ARM七种运转形式的权限

处理器形式拜访的权限，是由MCU中相应的外围模块决议，详细如下：

MMU,全称Memory Manage Unit, 中文名——存储器办理单元。

许多年曾经，当人们还在运用DOS或是更陈旧的操作体系的时分，核算机的内存还十分小，一般都是以K为单位进行核算，相应的，其时的程序规划也不大，所以内存容量尽管小，但仍是能够包容其时的程序。但随着图形界面的鼓起还用用户需求的不断增大，应用程序的规划也随之膨胀起来，总算一个难题呈现在程序员的面前，那便是应用程序太大以至于内存包容不下该程序，一般处理的办法是把程序切割成许多称为掩盖块（overlay）的片段。掩盖块0首要运转，结束时他将调用另一个掩盖块。尽管掩盖块的交流是由OS完结的，可是有必要先由程序员把程序先进行切割，这是一个费时吃力的作业，并且恰当单调。人们有必要找到更好的办法从根本上处理这个问题。不久人们找到了一个办法，这便是虚拟存储器(virtual memory).虚拟存储器的根本思维是程序，数据，仓库的总的巨细能够超越物理存储器的巨细，操作体系把当时运用的部分保存在内存中，而把其他未被运用的部分保存在磁盘上。比方对一个16MB的程序和一个内存只要4MB的机器，OS经过挑选，能够决议各个时间将哪4M的内容保存在内存中，并在需求时在内存和磁盘间交流程序片段，这样就能够把这个16M的程序运转在一个只具有4M内存机器上了。而这个16M的程序在运转前不用由程序员进行切割。

任何时分，核算机上都存在一个程序能够发生的地址调集，咱们称之为地址规模。这个规模的巨细由CPU的位数决议，例如一个32位的CPU，它的地址规模是0~0xFFFFFFFF (4G),而关于一个64位的CPU，它的地址规模为0~0xFFFFFFFFFFFFFFFF (64T).这个规模便是咱们的程序能够发生的地址规模，咱们把这个地址规模称为虚拟地址空间，该空间中的某一个地址咱们称之为虚拟地址。与虚拟地址空间和虚拟地址相对应的则是物理地址空间和物理地址，大多数时分咱们的体系所具有的物理地址空间仅仅虚拟地址空间的一个子集，这儿举一个最简略的比方直观地阐明这两者，关于一台内存为256MB的32bit x86主机来说，它的虚拟地址空间规模是0~0xFFFFFFFF（4G）,而物理地址空间规模是0x000000000~0x0FFFFFFF（256MB）。

在没有运用虚拟存储器的机器上，虚拟地址被直接送到内存总线上，使具有相同地址的物理存储器被读写。而在运用了虚拟存储器的情况下，虚拟地址不是被直接送到内存地址总线上，而是送到内存办理单元——MMU（主角总算呈现了：]）。他由一个或一组芯片组成，一般存在与协处理器中，其功用是把虚拟地址映射为物理地址。

大多数运用虚拟存储器的体系都运用一种称为分页（paging）。虚拟地址空间区分红称为页（page）的单位,而相应的物理地址空间也被进行区分，单位是页框(frame).页和页框的巨细有必要相同。接下来合作图片我以一个比方阐明页与页框之间在MMU的调度下是怎样进行映射的

在这个比方中咱们有一台能够生成16位地址的机器，它的虚拟地址规模从0x0000~0xFFFF(64K),而这台机器只要32K的物理地址，因而他能够运转64K的程序，但该程序不能一次性调入内存运转。这台机器有必要有一个到达能够寄存64K程序的外部存储器（例如磁盘或是FLASH）,以确保程序片段在需求时能够被调用。在这个比方中，页的巨细为4K,页框巨细与页相同（这点是有必要确保的，内存和外围存储器之间的传输总是以页为单位的），对应64K的虚拟地址和32K的物理存储器，他们别离包含了16个页和8个页框。

咱们先依据上图解释一下分页后要用到的几个术语，在上面咱们现已触摸了页和页框，上图中绿色部分是物理空间，其间每一格表明一个物理页框。橘黄色部分是虚拟空间，每一格表明一个页，它由两部分组成，别离是Frame Index(页框索引)和位p（present 存在位），Frame Index的意义很明显，它指出本页是往哪个物理页框进行映射的，位p的意义则是指出本页的映射是否有用，如上图，当某个页并没有被映射时（或称“映射无效”，Frame Index部分为X），该位为0，映射有用则该位为1。

咱们履行下面这些指令（本比方的指令不针对任何特定机型，都是伪指令）

例1：

MOVE REG,0 //将0号地址的值传递进寄存器REG.

