ARMv8-A 地址翻译技术之MMU的前世今生

Posted 2022-03-14 一口Linux

MMU的重要性不言而喻，支撑操作系统之上的各种复杂应用。但在正式讲MMU之前，我们先说说MMU的发展史，因为ARMv8-A的MMU相当复杂，直接切入正题，会显得比较枯燥。废话不多说，咱们马上开始：

一、前言：
关于虚拟内存系统的演变史，MMU在其中扮演了什么样的角色。
可以参考这一篇文章《操作系统的靠谱管家：虚拟内存》

早期计算机是没有MMU的概念的，也没有对存储器的抽象，直接将物理内存暴露给程序用。那个时候硬件资源有限，大家都勒紧裤腰带写程序，不敢多浪费一个字节。我曾经规划过一个游戏掌机的开源项目，将早期的街机游戏移植到现代硬件上。

在调研阶段我就发现，这些程序都很小，只有十几KB，但无一例外，都是对内存进行直接操作（有点类似单片机/微控制器编程）。

图 1.1 GAME BOY 掌机

但在那个年代，硬件的迭代速度不如软件快，而彼时的代码业务逻辑已经相当复杂，程序的体积呈指数级增长。

所以早期开发人员，为了使得越来越庞大的程序，能够在资源有限的硬件上运行，发明了ovelay-覆盖块技术，对程序进行分割、分段运行。

但这招治标不治本，并不能保证程序运行的足够顺畅，反而要为程序分段，增加的额外的工作量，这是一件相当痛苦的事情。所以开发人员把目光看向了硬件，决定从软硬两个方向下手。

说到这里，就不得不提一下早期的虚拟化技术。该技术的硬件虚拟化方向，为以后MMU的发展奠定了基础。

“硬件虚拟化”在狭义上是对内存、硬盘等硬件做虚拟化处理（软件为主），配合操作系统以达到分时复用的效果。1964 年，IBM 推出了大名鼎鼎的 System/360。它不仅提供了新型的操作系统，还实现了基于全硬件虚拟化(Full Hardware Virtualization)的虚拟机解决方案。

图 1.2 IBM 员工在调试机器

这其中就包括页式虚拟内存(4k 分页虚拟存储系统)、虚拟磁盘以及 TSS 分时系统。System/360 最多可提供14个虚拟机，每个虚拟机具有 256k 固定虚拟内存。有意思的是，System/360 的开发过程被视为了计算机发展史上最大的一次豪赌，为了研发 System/360，IBM 决定征召六万多名新员工，创建了五座新工厂。即便如此，当时的出货时间仍被不断顺延。

在后续的计算机发展中，内存被操作系统抽象出来，作为地址空间进行统一管理，按需分配给应用程序使用。这样作为内存的硬件细节（容量/类型/厂商/…）被操作系统隐藏了，程序只需要关心地址空间就可以。

同时操作系统引入了虚拟化技术，可以对内存进行"扩容"，本质是对内存的分时复用，让每个程序认为自己独占了整个地址空间。但是这样做效率并不高，因为操作系统需要不断地做内存搬运。并且操作系统还要为内存的管理算法，付出许多额外的计算（比如地址翻译），非常浪费性能。

所以我们就需要设计硬件，来代替一些比较繁琐复杂的流程。最好能形成标准流程化操作，这样做成的硬件，可以持续优化（GPU也是这么出现的）。

因此，MMU诞生了，它接替了操作系统内存管理的比较复杂的部分，比如地址翻译；内存访问效率，则交给了 cache（高速缓存）去做，或者提高内存总线的带宽。

在现代操作系统中，衍生了一种更先进的内存管理技术，叫做虚拟内存系统，这是对主存的一种抽象概念。它由硬件异常、物理地址翻译、主存、磁盘文件和内核软件相互配合，共同组成。

虚拟内存系统主要提供了三种能力：一、提供主存的高速缓存，加快内存访问速度(高速缓存)；二、为每个进程提供一致的地址空间，从而简化内存管理；三、防止每个进程的地址空间被其他进程所破坏(内存保护)。

图 1.3 虚拟内存系统简易图

MMU的作用，就是将虚拟地址翻译成物理地址。简单来说，CPU会生成一个虚拟地址(Virtual Address)来访问主存（这个地址实际上是操作系统来产生的，最后交给CPU执行）。访问之前，需要先将虚拟地址转换为物理地址，这个过程称作为地址转换（地址映射/地址翻译）。

为进行此操作，需要CPU硬件和操作系统合作，通过内存管理单元(Memory Management Unit)上的硬件翻译地址，来完成虚拟地址到物理地址的转换。MMU利用存储在主存上的查询表(translation table)来翻译虚拟地址，该表的内容由操作系统维护和管理。

