当前位置：文档之家 › MMU

MMU

  • 格式：doc
  • 大小：46.00 KB
  • 文档页数：7

为了保证CPU执行指令时可正确访问存储单元，需将用户程序中的逻辑地址转换为运行时由机器直接寻? 返奈锢淼刂罚 庖还 坛莆 刂酚成?地址映射原理及实现：1、地址映射结构在Tornado\target\h\vmLib.h文件中typedef struct phys_mem_desc{void *virtualAddr;void *physicalAddr;UINT len;UINT initialStateMask; /* mask parameter to vmStateSet */UINT initialState; /* state parameter to vmStateSet */} PHYS_MEM_DESC;virtualAddr：你要映射的虚拟地址physicalAddr：硬件设计时定义的实际物理地址len；要进行映射的地址长度initialStateMask：可以初始化的地址状态：有如下状态：#define VM_STATE_MASK_V ALID 0x03#define VM_STATE_MASK_WRITABLE 0x0c#define VM_STATE_MASK_CACHEABLE 0x30#define VM_STATE_MASK_MEM_COHERENCY 0x40#define VM_STATE_MASK_GUARDED 0x80不同的CPU芯片类型还有其特殊状态initialState：实际初始化的地址状态：有如下状态：#define VM_STATE_V ALID 0x01#define VM_STATE_V ALID_NOT 0x00#define VM_STATE_WRITABLE 0x04#define VM_STATE_WRITABLE_NOT 0x00#define VM_STATE_CACHEABLE 0x10#define VM_STATE_CACHEABLE_NOT 0x00同样不同的CPU芯片类型还有其特殊状态2、初始化结构在Tornado\target\config\ads860\sysLib.c 文件中：PHYS_MEM_DESC sysPhysMemDesc [] ={{(void *) LOCAL_MEM_LOCAL_ADRS,(void *) LOCAL_MEM_LOCAL_ADRS,LOCAL_MEM_SIZE ,VM_STATE_MASK_V ALID | VM_STA TE_MASK_WRITABLE |VM_STATE_MASK_CACHEABLE,VM_STATE_V ALID | VM_STATE_WRITABLE | VM_STATE_CACHEABLE},{(void *) BCSR0,(void *) BCSR0,0x00001000, /* 4 k - Board Control and Status */VM_STATE_MASK_V ALID | VM_STA TE_MASK_WRITABLE |VM_STATE_MASK_CACHEABLE | VM_STA TE_MASK_GUARDED,VM_STATE_V ALID | VM_STATE_WRITABLE | VM_STATE_CACHEABLE_NOT | VM_STATE_GUARDED},……{(void *) INTERNAL_MEM_MAP_ADDR,(void *) INTERNAL_MEM_MAP_ADDR,INTERNAL_MEM_MAP_SIZE, /* 64 k - Internal Memory Map */VM_STATE_MASK_V ALID | VM_STA TE_MASK_WRITABLE |VM_STATE_MASK_CACHEABLE | VM_STA TE_MASK_GUARDED,VM_STATE_V ALID | VM_STATE_WRITABLE | VM_STATE_CACHEABLE_NOT | VM_STATE_GUARDED},{(void *) ROM_BASE_ADRS,(void *) ROM_BASE_ADRS,ROM_SIZE, /* Flach memory */VM_STATE_MASK_V ALID | VM_STA TE_MASK_WRITABLE |VM_STATE_MASK_CACHEABLE ,VM_STATE_V ALID | VM_STATE_WRITABLE | VM_STATE_CACHEABLE_NOT }};上面结构中是缺省地址映射。

3、地址初始化在Tornado\target\src\config\ usrMmuInit.c 文件中通过函数usrMmuInit使地址映射生效4、实现映射：如你定义flash地址为0x04000000开始的8Mbyte地址，则可以如下进行地址映射{(void *) 0x04000000,(void *) 0x04000000,0x00800000, /* 8 m - Flash window 1 */VM_STATE_MASK_V ALID | VM_STA TE_MASK_WRITABLE,VM_STATE_V ALID | VM_STATE_WRITABLE},5、注意地址映射最小单位为1页，4K大小，所以len值最小为：0x00001000。

