接上回說；

         在中斷配置時(shí) 有一個(gè)函數(shù)  MMU_Init()  這個(gè)是MMU的初始化函數(shù)，用來初始化存儲器管理單元的 （Memory Manage Unit  ）。那這個(gè)單元是來干嘛的呢，顧名思義，用來管理存儲器的。 許多年以前，當(dāng)人們還在使用DOS或是更古老的操作系統(tǒng)的時(shí)候，計(jì)算機(jī)的內(nèi)存還非常小，一般都是以K為單位進(jìn)行計(jì)算，相應(yīng)的，當(dāng)時(shí)的程序規(guī)模也不大，所以 內(nèi)存容量雖然小，但還是可以容納當(dāng)時(shí)的程序。但催著圖形界面的興起還有用戶需求的不斷加大，應(yīng)用程序的規(guī)模也隨著膨脹起來，終于一個(gè)難題出現(xiàn)在程序員的面前，那就是應(yīng)用程序太大以至于內(nèi)存容納不下該程序，通常解決的辦法是把程序分割成許多成為覆蓋快（overlay）的片段。覆蓋筷0首先運(yùn)行。結(jié)束時(shí)他將調(diào)用另一個(gè)覆蓋塊 雖然覆蓋塊的交換是有OS完成的，但是必須先由程序員把程序進(jìn)行分割，這是一個(gè)費(fèi)時(shí)費(fèi)力的工作，而且相當(dāng)枯燥，人們必須找到更好的辦法從根本上解決這個(gè)問題。不久人們找到了一個(gè)辦法，這就是虛擬存儲器（virtual memory）技術(shù)。

           虛擬存儲器的基本思想是程序，數(shù)據(jù)，堆棧的總的大小可以超過物理存儲器的大小，操作系統(tǒng)把當(dāng)前使用的部分保留在內(nèi)存中，而把其他未使用的部分保存在磁盤上。比如對一個(gè)16MB的程序和一個(gè)內(nèi)存只有4MB的機(jī)器，OS通過選擇可以決定各個(gè)時(shí)刻將哪4M的內(nèi)容保留在內(nèi)存中，并在需要時(shí)在內(nèi)存和磁盤間交換程序片段，這樣就可以把這個(gè)16M的程序運(yùn)行在一個(gè)只有4M內(nèi)存的機(jī)器上了，而這個(gè)16M的程序在運(yùn)行前不必由程序員進(jìn)行分割。

         任何時(shí)候，計(jì)算機(jī)上都運(yùn)載一個(gè)程序能夠產(chǎn)生的地址集合，我們稱之為地址范圍。這個(gè)范圍的大小有CPU的位數(shù)決定。例如一個(gè)32位的CPU，它的地址范圍是0~0xFFFFFFFF(4G),而對于一個(gè)64位的CPU，它的地址范圍為0~0xFFFFFFFFFFFFFFFF(64T)。這個(gè)范圍就是我們的程序能夠產(chǎn)生的地址范圍，我們把這個(gè)地址范圍稱之為虛擬地址空間，該空間中的某一個(gè)地址我們稱之為虛擬地址。與虛擬地址空間和虛擬地址相對應(yīng)的則是物理地址空間和物理地址，大多數(shù)時(shí)候我們的系統(tǒng)所具備的物理地址空間只是虛擬地址空間的一個(gè)子集，這里舉一個(gè)最簡單的例子直觀的說明這兩者，對于一臺內(nèi)存為256MB的32bit x86主機(jī)來說，的虛擬地址空間范圍是0~0xFFFFFFFF(4G)，而其物理地址空間范圍是0x0~0x0FFFFFFF(256MB).在沒有使用虛擬存儲器的情況下，虛擬地址被直接送到內(nèi)存總線上，使具有相同地址的物理存儲器被讀寫。而在使用了虛擬存儲器的情況下，虛擬地址不是被直接送到內(nèi)存地址總線上的而是送到了內(nèi)存管理單元---------MMU ! ! ! ! ! ! !