虚拟地址0将被送往MMU,MMU看到该虚地址落在页0规模内（页0规模是0到4095），从上图咱们看到页0所对应（映射）的页框为2（页框2的地址规模是8192到12287），因而MMU将该虚拟地址转化为物理地址8192，并把地址8192送到地址总线上。内存对MMU的映射一窍不通，它只看到一个对地址8192的读恳求并履行它。MMU从而把0到4096的虚拟地址映射到8192到12287的物理地址。

例2：

MOVE REG,8192

被转换为

MOVE REG,24576

因为虚拟地址8192在页2中，而页2被映射到页框6（物理地址从24576到28671）

例3：

MOVE REG,20500

被转换为

MOVE REG,12308

虚拟地址20500在虚页5（虚拟地址规模是20480到24575）距最初20个字节处，虚页5映射到页框3（页框3的地址规模是 12288到16383），所以被映射到物理地址12288+20=12308。

经过恰当的设置MMU，能够把16个虚页隐射到8个页框中的任何一个，可是这个办法并没有有用的处理虚拟地址空间比物理地址空间大的问题。从上图中咱们能够看到，咱们只要8个页框（物理地址），但咱们有16个页（虚拟地址），所以咱们只能把16个页中的8个进行有用的映射。咱们看看例4会发生什么情况

MOV REG,32780

虚拟地址32780落在页8的规模内，从上图总咱们看到页8没有被有用的进行映射（该页被打上X），这是又会发生什么？MMU留意到这个页没有被映射，所以告诉CPU发生一个缺页毛病（page fault）.这种情况下操作体系有必要处理这个页毛病，它有必要从8个物理页框中找到1个当时很少被运用的页框并把该页框的内容写入外围存储器（这个动作被称为page copy），随后把需求引证的页（例4中是页8）映射到方才开释的页框中（这个动作称为修正映射联系），然后从头履行发生毛病的指令（MOV REG,32780）。假定操作体系决议开释页框1，那么它将把虚页8装入物理地址的4-8K,并做两处修正：首要把符号虚页1未被映射（本来虚页1是被影射到页框1的），以使今后任何对虚拟地址4K到8K的拜访都引起页毛病而使操作体系做出恰当的动作（这个动作正是咱们现在在评论的），其次他把虚页8对应的页框号由X变为1，因而从头履行MOV REG,32780时，MMU将把32780映射为4108。

咱们大致了解了MMU在咱们的机器中扮演了什么人物以及它根本的作业内容是什么，下面咱们将举比方阐明它究竟是怎样作业的（留意，本例中的MMU并无针对某种特定的机型，它是一切MMU作业的一个笼统）。

首要清晰一点，MMU的首要作业只要一个，便是把虚拟地址映射到物理地址。

咱们现已知道，大多数运用虚拟存储器的体系都运用一种称为分页（paging）的技能，就象咱们方才所举的比方，虚拟地址空间被分红巨细相同的一组页，每个页有一个用来标明它的页号（这个页号一般是它在该组中的索引，这点和C/C++中的数组类似）。在上面的比方中0~4K的页号为0，4~8K的页号为1，8~12K的页号为2，以此类推。而虚拟地址（留意：是一个确认的地址，不是一个空间）被MMU分为2个部分，榜首部分是页号索引（page Index），第二部分则是相对该页首地址的偏移量（offset）. 。咱们仍是以方才那个16位机器结合下图进行一个实例阐明，该实例中，虚拟地址8196被送进MMU,MMU把它映射成物理地址。16位的CPU一共能发生的地址规模是0~64K,按每页4K的巨细核算，该空间有必要被分红16个页。而咱们的虚拟地址榜首部分所能够表达的规模也有必要等于16（这样才干索引到该页组中的每一个页）,也便是说这个部分至少需求4个bit。一个页的巨细是4K(4096),也便是说偏移部分有必要运用12个bit来表明(2^12=4096，这样才干拜访到一个页中的一切地址),8196的二进制码如下图所示：

