linux内核是如何实现分页机制的

注意：请使用谷歌浏览器阅读（IE浏览器排版混乱）

【摘要】

 本文主要介绍linux源代码中，是如何实现分页机制的。内存分页管理是arm架构中MMU的重要组成部分，理解它大有裨益。本文重点不在讲解理论知识，旨在通过源码的剖析，带你走进linux内存管理的世界。

【写作原因】

 主要原因：后续介绍cache和缺页异常时都将以本文为根基进行展开.为以后介绍起来方便,专门写一篇文章.

【正文分析】

本文以linux3.18.20，armv7为例介绍.

一. 何时会创建页表？

首先谈一下用户常用的获取内存方式，以下几种常用的内存申请为例：

1) 内核态:kmalloc , kmalloc的内存从何而来？

kmalloc是从slab缓存区中申请的内存，而slab缓存区的内存实际上是从操作系统的低端内存申请到的。kmalloc过程其实并未创建页表，以后也不用再创建页表，这是因为系统启动过程已经通过map_lowmem->create_mappping为所有的低端内存创建好了页表。后文会对这一过程进一步描述。

2) 用户态:malloc

malloc：malloc过程其实大部分人都很了解，它主要通过brk或mmap拓展进程的虚拟地址空间，malloc过程本身并未申请物理内存，也未创建页表。可以理解为malloc申请了一段用户态的虚拟地址区间，然后当用户真正使用这段地址时，会触发arm的缺页异常，缺页异常处理函数handle_pte_fault会通过set_pte_at->set_pte_ext->cpu_v7_set_pte_ext 一系列调用 来实现页表创建。事实上，malloc申请的内存，来源也和kmalloc一样，也是来自低端内存。不过与kmaollc不同的是，缺页异常中对这段低端内存对应的物理内存，又做了二次映射，即重新创建了页表。发现了么，同一物理地址其实可以对应多个虚拟地址进行映射，即存在多个页表项，这其实也是多进程的实现基础，但同时，使用过程中也可能引入cache问题，可以参考我的另一篇介绍cache的博文.

ps:可以通过/proc/$pid/smaps或/proc/$pid/maps查看一个进程的地址空间.

3）高端内存：vmalloc

vmalloc实际上是为[VMALLOC_START,VMALLOC_END]地址区间创建页表.注意,我们申请到的低端内存对应的物理内存，不能再映射到其他的低端地址,却可以通过vmap映射到高端内存区[VMALLOC_START,VMALLOC_END].

4）io地址的映射:ioremap

驱动中经常使用ioremap 将io地址映射到指定区间，实际上，这一过程的本质也是创建页表.

以上几种申请内存的方式，最终都是通过cpu_v7_set_pte_ext配置页表项。

二  如何创建页表：

通过上面分析，我们了解了几种创建页表的时机，其实无论是kmalloc还是malloc，最后申请到的内存，都是通过cpu_v7_set_pte_ext来创建页表的。万法同源，我们以低端内存的映射为例，详细介绍下页表的创建.

1 初始页全局目录创建过程：

.globl  swapper_pg_dir
.epu    swapper_pg_dir, KERNEL_RAM_VADDR - PG_DIR_SIZE;//页全局描述符起始虚拟地址:0x80004000

1)#grep "TEXT_OFFSET" ./ -r --exclude-dir=" *debug* "

 -DTEXT_OFFSET:=0x0008000  --内核代码段在内核线性地址空间(0x80000000)中的偏移;
PAGE_OFFSET：物理地址从此开始映射,内核空间虚拟地址即线性地址的起始地址.
经常定义为0xc0000000或0x80000000,如下例子：
#define PAGE_OFFSET  CONFIG_PAGE_OFFSET
- - 关键地址,用户态和内核态虚拟地址分界点，有的平台使用0xc0000000 (arch/arm/include/asm/memory.h)
#define CONFIG_PAGE_OFFSET  0x80000000  (autoconf.h) 

- - 关键地址,用户态和内核态虚拟地址分界点，有的平台使用0xc0000000
2) 物理地址的起始地址 PHYS_OFFSET(如0x200000).该地址映射到线性地址起始地址处,即 PAGE_OFFSET .
  PHYS_OFFSET+TEXT_OFFSET- PG_DIR_SIZE=0x204000
#define KERNEL_RAM_VADDR   (PAGE_OFFSET + TEXT_OFFSET)    (arch/arm/kernel/head.s)
 - - 0x80008000内核代码段起始虚拟地址，uImage代码段从此开始；页全局描述符地址，据此算出.
#define PG_DIR_SIZE=0x4000     (arch/arm/kernel/head.s)

ENTRY(stext)

bl __create_page_tables

ENDPROC(stext)

__create_page_tables

pgtbl  r4,r8     /* r8=PHYS_OFFSET;r4=PHYS_OFFSET+TEXT_OFFSET-PG_DIR_SIZE 如：0x204000页全局目录起始物理地址 */

