我们大致了解了MMU在我们的机器中扮演了什么角色以及它基本的工作内容是什么，下面我们将举例子说明它究竟是如何工作的（注意，本例中的MMU并无针对某种特定的机型，它是所有MMU工作的一个抽象）。
首先明确一点，MMU的主要工作只有一个，就是把虚拟地址映射到物理地址。
我们已经知道，大多数使用虚拟存储器的系统都使用一种称为分页（paging）的技术，就象我们刚才所举的例子，虚拟地址空间被分成大小相同的一组页，每个页有一个用来标示它的页号（这个页号一般是它在该组中的索引，这点和C/C++中的数组相似）。在上面的例子中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（注意：是一个确定的地址，不是一个空间）被MMU分为2个部分，第一部分是页号索引（page Index），第二部分则是相对该页首地址的偏移量（offset）. 。我们还是以刚才那个16位机器结合下图进行一个实例说明，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总共能产生的地址范围是0~64K,按每页4K的大小计算，该空间必须被分成16个页。而我们的虚拟地址第一部分所能够表达的范围也必须等于16（这样才能索引到该页组中的每一个页）,也就是说这个部分至少需要4个bit。一个页的大小是4K(4096),也就是说偏移部分必须使用12个bit来表示(2^12=4096，这样才能访问到一个页中的所有地址),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），我们看到页框6的物理地址是24~28K。于是MMU计算出虚拟地址8196应该被映射成物理地址24580（页框首地址+偏移量=24576+4=24580）。同样的，若我们对虚拟地址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的物理地址范围是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）。以上就是MMU的工作过程。
三、S3C24XX的MMU工作过程
下面我们针对s3c2410的MMU(注1)进行讲解。
S3c2410总共有4种内存映射方式，分别是：
1．Fault (无映射)
2．Coarse Page (粗表)
3．Section (段)
4．Fine Page (细表)
我们以Section(段)进行说明。
ARM920T是一个32bit的CPU,它的虚拟地址空间为2^32=4G。而在Section模式，这4G的虚拟空间被分成一个一个称为段（Section）的单位(与我们上面讲的页在本质上其实是一致的),每个段的长度是1M (而我们之前所使用的页的长度是4K)。4G的虚拟内存总共可以被分成4096个段（1M*4096=4G）,因此我们必须用4096个描述符来对这组段进行描述，每个描述符占用4个Byte,故这组描述符的大小为16KB (4byte*4096),这4096个描述符构为一个表格，我们称其为Tralaton Table.
上图是描述符的结构
Section base address:段基地址（相当于页框号首地址）
AP: 访问控制位Access Permission
Domain: 访问控制寄存器的索引。Domain与AP配合使用，对访问权限进行检查
C:当C被置1时为write-through (WT)模式
B: 当B被置1时为write-back (WB)模式（C,B两个位在同一时刻只能有一个被置1）
下面是s3c2410内存映射后的一个示意图：
我的s3c2410上配置的SDRSAM大小为64M,该SDRAM的物理地址范围是0x3000 0000~0x33FF FFFF(属于Bank 6)，由于1个Section的大小是1M,所以该物理空间可以被分成64个物理段(页框).
