虚拟存储器的基本思想是程序，数据，堆栈的总的大小可以超过物理存储器的大小，操作系统把当前使用的部分保留在内存中，而把其他未被使用的部分保存在磁盘上。比 如对一个16MB的程序和一个内存只有4MB的机器，OS通过选择，可以决定各个时刻将哪4M的内容保留在内存中，并在需要时在内存和磁盘间交换程序片 段，这样就可以把这个16M的程序运行在一个只具有4M内存机器上了。而这个16M的程序在运行前不必由程序员进行分割。一个物理存储块（通常为一个页框）被多个逻辑页映射。
伴随着这种技术的出现，“virtual address，即VA”和“physical address， 即PA”也就出现了。一般来说，CPU看到的地址是VA，VA是有地址线来决定的。比如，s3c2410是32位的SoC，那么它的寻址空间为 2^32=4GB，那么VA空间也就是4GB。但是在嵌入式系统中，物理存储器是不会有这么大的。现在这块s3c2410的实际内存SDRAM也就 64MB，远远小于4GB。也就是说，VA4GB，PA是64MB，PA的地址空间是VA地址空间的子集。既然PA没有VA那么大，而且CPU只能看到 VA，那么CPU如何找到PA呢？这也正是MMU的基本作用之一，就是提供VA到PA的转换机制，除了硬件的支持外，软件上实际就是维护一张表，表中的内 容是VA到PA的转换法则。由于有了MMU，那么就可以实现利用VA找到实际物理内存区域。具体的转换方法将在以后介绍。
现在讨论为什么要实现VA到PA的映射。就ARM而言，系统上电后，CPU的PC指向0x00000000或者0xffff0000，这是由CPU的设计 者决定的。在这个位置，一般安排非易失性存储器地址空间，比如rom，flash等。但是flash等响应速度慢，这就称为提高系统性能的一个瓶颈。而 sdram则具有很高的响应速度，为了提高系统运行速度，可以把flash中的应用程序下载到sdram中执行，也就是一个简单的loader的功能实 现。这样就出现一个问题，ARM响应exception时，程序指针指向固定的VA，比如，假设发生了IRQ中断，那么PC执行0x00000018（如 果是高端启动，则指向0xffff0018处。）但是此处仍然为非易失性存储器，也就是说，程序的一部分仍然在flash或者rom中执行。这时可以利用 MMU，把sdram的地址映射到0x00000000起始的一片连续地址空间，而把原来flash映射到其他不相冲突的存储空间位置。例如，flash 的地址范围0x00000000－0x00ffffff，sdram的地址范围0x30000000－0x31ffffff。那么可以把sdram映射到 0x00000000－0x1fffffff（此处地址空间未被占用）。映射完成后，如果处理器异常，假设依然为IRQ中断，pc指向 0x00000018，但是pc实际上是从物理地址0x30000018处读取指令。通过mmu的映射，可以实现系统运行的加速。这个地方也可以说明 bootloader中常见的中断向量表的设置，为什么有些使用b，有些使用ldr了。这个我们在基本指令使用中有着详细的描述。
在实际的应用过程中，还可能会把两片不连续的物理地址空间分配给sdram，而在os中，习惯上把sdram的空间连续起来，方便实现动态内存管理。通过mmu可以实现不连续的物理地址空间映射为虚拟地址空间。
· 实现不同的访问权限。
结合s3c2410来分析MMU的几处硬件特点
首先看看ARM920T的框图：
可以验证前面的几个概念：
·位于中心的ARM9TDMI Processor Core发出的地址有两种，IVA和DVA，都是VA。其中I代表Instruction， D代表Data。也就是说，CPU核心看到的都是32bits的VA。
·Dcache、Icache、Dmmu、Immu看到的都是对应的MVA（modified virtual address），这个是比较复杂的地方，下面专门拿出这个来讲解。
·MMU处理后的输出地址都是对应的PA，通过AMBA Bus Interface连接到ASB总线上面。
这样，从硬件上对地址的概念就比较清晰了。也可以很明显的看出MMU的功能：将VA转换成PA。但是现在存在的一个问题是，MVA是什么，为什么要用到MVA？
可以看CP15协处理器的register 13。这个寄存器是进程识别寄存器，主要的操作如下：
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Reading from CP15 register 13 returns the value of the process identifier. Writing CP15register 13 updates the process identifier to the value in bits [31:25]. Bits [24:0] should be zero.
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寄存器的字格式为：
很清晰，ProcID为7bits，剩下的25bits should be zero，也就是可以实现2^25=32M的地址对齐。从这个道理上讲，每个进程拥有32M的MVA地址空间，而最多支持的进程数为2^7=128个。这 样，128*32M=4GB，正是全部的虚拟地址空间。但是，英文的datasheet上却并非如此，写的记录数字为64个进程，同样每个进程32M，怎 么可能达到4GB？参看下图：
我觉得上图中的63应该改为127。因为这个63处不可能对应4GB，而应该对应2GB。判断此处属于datasheet的错误。
还有，这个procID是何时，有谁写入的？有谁来维护？根据推断，在bootloader阶段，只需要一个进程就可以了，所以，procID一直都是复 位后默认的0，不需要改变。但是后面有了OS后，要想实现多进程，那么就需要对此维护了。所以procID的维护者是系统软件OS。在创建一个新进程的时 候，要把进程号写入procID。
另外，关于MVA部分的转换公式，实际上还是有疑问的。
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Addresses issued by the ARM9TDMI core in the range 0 to 32MB are translated by CP15 register13, the ProcID register. Address A becomes A + (ProcID x 32MB). It is this translated address that is seen by both the Caches and MMU. Addresses above 32MB undergo no translation.
