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正 文

MMU分析

(2009/5/28 17:31)

按:前几天在看arm部分的内存布局(通过scatter文件)和哪里设置cache和非cache的,然后看到了arm的mmu。似乎arm的mmu和cache的设置都放在一起设置了。有点乱。然后网上也找了找资料。还发现三本书讲这个东西都是讲的非常的好。
《计算机组成与设计硬件软件接口(第三版)》、《深入理解计算机系统》、《ARM嵌入式系统开发:软件设计与优化》。三本书讲解互有侧重,而且网上都有电子版。
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     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:http://www.another-prj.com/viewthread.php?tid=28&extra=page%3D1】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 and Loaders》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 be zero,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 Reference Manual》,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 switch extension,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。   (网页http://blog.chinaunix.net/u1/58780/showart_468065.html 好像讲的也是这个问题,by imjacob)

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nand flash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write buffer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nand flash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(translation table)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translation table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,nand flash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write buffer,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write buffer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。

载自 :http://blog.chinaunix.net/u2/70445/showart_725462.html

评 论
1楼 happywzb 发表于 2009/5/29 17:04 回复
概括的很好!
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