I. 什么是MMU,MMU的作用MMU是Memory Management Unit的缩写. 针对各种CPU, MMU是个可选的配件. MMU负责的是虚拟地址&O1663;&O1664; 物理地址的转换. 提供硬件机制的内存访问授权.现代的多用户多进程操作系统, 需要MMU, 才能达到每个用户进程都拥有自己的独立的地址空间的目标. 使用MMU, OS划分出一段地址区域, 在这块地址区域中, 每个进程看到的内容都不一定一样. 例如MICROSOFT WINDOWS操作系统, 地址4M-2G处划分为用户地址空间. 进程A在地址0X400000映射了可执行文件. 进程B同样在地址0X400000映射了可执行文件. 如果A进程读地址0X400000, 读到的是A的可执行文件映射到RAM的内容. 而进程B读取地址0X400000时则读到的是B的可执行文件映射到RAM的内容.这就是MMU在当中进行地址转换所起的作用.II. X86系列的MMUINTEL出品的80386CPU或者更新的CPU中都集成有MMU. 可以提供32BIT共4G的地址空间.III. ARM系列的MMUARM出品的CPU, MMU作为一个协处理器存在. 根据不同的系列有不同搭配. 需要查询DATASHEET才可知道是否有MMU. 如果有的话, 一定是编号为15的协处理器. 可以提供32BIT共4G的地址空间.IV X86启动MMU后的寻址模式1. X86 MMU提供的模式有4K/2M/4M的PAGE模式(根据不同的CPU, 提供不同的能力), 此处提供的是目前大部分OS使用的4K PAGE模式的描述. 并且不提供ACCESS CHECK的部分. (毕竟不是完整的CPU手册. &O1514;)2. 涉及的寄存器a) GDTb) LDTc) CR0d) CR3e) SEGMENT REGISTER3. 虚拟地址到物理地址的转换步骤(INTEL的2M/4M的PAGE或许会在将来文章中描述)a) SEGMENT REGISTER作为GDT或者LDT的INDEX, 取出对应的GDT/LDT ENTRY. 注意: SEGMENT是无法取消的, 即使是FLAT模式下也是如此. 说FLAT模式下不使用SEGMENT REGISTER是错误的. 任意的RAM寻址指令中均有DEFAULT的SEGMENT假定. 除非使用SEGMENT OVERRIDE PREFIX来改变当前寻址指令的SEGMENT, 否则使用的就是DEFAULT SEGMENT.i. ENTRY格式typedef struct{UINT16 limit_0_15;UINT16 base_0_15;UINT8 base_16_23;UINT8 accessed : 1;UINT8 readable : 1;UINT8 conforming : 1;UINT8 code_data : 1;UINT8 app_system : 1;UINT8 dpl : 2;UINT8 present : 1;UINT8 limit_16_19 : 4;UINT8 unused : 1;UINT8 always_0 : 1;UINT8 seg_16_32 : 1;UINT8 granularity : 1;UINT8 base_24_31;} CODE_SEG_DESCRIPTOR,*PCODE_SEG_DESCRIPTOR;typedef struct{UINT16 limit_0_15;UINT16 base_0_15;UINT8 base_16_23;UINT8 accessed : 1;UINT8 writeable : 1;UINT8 expanddown : 1;UINT8 code_data : 1;UINT8 app_system : 1;UINT8 dpl : 2;UINT8 present : 1;UINT8 limit_16_19 : 4;UINT8 unused : 1;UINT8 always_0 : 1;UINT8 seg_16_32 : 1;UINT8 granularity : 1;UINT8 base_24_31;} DATA_SEG_DESCRIPTOR,*PDATA_SEG_DESCRIPTOR;共有4种ENTRY格式, 此处提供的是CODE SEGMENT和DATA SEGMENT的ENTRY格式. FLAT模式下的ENTRY在base_0_15, base_16_23处为0, 而limit_0_15, limit_16_19处为0xfffff. granularity处为1. 