        MMU是由一個(gè)或一組芯片組成，一般存在協(xié)處理器中，其功能是把虛擬地址映射為物理地址。

        大多數(shù)使用虛擬存儲器的系統(tǒng)都使用一種稱為分頁（paging）。虛擬地址空間劃分成稱為頁（page）的單位,而相應(yīng)的物理地址空間也被進(jìn)行劃分，單位 是頁框(frame).頁和頁框的大小必須相同。接下來配合圖片我以一個(gè)例子說明頁與頁框之間在MMU的調(diào)度下是如何進(jìn)行映射的

        在這個(gè)例子中我們有一臺可以生成16位地址的機(jī)器，它的虛擬地址范圍從0x0000~0xFFFF(64K),而這臺機(jī)器只有32K的物理地址，因此他可 以運(yùn)行64K的程序，但該程序不能一次性調(diào)入內(nèi)存運(yùn)行。這臺機(jī)器必須有一個(gè)達(dá)到可以存放64K程序的外部存儲器（例如磁盤或是FLASH）,以保證程序片 段在需要時(shí)可以被調(diào)用。在這個(gè)例子中，頁的大小為4K,頁框大小與頁相同（這點(diǎn)是必須保證的，內(nèi)存和外圍存儲器之間的傳輸總是以頁為單位的），對應(yīng)64K 的虛擬地址和32K的物理存儲器，他們分別包含了16個(gè)頁和8個(gè)頁框。
我們先根據(jù)上圖解釋一下分頁后要用到的幾個(gè)術(shù)語，在上面我們已經(jīng)接觸了頁和頁框，上圖中綠色部分是物理空間，其中每一格表示一個(gè)物理頁框。橘黃色部分是虛 擬空間，每一格表示一個(gè)頁，它由兩部分組成，分別是Frame Index(頁框索引)和位p（present 存在位），F(xiàn)rame Index的意義很明顯，它指出本頁是往哪個(gè)物理頁框進(jìn)行映射的，位p的意義則是指出本頁的映射是否有效，如上圖，當(dāng)某個(gè)頁并沒有被映射時(shí)（或稱“映射無 效”，F(xiàn)rame Index部分為X），該位為0，映射有效則該位為1。
      我們執(zhí)行下面這些指令（本例子的指令不針對任何特定機(jī)型，都是偽指令）
例1：
MOVE REG,0 //將0號地址的值傳遞進(jìn)寄存器REG.
虛擬地址0將被送往MMU,MMU看到該虛地址落在頁0范圍內(nèi)（頁0范圍是0到4095），從上圖我們看到頁0所對應(yīng)（映射）的頁框?yàn)?（頁框2的地址范 圍是8192到12287），因此MMU將該虛擬地址轉(zhuǎn)化為物理地址8192，并把地址8192送到地址總線上。內(nèi)存對MMU的映射一無所知，它只看到一 個(gè)對地址8192的讀請求并執(zhí)行它。MMU從而把0到4096的虛擬地址映射到8192到12287的物理地址。
例2：
MOVE REG,8192
被轉(zhuǎn)換為
MOVE REG,24576
因?yàn)樘摂M地址8192在頁2中，而頁2被映射到頁框6（物理地址從24576到28671）
例3：
MOVE REG,20500
被轉(zhuǎn)換為
MOVE REG,12308
虛擬地址20500在虛頁5（虛擬地址范圍是20480到24575）距開頭20個(gè)字節(jié)處，虛頁5映射到頁框3（頁框3的地址范圍是 12288到16383），于是被映射到物理地址12288+20=12308。
通過適當(dāng)?shù)脑O(shè)置MMU，可以把16個(gè)虛頁隱射到8個(gè)頁框中的任何一個(gè)，但是這個(gè)方法并沒有有效的解決虛擬地址空間比物理地址空間大的問題。從上圖中我們可 以看到，我們只有8個(gè)頁框（物理地址），但我們有16個(gè)頁（虛擬地址），所以我們只能把16個(gè)頁中的8個(gè)進(jìn)行有效的映射。我們看看例4會發(fā)生什么情況
MOV REG,32780
虛擬地址32780落在頁8的范圍內(nèi)，從上圖總我們看到頁8沒有被有效的進(jìn)行映射（該頁被打上X），這是又會發(fā)生什么？MMU注意到這個(gè)頁沒有被映射，于 是通知CPU發(fā)生一個(gè)缺頁故障（page fault）.這種情況下操作系統(tǒng)必須處理這個(gè)頁故障，它必須從8個(gè)物理頁框中找到1個(gè)當(dāng)前很少被使用的頁框并把該頁框的內(nèi)容寫入外圍存儲器（這個(gè)動(dòng)作被 稱為page copy），隨后把需要引用的頁（例4中是頁8）映射到剛才釋放的頁框中（這個(gè)動(dòng)作稱為修改映射關(guān)系），然后從新執(zhí)行產(chǎn)生故障的指令（MOV REG,32780）。假設(shè)操作系統(tǒng)決定釋放頁框1，那么它將把虛頁8裝入物理地址的4-8K,并做兩處修改：首先把標(biāo)記虛頁1未被映射（原來虛頁1是被 影射到頁框1的），以使以后任何對虛擬地址4K到8K的訪問都引起頁故障而使操作系統(tǒng)做出適當(dāng)?shù)膭?dòng)作（這個(gè)動(dòng)作正是我們現(xiàn)在在討論的），其次他把虛頁8對 應(yīng)的頁框號由X變?yōu)?，因此重新執(zhí)行MOV REG,32780時(shí)，MMU將把32780映射為4108。
       我們大致了解MMU在我們的機(jī)器中扮演的了什么角色以及它基本的工作內(nèi)容是什么，下面我們將舉例子說明它是如何工作的（注意，本例中的MMU并無針對某種特定的機(jī)型，它是所有MMU工作的一個(gè)抽象）。