图 1.4 MMU地址翻译/转换简化流程

说到这里，你可能对MMU的描述感到云里雾里，但不要紧，接下来我们会对它抽丝剥茧，一点点讲清楚。不过我们还需要对操作系统的虚拟内存系统，做一些更详细的讲解，这样再看MMU，就会非常轻松了。记住，这个先后顺序非常重要。

二、虚拟内存系统的原理：

这里我们只探讨虚拟内存系统如何管理虚拟内存的，关于cache部分，我们另说。

一般虚拟内存系统会将虚拟内存，划分为固定大小的块（又叫做最小粒度，一般有4KB、16KB、64KB等大小，其中4KB最流行），这个块我们称作为虚拟页(Virtual Page简称VP)，同理将物理内存划分为物理页(Physical Page简称PP)，也叫页帧(Page Frame)。

每个虚拟页的首地址，会被维护在一个表内，这个表叫做查询表或页表(Page Table，简称PT)，页表内的每一个条目，被称为页表项(Page Table Entry，简称PTE)。

这个页表可能有多级，一般来说，级数越多，能覆盖的虚拟地址范围就越大。在多级页表当中，除最后一级页表之外的所有页表，它的页表项存放的不一定是物理页，也可能是下一级页表的地址。

图 2.1 虚拟内存系统的地址翻译/转换流程

在这个基础上，虚拟系统会产生一个虚拟地址，由虚页号+页偏移组成。 虚页号存放的一般是页表项的偏移地址（也可能是多级页表的组合），通过对页表的不断查询，最后找到对应的物理页（的首地址），然后加上虚拟地址的页偏移，就能顺利计算出真实的物理地址。如图2.2所示：

图 2.2 虚拟内存系统的地址翻译/转换详细流程

这个流程，可以用一个很恰当的例子去描述，就是在地图软件上找一个地方儿。

以我在地图上找酒店入住为例，目的地在“四川省-成都市-青羊工业区-成飞路-5号”。于是，我通过手机软件，找到一家到酒店，位置是“四川省-成都市-青羊工业区-成飞路10号”。

哎~，有意思的地方来了， 现在我们以虚拟内存系统的概念，去套这个地址。

首先说虚拟地址（映射为我们生活上划分的位置）。“四川省”是一级页表项的偏移地址，一级页表的范围最大，它有好多个城市（页表项）；“成都市”是二级页表项的偏移地址，二级页表的范围次之，它有好多个区（页表项）；“青羊工业区”是三级页表项的偏移地址，三级页表的范围已经很小了，但是它也有好多条路（页表项）；成飞路就是四级页表项的偏移地址，通过访问成飞路这个页表项，就可以找到它代表的物理页，里面有很多地址（也就是门牌号），目的地在5号，我要住的酒店在10号。

再说对应物理地址。这里从地理角度讲，可以划分为不同的坐标，这里我们就把四川省划分为同等大小的区域，正好被虚拟地址规定的几级页表瓜分。这个区域（路）就是物理页，假设坐标的最小寻址单位，就是通过门牌号寻址。现在，我们再变化一下图2.2，那么你就可以清晰的认识这个过程了。如图2.3（一定要好好观察，并结合我上面的文字走一遍这个流程，图中的每一个箭头都有意义，应该好好研究）：

图 2.3 类比地址转换

同样的道理和方法，就可以找到我酒店的位置，是不是没有想象中那么复杂？而MMU的工作，主要就是做地址的转换、翻译。在这里，虚拟内存系统主要扮演的角色，维护多级页表，控制虚拟地址的映射范围。虚拟系统一般是操作系统的组成部分，这部分工作，也可以说是操作系统帮我们做了。MMU只需要不停地从页表里逐级查找，得到最后的物理页，然后结合虚拟的地址后半部分的页偏移，计算真实的物理地址。

不知道大家有没有注意到，上面我说过，“最后一级页表前的所有页表，它的页表项存放的不一定是物理页，也可能是下一级页表的“页表项的偏移””，反过来讲，每一级页表项，都可以存放物理页和下一级页表的地址，这里我们给存放物理页的页表项叫做块（Block Entry，简称BE）；给存放下一级页表地址的页表项叫做TE（Table Entry，简称TE，中文不知道叫啥）。不同的是，每一级页表项存放的块，它的大小是不同的。一般一级页表的块最大，之后逐级递减。

最后，大家可以思考一下，页表级数、块大小的不同，会对地址翻译产生什么样的影响？如果我的CPU只有32位，但是我想实现大于32位地址范围的虚拟地址访问，又该如何操作？

今天先讲到这个，以上全当一道开胃菜儿。关于MMU的故事，我们娓娓道来。关于我上面提出的问题，我们将在下一篇文章揭晓，并为大家介绍ARM的MMU是如何工作的。