表名SEGMENT地址空间是从0到0XFFFFFFFF的4G的地址空间.b) 从SEGMENT处取出BASE ADDRESS 和LIMIT. 将要访问的ADDRESS首先进行ACCESS CHECK, 是否超出SEGMENT的限制.c) 将要访问的ADDRESS+BASE ADDRESS, 形成需要32BIT访问的虚拟地址. 该地址被解释成如下格式:typedef struct{UINT32 offset :12;UINT32 page_index :10;UINT32 pdbr_index :10;} VA,*LPVA;d) pdbr_index作为CR3的INDEX, 获得到一个如下定义的数据结构typedef struct{UINT8 present :1;UINT8 writable :1;UINT8 supervisor :1;UINT8 writethrough:1;UINT8 cachedisable:1;UINT8 accessed :1;UINT8 reserved1 :1;UINT8 pagesize :1;UINT8 ignoreed :1;UINT8 avl :3;UINT8 ptadr_12_15 :4;UINT16 ptadr_16_31;}PDE,*LPPDE;e) 从中取出PAGE TABLE的地址. 并且使用page_index作为INDEX, 得到如下数据结构typedef struct{UINT8 present :1;UINT8 writable :1;UINT8 supervisor :1;UINT8 writethrough:1;UINT8 cachedisable:1;UINT8 accessed :1;UINT8 dirty :1;UINT8 pta :1;UINT8 global :1;UINT8 avl :3;UINT8 ptadr_12_15 :4;UINT16 ptadr_16_31;}PTE,*LPPTE;f) 从PTE中获得PAGE的真正物理地址的BASE ADDRESS. 此BASE ADDRESS表名了物理地址的.高20位. 加上虚拟地址的offset就是物理地址所在了.ARM启动MMU后的寻址模式1. ARM MMU提供的分页模式有1K/4K/64K 3种模式. 本文介绍的是目前OS通常使用的4K模式. 并且不提供ACCESS CHECK的部分. (毕竟不是完整的CPU手册. &O1514;)2. 涉及的寄存器, 全部位于协处理器15.3. ARM没有SEGMENT的寄存器, 是真正的FLAT模式的CPU. 给定一个ADDRESS. 该地址可以被理解为如下数据结构:typedef struct{UINT32 offset :12;UINT32 page_index :8;UINT32 pdbr_index :12;} VA,*LPVA;4. 从MMU寄存器2中取出BIT14-31. pdbr_index就是这个表的索引. 每个入口为4BYTE 大小. 结构为typedef struct{UINT32 type :2; //always set to 01bUINT32 writebackcacheable:1;UINT32 writethroughcacheable:1;UINT32 ignore :1; //set to 1b alwaysUINT32 domain :4;UINT32 reserved :1; //set 0UINT32 base_addr:22;} PDE,*LPPDE;5. 获得的PDE地址, 获得如下结构的ARRAY, 用page_index作为索引,取出内容. typedef struct{UINT32 type :2; //always set to 11bUINT32 ignore :3; //set to 100b alwaysUINT32 domain :4;UINT32 reserved :3; //set 0UINT32 base_addr:20;} PTE,*LPPTE;6. 从PTE中获得的基地址和上offset,组成了物理地址.7. PDE/PTE中其他的BIT, 用于访问控制. 这边讲述的是一切正常, 物理地址被正常组合出来的状况.ARM/X86 MMU使用上的差异1. X86始终是有SEGMENT的概念存在. 而ARM则没有此概念(没有SEGMENTREGISTER.).2. ARM有个DOMAIN的概念. 用于访问授权. 这是X86所没有的概念. 当通用OS尝试同时适用于此2者的CPU上, 一般会抛弃DOMAIN的使用.。