首先明確一點(diǎn)，MMU的主要工作只有一個(gè)，就是把虛擬地址映射到物理地址。
我們已經(jīng)知道，大多數(shù)使用虛擬存儲器的系統(tǒng)都使用一種稱為分頁（paging）的技術(shù)，就象我們剛才所舉的例子，虛擬地址空間被分成大小相同的一組頁，每 個(gè)頁有一個(gè)用來標(biāo)示它的頁號（這個(gè)頁號一般是它在該組中的索引，這點(diǎn)和C/C++中的數(shù)組相似）。在上面的例子中0~4K的頁號為0，4~8K的頁號為 1，8~12K的頁號為2，以此類推。而虛擬地址（注意：是一個(gè)確定的地址，不是一個(gè)空間）被MMU分為2個(gè)部分，第一部分是頁號索引（page Index），第二部分則是相對該頁首地址的偏移量（offset）. 。我們還是以剛才那個(gè)16位機(jī)器結(jié)合下圖進(jìn)行一個(gè)實(shí)例說明，該實(shí)例中，虛擬地址8196被送進(jìn)MMU,MMU把它映射成物理地址。16位的CPU總共能產(chǎn) 生的地址范圍是0~64K,按每頁4K的大小計(jì)算，該空間必須被分成16個(gè)頁。而我們的虛擬地址第一部分所能夠表達(dá)的范圍也必須等于16（這樣才能索引到 該頁組中的每一個(gè)頁）,也就是說這個(gè)部分至少需要4個(gè)bit。一個(gè)頁的大小是4K(4096),也就是說偏移部分必須使用12個(gè)bit來表示(2^12= 4096，這樣才能訪問到一個(gè)頁中的所有地址),8196的二進(jìn)制碼如下圖所示：

