MMU与CACHE

ARM920T的MMU与Cache目录虚拟地址和物理地址的概念虚拟内存管理ARM920T的CP15协处理器MMUCache操作MMU和Cache的内核启动代码参考资料索引虚拟地址和物理地址的概念CPU通过地址来访问内存中的单元，地址有虚拟地址和物理地址之分，如果CPU没有MMU（MemoryManagementUnit，内存管理单元），或者有MMU但没有启用，CPU核在取指令或访问内存时发出的地址将直接传到CPU芯片的外部地址引脚上，直接被内存芯片（以下称为物理内存，以便与虚拟内存区分）接收，这称为物理地址（PhysicalAddress，以下简称PA），如下图所示。图1.物理地址示意图如果CPU启用了MMU，CPU核发出的地址将被MMU截获，从CPU到MMU的地址称为虚拟地址（VirtualAddress，以下简称VA），而MMU将这个地址翻译成另一个地址发到CPU芯片的外部地址引脚上，也就是将虚拟地址映射成物理地址，如下图所示[1]。图2.虚拟地址示意图MMU将虚拟地址映射到物理地址是以页（Page）为单位的，对于32位CPU通常一页为4K。例如，虚拟地址0xb7001000~0xb7001fff是一个页，可能被MMU映射到物理地址0x2000~0x2fff，物理内存中的一个物理页面也称为一个页框（PageFrame）。虚拟内存管理现代操作系统充分利用MMU提供的VA到PA的映射机制来做内存管理，以下称为虚拟内存管理（VirtualMemoryManagement）。首先看下面的例子：例1.进程的地址空间这是bash进程的虚拟地址空间，32位CPU的虚拟地址空间是4GB，也就是0x00000000-0xffffffff，该进程占用的地址范围近似为0x00000000-0xbfffffff，地址范围0xc0000000-0xffffffff由内核占用，用户进程不允许访问。在这个bash进程的地址空间中，从0x08048000开始的668K的权限为r-x--，表示代码段，从0x080ef000开始的24K的权限是rw---，表示数据段，从0x080f5000开始的2056K的权限也是rw---，但是没有对应任何磁盘文件，而是用[anon]（anonymous，匿名）来表示，这是堆所占的空间，从0xb7c6d000开始是共享库和资源文件的映射空间，每个共享库也分为代码段和数据段，用不同的权限表示，可以看到，从堆空间到下面的共享库映射空间之间有很大的地址空洞，最末从0xbfad4000开始的84K是栈空间。为什么需要虚拟内存管理呢？可以从以下几个方面来理解。第一，让每个进程有独立的地址空间是引入虚拟内存管理的最主要目的。所谓独立的地址空间是指，不同进程中的同一个VA被MMU映射到不同的PA，并且在某一个进程中访问任何地址都不可能访问到另外一个进程的数据，这样使得任何一个进程由于程序BUG或恶意代码所导致的非法内存访问都不会意外改写其它进程的数据，不会影响其它进程的运行，从而保证了整个系统的稳定性。另一方面，每个进程都认为自己独占4GB的地址空间，编写程序会比较方便，不必为每个进程分配一个地址范围，而是每个进程都可以使用一个完整的地址空间中的任何地址。我们继续用上面的例子来理解，再打开一个shell窗口，用pmap命令看一下这个新的bash进程的地址空间，可以发现和刚才的地址空间布局差不多：该进程也占用了0x00000000-0xbfffffff的地址空间，代码段也是从0x08048000开始的668K，数据段也是从0x080ef000开始的24K，共享库的内存布局也差不多。这个进程和刚才的例子是同一个系统中同时运行着的两个进程，它们都认为自己占有0x00000000-0xbfffffff的地址空间，并且它们的数据段的地址范围是重合的，但是两个进程各自干各自的事情，显然数据段中的数据是不同的，正是因为不同进程中的同一个VA被映射到了不同的PA，所以两个进程的数据段其实是在不同的物理地址上，如下图所示。