合集下载

MMU简介

MMU简介

什么是MMU,MMU的作用MMU是Memory Management Unit的缩写，中文名是内存管理单元。

针对各种CPU,MMU是个可选的配件。

它是中央处理器（CPU）中用来管理虚拟存储器、物理存储器的控制线路，同时也负责虚拟地址映射为物理地址，以及提供硬件机制的内存访问授权。

MMU的相关概念地址范围、虚拟地址映射为物理地址以及分页机制任何时候，计算机上都存在一个程序能够产生的地址集合，我们称之为地址范围。

这个范围的大小由CPU的位数决定，例如一个32位的CPU，它的地址范围是0~0xFFFFFFFF (4G),而对于一个64位的CPU，它的地址范围为0~0xFFFFFFFFFFFFFFFF (64T).这个范围就是我们的程序能够产生的地址范围，我们把这个地址范围称为虚拟地址空间，该空间中的某一个地址我们称之为虚拟地址。

与虚拟地址空间和虚拟地址相对应的则是物理地址空间和物理地址，大多数时候我们的系统所具备的物理地址空间只是虚拟地址空间的一个子集。

这里举一个最简单的例子直观地说明这两者，对于一台内存为256M的32bit x86主机来说，它的虚拟地址空间范围是0~0xFFFFFFFF（4G）,而物理地址空间范围是0x000000000~0x0FFFFFFF（256M）。

在没有使用虚拟存储器的机器上，虚拟地址被直接送到内存总线上，使具有相同地址的物理存储器被读写；而在使用了虚拟存储器的情况下，虚拟地址不是被直接送到内存地址总线上，而是送到存储器管理单元MMU，把虚拟地址映射为物理地址。

大多数使用虚拟存储器的系统都使用一种称为分页（paging）机制。

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，单位是页桢(frame).页和页桢的大小必须相同。

在这个例子中我们有一台可以生成32位地址的机器，它的虚拟地址范围从0~0xFFFFFFFF（4G）,而这台机器只有256M的物理地址，因此他可以运行4G的程序，但该程序不能一次性调入内存运行。

MMU所起的作用

MMU所起的作用

MMU所起的作用
一、名词解释
①逻辑地址（虚拟地址）
用户程序经编译、链接以后形成的每条指令或数据单元的地址，这些地址都是相对于某个基地址来编制的。

②逻辑地址空间
某个用户程序的虚拟地址的集合。

③物理地址（绝对地址）
处理机能直接访问的存储器地址。

④物理地址空间
物理地址空间是指进程在内存中一系列存储信息的物理单元的集合。

物理地址空间也叫存储空间，存储空间与地址空间既相互关联，又相互独立，是内存管理的核心概念。

二、MMU所起的作用
1.内存分配和回收
使各作业或进程各得其所
2.内存保护
内存保护就是确保多个进程都在各自分配到内存区域内操作，互不干扰，防止一个进程破坏其他进程的信息。

3.内存扩充
内存“扩充”包含了存储器利用的提高和扩充两方面的内容。

为用户提供比内存物理空间大得多的地址空间。

比较典型的内存扩充是虚拟存储器。

4.地址映射
地址映射就是将进程的逻辑地址变换为内存中的物理地址。

我们需要实现从逻辑地址到物理地址的变换，即实现从虚地址到实地址的变换。

这种变换就是重定位。

S3C2440存储控制器的地址空间与MMU分析介绍

S3C2440存储控制器的地址空间与MMU分析介绍

S3C2440存储控制器的地址空间与MMU分析介绍一、S3C2440存储控制器如果大家写过S3C2440的ARM裸机程序都应该知道通常SDRAM的起始地址是0X30000000，但是大家有没有想过为什么呢？下面我将给大家做一个简要的介绍。

查S3C2440的手册可知S3C2440可寻址1G的地址范围，但是S3C2440的地址线只有27根，理论上只能寻址2的27次方等于128M的地址范围。

于是S3C2440通过一个叫BANK 的东东解决了这个问题。

S3C2440引出了8根BANK线（对应nGCS0~ nGCS7），通过这个8根线来选通和关闭不同的存储器，这样S3C2440最多就可以连接8个128M的存储器，只要在某一时刻只选通一个BANK就可以实现1G的寻址空间每个BANK有个地址，对该BANK地址的访问实际上就是选通该BANK，于是ARM核只要发出一个地址，然后S3C2440的储存控制器只要把该地址解释成两部分：一部分是BANK地址一部分是连接到该BANK存储器内部的地址就可以访问了。