__create_page_tables创建初始页表，物理地址起始地址（如0x200000）映射到内核线性地址空间的起始地址(如0x80000000)

线性地址0x80004000(对应物理地址0x204000)上保存了页全局目录起始地址.

src/scripts/Makefile.lib :quiet_cmd_uimage= -a 0x208000 -e0x208000 其中0x200000是物理地址起始地址;

此处表明在uImage头中指定uImage代码段需要加载到的物理地址,boot中将uImage去头后读取到此地址，

内核态下0x208000映射到线性地址空间0x80008000即代码段所在物理地址对应的线性地址;

.text: 0x80008000-0x803cfea0 (3872kB--uImage代码段大小)

2 创建页表过程：

1）为低端内存创建页表：
setup_arch->paging_init->map_lowmem()->create_mapping

2）为io内存映射创建页表，ahb、apb等地址的映射。iotable_init->create_mapping

可见无论低端内存还是io地址，系统为他们创建页表项都是通过create_mapping

3 create_mapping介绍：

static void __init create_mapping(struct map_desc *md)
{
	unsigned long addr, length, end;
	phys_addr_t phys;
	const struct mem_type *type;
	pgd_t *pgd;

	if (md->virtual != vectors_base() && md->virtual < TASK_SIZE) {
		printk(KERN_WARNING "BUG: not creating mapping for 0x%08llx"
		       " at 0x%08lx in user region\n",
		       (long long)__pfn_to_phys((u64)md->pfn), md->virtual);
		return;
	}

	if ((md->type == MT_DEVICE || md->type == MT_ROM) &&
	    md->virtual >= PAGE_OFFSET &&
	    (md->virtual < VMALLOC_START || md->virtual >= VMALLOC_END)) {
		printk(KERN_WARNING "BUG: mapping for 0x%08llx"
		       " at 0x%08lx out of vmalloc space\n",
		       (long long)__pfn_to_phys((u64)md->pfn), md->virtual);
	}
	/* mem_type中保存了页表属性和页中间目录的属性 */
	type = &mem_types[md->type];
	addr = md->virtual & PAGE_MASK;
        /*phys对应物理地址，本函数实际上就是把phys映射到addr*/
        phys = __pfn_to_phys(md->pfn);
	length = PAGE_ALIGN(md->length + (md->virtual & ~PAGE_MASK));

	if (type->prot_l1 == 0 && ((addr | phys | length) & ~SECTION_MASK)) {
		printk(KERN_WARNING "BUG: map for 0x%08llx at 0x%08lx can not "
		       "be mapped using pages, ignoring.\n",
		       (long long)__pfn_to_phys(md->pfn), addr);
		return;
	}
	/* 页表创建过程如下：*/
	pgd = pgd_offset_k(addr);
	end = addr + length;
	do {
		unsigned long next = pgd_addr_end(addr, end);

		alloc_init_pud(pgd, addr, next, phys, type);

		phys += next - addr;
		addr = next;
	} while (pgd++, addr != end);
}

注意：低端内存的页表属性已经在mem_types][MT_MEMORY_RW]中定义好。如果想要通过kamlloc获取到的内存是只读的，可以在此修改。

4 页表创建过程

static void __init create_mapping(struct map_desc *md)
{
/*
1 init_task进程的页全局目录地址：swapper_pg_dir
以后每个进程都从这里拷贝页全局目录到各自的pgd里dup_mm->pgd_alloc中实现,cpu_switch_mm中切换。
*/
	pgd = pgd_offset_k(addr);
	end = addr + length;
	do {
		unsigned long next = pgd_addr_end(addr, end);
		/* 每个页全局目录 都要初始化页二级目录 */	
		alloc_init_pud(pgd, addr, next, phys, type);

		phys += next - addr;
		addr = next;
	} while (pgd++, addr != end);
}
->
2 页二级目录初始化：
static void __init alloc_init_pud(pgd_t *pgd, unsigned long addr,
				  unsigned long end, phys_addr_t phys,
				  const struct mem_type *type)
{
/*
页二级目录地址，因为不使用页二级目录，所以页二级目录地址等于页全局目录地址。
为实现软件兼容性所以代码中还保留了页二级目录的处理流程，只不过它的地址即是页全局目录
*/
	pud_t *pud = pud_offset(pgd, addr);
	unsigned long next;

	do {
		next = pud_addr_end(addr, end);
		/*页三级目录初始化*/
		alloc_init_pmd(pud, addr, next, phys, type);
		phys += next - addr;
	} while (pud++, addr = next, addr != end);
}
->
3页三级目录初始化：
static void __init alloc_init_pmd(pud_t *pud, unsigned long addr,
				      unsigned long end, phys_addr_t phys,
				      const struct mem_type *type)
{
/*
页三级目录地址，因为不使用页三级目录，所以页三级目录地址等于页二级目录，当然也等于页全局目录地址。
为实现软件兼容性所以代码中还保留了页三级目录的处理流程，只不过它的地址即是页全局目录
*/
	pmd_t *pmd = pmd_offset(pud, addr);
	unsigned long next;

	do {
		next = pmd_addr_end(addr, end);
	
