vivi开发笔记: MMU分析

   这几天一直在看MMU部分，现在有了基本的认识，还不深入，解决了初级问题，并且仿照vivi完成了一个测试实例，对深入理解和验证推论的结果很有帮助。在学习的过程中，体会到几种方法还是比较实用的：

    · 从历史的角度去了解技术，梳理清楚发展主线，效率更高。
    · 采用软硬件结合的方法分析，理解更为深入。
    · 与同一爱好的朋友交流，可以发现认识的盲区，认识更为全面。
    ·应该阅读英文的Datasheet，中文翻译往往有错误，有时候是致命的，以前在c8051F020的SPI的设计中就因为这个问题研究了一周，最后才 发现中文翻译有问题，这也足以说明还是原版更具有可信度。但是呢，不要绝对化，原版也可能有错误。在阅读学习的过程中，如果理解到设计的巧妙，那么很好， 拿来使用。如果暂时不能理解，或者认为原版有错误，那么不妨持怀疑的态度进行学习，即使错了，也能学到很多东西，甚至从错误中学到的东西更多。
    · 充分利用网络资源。站在巨人的肩上可以更高更远！但是，你必须训练让自己具备找到巨人的能力！

    下面开始MMU的探讨。因为还只是处于初级阶段，本文仅就MMU的基础方面和应用作一下探讨，其中还有没有明确的地方，待解决。

一、MMU是什么？

    MMU，英文名称为Memory Manage Unit， 中文可以为“内存管理单元”，或者“存储器管理单元”。MMU是硬件设备，它与virtual memory是紧密联系在一起的。

    看一下s3c2410 datasheet Appendix 1中关于ARM920T的介绍（因为s3c2410采用的是ARM920T的处理器）。对ARM9系列处理器有如下几种：

    --ARM9TDMI（ARM9TDMI Core）
    --ARM940T（ARM9TDMI core plus cache and protection unit）
    --ARM920T（ARM9TDMI core plus cache and MMU）

    可见ARM920T具备了MMU功能部件。而且还有cache。它采用了一种变形的Harvard架构，拥有16KB的Instruction cache和16KB的Data cache，MMU和cache有密切的联系，后面会谈到。

   总之，由于s3c2410这款SoC采用了ARM920T的处理器（处理器内核为ARM9TDMI，关于这些命名的区分在前面已经讨论过了），所以拥有 了MMU和cache。有了这个硬件基础，软件上才可能使用这个功能。那么，现在的问题是，s3c2410拥有MMU，那么MMU到底有什么用呢？还是从 历史发展的角度看一下。

二、从历史发展的角度看MMU的作用

    这一部分可结合蔡于清的讲解【网址：】来看，下面的大部分内容转载此处，针对自己的理解做了一些扩充性说明。只是需要注意的是，在蔡于清此部分的讲解中，有几处小的错误，完成此部分的讲解后可以进行更正。

    MMU功能部件是与虚拟内存技术（virtual memory）紧密联系在一起的。

   第一阶段：最初，计算机内存很小，而且非常昂贵，大多数都是以KB为单位的。相应的，当时程序规模很小，不复杂，所以内存还是能够满足需求的。在看 《Linkers andLoaders》的时候，也是从这个阶段讲解，不过此书的核心视角是从Linkers和Loaders的发展来看的。也就是，计算机刚刚出现时，还 是比较简陋的，各种复杂的技术是伴随着人们需求的提高而出现的。把握住这一点，就可以从需求的角度入手探讨技术，可以分析它如何满足了这样的需求。通过这 种分析，理解上就比较简单一些了。

   第二阶段：程序规模扩大，考虑到成本问题，出现了overlay技术，也就是内存覆盖策略。基本的原理就是把程序分割成许多称为“覆盖块”的片断。覆盖 块0首先加载运行，结束时调用另一个覆盖块。覆盖块的调度是由OS来完成的，但是事先需要分割，这部分工作是程序员借助Linkers来完成的。但是毕竟 枯燥，由此带来的开销也比较大。于是进入第三个阶段。

    第三阶段：出现virtual memory。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。

    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，VA是4GB，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。

   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。【b的跳转空间只能是+-32M，而ldr可以大的多了。】

    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。

    另外一个需求就是，实现不同的运行级别，那么一些关键的代码可以设定不被普通应用程序访问。这也是通过mmu控制访问权限来实现的。

    综上三个阶段所述，可见MMU的作用主要就是两个:

    · 实现VA到PA的映射（可以因此实现方便的动态内存管理）
    · 实现不同的访问权限。

三、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：

Reading from CP15 register 13 returns the value of the process identifier. Writing CP15 register 13 updates the process identifier to the value in bits [31:25]. Bits [24:0] should be zero.

    寄存器的字格式为：

    很清晰，ProcID为7bits，剩下的25bits should bezero，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。

Addresses issued by the ARM9TDMI core in the range 0 to 32MB are translated by CP15 register 13, 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.

    写成伪代码，可以参考《s3c2410完全开发》。

if VA < 32M then
        MVA = VA | (ProcID << 25)
else
        MVA = VA

   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 ReferenceManual》，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 switchextension，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nandflash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writebuffer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nandflash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（translationtable）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translationtable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，nandflash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writebuffer，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writebuffer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。