Skip to content

Latest commit

 

History

History
153 lines (92 loc) · 11.7 KB

29_MMU 基本原理详细分析.md

File metadata and controls

153 lines (92 loc) · 11.7 KB

MMU 基本原理详细分析

功能简介

MMU 的一个重要功能是使操作系统可以运行多任务，每一个独立的程序运行在自己私有的地址空间上。这些独立的程序不需要知道系统中的物理内存是如何分布的，也不需要知道哪些物理地址是实际被硬件使用的。

image-20210522141530797

我们每个应用程序中使用相同的虚拟内存地址。我们可以可以使用一段连续的虚拟内存映射，即使真实使用的物理内存是碎片的。虚拟地址空间是与物理内存映射分离的，我们可以编译、链接应用程序运行在虚拟地址空间。

下面的示例系统展示了内存的虚拟地址（VA）和物理地址（PA）视图。操作系统通过配置 MMU 来进行两种内存视图的转换。

image-20210522143203994

为了完成内存视图的转换，虚拟内存系统中的硬件必须提供地址翻译，也就是将处理器要访问的虚拟地址转换成在真实内存中的物理地址。

进行程序开发的时候，程序员、编译器和连接器使用虚拟地址，实际的硬件系统使用物理地址。

页表（Translation table）

MMU 使用虚拟地址的 最高有效位（MSB）来索引页表（Translation table）中的表项（entries），来确定哪一块内存正在被访问。MMU 转换代码和数据的虚拟地址到实际系统中的物理地址。这个转换过程由硬件自动执行，对于应用代码来说是透明的。

image-20210522144709729

除了地址转换功能，MMU 还控制了内存的访问权限，memory ordering 和每一块内存区域的缓存策略。

页表映射详解

对于一个有 MMU 的 CPU 来说，MMU 开启后，CPU 在任何时候想要访问的都是虚拟地址，这个虚拟地址发给 MMU 后，MMU 通过页表查询这个虚拟地址对应的物理地址在哪，然后从内存条里访问真实的物理内存。MMU 里面的页表地址寄存器，记录了页表本身的存放位置。

mmu_basic

一级页表映射分析

以 32 位系统举例，假设只使用一级页表，页表的每一行占用 32 bit 空间，页表内容如下所示：

行号 物理地址 是否命中 RWX 权限 user/kernel 权限
0 否
1 6 MB 是 RX U + K
2 8 MB 是 RX U + K
3 3 MB 是 RW U + K
... 省略中间行号
3GB / 4KB 0 MB 是 RX K
(3GB + 4KB) / 4KB 0 MB + 4 KB 是 RX K
...

虚拟地址访问示例

上面介绍页表时有提到，MMU 使用虚拟地址的最高有效位作为索引来查询页表，在这个例子中，MMU 使用虚拟地址的高 20 位作为页表行号的索引，下面举例分析。

访问虚拟地址 0

当 CPU 访问虚拟地址 0 时，MMU 会去查询上面页表的第 0 行（0KB/4KB = 0，VA 的高 20 位值为 0），发现第 0 行没有命中，于是此时无论是想以何种方式（读、写、执行）访问内存，都会出错，此时 MMU 会给 CPU 发送 page fault，CPU 发现访问错误就自动跳转到 fault 的代码去处理 fault。

访问虚拟地址 4K

当 CPU 访问虚拟地址 4K 时，MMU 会去查上面页表的第 1 行（4KB/4KB = 1，VA 的高 20 位值为 1），发现第一行命中，如果这个时候执行读写操作，情况如下：

  • 用户执行读或者执行，则 MMU 会去访问物理内存 6 MB 的地址，因为页表里面记录该页的读写权限是 RX

  • 用户执行写操作，由于页表里面第 1 行记录的权限是 RX，没有记录用户有写的权限，MMU 会给 CPU 发出 page fault，CPU 自动跳转到 fault 的代码去处理 fault

访问虚拟地址 8KB + 16

当 CPU 访问虚拟地址 8KB + 16 的时候，MMU 会查页表的第 2 行（8KB/4KB = 2，此时虚拟地址的高 20 位值为 2），发现第 2 行命中了物理地址 8 MB ，此时 MMU 会先检查访问权限，根据检查结果访问 8M + 16 这个物理地址。

访问虚拟地址 3GB

当 CPU 访问虚拟地址 3GB 的时候，MMU 会去查页表的第 3GB/4KB 行，表中记录该物理地址是命中了，查到相对应的物理地址是 0，于是 MMU 去访问物理地址 0。而此时由于访问权限的不同，分为两种情况：

  • CPU 在执行用户态应用程序的时候，去访问 3GB，由于页表里面记录的 U+K 权限只有 K，所以用户态程序是没有访问权限的，MMU 会向 CPU 发出 page fault，CPU 自动跳转到 fault 的代码去处理 fault
  • CPU 在执行内核态程序的时候，去访问 3GB，由于在页表里面记录的 U+K 权限有 K，所以内核是有权限访问该内存的，这种情况下 MMU 不会报错，程序正常执行

页表内存占用

从以上分析可知，在使用一级页表的情况下，每 4KB 的虚拟地址就需要页表里的一行（32 bit） 来存储其映射信息，那么在 32 位地址空间下，页表的大小就为 (4GB/4KB) * 4 byte = 4MB 。也就是说，每个页表所需要的存储空间是 4MB，这么一看似乎占用内存也不算是很多，但是你仔细想一下，内核态需要独立的页表，每个进程也都需要一个独立页表，这样算下来实在是消耗了太多内存。