		/*if；else都有可能执行到*/
		/* 当我们创建页表项的虚拟地址区间是1M对齐时 */
		if (type->prot_sect && ((addr | next | phys) & ~SECTION_MASK) == 0) {

			__map_init_section(pmd, addr, next, phys, type);
		} 
		/* 当我们创建页表项的虚拟地址区间非1M对齐时 */
		else {

			alloc_init_pte(pmd, addr, next,__phys_to_pfn(phys), type);
		}

		phys += next - addr;

	} while (pmd++, addr = next, addr != end);
}

->
4 页表初始化：
虚拟地址区间1M时，如下方式MMU映射：
static void __init __map_init_section(pmd_t *pmd, unsigned long addr,
			unsigned long end, phys_addr_t phys,
			const struct mem_type *type)
{
	pmd_t *p = pmd;

	do {			
		*pmd = __pmd(phys | type->prot_sect);
		phys += SECTION_SIZE;
	} while (pmd++, addr += SECTION_SIZE, addr != end);

	flush_pmd_entry(p);
}

虚拟地址区间非1M对齐时，如下方式MMU映射，即创建页表：
static void __init alloc_init_pte(pmd_t *pmd, unsigned long addr,
				  unsigned long end, unsigned long pfn,
				  const struct mem_type *type)
{
        /* 此时申请页表的地址（一个页表项4byte，一个pmd有512个页表项）页表的基地址会赋值给pmd ，__pmd_populate中完成赋值*/
	pte_t *pte = early_pte_alloc(pmd, addr, type->prot_l1);
	do {
		/*为每一页配置页表属性，注意此时用到了mem_types定义的属性*/
		set_pte_ext(pte, pfn_pte(pfn, __pgprot(type->prot_pte)), 0);
		pfn++;
	} while (pte++, addr += PAGE_SIZE, addr != end);
}

5 页表属性配置函数：

无论内核态还是用户态，linux最后都是通过cpu_v7_set_pte_ext接口设置页表属性的：

ENTRY(cpu_v7_set_pte_ext)
/*
r0:页表项地址
r1:页表属性|物理地址偏移
将页表属性r1配置给页表项r0
*/
	str	r1, [r0]			@ linux version

	bic	r3, r1, #0x000003f0
	bic	r3, r3, #PTE_TYPE_MASK
	orr	r3, r3, r2
	orr	r3, r3, #PTE_EXT_AP0 | 2

	tst	r1, #1 << 4
	orrne	r3, r3, #PTE_EXT_TEX(1)

	eor	r1, r1, #L_PTE_DIRTY
	tst	r1, #L_PTE_RDONLY | L_PTE_DIRTY
	orrne	r3, r3, #PTE_EXT_APX

	tst	r1, #L_PTE_USER
	orrne	r3, r3, #PTE_EXT_AP1

	tst	r1, #L_PTE_XN
	orrne	r3, r3, #PTE_EXT_XN

	tst	r1, #L_PTE_YOUNG
	tstne	r1, #L_PTE_VALID
	eorne	r1, r1, #L_PTE_NONE
	tstne	r1, #L_PTE_NONE
	moveq	r3, #0

 ARM(	str	r3, [r0, #2048]! )
 THUMB(	add	r0, r0, #2048 )
 THUMB(	str	r3, [r0] )
	ALT_SMP(W(nop))
	ALT_UP (mcr	p15, 0, r0, c7, c10, 1)		@ flush_pte
	bx	lr
ENDPROC(cpu_v7_set_pte_ext)

以上函数实际上就是把页表属性配置到页表项中，C/B位也在此设置。其中页表项各字段含义如下：

注意：cpu_v7_set_pte_ext设置页表属性的时机一般为：

1)  驱动中io地址映射： ioremap->ioremap_pte_range->set_pte_ext

2)  用户空间mmap : mmap->mmap_mem->remap_pfn_range;

3)  系统初始化过程: map_lowmem/iotable_init->create_mapping

4)  等等，在此不逐一列举了。

5 在实际linux系统软件开发中如何修改页表属性,给出两种常见方式：

1) 可以通过配置全局变量mem_types属性修改低端内存cache的开启情况，create_mapping中真正使用该配置。内核在初始化中的会为低端内存、io地址等地址空间设置页表属性，如果要修改这一部分内存的属性包括cache开启关闭情况，mem_types中定义了初始页表项属性，形如：
prot_pte  = L_PTE_PRESENT | L_PTE_YOUNG | L_PTE_DIRTY
其实在内核启动过程的build_mem_type_table()函数里，还会根据不同arm版本做调整。

