Linux中CPU是如何訪問到內存的？--MMU最基本原理（轉）

什麼是MMU?

摘自維基百科：
   內存管理單元（英語：memory management unit，縮寫爲MMU），有時稱做分頁內存管理單元（英語：paged memory management unit，縮寫爲PMMU）。它是一種負責處理中央處理器（CPU）的內存訪問請求的計算機硬件。它的功能包括虛擬地址到物理地址的轉換（即虛擬內存管理）[1]、內存保護、中央處理器高速緩存的控制，在較爲簡單的計算機體系結構中，負責總線的仲裁以及存儲體切換（bank switching，尤爲是在8位的系統上）。
   在開始以前，但願讀者簡略讀過我以前寫的一篇文章：

操做系統總結以內存管理（除虛擬內存管理）

如下論述，皆以32位爲例

首先，假設頁表只有一級：

對於一個有MMU的CPU而言，MMU開啓後，CPU是這樣尋址的：CPU任什麼時候候，一切時候，發出的地址都是虛擬地址，這個虛擬地址發給MMU後,MMU經過頁表來在頁表裏面查出來這個虛擬地址對應的物理地址是什麼，從而去訪問外面的內存條。MMU裏面的頁表地址寄存器，記錄了頁表自己的存放位置。

分頁存儲管理將一個進程的邏輯地址空間（就是虛擬地址空間）分紅若干個大小相等的片，稱爲頁面或頁，相應地，把內存空間分紅與頁面相同大小的若干個存儲塊，稱爲（物理）塊或者頁框

如今咱們假設每一頁的大小是4KB(意思就是將虛擬地址空間和物理地址空間均分爲小塊(4KB))，以下所示：

並且假設頁表只有一級，這個頁表長成下面這個樣子，頁表的每一行是32個bit　

當CPU訪問虛擬地址0的時候，MMU會去查上面頁表的第0行，發現第0行沒有命中，因而不管以何種形式（R讀，W寫，X執行）訪問，MMU都會給CPU發出page fault，CPU自動跳到fault的代碼去處理fault。

當CPU訪問虛擬地址4KB的時候，MMU會去查上面頁表的第1行(4KB/4KB=1)，發現第1行命中，(爲何是第一行，在我上一篇文章中有講到．不過我下面也會提到，先不用着急)若是這個時候

• 用戶是執行讀或者執行，則MMU去訪問內存條的6MB這個地址，由於頁表裏面記錄該頁的權限是RX；

• 用戶是去寫4KB，因爲頁表裏面第1行記錄的權限是RX，沒有記錄你有寫的權限，MMU會給CPU發出page fault，CPU自動跳到fault的代碼去處理fault。

當CPU訪問虛擬地址8KB+16的時候，MMU會去查上面頁表的第2行(8KB/4KB=2)，發現第2行命中了物理地址8M，這個時候，MMU會訪問內存條的8MB+16這個物理地址。固然，權限檢查也是須要的。
…
當CPU訪問虛擬地址3GB的時候，MMU會去查上面頁表的第3GB/4KB行，表中記錄命中了，查到虛擬地址3GB對應的物理地址是0，因而MMU去訪問內存條上的地址0。可是，這個訪問分紅2種狀況：

• CPU在執行用戶態程序的時候，去訪問3GB，因爲頁表裏面記錄的U+K權限只有K，因此U是沒權限的，MMU會給CPU發出page fault，CPU自動跳到fault的代碼去處理fault；

• CPU在執行內核態程序的時候，去訪問3GB，因爲頁表裏面記錄的U+K權限只有K，因此K是有權限的，MMU不會給CPU發出page fault，程序正常執行。

那麼頁表到底是多大吶？

若是頁表只有1級，每4KB的虛擬地址空間就須要頁表裏面的一行（32bit），那麼CPU要覆蓋到整個4GB的虛擬內存，就須要這個頁表的大小是：

4GB/4KB *4 = 4MB

注意：頁表是無縫全覆蓋虛擬內存！！！你頁表不覆蓋全，CPU訪問虛擬地址的時候，MMU都不知道查哪裏了…

也就是說頁表的大小取決於虛擬內存的大小，他是根據虛擬內存計算出來的大小．可是物理內存又很小，因此就會致使大部分是空閒的，真正映射的區域幾乎是汪洋大海中的小島

任何一個虛擬地址都是下面的這個樣子：

• 地址的高20位，做爲頁表這個表的行號去讀對應的頁表項．
• 0~11位爲頁內偏移，2^12 == 4KB .