該地址的頁號索引為1000（二進(jìn)制碼），即索引的頁為頁2，第二部分為000000000100（二進(jìn)制），偏移量為4。頁2中的頁框號為6（頁2映射 在頁框6，見上圖），我們看到頁框6的物理地址是24~28K。于是MMU計(jì)算出虛擬地址8196應(yīng)該被映射成物理地址24580（頁框首地址+偏移量= 24576+4=24580）。同樣的，若我們對虛擬地址1026進(jìn)行讀取，1026的二進(jìn)制碼為0000010000000010，page index=0000=0,offset=010000000010=1026。頁號為0，該頁映射的頁框號為2，頁框2的物理地址范圍是 8192~12287，故MMU將虛擬地址1026映射為物理地址9218（頁框首地址+偏移量=8192+1026=9218）
以上就是MMU的工作過程。
下面我們針對s3c2440的MMU(注1)進(jìn)行講解。
S3c2440總共有4種內(nèi)存映射方式，分別是：
1．Fault (無映射)
2．Coarse Page (粗表)
3．Section (段)
4．Fine Page (細(xì)表)
我們以Section(段)進(jìn)行說明。
ARM920T是一個(gè)32bit的CPU,它的虛擬地址空間為2^32=4G。而在Section模式，這4G的虛擬空間被分成一個(gè)一個(gè)稱為段 （Section）的單位(與我們上面講的頁在本質(zhì)上其實(shí)是一致的),每個(gè)段的長度是1M (而我們之前所使用的頁的長度是4K)。4G的虛擬內(nèi)存總共可以被分成4096個(gè)段（1M*4096=4G）,因此我們必須用4096個(gè)描述符來對這組段 進(jìn)行描述，每個(gè)描述符占用4個(gè)Byte,故這組描述符的大小為16KB (4K*4096),這4096個(gè)描述符構(gòu)為一個(gè)表格，我們稱其為Tralaton Table.

上圖是描述符的結(jié)構(gòu)

Section base address:段基地址（相當(dāng)于頁框號首地址）
AP: 訪問控制位Access Permission
Domain: 訪問控制寄存器的索引。Domain與AP配合使用，對訪問權(quán)限進(jìn)行檢查
C:當(dāng)C被置1時(shí)為write-through (WT)模式
B: 當(dāng)B被置1時(shí)為write-back (WB)模式
（C,B兩個(gè)位在同一時(shí)刻只能有一個(gè)被置1）
下面是s3c2440內(nèi)存映射后的一個(gè)示意圖：

我的s3c2440上配置的SDRSAM大小為64M,該SDRAM的物理地址范圍是0x3000 0000~0x33FF FFFF(屬于Bank 6)，由于1個(gè)Section的大小是1M,所以該物理空間可以被分成64個(gè)物理段(頁框).
在Section模式下，送進(jìn)MMU的虛擬地址(注1)被分為兩部分（這點(diǎn)和我們上面舉的例子是一樣的），這兩部分為 Descriptor Index(相當(dāng)于上面例子的Page Index)和 Offset,descript index長度為12bit(2^12=4096,從這個(gè)關(guān)系式你能看出什么？：) )，Offset長度為20bit（2^20=1M，你又能看出什么？：)）.觀察一下一個(gè)描述符（Descriptor）中的Section Base Address部分，它長度為12 bit，里面的值是該虛擬段（頁）映射成的物理段（頁框）的物理地址前12bit，由于每一個(gè)物理段的長度都是1M，所以物理段首地址的后20bit總是 為0x00000(每個(gè)Section都是以1M對齊)，確定一個(gè)物理地址的方法是 物理頁框基地址+虛擬地址中的偏移部分=Section Base Address<<20+Offset ,