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该地址的页号索引为0010（二进制码），既索引的页为页2，第二部分为000000000100（二进制），偏移量为4。页2中的页框号为6（页2映射在页框6，见上图），咱们看到页框6的物理地址是24~28K。所以MMU核算出虚拟地址8196应该被映射成物理地址24580（页框首地址+偏移量=24576+4=24580）。相同的，若咱们对虚拟地址1026进行读取，1026的二进制码为0000010000000010，page index=0000=0,offset=010000000010=1026。页号为0，该页映射的页框号为2，页框2的物理地址规模是8192~12287，故MMU将虚拟地址1026映射为物理地址9218（页框首地址+偏移量=8192+1026=9218）

以上便是MMU的作业进程。

下面咱们针对s3c2410的MMU(注1)进行解说。

S3c2410一共有4种内存映射办法，别离是：

1．Fault (无映射)

2．Coarse Page (粗表)

3．Section (段)

4．Fine Page (细表)

咱们以Section(段)进行阐明。

ARM920T是一个32bit的CPU,它的虚拟地址空间为2^32=4G。而在Section形式，这4G的虚拟空间被分红一个一个称为段（Section）的单位(与咱们上面讲的页在本质上其实是共同的),每个段的长度是1M (而咱们之前所运用的页的长度是4K)。4G的虚拟内存一共能够被分红4096个段（1M*4096=4G）,因而咱们有必要用4096个描绘符来对这组段进行描绘，每个描绘符占用4个Byte,故这组描绘符的巨细为16KB (4K*4096),这4096个描绘符构为一个表格，咱们称其为Tralaton Table.

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上图是描绘符的结构

Section base address:段基地址（恰当于页框号首地址）

AP: 拜访操控位Access Permission

Domain: 拜访操控寄存器的索引。Domain与AP合作运用，对拜访权限进行查看

C:当C被置1时为write-through (WT)形式

B: 当B被置1时为write-back (WB)形式

（C,B两个位在同一时间只能有一个被置1）

下面是s3c2410内存映射后的一个示意图：

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我的s3c2410上装备的SDRSAM巨细为64M,该SDRAM的物理地址规模是0x3000 0000~0x33FF FFFF(归于Bank 6)，因为1个Section的巨细是1M,所以该物理空间能够被分红64个物理段(页框)。

在Section形式下，送进MMU的虚拟地址(注1)被分为两部分（这点和咱们上面举的比方是相同的），这两部分为 Descriptor Index(恰当于上面比方的Page Index)和 Offset,descript index长度为12bit(2^12=4096,从这个联系式你能看出什么？：) )，Offset长度为20bit（2^20=1M，你又能看出什么？：)）.调查一下一个描绘符（Descriptor）中的Section Base Address部分，它长度为12 bit，里边的值是该虚拟段（页）映射成的物理段（页框）的物理地址前12bit，因为每一个物理段的长度都是1M，所以物理段首地址的后20bit总是为0x00000(每个Section都是以1M对齐)，确认一个物理地址的办法是 物理页框基地址+虚拟地址中的偏移部分=Section Base Address<<20+Offset ,呵呵，或许你有点糊涂了，仍是举一个实践比方阐明吧。假定现在履行指令

MOV REG, 0x30000012

虚拟地址的二进制码为00110000 00000000 00000000 00010010

前12位是Descriptor Index= 00110000 0000=768,故在Translation Table里边找到第768号描绘符，该描绘的Section Base Address=0x0300,也便是说描绘符所描绘的虚拟段（页）所映射的物理段（页框）的首地址为0x3000 0000（物理段（页框）的基地址=Section Base Address左移20bit=0x0300<<20=0x3000 0000），而Offset=000000 00000000 00010010=0x12,故虚拟地址0x30000012映射成的物理地址=0x3000 0000+0x12=0x3000 0012（物理页框基地址+虚拟地址中的偏移）。你或许会问怎样这个虚拟地址和映射后的物理地址相同？这是由咱们界说的映射规矩所决议的。在这个比方中咱们界说的映射规矩是把虚拟地址映射成和他持平的物理地址。咱们这样书写映射联系的代码：

上面的这段段代码把虚拟空间0x3000 0000~0x33FF FFFF映射到物理空间0x3000 0000~0x33FF FFFF，因为虚拟空间与物理空间空间相吻合，所以虚拟地址与他们各自对应的物理地址在值上是共同的。当初始完Translation Table之后，记住要把Translation Table的首地址(第0号描绘符的地址)加载进协处理器CP15的Control Register2(2号操控寄存器)中,该操控寄存器的称号叫做Translation table base (TTB) register。