上面整個過程，都由MMU硬件自動完成。

如今咱們假設在Linux裏面有2個進程，一個是QQ，一個是Firefox，他們的頁表分別以下：


當CPU在執行QQ的時候，Linux會把QQ的頁表的物理地址255MB，填入MMU的頁表地址寄存器，因而這個時候，QQ的頁表生效。根據頁表內容，CPU若是訪問4KB這個虛擬地址的話，MMU訪問內存條的6MB物理地址；CPU若是訪問8KB這個虛擬地址的話，MMU訪問內存條的8MB物理地址；CPU若是訪問3GB這個虛擬地址的話，MMU訪問內存條的0MB物理地址；

當CPU在執行Firefox的時候，Linux會把Firefox的頁表的物理地址280MB，填入MMU的頁表地址寄存器，因而這個時候，Firefox的頁表生效，QQ的頁表淡出江湖。根據頁表內容，CPU若是訪問4KB這個虛擬地址的話，MMU訪問內存條的100MB物理地址；CPU若是訪問8KB這個虛擬地址的話，MMU訪問內存條的200MB物理地址；CPU若是訪問3GB這個虛擬地址的話，MMU訪問內存條的0MB物理地址。

上面咱們發現一個共同點，QQ和Firefox去訪問3GB虛擬地址的時候，最終MMU訪問的都是0MB這個物理地址，具體緣由很是簡單，QQ和Firefox，這2張頁表裏面，3GB/4KB這一行，裏面填的是徹底同樣的東東。

爲何3GB的虛擬地址對應的物理地址是是0？

在Linux下爲0的低端內存都會直接往3GB線性映射．其他系統看硬件

多級頁表

上面咱們發現，若是採用一級頁表的話，每一個進程都須要1個4MB的頁表，這個空間浪費仍是很大，並且要求連續，這顯然是不現實的．因而咱們能夠採用二級或者三級頁表。舉例以下，假設咱們用地址的高10位做爲一級頁表的索引，中間10位做爲2級頁表的索引。CPU訪問虛擬地址16，這個地址若是分解爲10/10/12位的話，就是這個樣子：

那麼MMU會用0這個下標去訪問一級頁表（一級頁表的地址填入MMU的頁表地址寄存器）的第0行，第0行的內容寫的是2MB(此處再也不是最終的物理地址，而是二級頁表的物理地址),證實二級頁表的地址在2MB，因而MMU自動去以中間的10位做爲下標，去查詢位置在2MB的二級頁表,在2級頁表裏面，最終查到第0頁(地址範圍0x00000000~0x00000FFF)這個虛擬地址的物理地址是1GB（這是本身定義的，沒有來源），因而MMU去訪問內存條的1GB+16這個物理地址。

據以上分析，1級頁表佔據的內存是2的10次方，再乘以4，即4KB。而每一個二級頁表，也是2的10次方，再乘以4，即4KB。分級機制的主要好處是，二級頁表不是必定存在了，好比一級頁表的第2行不命中，也即以下地址都無效的話：

那麼這一行對應的二級頁表，就整個都不須要了，因而就省掉了這段區間4KB二級頁表的內存佔用。頁表固然還有是三級甚至更多（LInux中採用三級頁表）。

至於有多級頁表的時候，其實MMU也只須要知道一級頁表的基地址便可。

每次切換進程的時候，把一級頁表的地址從新填入MMU，把新的進程的各個頁表激活便可。

一些概念：

• 虛擬地址：就是邏輯地址，又叫虛地址
• 分頁存儲管理將一個進程的邏輯地址空間分紅若干個大小相等的片，稱爲頁面或頁，相應地，把內存空間分紅與頁面相同大小的若干個存儲塊，稱爲（物理）塊或者頁框
• 每一個進程一個頁表，存放在物理內存．頁表的起始地址在進程未執行時，頁表的始址和頁表長度存放在本進程的PCB中;進程執行時將兩個數據裝入頁表寄存器 。MMU訪問它直接經過該頁表寄存器（物理地址）訪問

轉載自：Linux閱碼場