,呵呵，可能你有點(diǎn)糊涂了，還是舉一個(gè)實(shí)際例子說明吧。假設(shè)現(xiàn)在執(zhí)行指令
MOV REG, 0x30000012
虛擬地址的二進(jìn)制碼為00110000 00000000 00000000 00010010
前12位是Descriptor Index= 00110000 0000=768,故在Translation Table里面找到第768號描述符，該描述的Section Base Address=0x0300,也就是說描述符所描述的虛擬段（頁）所映射的物理段（頁框）的首地址為0x3000 0000（物理段（頁框）的基地址=Section Base Address左移20bit=0x0300<<20=0x3000 0000），而Offset=000000 00000000 00010010=0x12,故虛擬地址0x30000012映射成的物理地址=0x3000 0000+0x12=0x3000 0012（物理頁框基地址+虛擬地址中的偏移）。你可能會問怎么這個(gè)虛擬地址和映射后的物理地址一樣？這是由我們定義的映射規(guī)則所決定的。在這個(gè)例子中我 們定義的映射規(guī)則是把虛擬地址映射成和他相等的物理地址。

我們這樣書寫映射關(guān)系的代碼：
void mem_mapping_linear(void)
{
    unsigned long descriptor_index, section_base, sdram_base, sdram_size;
    sdram_base=0x30000000;
    sdram_size=0x 4000000;
    for (section _base= sdram_base,descriptor_index = section _base>>20;
         section _base < sdram_base+ sdram_size;
         descriptor_index+=1;section _base +=0x100000)
    {
         *(mmu_tlb_base + (descriptor_index)) = (section _base>>20) | MMU_OTHER_SECDESC;
    }
}
上面的這段段代碼把虛擬空間0x3000 0000~0x33FF FFFF映射到物理空間0x3000 0000~0x33FF FFFF，由于虛擬空間與物理空間空間相吻合，所以虛擬地址與他們各自對應(yīng)的物理地址在值上是一致的。當(dāng)初始完Translation Table之后，記得要把Translation Table的首地址(第0號描述符的地址)加載進(jìn)協(xié)處理器CP15的Control Register2(2號控制寄存器)中,該控制寄存器的名稱叫做Translation table base (TTB) register。
以上討論的是descriptor中的Section Base Address以及虛擬地址和物理地址的映射關(guān)系,然而MMU還有一個(gè)重要的功能，那就是訪問控制機(jī)制(Access Permission )。
簡單說訪問控制機(jī)制就是CPU通過某種方法判斷當(dāng)前程序?qū)?nèi)存的訪問是否合法（是否有權(quán)限對該內(nèi)存進(jìn)行訪問），如果當(dāng)前的程序并沒有權(quán)限對即將訪問的內(nèi)存 區(qū)域進(jìn)行操作，則CPU將引發(fā)一個(gè)異常，s3c2440稱該異常為Permission fault，x86架構(gòu)則把這種異常稱之為通用保護(hù)異常（General Protection），什么情況會引起Permission fault呢？比如處于User級別的程序要對一個(gè)System級別的內(nèi)存區(qū)域進(jìn)行寫操作，這種操作是越權(quán)的，應(yīng)該引起一個(gè)Permission fault，搞過x86架構(gòu)的朋友應(yīng)該聽過保護(hù)模式（Protection Mode）,保護(hù)模式就是基于這種思想進(jìn)行工作的，于是我們也可以這么說：s3c2410的訪問控制機(jī)制其實(shí)就是一種保護(hù)機(jī)制。那s3c2440的訪問控 制機(jī)制到底是由什么元素去參與完成的呢？它們間是怎么協(xié)調(diào)工作的呢？這些元素總共有：
1．協(xié)處理器CP15中Control Register3：DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER
2．段描述符中的AP位和Domain位
3．協(xié)處理器CP15中Control Register1(控制寄存器1)中的S bit和R bit
4．協(xié)處理器CP15中Control Register5(控制寄存器5)
5．協(xié)處理器CP15中Control Register6(控制寄存器6)
DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER 是訪問控制寄存器，該寄存器有效位為32，被分成16個(gè)區(qū)域，每個(gè)區(qū)域由兩個(gè)位組成，他們說明了當(dāng)前內(nèi)存的訪問權(quán)限檢查的級別，如下圖所示：