图4.进程地址空间是独立的从图中还可以看到，两个进程都是bash进程，代码段是一样的，并且代码段是只读的，不会被改写，因此操作系统会安排两个进程的代码段共享相同的物理内存。由于每个进程都有自己的一套VA到PA的映射表，整个地址空间中的任何VA都在每个进程自己的映射表中查找相应的物理地址，因此不可能访问到其它进程的地址，也就没有可能意外改写其它进程的数据。第二，引入VA到PA的映射也会给分配和释放内存带来方便，物理上不连续的空间可以映射为逻辑上连续的虚拟地址空间。比如要malloc一块很大的内存空间，而物理内存虽然有足够的空闲内存，却没有足够大的连续空闲内存，这时就可以分配多个不连续的物理页面，而映射为连续的虚拟地址范围。如下图所示。图5.不连续的PA可以映射为连续的VA第三，一个系统如果同时运行着很多进程，为各进程分配的内存之和可能会大于实际可用的物理内存，虚拟内存管理使得这种情况下各进程仍然能够正常运行。因为各进程分配的只不过是虚拟内存的页，这个页的内容可以映射到物理内存的页框，也可以临时保存到磁盘上而不占用物理内存的页框，磁盘上这一部分称为交换设备（SwapDevice），可能是一个磁盘分区，也可能是一个磁盘文件。当物理内存不够时将物理内存中不常用的页框临时保存到磁盘上，而当用到这些页框时再从磁盘加载回内存，这称为换页（Paging）因此：系统中可分配的内存总量=物理内存的大小+交换设备的大小如下图所示。第一张图是换出（Pageout），将物理页面的内容保存到磁盘，并解除地址映射，释放物理页面。第二张图是换入（Pagein），从空闲的物理页面中分配一个，将磁盘暂存的页面加载回内存，并建立地址映射。图6.换页第四，虚拟内存管理可以控制物理页面的访问权限。物理内存本身是不限制访问的，任何地址都可以读写，而操作系统要求实现各种不同的访问权限，在先前的例子中我们已经看到，代码段要求是rx的，数据段要求是rw的，用户进程不能访问属于内核的地址空间，这些都是操作系统和MMU配合实现的。MMU中还实现了一种访问限制是关于Cache的。Cache（高速缓存）是CPU内的一小块高速RAM，用来缓存最近访问过的内存数据，CPU访问Cache的速度是访问内存速度的数十倍，所以有效地利用Cache可以大大提高计算机的整体性能。CPU核要访问数据时首先发出VA，Cache利用VA查找相应的数据有没有被缓存[2]，如果有就通知CPU核，如果是读操作就直接将Cache中的数据传给CPU核中的寄存器，如果是写操作就直接改写Cache中的数据，而不需要访问物理内存。但是，有些VA所对应的PA并不是物理内存中的地址而是设备寄存器的地址，对这些寄存器进行读写并不是为了保存数据，而是对设备做特殊操作，这种VA通常是不允许缓存的，因为如果缓存了，对VA的读写将只在Cache中起作用，而不会传到设备寄存器对设备进行操作。以串口的收发寄存器为例，如果收发寄存器地址被缓存了会出现什么问题呢？如下图所示。如果发送寄存器的地址被缓存起来，CPU核往发送寄存器的地址做写操作都写到Cache中去了，发送寄存器并没有及时得到数据，也就不能及时发送，此外，CPU核先后发出的1、2、3三个数据都会写到Cache中的同一个地址，最后Cache中只保存了第3个数据，如果这时Cache的数据写回到发送寄存器去，只能把第3个数据发送出去，前两个数据就丢失了。与此类似，如果接收寄存器的地址被缓存起来，CPU核在读第1个数据时，Cache会从接收寄存器读进来缓存，然而接收寄存器后面收到2、3两个数据Cache并不知道，因为Cache把接收寄存器当作内存，并且相信内存中的数据是不会自己变的，所以以后每次CPU核读接收寄存器时，Cache都提供给CPU核第1个数据。ARM920T的CP15协处理器ARM920T的MMU和Cache都集成在CP15协处理器中，MMU和Cache的联系非常密切，本节首先从总体上介绍MMU、Cache和CPU核是如何协同工作的，后面两节分别讲解MMU和Cache的细节。