2) 可以在映射一段物理内存之前通过系统的标志宏来修改cache使用情况。

举例:/dev/mem驱动中实现物理内存的重新映射（即mmap函数的实现过程）.
mmap_mem->remap_pfn_range中:vm_page_prot = pgprot_writecombine(pVma->vm_page_prot);这段代码就是配置cache属性的。

内存映射前关闭cache的宏：
#define pgprot_noncached(prot) \
    __pgprot_modify(prot, L_PTE_MT_MASK, L_PTE_MT_UNCACHED)
#define pgprot_writecombine(prot) \
    __pgprot_modify(prot, L_PTE_MT_MASK, L_PTE_MT_BUFFERABLE)
关闭cache时使用的具体标志位：
#define L_PTE_MT_UNCACHED   (_AT(pteval_t, 0) << 2) /* strongly ordered */
#define L_PTE_MT_BUFFERABLE (_AT(pteval_t, 1) << 2) /* normal non-cacheable */

【总结】

以上分析了linux系统实现分页机制的过程。为突出分页的主线，其他内存管理的知识直接给出了结论，未做源码上的细致分析。以后有时间可以详细介绍下linux系统的内存管理方法。

【拓展】

笔者曾经开发过两款调试工具：

一是可以通过命令查询一个内存地址是否打开cache。

二是可以查询一个地址被修改的情况，包括何时被修改，修改为何值等。

这两款调试工具的实现原理都和分页机制大有关联。

附录：

ARM中MMU工作原理 本文描述基于存储器管理单元的系统结构, 包含以下内容：
 · 关于存储器管理单元的结构
 · 存储器访问的顺序
 · 转换过程
 · 访问权限
 · 域
 · 异常
 · CP15 寄存器
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 3 of 3
 3.1 关于存储器管理单元的结构
 MMU 存储器系统的结构允许对存储器系统的精细控制。大部分的控制细节由存在存
 储器中的转换表提供。这些表的入口定义了从1KB 到1MB 的各种存储器区域的属
 性。这些属性包括：
 虚拟地址到物理地址映射
 ARM 处理器产生的地址叫虚拟地址，MMU 允许把这个虚拟地址映射到一个不
 同的物理地址去。这个物理地址表示了被访问的主存储器的位置。
 它允许用很多方式管理物理存储器的位置，例如：它可以用具有潜在冲突的
 地址映射为不同的进程分配存储器，或允许具有不连续地址的应用把它映射
 到连续的地址空间。
 ------注------
 如果使用了快速上下文切换扩展(Fast Context Switch Extension)，则在
 本文中的虚拟地址的意思应该是修改过的虚拟地址(Modified virtual
 address)
 ---------------
 存储器访问权限(permissions)
 这些控制对存储器区域的不可访问权限、只读权限、读写权限。当访问不可
 访问权限的存储器时，会有一个存储器异常通知ARM 处理器。
 允许权限的级别也受程序运行在用户状态还是特权状态影响，还受是否使用
 了域有关。
 高速缓存和缓冲位(Cachability and bufferability bits [C and B])
 这些在高速缓存和缓冲一节讲
 系统控制协处理器的寄存器允许对系统的高级控制,如转换表的位置。他们也用来
 为ARM 提供内存异常的状态信息。
 查找整个转换表的过程叫转换表遍历。它由硬件制动进行，并需要大量的执行时间
 （至少一个存储器访问，通常是两个)。为了减少存储器访问的平均消耗， 转换表
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 4 of 4
 遍历结果被高速缓存在一个或多个叫作Translation Lookaside Buffers(TLBs)的
 结构中。通常在ARM 的实现中每个内存接口有一个TLB。
 · 有一个存储器接口的系统通常有一个唯一的TLB
 · 指令和数据的内存接口分开的系统通常有分开的指令TLB 和数据TLB
 如果系统有高速缓存， 高速缓存的数量也通常是由同样的方法确定的。所以在高
 速缓存的系统中，每个高速缓存一个TLB。
 当存储器中的转换表被改变或选中了不同的转换表(通过写CP15 的寄存器2)，先
 前高速缓存的转换表遍历结果将不再有效。MMU 结构提供了刷新TLB 的操作。
 MMU 结构也允许特定的转换表遍历结果被锁定在一个TLB 中，这就保证了对相关的
 存储器区域的访问绝不会导致转换表遍历，这也对那些把指令和数据锁定在高速缓
 存中的实时代码有相同的好处。
 3.2 存储器访问的顺序
 当ARM 要访问存储器时，MMU 先查找TLB 中的虚拟地址表，如果ARM 的结构支持分
 开的地址TLB 和指令TLB，那么它用：
 · 取指令使用指令TLB
 · 其它的所有访问类别用数据TLB
 如果TLB 中没有虚拟地址的入口，则转换表遍历硬件从存在主存储器中的转换表中
 获取转换和访问权限，一旦取到，这些信息将被放在TLB 中，它会放在一个没有使
