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。
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。
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。
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）。
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：
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）
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：
- Fault (无映射)
- Coarse Page (粗表)
- Section (段)
- 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.
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：
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
代码
void mem_mapping_linear(void)
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）,维护形式便是根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：
- 协处理器CP15中Control Register3：DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER
- 段描绘符中的AP位和Domain位
- 协处理器CP15中Control Register1(操控寄存器1)中的S bit和R bit
- 协处理器CP15中Control Register5(操控寄存器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： 
每区域能够填写的值有4个，别离为00,01,10,11(二进制)，他们的含义如下所示：
00：当时等级下，该内存区域不允许被拜访，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:
AP位也是有四个值,我结合实例对其进行阐明.
鄙人面的比方中，咱们的DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER都被初始化成0xFFFF BDCF,如下图所示：
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，所以不管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，所以不管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,所以不管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,送进MMU的地址精确讲是一个Modify Visual Address(MVA),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
