内存管理-MMU

news/2026/1/18 20:28:31/文章来源:https://www.cnblogs.com/g777isbest/p/19489138

MMU（Memory Management Unit，内存管理单元）是 CPU 中负责虚拟内存与物理内存管理的专用硬件模块，位于 CPU 与主存之间。

MMU 的一个重要功能，是让你能将任务作为独立程序管理 —— 这些程序会运行在各自专属的虚拟内存空间中。这类虚拟内存系统的核心特性之一是地址重定位，也就是把处理器发出的虚拟地址转换为主存里的物理地址。

但是物理地址不能转换为虚拟地址，因为一个物理地址可能对应多个虚拟地址。

ARM 架构的 MMU 负责将代码与数据的地址，从内存的 “虚拟视图” 转换为实际系统中的物理地址。这个转换由 MMU 硬件完成，对应用程序来说是完全透明的。此外，MMU 还会管控每个内存区域的访问权限、内存排序规则以及缓存策略。

转换流程

从图中看出：

数据起点是 “ARM Core（ARM 核心）”，核心生成的虚拟地址会发送到 MMU；
MMU 包含两个核心组件：
- 转换后备缓冲器（Translation Lookaside Buffer）：缓存常用的地址转换信息，用于加速地址转换（避免每次都去查内存中的转换表）；
- 表遍历单元（Table Walk Unit）：负责从内存中读取转换表的硬件单元；
当 TLB 中没有所需的转换信息时，表遍历单元会通过 “Caches（缓存）” 访问 “Memory（内存）” 里的 “translation tables（转换表）”，获取地址转换所需的条目；
拿到转换条目后，MMU 就能完成虚拟地址到物理地址的转换，最终实现内存访问的地址映射。

书中写的是"translation tables"，但是其机制与"页表"很像。

TLB

转换后备缓冲器（TLB）是 MMU 内部用于缓存近期执行过的页转换信息的高速缓存。当进行内存访问时，MMU 会先检查该地址转换信息是否已缓存到 TLB 中：

若所需的转换信息存在，即为TLB 命中，此时 TLB 会立即提供对应的物理地址转换结果；
若 TLB 中没有该地址的有效转换信息，即为TLB 未命中，这时候就需要执行外部转换表遍历操作。

新加载的转换信息会被缓存到 TLB 中，以便后续可能的复用。
此外，若转换表条目是有效的，整个页或段对应的虚拟地址、物理地址及其他属性会被存储为一个 TLB 条目；若是无效的，不会更新。

但是，TLB存在一致性问题：当操作系统修改转换表条目时，TLB 中可能会包含过时的转换信息。

因此，操作系统必须采取措施使 TLB 条目失效：存在多种 CP15 操作可供调用，这些操作支持全局失效整个 TLB，或是移除特定的 TLB 条目。

Linux 内核包含多个调用这些 CP15 操作的函数，例如flush_tlb_all()和flush_tlb_range()。这类函数通常不是设备驱动程序所必需的。

L1转换表

转换的第一阶段会使用单个 1 级（L1）转换表，有时也称为主转换表。对于 32 位核心的 4GB 完整地址空间，L1 转换表会将其划分为 4096 个等大小的段，每个段对应 1MB 的虚拟内存空间。因此，L1 转换表包含 4096 个 32 位的条目，每个条目占4个字节。

从图中看到，L1转换表条目格式分为以下几种：

故障条目：会触发终止异常，具体是预取终止还是数据终止取决于访问类型，该条目用于标识未映射的虚拟地址；
指向 L2 转换表的条目：该条目可将 1MB 的内存块进一步细分为更小的页；
1MB 段转换条目：将 1MB 的虚拟区域映射到物理地址；
16MB 超大段条目：这是一种特殊的 1MB 段条目，需要在转换表中占用 16 个连续条目，但可减少该区域在转换后备缓冲器（TLB）中分配的条目数量。

条目中的最低两位（位 [1:0]）用于区分该条目的格式类型；当低两位为 10 时，通过位 18判断它是指向 L2 转换表的条目还是16MB 超大段条目；
Domain是域编号，表示这个条目属于哪个域；SBZ （Should Be Zero）表示应置0，保留位；nG（non-Global）是全局 / 非全局标识，表示所有进程是否共享映射；
AP（Access Permissions）是访问权限类，定义读写权限；APX 和 TEX 为访问权限和内存类型的扩展位；XN（Execute Never）是执行禁止位；
S（Shareable）是可共享标识，用于缓存一致性；P（Present）是存在位，表示是否有效；C（Cacheable）是缓存使能位；B（Bufferable）是缓冲使能位；
最后，除了故障条目，其他类型的高几位均表示对应物理段或者条目的基地址，但是并不是真正的基地址，因为物理段需要内存对齐，比如 1MB 物理段的低 20 位均为0，所以真正的基地址是 Section Base Address 向左偏移 20 位。