 用的入口处或覆盖一个已有的入口。关于转换表的信息和转换表遍历的实现参见转
 换过程一节。
 一旦为存储器访问的TLB 的入口被拿到,这些信息将被用于：
 1. C（高速缓存）和B（缓冲）位被用来控制高速缓存和写缓冲，并决定是否高速
 缓存。（如果系统中没有高速缓存和写缓冲，则对应的位将被忽略）
 2. 访问权限和域位用来控制访问是否被允许。如果不允许，则MMU 将向ARM 处理
 器发送一个存储器异常；否则访问将被允许进行。
 访问权限、域和异常几节有详细描述。
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 5 of 5
 3. 对没有高速缓存的系统（包括在没有高速缓存系统中的所有存储器访问），物
 理地址将被用作主存储器访问的地址。
 对有高速缓存的系统，在高速缓存没有选中的情况下，物理地址将被用行取
 (line fetch)的地址。如果选中了高速缓存，则物理地址将被忽略。
 图3-1 说明了这种高速缓存系统
 访问控
 制硬件
 TLB
 ARM
 处理器
 高速缓
 存和写
 缓冲
 转换表遍历
 硬件
 高速缓
 存行取
 硬件
 主
 存
 储
 器
 虚拟地址
 异常
 域位
 C, B位
 物理地址
 图3-1 高速缓存的MMU存储器系统
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 6 of 6
 3.2.1 允许和禁止MMU
 通过写系统控制协处理器的寄存器1 的第0 位可以允许和禁止MMU。在复位后这位
 是0，MMU 被禁止。
 当MMU 被禁止时，存储器访问将被按如下处理：
 1. 由具体的实现确定当MMU 被禁止时是否能够允许高速缓存和写缓冲。
 · 当MMU 被禁止时不能允许高速缓存和写缓冲时，C 和B 位不起作用。
 · 当MMU 被禁止时能允许高速缓存和写缓冲时：
 i. 访问数据时被认为没有高速缓存和写缓冲（C==0，B==0）
 ii. 取指令时：
 a) 当系统只有一个唯一的TLB 时，认为是没有高速缓存。（C==0）
 b) 当系统只有独立的指令TLB 时，认为是有高速缓存。（C==1）
 2. 没有存储器访问权限的检查，MMU 也不产生异常信号。
 3. 物理地址与虚拟地址相同（即所谓的平坦地址映射模式）。
 在允许MMU 之前，必须在内存中建立适当的转换表，并且所有相关的CP15 寄存器
 要被初始化正确。
 注：-------------------
 允许和禁止MMU 直接改变了虚拟地址到物理地址的映射（除非转换表被设定为平坦
 地址映射模式）。所以很可能在允许MMU 时所有的高速缓存需要被刷新。
 另外，如果允许MMU 的指令的物理地址和虚拟地址不同，取指令将变得复杂化。所
 以，强烈建议允许MMU 的指令具有相同的物理地址和虚拟地址。
 --------------------------
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 7 of 7
 3.3 转换过程
 MMU 支持基于节或页的存储器访问：
 节（Section） 构成1MB 的存储器块
 支持3 中不同的页尺寸：
 微页（Tiny page） 构成1KB 的存储器块
 小页（Small page） 构成4KB 的存储器块
 大页（Large page） 构成64KB 的存储器块
 节和大页是支持允许只用一个TLB 入口去映射大的存储器区间。小页和大页有附加
 的访问控制：小页分成1KB 的子页，和大页分成16KB 的子页。微页没有子页，对
 微页的访问控制是对整个页。
 存在主存储器内的转换表有两个级别：
 第一级表 存储节转换表和指向第二级表的指针。
 第二级表 存储大页和小页的转换表。一种类型的第二级表存储微页转换表。
 MMU 把CPU 产生的虚拟地址转换成物理地址去访问外部存储器，同时继承并检查访
 问权限。地址转换有四条路径。路径的选取由这个地址是被标记成节映射访问还是
 页映射访问确定。页映射访问可以是大、小和微页的访问。
 然而，转换过程总是由下面所描述的那样由第一级表的获取开始。节映射的访问只
 需要读取第一级表，页映射的访问还需要读取第二级表。
 3.3.1 转换表基址
 当片上（on-chip）的TLB 中不包含被要求的虚拟地址的入口时，转换过程被启
 动。转换表基址寄存器（CP15 的寄存器2）保存着第一级转换表基址的物理地址。
 只有bits[31:14]有效，bits[13:0]应该是零（SBZ）。所以第一级表必须在16KB
 的边界。
 3.3.2 取第一级表
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 8 of 8
 转换表基址寄存器的bits[31:14]与虚拟地址的bits[31:20]和两个0 位连接形成
 32 为物理地址，如图3-2。这个地址选择了一个四字节的转换表入口，它是第一级
 描述符或是指向第二级页表的指针。
 转换基址 SBZ
 转换基址 表索引 00
 31 14 13 0
 31 20 19 0
 31 14 13 2 10
 表索引 xxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxx
 图3-2 访问转换表的第一级描述符