在Section模式下，送进MMU的虚拟地址(注1)被分为两部分（这点和我们上面举的例子是一样的），这两部分为 Descriptor Index(相当于上面例子的Page Index)和 Offset,descript index长度为12bit(2^12=4096,从这个关系式你能看出什么？：) )，Offset长度为20bit（2^20=1M，你又能看出什么？：)）.观察一下一个描述符（Descriptor）中的Section Base Address部分，它长度为12 bit，里面的值是该虚拟段（页）映射成的物理段（页框）的物理地址前12bit，由于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)，确定一个物理地址的方法是 物理页框基地址+虚拟地址中的偏移部分=Section Base Address<<20+Offset ,呵呵，可能你有点糊涂了，还是举一个实际例子说明吧。
假设现在执行指令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里面找到第768号描述符，该描述的Section Base Address="0x0300",也就是说描述符所描述的虚拟段（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）。你可能会问怎么这个虚拟地址和映射后的物理地址一样？这是由我们定义的映射规则所决定的。在这个例子中我们定义的映射规则是把虚拟地址映射成和他相等的物理地址。我们这样书写映射关系的代码：
void mem_mapping_linear(void)
{
unsigned long descriptor_index, section_base, sdram_base, sdram_size;
sdram_base=0x30000000;
sdram_size=0x 4000000;
for (section _base= sdram_base,descriptor_index = section _base>>20;
section _base < sdram_base+ sdram_size;
descriptor_index+=1;section _base +=0x100000)
{
*(mmu_tlb_base + (descriptor_index)) = (section _base>>20) | MMU_OTHER_SECDESC;
}
}
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，由于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一致的。当初始完Translation Table之后，记得要把Translation Table的首地址(第0号描述符的地址)加载进协处理器CP15的Control Register2(2号控制寄存器)中,该控制寄存器的名称叫做Translation table base (TTB) register。
以上讨论的是descriptor中的Section Base Address以及虚拟地址和物理地址的映射关系,然而MMU还有一个重要的功能，那就是访问控制机制(Access Permission )。简单说访问控制机制就是CPU通过某种方法判断当前程序对内存的访问是否合法（是否有权限对该内存进行访问），如果当前的程序并没有权限对即将访问的内存区域进行操作，则CPU将引发一个异常，s3c2410称该异常为Permission fault，x86架构则把这种异常称之为通用保护异常（General Protection），什么情况会引起Permission fault呢？比如处于User级别的程序要对一个System级别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保护模式（Protection Mode）,保护模式就是基于这种思想进行工作的，于是我们也可以这么说：s3c2410的访问控制机制其实就是一种保护机制。那s3c2410的访问控制机制到底是由什么元素去参与完成的呢？它们间是怎么协调工作的呢？这些元素总共有：
1．协处理器CP15中Control Register3：DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER
2．段描述符中的AP位和Domain位
3．协处理器CP15中Control Register1(控制寄存器1)中的S bit和R bit
4．协处理器CP15中Control Register5(控制寄存器5)
5．协处理器CP15中Control Register6(控制寄存器6)
DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER 是访问控制寄存器，该寄存器有效位为32，被分成16个区域，每个区域由两个位组成，他们说明了当前内存的访问权限检查的级别，如下图所示：
每区域可以填写的值有4个，分别为00,01,10,11(二进制)，他们的意义如下所示：
00：当前级别下，该内存区域不允许被访问，任何的访问都会引起一个domain fault
01：当前级别下，该内存区域的访问必须配合该内存区域的段描述符中AP位进行权检查
10：保留状态（我们最好不要填写该值，以免引起不能确定的问题）
11：当前级别下，对该内存区域的访问都不进行权限检查。
我们再来看看discriptor中的Domain区域，该区域总共有4个bit,里面的值是对DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中16个区域的索引.而AP位配合S bit和A bit对当前描述符描述的内存区域被访问权限的说明,他们的配合关系如下图所示:
AP位也是有四个值,我结合实例对其进行说明.
在下面的例子中，我们的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 被忽略)
假设现在我要对该描述符描述的内存区域进行访问：
由于domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，系统会对该访问进行访问权限的检查。
假设当前CPU处于Supervisor模式下，则程序可以对该描述符描述的内存区域进行读写操作。
假设当前CPU处于User模式下，则程序可以对该描述符描述的内存进行读访问，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 被忽略)
domain=0,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 0的值是11，系统对任何内存区域的访问都不进行访问权限的检查。
由于统对任何内存区域的访问都不进行访问权限的检查，所以无论CPU处于合种模式下（Supervisor模式或是User模式），程序对该描述符描述的内存都可以顺利地进行读写操作
例3：Discriptor 中的domain=4,AP=11(这种情况下S bit ,A bit 被忽略)
由于domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，系统会对该访问进行访问权限的检查。
由于AP=11，所以无论CPU处于合种模式下（Supervisor模式或是User模式），程序对该描述符描述的内存都可以顺利地进行读写操作
例4：
Discriptor 中的domain=4,AP=00, S bit="0",A bit="0"
由于domain=4,而DOMAIN ACCESS CONTROL REGISTER中field 4的值是01，系统会对该访问进行访问权限的检查。
由于AP=00，S bit="0",A bit="0",所以无论CPU处于合种模式下（Supervisor模式或是User模式），程序对该描述符描述的内存都只能进行读操作，否则引起permission fault.
通过以上4个例子我们得出两个结论：
1．对某个内存区域的访问是否需要进行权限检查是由该内存区域的描述符中的Domain域决定的。
2．某个内存区域的访问权限是由该内存区域的描述符中的AP位和协处理器CP15中Control Register1(控制寄存器1)中的S bit和R bit所决定的。
转载自：https://blog.csdn.net/yuhaoo/article/details/44200131