L1 转换表主要有两个用途：

存储 L2 转换表基地址；
存储用于转换 1MB 段的转换表条目。

接下来讲述，当用于 1MB 段转换时，如何得到物理地址：

首先，虚拟地址会通过条目索引以及转换表的物理基地址找到对应条目，计算方式是：
条目地址 = 转换表的物理基地址 + 条目索引 * 4；

由于 L1 转换表有 4096 个条目，因此虚拟内存至少要有 12 位用于存放条目索引，剩下的20位用于存放地址偏移。

而条目中含有虚拟地址对应物理段的基地址信息（后面会详细介绍），通过物理段基地址+地址偏移即可得到最终的物理地址。

L1 转换表的基地址存储在转换表基址寄存器中，后续会讲。

更详细的转换图如下：

前面说了，L1 转换表有4096个条目，每个条目占4个字节，因此，L1 转换表的大小是 16KB。因为需要内存对齐，所以它的基地址低 14 位一定为 0。

L2转换表

L2 转换表包含 256 个 4 字节的字长条目，占用 1KB 内存空间，因此必须按 1KB 边界对齐。每个条目负责映射到 4KB 的物理内存块，同时提供 4KB 或 64KB 页的基地址。

与L1 转换表类似，L2 转换表的条目分为图中3类，除了故障条目，另外两种条目为：

小页条目：对应 4KB 页，是 L2 表的基础物理段映射单元，此时L2 转换表；
大页条目：通过 “重复 16 个 L2 条目” 实现 64KB 物理段映射，平衡映射粒度与 TLB 效率。

当检测到 16 个连续、完全相同的大页条目时，会在硬件层面把它们合并成一个 64KB 的逻辑大页。
此外，由于大页条目对应的物理段是 64KB，因此对应的虚拟地址有 4 位是 L2 转换表条目索引，16位是地址偏移。小页条目的话，8 位是转换表条目索引，12位是地址偏移。

当 L1 转换表条目用于存储 L2 转换表基地址时，虚拟地址向物理地址的转换与之前类似，仅仅中间多了一个步骤，那就是需要通过 L1 转换表条目中包含的基地址信息以及虚拟地址中的 L2 转换表索引去找到 L2 转换表的条目，见下图：

内存访问权限

转换表条目除了能够实现虚拟地址向物理地址的转换，还会定义与每个页关联的多项属性，比如访问权限。
首先是访问权限，通过APX + AP来管理：

多任务时转换表的使用

在大多数使用 Cortex-A 系列处理器的系统中，会有多个应用或任务并发运行。每个任务都可以拥有自己独有的转换表，存储在物理内存中。通常，内存系统的组织方式是让虚拟地址到物理地址的映射大部分固定不变（转换表条目不会修改），这部分固定映射通常包含操作系统的代码和数据，以及各任务使用的转换表本身。

当应用启动时，操作系统会分配一组转换表条目，将该应用的代码和数据映射到物理内存。如果应用需要额外的数据空间（例如通过malloc调用），内核可以后续修改这些条目。当任务完成且应用不再运行时，内核可以删除关联的转换表条目，并为新应用复用该空间。通过这种机制，多个任务可以同时驻留在物理内存中。

在任务切换时，内核会将转换表条目切换到下一个待运行任务对应的页表。此外，休眠任务会被完全保护，防止运行中的任务访问其代码或数据 —— 这意味着MMU可以阻止运行任务访问其他任务的内存。

而之前在介绍 L1 转换表的条目时，提到了 nG（non-global，非全局）位，如果某页的nG位被置位，该页就与特定应用关联。当 MMU 执行地址转换时，会同时使用虚拟地址和ASID 值。

ASID（Address Space ID，地址空间 ID）是操作系统为每个独立任务分配的编号，取值范围为 0-255。当前任务的 ASID 值会写入 ASID 寄存器（通过 CP15 c13 访问）。当 TLB 更新且条目被标记为 “非全局” 时，ASID 值会与正常的转换信息一起存储在 TLB 条目中。后续的 TLB 查找仅在当前任务的 ASID 与条目中存储的 ASID 匹配时，才会命中该条目。