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 9 of 9
 3.3.3 第一级描述符
 第一级表的每个入口是一个描述它所关联的1MB 虚拟地址是如何映射的描述符。见
 表3-1，根据bits[1:0]的组合，有四种可能：
 · 如果bits[1:0]==0b00，所关联的地址没有被映射，试图访问他们将产生一
 个转换错（fault）。因为他们被硬件忽略，所以软件可以利用这样的描述
 符的bits[31:2]做自己的用途。推荐为描述符继续保持正确的访问权限。
 · 如果bits[1:0]==0b10，这个入口是它所关联地址的节描述符。见节描述符
 和转换节参考中的细节。
 · 如果bits[0]==1，这个入口给出粗糙第二级表（bit[1]==0），或精细第二
 级表（bit[1]==1）。每一种类型的表描述了它所关联的1MB 存储区域的映
 射。粗糙第二级表较小，每个表1KB，每个精细第二级表4KB。然而粗糙第
 二级表只能映射大页和小页，精细第二级表可以映射大页、小页和微页。
 3.3.4 节描述符和转换节参考
 如果第一级描述符是节描述符，那么各个字段有如下的意义：
 Bits[1:0] 描述符类型标识（0b10 表示节描述符）
 Bits[3:2] 高速缓存和缓冲位
 Bits[4] 由具体实现定义
 Bits[8:5] 这个描述符控制的节的16 种域之一
 Bits[9] 现在没有使用，应该为零
 Bits[11:10] 访问控制，见表3-3
 Bits[19:12] 现在没有使用，应该为零
 Bits[31:20] 节基址，形成物理地址的高12 位
 忽略 00
 粗糙页表基址 sbz 域 imp 00
 节基址 SBZ AP sbz 域 imp C B 10
 精细页表基址 SBZ 域 imp 11
 31 20 19 12 11 10 9 8 5 4 3 2 10
 表 3-1 第一级描述符格式
 错
 粗糙页表
 节
 精细页表
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 10 of 10
 图3-3 表示了节转换的完整过程。
 注：---------------
 访问权限必须在物理地址产生之前去检查，检查访问权限的顺序见访问权限一节。
 ---------------------
 表索引 节索引
 31 20 19 0
 虚拟地址
 转换基址 SBZ
 31 14 13 0
 转换表基址
 转换基址 表索引 00
 31 14 13 2 1 0
 第一级表地址
 节基址 SBZ AP sbz 域 imp C B 10
 31 20 19 12 11 10 9 8 5 4 3 2 1 0
 第一级表描述符
 节基址 节索引
 31 20 19 0
 物理地址
 图3-3 节转换
 First-level fetch
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 11 of 11
 3.3.5 粗糙页表描述符
 如果第一级描述符是粗糙页表描述符，那么各个字段有如下的意义：
 Bits[1:0] 描述符类型标识（0b01 表示粗糙页表描述符）
 Bits[4:2] 由具体实现定义
 Bits[8:5] 这个描述符控制的页的16 种域之一
 Bits[9] 现在没有使用，应该为零
 Bits[31:10] 页表基地址是一个指向第二极粗糙页表的指针，它给出第二级表访问
 的基地址。而第二级粗糙页表必须在1KB 边界对齐。
 如果从第一级读取到的是二级粗糙页表描述符，那么会象图3-4 所示执行第二级描
 述符读取。
 第一级表索引 第二级表索引 xxxxx
 31 20 19 12 11 0
 虚拟地址
 转换基址 SBZ
 31 14 13 0
 转换表基址
 转换基址 第一级表索引 0 0
 31 14 13 2 1 0
 第一级描述符地址
 页表基址 sbz 域 imp 01
 31 10 9 8 5 4 2 1 0
 第一级描述符
 页表基址 第二级表索引 00
 31 10 9 2 1 0
 第二级描述符地址
 First-level fetch
 图3-4 访问粗糙页表第二级描述符
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 12 of 12
 3.3.6 精细页表描述符
 如果第一级描述符是精细页表描述符，那么各个字段有如下的意义：
 Bits[1:0] 描述符类型标识（0b11 表示精细页表描述符）
 Bits[4:2] 由具体实现定义
 Bits[8:5] 这个描述符控制的页的16 种域之一
 Bits[11:9] 现在没有使用，应该为零
 Bits[31:10] 页表基地址是一个指向第二级精细页表的指针，它给出第二级表访问
 的基地址。而第二级精细页表必须在4KB 边界对齐。
 如果从第一级读取到的是二级精细页表描述符，那么会象图3-5 所示执行第二级描
 述符读取。
 第一级表索引 第二级表索引 xxxxx
 31 20 19 10 9 0
 虚拟地址
 转换基址 SBZ
 31 14 13 0
 转换表基址
 转换基址 第一级表索引 0 0
 31 14 13 2 1 0
 第一级描述符地址
 页表基址 sbz 域 imp 01
 31 12 11 9 8 5 4 2 1 0