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写成伪代码，可以参考《s3c2410完全开发》。
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if VA < 32M then
MVA = VA | (ProcID << 25)
else
MVA = VA
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thisway.diy说利用PID来生成MVA的目的是为了减少切换进程时的代价：如果两个进程占用的VA有重叠，不进行上述处理的话，当进行进程切换 时必须进行VA到PA的重新映射，这就需要重新建立页表，使无效cache和TLB等等，代价很大。但是如果进行上述处理的话，进程切换就省事多了：假设 两个进程1、2运行时的VA都是0－32M，则它们的MVA分别是 （0x02000000-0x03ffffff）、（0x04000000-0x05ffffff），前面看到的MMU、cache使用MVA而不是使用 VA，这样就不必进行重建页表等工作了。
但是这里带来的一个问题是，如果进程运行时的VA小于32M，那么根据PID的不同，可以达到4GB空间的任意部分，也就是，虽然可以避免运行VA小于 32M时的不同进程的“撞车”，但是同时带来的是VA小于32M可能与VA大于32M的进程产生了“撞车”。这样不是更为普遍吗？现在从原理上还不能理 解。翻看《ARM Architecture Reference Manual》，发现对于ARM核，如果采用MVA，那么进程切换实际上对应着Fast context switch extension，不知道原理是什么。对于研究bootloader来说，现在不设计到多进程，整个系统就是一个独立的单进程，PID就是默认的 0x0。这个问题可能要后推了。
四、提出几个问题
1、在vivi中为什么使用了MMU？是否可以不用？
这个问题已经解决。实际上，在nand flash启动的情况下，vivi中可以不使用MMU。因为一是中断向量表是放在sram里，响应速度比sdram还要快。另外，在bootloader 阶段，只有一个进程，不存在多进程的内存空间重叠的问题。也因为一个进程，所以单纯的PA就满足需求，没有必要用VA。开始时，也不需要区分访问权限。大 量的工作，比如进程切换、权限访问等等，都是在EOS中处理的。所以，这种情况下，可以不使用MMU。我把vivi中关于MMU的部分去除，编译下载，可 以正常引导内核启动，没有问题。
那么，vivi为什么要开启MMU呢？原因也是比较简单的，就是追求系统运行的高效。因为s3c2410的Icache不受MMU的影响，而Dcache 和write buffer则必须开启了MMU功能之后，才能使用。而使用Dcache和write buffer后，对系统运行速度的提高是非常明显的，后面还将通过实验来验证这一点。也就是说，在nand flash启动时，vivi使用了MMU，主要是为了获得Dcache和write buffer的使用权，借此提高系统运行的性能。
2、使用了MMU，那么软硬件是如何分工协作的？
这个基本搞清楚了，但是还有一个遗留问题。针对于s3c2410，可以分为如下几个阶段：
· 第一阶段 软件准备
MMU在软件上的实现过程，实际上就是一个查表映射的过程。建立页表（translation table）是MMU功能的重要的一步。页表就是内存的一块区域，由一个个固定格式的entry组成。其中每个entry对应一个VA到PA的转换，每一 项的长度是一个word，还可以完成访问权限和缓冲特性的限定。在软件上，就是要把这个表填好。重映射就是修改相应的entry，改变了原来的映射规则， 很简单。
这步工作是要软件提前准备的。需要注意的是，明确如何找到这个页表。对于表的查找，需要知道表的基地址和偏移地址，在cp15的register 2用于保存页表的基地址，这样就可以查找到相应的PA了。
· 第二阶段 硬件完成VA-MVA
硬件根据ARM9TDMI发出的VA和CP15的register 13来自动生成MVA。
· 第三个阶段
硬件自动实现cache查询，如果没有，则根据cp15的register 2和MVA找到translation table中的entry，实现相应的PA转换，读取内存，然后根据cache算法更新cache。也就是说，这个阶段也是硬件实现的。不过软件上对 cache要进行相应的管理，这个地方的算法相对还是比较复杂的。
综上，对单进程而言，软件操作上就是维护translation table，并且处理好cache相关操作。
五、实验
实验内容比较简单，综合了前面的串口实验，灯循环点亮实验，中断实验，nand flash实验，另外，加入了MMU功能。利用MMU功能的开启，观察灯循环点亮实验，如果开启了Dcache和write buffer，灯闪的速度明显快的多，几乎看不出间隔，而把其关闭，则还能够看出间隔。这还是在12MHz的前提下，还没有把PLL功能开启。如果把 PLL功能开启，还需要进行相应的调整。
源代码如下，完全仿照vivi的架构，另外，mmu部分基本是采用vivi的源代码，具体的分析留待vivi源代码分析时解决。其实，如果开启了 mmu，cache和write buffer是否能够合理有效的使用还是一个问题。如果使用不当，带来的问题可能会比较奇怪，而且难以解决。在这个过程中，需要对照现有的较好的代码进行 分析，总结规律，然后应用到自己的设计中去。