而作为32位的CPU，可以使用的地址范围理论上可以达到2的32次方等于4G，除去上述的1G地址空间，还有一部分是CPU内部寄存器的地址，剩下的地址空间没有使用。

下面我们来看到S3C2440存储器的地址空间分布图左边的是表示CPU从NOR FLASH启动时的地址空间图，右边是CPU从NAND FLASH 启动时的地址空间图。

从图中可以看出SDRAM接在BANK6上面，地址为0X30000000，这就解释了开始最开始的那个问题。

问题又来了为什么CPU从NAND和NOR启动时地址空间不同？这是因为NOR是线性结构，跟普通的内存差不多，它接在BANK0上。

而NAND则是另外一种结构，S3C2440有专用的NAND控制器和地址线来连接，它不能接在BANK0上。

CPU启动时必定从0地址开始执行程序，而从NAND启动时，0地址没有存储器，那CPU怎么办呢？于是就出现了一种叫“起步石”（stepping stone）的东东，它是S3C2440内部的一块4K的存储器，当从NAND启动时，0地址线会连接到起步石上面，同时CPU会通过内部的硬件将NAND FLASH开始的4K数据复制到起步石里面。

ARM中MMU地址转换理解（转）

ARM中MMU地址转换理解（转）

ARM中MMU地址转换理解（转）⾸先，我们要分清ARM CPU上的三个地址：虚拟地址(VA,Virtual Address)、变换后的虚拟地址(MVA,Modified Virtual Address)、物理地址(PA,Physical Address)启动MMU后，CPU核对外发出虚拟地址VA，VA被转换为MVA供MMU使⽤，在这⾥MVA被转换为PA；最后通过PA读写实际设备MMU的作⽤就是负责虚拟地址（virtual address）转化成物理地址（physical address）。

32位的CPU的虚拟地址空间达到4GB，在⼀级页表中使⽤4096个描述符来表⽰这4GB的空间，每个描述符代表1M的虚拟地址，要么存储了它的对应物理地址的起始地址，要么存储了下⼀级页表的地址。

使⽤MVA[31:20]来索引⼀级页表（4096个描述符）（因为全⽤MVA的⾼12位来索引，因此⼤⼩为 2^12 = 4096）由协处理器CP15中的寄存器C2（⾼18位，即[31：14]为转换表基地址，低14位为0）为⼀级转换表基地址，指向2^14=16KB整除的存储器即16K对齐，这个存储区称为⼀级转换表；MVA的⾼12位，即位[31:20]作为⼀级转换表的地址索引，因此⼀级转换表具有2^12=4096项，每⼀项的地址为32位，最⾼的18位[31：14]为寄存器C2的⾼18位，中间12位为MVA的⾼12位[31:20]，最低2位为0b00。

每⼀项的内容称为⼀个描述符，在段（Section）下，⼀级描述符的⾼12位为⼤⼩为1MB的段基地址，段内地址（偏移地址）为MVA的低20位，即段内每个存储器的地址是这样组成：⾼12位为⼀级描述符的⾼12位，低20位MVA的低20位。

这样，借助于寄存器C2和⼀级描述符，将⼀个MVA转换成⼀个PA。

（在这⾥⼀定要注意：MVA的⾼12位是⽤来索引4096个项的，然后使⽤项的内容（即描述符）的⾼12位为段的⾼12位，类似于指针⾥⾯存放地址，4096项类似指针，描述符类似指针⾥⾯的内容）虚拟地址（注意：是⼀个确定的地址，不是⼀个空间）被MMU分成2个部分，第⼀部分是4096页号索引（descriptor index）即⽤选择4096（2^12）个号中的某个页号，⽐喻description index为768，页号768中保存的是物理地址的某个页框的起始地址（0x300），第⼆部分则是相对于section base（0x300）为起始地址空间为1M的偏移量（offset）（如下图）例如：假设现在执⾏指令MOV REG, 0x30100013，虚拟地址的⼆进制码为00110000 00010000 00000000 00010011，前12位是Descriptor Index = 2^9+2^8+1 = 769，找到769项对应的内容0x301，偏移量为0000 00000000 00010011=13，那么段地址为0x3000000D。