 第一级描述符
 页表基址 第二级表索引 00
 31 12 11 2 1 0
 第二级描述符地址
 First-level fetch
 图3-5 访问精细页表第二级描述符
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 13 of 13
 3.3.7 第二级描述符
 每个粗糙第二级表对映着以4KB 为单位的虚拟地址范围市怎么映射的，每个精细第
 二级表对映着以1KB 为单位的虚拟地址范围市怎么映射的。那些入口是页描述符，
 他们能够分别描述大于4KB 或1KB 的页。在这种情况下，这个描述符必须被重复足
 够次，以保证这个页始终使用相同的描述符，不论访问这个页中的哪个虚拟地址。
 对于一个第二级描述符，有四种可能，由描述符的bits[1:0]选择。见表3-2：
 · 如果bits[1:0]==0b00，说关联的虚拟地址没有被映射，任何对这些虚拟地
 址的访问将会导致转换错(fault)。软件可以利用这样的描述符的
 bits[31:2]做自己的用途，因为他们被硬件忽略。推荐为描述符继续保持正
 确的访问权限。
 · 如果bits[1:0]==0b01，这个入口是大页描述符，描述64KB 的虚拟地址。
 见转换大页参考。
 一个大页描述符在精细第二级表中必须被重复64 次，在粗糙第二级表中必
 须被重复16 次以保证所有的虚拟地址都被描述。
 · 如果bits[1:0]== 0b10，这个入口是小页描述符，描述4KB 的虚拟地址。
 见转换小页参考。
 一个小页描述符在精细第二级表中必须被重复4 次，以保证所有的虚拟地址
 都被描述。在粗糙第二级表中只有一个实例。
 · 如果bits[1:0]== 0b11，这个入口是微页描述符，描述1KB 的虚拟地址。
 见转换微页参考。
 在精细第二级表中只需要一个微页描述符的实例。微页描述符不能在粗糙第
 二级表中出现，如果出现了，结果不可预测。
 忽略 00
 大页基地址 SBZ AP3 AP2 AP1 AP0 C B 01
 小页基地址 AP3 AP2 AP1 AP0 C B 01
 微页基地址 SBZ AP C B 11
 表3-2 第二级描述符格式
 31 16 15 12 11 10 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0
 错
 大页
 小页
 微页
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 14 of 14
 大页描述符字段
 大页描述符的字段有如下意义：
 bits[1:0] 表示描述符的类型
 bits[3:2] 高速缓促和缓冲位
 bits[11:4] 访问权限位。这些为控制对页的访问。关于这些位的解释见表3-3。
 大页被分成4 各子页。
 AP0 编码对第一个子页的访问权限。
 AP1 编码对第二个子页的访问权限。
 AP2 编码对第三个子页的访问权限。
 AP3 编码对第四个子页的访问权限。
 bits[15:12] 现在没有使用，应该为零。
 bits[31:16] 用来形成物理地址的对应位。
 小页描述符字段
 小页描述符的字段有如下意义：
 bits[1:0] 表示描述符的类型
 bits[3:2] 高速缓促和缓冲位
 bits[11:4] 访问权限位。这些为控制对页的访问。关于这些位的解释见表3-3。
 小页被分成4 各子页。
 AP0 编码对第一个子页的访问权限。
 AP1 编码对第二个子页的访问权限。
 AP2 编码对第三个子页的访问权限。
 AP3 编码对第四个子页的访问权限。
 bits[31:12] 用来形成物理地址的对应位。
 微页描述符字段
 微页描述符的字段有如下意义：
 bits[1:0] 表示描述符的类型
 bits[3:2] 高速缓促和缓冲位
 bits[5:4] 访问权限位。这些为控制对页的访问。关于这些位的解释见表3-3 关
 于微页的解释。
 bits[9:6] 现在没有使用，应该为零。
 bits[31:10] 用来形成物理地址的对应位。
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 15 of 15
 3.3.8 转换大页参考
 图3-6 显示了在粗糙第二级表中转换一个64KB 的大页的完整顺序。在精细第二级
 表中的转换顺序页相似，只是第二级描述符的地址如精细页表描述符一节所决定。
 注：-----------------------------
 页索引的高4 位和第二级表的低阶4 位重叠，在粗糙页表中大页的每个页表入口必
 须被重复16 次。在精细页表中大页的每个页表入口必须被重复64 次。
 -----------------------------------
 大页基址 页索引
 31 16 15 0
 物理地址
 大页基址 SBZ AP3 AP2 AP1 AP0 C B 0 1
 31 16 15 121110 9 8 7 6 5 4 3 2 10
 0
 第二级描述符
 页表基址 第二级表索引 00
 31 10 9 2 10
 第二级描述符地址
 页表基址 sbz 域 imp 01
 31 10 9 8 5 4 2 10
 第一级描述符
 转换基址 第一级表索引00
 31 14 13 2 10
 第一级描述符地址
 转换基址 SBZ
 31 14 13 2 10