以上评论的是descriptor中的Section Base Address以及虚拟地址和物理地址的映射联系,但是MMU还有一个重要的功用，那便是拜访操控机制(Access Permission )。

简略说拜访操控机制便是CPU经过某种办法判别当时程序对内存的拜访是否合法（是否有权限对该内存进行拜访），假如当时的程序并没有权限对行将拜访的内存区域进行操作，则CPU将引发一个反常，s3c2410称该反常为Permission fault，x86架构则把这种反常称之为通用维护反常（General Protection），什么情况会引起Permission fault呢？比方处于User等级的程序要对一个System等级的内存区域进行写操作，这种操作是越权的，应该引起一个Permission fault，搞过x86架构的朋友应该听过维护形式（Protection Mode）,维护形式便是依据这种思维进行作业的，所以咱们也能够这么说：s3c2410的拜访操控机制其实便是一种维护机制。那s3c2410的拜访操控机制到底是由什么元素去参加完结的呢？它们间是怎样和谐作业的呢？这些元素一共有：

1．协处理器CP15中Control Register3：DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER

2．段描绘符中的AP位和Domain位

3．协处理器CP15中Control Register1(操控寄存器1)中的S bit和R bit

4．协处理器CP15中Control Register5(操控寄存器5)

5．协处理器CP15中Control Register6(操控寄存器6)

DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER 是拜访操控寄存器，该寄存器有用位为32，被分红16个区域，每个区域由两个位组成，他们阐明了当时内存的拜访权限查看的等级，如下图所示：

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每区域能够填写的值有4个，别离为00,01,10,11(二进制)，他们的意义如下所示：

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00：当时等级下，该内存区域不答应被拜访，任何的拜访都会引起一个domain fault

01：当时等级下，该内存区域的拜访有必要合作该内存区域的段描绘符中AP位进行权查看

10：保存状况（咱们最好不要填写该值，避免引起不能确认的问题）

11：当时等级下，对该内存区域的拜访都不进行权限查看。

咱们再来看看discriptor中的Domain区域，该区域一共有4个bit,里边的值是对DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中16个区域的索引.而AP位合作S bit和A bit对当时描绘符描绘的内存区域被拜访权限的阐明,他们的合作联系如下图所示:

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AP位也是有四个值,我结合实例对其进行阐明.

例1：

Discriptor 中的domain=4,AP=10(这种情况下S bit ,A bit 被疏忽)

假定现在我要对该描绘符描绘的内存区域进行拜访：

因为domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，体系会对该拜访进行拜访权限的查看。

假定当时CPU处于Supervisor形式下，则程序能够对该描绘符描绘的内存区域进行读写操作。

假定当时CPU处于User形式下，则程序能够对该描绘符描绘的内存进行读拜访，若对其进行写操作则引起一个permission fault.

例2：

Discriptor 中的domain=0,AP=10(这种情况下S bit ,A bit 被疏忽)

domain=0,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 0的值是11，体系对任何内存区域的拜访都不进行拜访权限的查看。

因为统对任何内存区域的拜访都不进行拜访权限的查看，所以不论CPU处于合种形式下（Supervisor形式或是User形式），程序对该描绘符描绘的内存都能够顺畅地进行读写操作

例3：Discriptor 中的domain=4,AP=11(这种情况下S bit ,A bit 被疏忽)

因为domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，体系会对该拜访进行拜访权限的查看。

因为AP=11，所以不论CPU处于合种形式下（Supervisor形式或是User形式），程序对该描绘符描绘的内存都能够顺畅地进行读写操作

例4：

Discriptor 中的domain=4,AP=00, S bit=0,A bit=0

因为domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，体系会对该拜访进行拜访权限的查看。

因为AP=00，S bit=0,A bit=0,所以不论CPU处于合种形式下（Supervisor形式或是User形式），程序对该描绘符描绘的内存都只能进行读操作，不然引起permission fault.

经过以上4个比方咱们得出两个定论：

1．对某个内存区域的拜访是否需求进行权限查看是由该内存区域的描绘符中的Domain域决议的。

2．某个内存区域的拜访权限是由该内存区域的描绘符中的AP位和协处理器CP15中Control Register1(操控寄存器1)中的S bit和R bit所决议的。

关于拜访操控机制咱们就讲到这儿.

注1:关于s3c2410来说,MMU是以Modify Visual Address(MVA)进行寻址的,这个地址是Virtual Address的一个改换,我将在今后谈论到进程切换的时分中向我们介绍MVA