub-page，即被映射页的1/4）都可以单独设置访问权限。
硬件访问页表。硬件实现16个域。

指令TLB（64个）， 数据TLB（64个）。
TLB条目采用round-bin算法。

虚拟地址大家都知道32位的cpu为4GB，物理地址由于一般外存芯片的大小有8M 16M 32M 等等。FL2440的外存SDRAM大小为64M由2片32M的级联组成。

VA MVA PA

ARM和cpu地址之间的转换涉及3个概念。VA MVA PA,韦东山讲的很清楚。我这里简单说明，cpu核发出VA， VA被转换成MVA供cache和mmu使用。在这里MVA被转换成PA,最后使用PA读写内部寄存器或者外部设备。

VA与MVA关系图如下：



如果VA<32M,那么 MVA的值需要使用进程标识号PID(读取CP15的寄存器13) 来转换，MVA = VA + (PID x 32MB). 即 MVA = VA | (PID << 25), 这里，如果PID = 0,则MVA = VA.

如果VA>=32M，那么 MVA=VA.

虚拟地址到物理地址的转换过程

这里主要理解几张关系图，就能明白转换过程是怎样的。

首先是页转换表，也是最主要的一张：



第一级转换，根据TTB的base以及MVM[31-20] 得到第一级页表描述符，根据描述符的不同，可以分为是段，粗页，还是细页。如果是段，则在第一级转换后，段基址加MVM偏移量即可得到实际物理地址，转换结束。

如果是粗页或者细页方式，那么需要进行第二级转换，第二级转换后，粗页表又可分为大页方式或者小页方式进行地址映射。 而细页表可以分为大页，小页，以及极细页方式地址映射。

这里提个问题：在第二级转换中，以粗页表进行二级地址映射时，为什么只能以大页方式或者小页方式进行地址映射，而不能以极细页方式呢？这个问题后续解答。

根据以上转换图总结有几点：

TTB base 页表基址寄存器，其结构如图：

其中[13:0]为零。

在第一级取址时，是这样的过程：TTB中的[31-14]，加上MVA中的[31-20]，加上末位2位填零，组成第一级地址。通过第一级地址去取一级页表描述符。

见下图

2. 一级页表描述符

一级页表描述符中的低2位决定是段基址还是粗页基址还是细页基址。

如果是段基址，可以看到表3-4中用31-20位表示段基址，MVA的[19-0]表示段index。 一级页表描述符[31-20] + MVA [19-0] 组成一个实际的PA.此时，一级转换已完成，直接得到实际物理地址，转换结束。

如果一级页表中是粗页地址或者细页地址，则要进行二级转换，才能得到PA。

3. 二级页表描述符

二级页表描述符中最后2bits决定是大页，小页，极细页方式地址映射。其余位是访问控制位，后续详解。

4. 我们来看下粗页表的大页方式地址转换过程：

首先TTB[31-14] + MVA[31-20] 得到第一级页表描述符。如果是粗页表，第二级页表地址是如下构成： L1[31-10] + MVM[19-12] + BIT[1-0] ，其中低2位为零。根据第二级页表地址找到第二级页表描述符，那么实际的物理地址组成：

L2[31-16] + MVA[15-0]。

表3-10中有个trick，L2 table index 和 page index有重合位，韦东山讲的很清楚，当位[15-12] 从0b0000变化到0b1111时， 第二级页表地址有16个不同地址，但其中存储的大页描述符是相同的。所以每连续16个地址保存相同的大页描述符。

这里很明白，因为第一级转换后，得到粗页表的总大小是1MB，而粗页表的entry有256条（MVM[19-12]），每个entry的大小为64KB（MVM[15-0]），256×64KB = 16348KB 恰好是16MB, 因此必然每16个二级页表地址对应一个大页描述符。

说到这里，上面的问题，也很容易想明白了，如果粗页表以极细页方式进行映射，那么页表大小变为：256×1KB=256KB，这样根本无法映射完1MB，所以只能是INVALID。

5. 粗页表小页方式地址转换

和粗页表大页方式地址转换类似，一级页表描述符地址 = TTB[31-14] + MVA[31-20] + bit[1-0] ；二级页表描述符地址 = L1[31-10] + MVA[19-12] + bit[1-0]； 物理地址 = L2[31-12] + MVA[11-0]； 这里就没有重叠部分了，因为以小页方式映射，页表大小 = 256 × 4KB = 1MB，大小刚好。

6. 细页表极细页方式映射

细页表以大页或小页方式和粗页表类似，不再赘述。

细页表以极细页方式映射图如下：

内存的访问权限检查

参考韦东山，没什么难点。

TLB

起因： 使用一级页表进行映射， 每次读写需要访问2次内存，第一次访问一级页表获得物理地址，第二次才是真正的读写数据；使用两级页表进行映射，则需要3次访问内存（访问2次页表，第3次读写数据）。

地址转换过程大大降低了cpu性能，需要一个类似cache的机制来缓存页表条目（段，大页，小页，极小页的描述符），因此TLB出来了，（Translation Lookaside Buffers）.称为 “转译查找缓存”

工作过程见韦东山。

注意点： 必须保证TLB中的内容与页表一致。

方法： 在启动MMU之前，使无效整个TLB，改变页表时，使无效所涉及的虚拟地址对应的TLB的条目。

CACHE

指令cache

数据cache

详见韦东山。