 转换表基址
 第一级表索引 第二级表索引 页索引
 31 20 19 16 15 12 11 0
 虚拟地址
 Second-level fetch
 First-level fetch
 图3-6 粗糙第二级表中的大页转换
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 16 of 16
 3.3.9 转换小页参考
 图3-7 显示了在粗糙第二级表中转换一个4KB 的小页的完整顺序。在精细第二级表
 中的转换顺序页相似，只是第二级描述符的地址如精细页表描述符一节所决定。
 注：-----------------------------
 当小页出现在精细第二级表中时，页索引的高2 位和第二级表的低阶2 位重叠，在
 精细页表中小页的每个页表入口必须被重复4 次。
 -----------------------------------
 图3-7 粗糙第二级表中的小页转换
 小页基址 页索引
 31 12 11 0
 物理地址
 小页基址 AP3 AP2 AP1 AP0 C B 10
 31 12 11 10 9 8 7 6 5 4 3 2 10
 0
 第二级描述符
 页表基址 第二级表索引00
 31 10 9 2 10
 第二级描述符地址
 页表基址 sbz 域 imp 01
 31 10 9 8 5 4 2 10
 第一级描述符
 转换基址 第一级表索引 00
 31 14 13 2 10
 第一级描述符地址
 第一级表索引 第二级表索引 页索引
 31 20 19 12 11 0
 虚拟地址
 转换基址 SBZ
 31 14 13 0
 转换表基址
 First-level fetch
 Second-level fetch
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 17 of 17
 3.3.10 转换微页索引
 图3-8 显示了在精细第二级表中转换1KB 微页的完整过程。
 注：---------------------------
 微页不能出现在粗糙第二级表中。
 ---------------------------------
 转换基址 SBZ
 31 14 13 0
 转换表基址
 第一级表索引 第二级表索引 页索引
 31 20 19 10 9 0
 虚拟地址
 转换基址 第一级表索引 00
 31 14 13 2 10
 第一级描述符地址
 页表基址 sbz 域 imp11
 31 12 11 9 8 5 4 2 10
 第一级描述符
 微页表基址 SBZ AP C B 11
 31 10 9 6 5 4 3 2 10
 第二级描述符
 页表基址 第二级表索引00
 31 12 11 2 10
 第二级描述符地址
 微页表基址 页索引
 31 10 9 0
 物理地址
 Second-level fetch
 First-level fetch
 图3-8 精细第二级表中的微页转换
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 18 of 18
 3.4 访问权限
 在节和页描述符中的访问权限位控制对相应的节和页的访问。访问权限由CP15 的
 寄存器1 的System(S)和ROM(R)位修改。表3-3 描述了访问权限位和S、R 位相互
 作用时的意义。如果访问了没有访问权限的存储器空间，将会产生权限错（见异常
 一节）。
 表3-3 MMU 访问权限
 AP
 S
 R
 Privileged permissions
 User permissions
 0b00 0 0 不能访问 不能访问
 0b00 1 0 只读 不能访问
 0b00 0 1 只读 只读
 0b00 1 1 不可预测 不可预测
 0b01 X X 读／写 不能访问
 0b10 X X 读／写 只读
 0b11 X X 读／写 读／写
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 19 of 19
 3.5 域
 域是节、大页和小页的集合。ARM 结构支持16 个域。对域的访问由域访问控制寄
 存器的两个位字段控制。因为每个字段对访问对应的域的使能非常迅速，所以整个
 存储器区间能很快地交换进出虚拟存储器。这里支持2 种域访问方式：
 客户 域的用户（执行程序，访问数据），被形成这个域的节或页来监督访
 问权限。
 管理者 控制域的行为（域中的当前节和页，对域的访问），不被形成这个域
 的节或页来监督访问权限。
 一个程序可以是一些域的客户，也是另外一些域的管理者，同时没有对其它域的访
 问权限。这允许对程序访问不同存储器资源的非常灵活的存储器保护。表3-4 说明
 了域访问控制寄存器的位编码方式。
 表3-4 域访问的值
 值
 访问方式
 描述
 0b00 不能访问 任何访问都将导致一个域错(domain fault)
 0b01 客户 能否访问将根据节或页描述符中的访问权限位
 确定
 0b10 保留 使用这个值将导致不可预料的结果
 0b11 管理者 不根据节或页描述符中的访问权限位确定能否
 访问，所以不会产生权限错。(permission
 fault)
 http://embedded.homeunix.org 30/06/2003
 Page 20 of 20