在只使用一级页表的情况下，页表大小是 4MB，覆盖了整个 0 - 4GB 的虚拟地址空间，任何一个虚拟地址都可以用地址的高 20 位（页大小为 4k，低 12 位作为页内偏移）作为行号在页表中查找对应的页表项，找到对应的物理地址。

当 CPU 访问虚拟地址时，这个查表过程是由硬件 MMU 自动完成的。

页表切换

现在假设我们的操作系统中有两个进程，分别是进程 1 和进程 2，他们的页表分别如下：

  • 进程 1 的页表，物理地址在 255 MB
行号 物理地址 是否命中 RWX 权限 user/kernel 权限
0 否
1 6 MB 是 RX U + K
2 8 MB 是 RX U + K
3 3 MB 是 RW U + K
... 省略中间行号
3GB / 4KB 0 MB 是 RX K
(3GB + 4KB) / 4KB 0 MB + 4 KB 是 RX K
...
  • 进程 2 的页表，物理地址在 280 MB
行号 物理地址 是否命中 RWX 权限 user/kernel 权限
0 否
1 100 MB 是 RX U + K
2 200 MB 是 RX U + K
3 300 MB 是 RW U + K
... 省略中间行号
3GB / 4KB 0 MB 是 RX K
(3GB + 4KB) / 4KB 0 MB + 4 KB 是 RX K
...

当 CPU 在执行进程 1 的时候，操作系统会把进程 1 的页表的物理地址 255 MB，填入 MMU 的页表地址寄存器，此时进程 1 的页表生效。根据页表内容， CPU 如果访问 4 KB 这个虚拟地址的话，MMU 将会访问物理内存的 6 MB 地址。CPU 如果访问 8 KB 这个虚拟地址的话，MMU 访问物理内存的 8 MB 地址。CPU 如果访问 3 GB 这个虚拟地址的话，MMU 访问物理内存的 0 MB 地址。

当 CPU 在执行进程 2 的时候，操作系统会把进程 2 的页表的物理地址 280 MB，填入 MMU 的页表地址寄存器，此时进程2 的页表生效，进程 1 的页表失效。根据页表内容，CPU 如果访问 4 KB 这个虚拟地址的话，MMU 将会访问物理内存的 100 MB 地址。CPU 如果访问 8 KB 这个虚拟地址的话，MMU 将访问物理内存的 200 MB 地址。CPU 如果访问 3 GB 这个虚拟地址的话，MMU 访问物理内存的 0 MB 地址。

从上面的分析可以得知，进程 1 和进程 2 去访问 3 GB 虚拟地址的时候，最终 MMU 访问的物理地址都是 0 MB，这是因为在进程 1 和进程 2 这两个进程的页表中，3GB/4KB 这一项的内容是完全相同的。

多级页表映射分析

如果采用一级页表的话，每个进程都需要一个 4MB 的页表。这种方式浪费了很多内存空间用于存放页表，在实际的应用中往往使用多级页表。假设我们用虚拟地址的高 10 位作为一级页表的索引，中间 10 位作为二级页表的索引，低 12 位用于页内偏移。

此时如果 CPU 要访问虚拟地址 20，这个地址分解为 10/10/12 位的话，如下图所示：

image-20210524155029204

此时 MMU 会使用 0 作为索引去访问一级页表（一级页表的地址填入 MMU 的页表地址寄存器）的第 0 行，第 0 行的内容写的是 2MB（此时不再是内存的物理地址，而是二级页表所在的物理地址）说明二级页表的存放在物理地址的 2 MB 处，接下来 MMU 自动使用中间 10 位作为二级页表索引去查询物理地址在 2 MB 的二级页表，最终查到第 0 行这个虚拟地址对应的物理地址是 1GB，于是 MMU 去访问物理内存的 （1GB + 20） 这个物理地址。

查询过程如下图所示：

image-20210524162551654

从以上分析可知，一级页总共有 $$2^{10}$$ 即 1024 项，每一项占用 4 个字节内存，因此总内存占用为 4K。每个二级页表也是 1024 项，每项占用 4 个字节，也是 4KB。分级机制的好处在于，如果一级页表中的部分表项不命中，那么也就不需要这部分的二级页表了，于是就省掉了这部分页表所占用的内存（4KB）。

页表还可以分更多级，但无论多少级，其原理都是一致的，不同的地方就在于如何划分虚拟地址来对不同级别的页表进行索引。

在使用多级页表的时候，MMU 只需要知道一级页表的基地址即可。每次进行进程上下文切换时，把新进程的一级页表地址填入MMU 的页表基址寄存器，然后激活新页表，即可完成页表切换。

总结

虚拟地址到物理地址的转换过程，本质上就是 MMU 硬件通过页表自动查询对应物理地址的过程。操作系统中很多地方会频繁使用到虚拟地址的映射和解映射，例如：

  • 进程的创建与退出
  • 进程申请和释放内存
  • 进程访问外设时

充分理解 MMU 的静态映射规则，对后续理解操作系统的内存管理功能会有很大帮助。

参考文档

  • Programmer’s Guide for ARMv8-A
  • 宋宝华老师 MMU 最基本原理文章