每區(qū)域可以填寫的值有4個(gè)，分別為00,01,10,11(二進(jìn)制)，他們的意義如下所示：

00：當(dāng)前級別下，該內(nèi)存區(qū)域不允許被訪問，任何的訪問都會引起一個(gè)domain fault
01：當(dāng)前級別下，該內(nèi)存區(qū)域的訪問必須配合該內(nèi)存區(qū)域的段描述符中AP位進(jìn)行權(quán)檢查
10：保留狀態(tài)（我們最好不要填寫該值，以免引起不能確定的問題）
11：當(dāng)前級別下，對該內(nèi)存區(qū)域的訪問都不進(jìn)行權(quán)限檢查。
我們再來看看discriptor中的Domain區(qū)域，該區(qū)域總共有4個(gè)bit,里面的值是對DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中16個(gè)區(qū)域的索引.而AP位配合S bit和A bit對當(dāng)前描述符描述的內(nèi)存區(qū)域被訪問權(quán)限的說明,他們的配合關(guān)系如下圖所示:

AP位也是有四個(gè)值,我結(jié)合實(shí)例對其進(jìn)行說明.
在下面的例子中，我們的DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER都被初始化成0xFFFF BDCF,如下圖所示：

例1：
Discriptor 中的domain=4,AP=10(這種情況下S bit ,A bit 被忽略)
假設(shè)現(xiàn)在我要對該描述符描述的內(nèi)存區(qū)域進(jìn)行訪問：
由于domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，系統(tǒng)會對該訪問進(jìn)行訪問權(quán)限的檢查。
假設(shè)當(dāng)前CPU處于Supervisor模式下，則程序可以對該描述符描述的內(nèi)存區(qū)域進(jìn)行讀寫操作。
假設(shè)當(dāng)前CPU處于User模式下，則程序可以對該描述符描述的內(nèi)存進(jìn)行讀訪問，若對其進(jìn)行寫操作則引起一個(gè)permission fault.

例2：
Discriptor 中的domain=0,AP=10(這種情況下S bit ,A bit 被忽略)
domain=0,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 0的值是11，系統(tǒng)對任何內(nèi)存區(qū)域的訪問都不進(jìn)行訪問權(quán)限的檢查。
由于統(tǒng)對任何內(nèi)存區(qū)域的訪問都不進(jìn)行訪問權(quán)限的檢查，所以無論CPU處于合種模式下（Supervisor模式或是User模式），程序?qū)υ撁枋龇枋龅膬?nèi)存都可以順利地進(jìn)行讀寫操作

例3：Discriptor 中的domain=4,AP=11(這種情況下S bit ,A bit 被忽略)
由于domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，系統(tǒng)會對該訪問進(jìn)行訪問權(quán)限的檢查。
由于AP=11，所以無論CPU處于合種模式下（Supervisor模式或是User模式），程序?qū)υ撁枋龇枋龅膬?nèi)存都可以順利地進(jìn)行讀寫操作

例4：
Discriptor 中的domain=4,AP=00, S bit=0,A bit=0
由于domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，系統(tǒng)會對該訪問進(jìn)行訪問權(quán)限的檢查。
由于AP=00，S bit=0,A bit=0,所以無論CPU處于合種模式下（Supervisor模式或是User模式），程序?qū)υ撁枋龇枋龅膬?nèi)存都只能進(jìn)行讀操作，否則引起permission fault.
通過以上4個(gè)例子我們得出兩個(gè)結(jié)論：
1．對某個(gè)內(nèi)存區(qū)域的訪問是否需要進(jìn)行權(quán)限檢查是由該內(nèi)存區(qū)域的描述符中的Domain域決定的。
2．某個(gè)內(nèi)存區(qū)域的訪問權(quán)限是由該內(nèi)存區(qū)域的描述符中的AP位和協(xié)處理器CP15中Control Register1(控制寄存器1)中的S bit和R bit所決定的。

注1:對于s3c2440來說,MMU是以Modify Visual Address(MVA)進(jìn)行尋址的,這個(gè)地址是Virtual Address的一個(gè)變換,將在以后談?wù)摰竭M(jìn)程切換的時(shí)候中向大家介紹MVA