三星公司的S3C2410是一种很常见的采用ARM920T的芯片，涉及到具体的芯片时我们以S3C2410为例。以下是CP15协处理器的寄存器列表（摘自[S3C2410用户手册]），和CPU核的r0到r15寄存器一样，协处理器寄存器也是用0到15来编号，在指令中用4个bit来表示寄存器编号，有些协处理器寄存器有影子寄存器，这种情况下对同一个编号的寄存器使用不同的选项读或者写实际上访问的是不同的寄存器，后文用到某个寄存器时会详细说明它的功能。表1.CP15协处理器的寄存器列表对CP15协处理器的操作使用mcr和mrc两条协处理器指令，这两条指令的记法是从后往前看：mcr是把r（CPU核寄存器）中的数据传送到c（协处理器寄存器）中，mrc则是把c（协处理器寄存器）中的数据传送到r（CPU核寄存器）中。对CP15协处理器的所有操作都是通过CPU核寄存器和CP15寄存器之间交换数据来完成的。下图是协处理器的指令格式（摘自[S3C2410用户手册]）。图8.协处理器指令格式和其它ARM指令一样，Cond是条件码，bit20是L位，表示该指令是读还是写，如果L=1就表示Load，从外面读到CPU核中，也就是mrc指令，如果L=0就表示Store，也就是mcr指令。[11:8]这四个位是协处理器编号，CP15的编号是15，因此是4个1。CRn是CP15寄存器编号，Rd是CPU核寄存器编号，各占4个位。对于CP15协处理器，规定opcode1应该为0，opcode2和CRm是指令的选项，具体含义取决于不同的寄存器。虽然这里介绍了协处理器的寄存器编号和相关指令，但读者只需了解对协处理器是这样进行操作的就可以了，我们的重点是讲解MMU和Cache的基本概念，具体各种操作的指令该怎么写可以参考[S3C2410用户手册]。MMU是如何把VA映射成PA的呢？从图4“进程地址空间是独立的”来看，好像是有一张VA转PA的表，给一个VA查表就可以查到PA，实际上并不是这么简单，通常要有一个多级的查表过程，对于ARM体系结构是两级查表，对于一些64位体系结构则需要更多级。看下面的图示。图9.TranslationTableWalk首先将32位的VA[3]分成三段，前两段[31:20]和[19:12]作为两次查表的索引，第三段[11:0]作为页内的偏移。查表的步骤如下：1CP15协处理器的TTB寄存器（看看表1“CP15协处理器的寄存器列表”中这是第几个寄存器？C2）中保存着第一级页表（TranslationTable）的基地址，这个基地址指的是PA，也就是说页表是直接按这个地址存在物理内存中的。2以TTB中的内容为基地址，以VA[31:20]为索引在表中查出一项（想一下这个表中一共有多少项？4096项），这个表项中保存着第二级页表（CoarsePageTable）的基地址，同样是物理地址，也就是说第二级页表也是直接按这个地址存在物理内存中的。3以VA[19:12]为索引在第二级页表中查出一项（想一下这个表中一共有多少项？256项），这个表项中就保存着物理页面的基地址，先前我们说虚拟内存管理是以页为单位的，一个虚拟内存的页映射到一个物理内存的页框，从这里就可以得到印证，因为查表是以页为单位来查的。4有了物理页面的基地址之后，加上VA[11:0]这个偏移量就可以取出相应地址上的数据（想一下一个页是多少字节？4K）。这个过程称为TranslationTableWalk，Walk这个词用得非常形象。从TTB走到一级页表，又走到二级页表，又走到物理页面，一次寻址其实是三次访问物理内存。注意这个“走”的过程完全是硬件做的，每次CPU寻址时MMU就自动完成以上四步，不需要编写指令指示MMU去做，前提是操作系统要维护页表项的正确性，每次分配内存时填写相应的页表项，每次释放内存时清除相应的页表项，在必要的时候分配或释放整个页表。有了以上基本概念，我们来看