鸿蒙轻内核A核源码分析系列五 虚实映射（1）基础概念

虚实映射是指系统通过内存管理单元（Memory Management Unit，MMU）将进程空间的虚拟地址(VA)与实际的物理地址(PA)做映射，并指定相应的访问权限、缓存属性等。程序执行时，CPU访问的是虚拟内存，通过MMU找到映射的物理内存，并做相应的代码执行或数据读写操作。MMU的映射由页表（Page Table）来描述，页表保存虚拟地址和物理地址的映射关系以及访问权限等。每个进程在创建的时候都会创建一个页表，页表由一个个页表条目（Page Table Entry， PTE）构成，每个页表条目描述虚拟地址区间与物理地址区间的映射关系。页表数据在内存区域存储位置的开始地址叫做转换表基地址/页表基地址（Translation Table Base，TTB）。MMU中有一块页表缓存，称为快表（Translation Lookaside Buffers, TLB），它缓存最近查找过的VA对应的页表项。做地址转换时，MMU首先在TLB中查找，如果找到对应的页表项，则可直接进行转换，否则就要去物理内存中读取页表项。TLB缓存可以减少访问物理内存的次数，提升查询效率。

本文中所涉及的源码，以OpenHarmony LiteOS-A内核为例，均可以在开源站点 https://gitee.com/openharmony/kernel_liteos_a  获取。如果涉及开发板，则默认以hispark_taurus为例。MMU相关的操作函数主要在文件arch/arm/arm/src/los_arch_mmu.c中定义。

虚实映射其实就是一个建立页表的过程。MMU支持多级页表，LiteOS-A内核采用二级页表描述进程空间。首先介绍下一级页表和二级页表。

1、一级页表L1和二级页表L2

1.1 页表项基础概念

L1页表将全部的4GiB虚拟内存地址空间划分为4096份，每份大小1MiB。每份对应一个32位的页表项，内容是L2页表基地址TTB或某个1MiB大小的物理内存的地址。其中高12位记录页号，用于对页表项定位，也就是4096个页表项的索引；低20位记录页内偏移值，虚实地址页内偏移值相等。使用虚拟地址中的虚拟页号查询页表得到对应的物理页号，然后与虚拟地址中的页内位移组成物理地址。每个L1页表项将1MiB的虚拟内存地址转换为物理地址。如下图所示：

对于用户进程，每个一级页表条目描述符占用4个字节（即32位的L1页表项），可表示1MiB的内存空间的映射关系，即1GiB用户空间（LiteOS-A内核中用户空间占用1GiB）的虚拟内存空间需要1024个L1页表项。系统创建用户进程时，在内存中申请一块4KiB大小（=4byte*1024）的内存块作为一级页表项的存储区域，系统根据当前进程的需要会动态申请内存作为二级页表的存储区域。现在我们就知道，在虚拟内存章节，用户进程虚拟地址空间初始化函数OsCreateUserVmSpace()申请了4KiB的内存作为页表存储区域的依据了:VADDR_T *ttb = LOS_PhysPagesAllocContiguous(1);，这段内存的开始地址就是TTB页表基地址。每个用户进程需要申请自己的页表项存储区域，对于内核进程，页表项存储区域是固定的，即UINT8 g_firstPageTable[0x4000]，大小为16KiB。

L1页表项的低2位用于定义页表项的类型，页表项类型有如下3种：

• Invalid 无效页表项，虚拟地址没有映射到物理地址，访问会产生缺页异常；

• Page Table 指向L2页表的页表项；

• Section Section 页表项对应1MiB大小的内存块，直接使用页表项的最高12位替代虚拟地址的高12位即可得到物理地址。

L2页表把1MiB的地址范围按4KiB的内存页大小继续分成256个小页。内存的高20位记录页号，用于对页表项定位；低12位记录页内偏移值，虚实地址页内偏移值相等。使用虚拟地址中的虚拟页号查询页表得到对应的物理页号，然后与虚拟地址中的页内位移组成物理地址。每个L2页表项将4KiB的虚拟内存地址转换为物理地址。如下图所示：

L2页表项的低2位用于识别页表项的类型，类型有如下4种：

• Invalid 无效页表项，虚拟地址没有映射到物理地址，访问会产生缺页异常；
• Large Page 大页表项，支持64KiB大页，暂不支持；
• Small Page 小页表项，支持4KiB小页的二级页表映射；
• Small Page XN 小页表项扩展。

在文件arch/arm/arm/include/los_mmu_descriptor_v6.h中定义了页表项类型，代码如下：

/* L1 descriptor type */
#define MMU_DESCRIPTOR_L1_TYPE_INVALID                          (0x0 << 0)
#define MMU_DESCRIPTOR_L1_TYPE_PAGE_TABLE                       (0x1 << 0)
#define MMU_DESCRIPTOR_L1_TYPE_SECTION                          (0x2 << 0)
#define MMU_DESCRIPTOR_L1_TYPE_MASK                             (0x3 << 0)

/* L2 descriptor type */
#define MMU_DESCRIPTOR_L2_TYPE_INVALID                          (0x0 << 0)
#define MMU_DESCRIPTOR_L2_TYPE_LARGE_PAGE                       (0x1 << 0)
#define MMU_DESCRIPTOR_L2_TYPE_SMALL_PAGE                       (0x2 << 0)
#define MMU_DESCRIPTOR_L2_TYPE_SMALL_PAGE_XN                    (0x3 << 0)
#define MMU_DESCRIPTOR_L2_TYPE_MASK                             (0x3 << 0)    

1.2 页表项操作

在文件arch/arm/arm/include/los_pte_ops.h定义了页表项相关的操作。

1.2.1 函数OsGetPte1获取虚拟地址的L1页表项

⑴处的OsGetPte1Index()内联函数获取虚拟地址的高12位作为页表号。

⑵处的OsGetPte1Ptr()内联函数根据页表项基地址和虚拟地址获取对应的L1页表项地址。

⑶处的函数OsGetPte1()用于获取指定虚拟地址对应的L1页表项数据。该L1页表项地址由页表项基地址pte1BasePtr加上虚拟地址va对应的页表项索引（页表号）组成，其中页表项索引等于虚拟地址的高12位。

需要注意函数OsGetPte1Index()和OsGetPte1()的区别，前者是页表项内存地址，后者是页表项地址上保持的页表项数据。

    STATIC INLINE UINT32 OsGetPte1Index(vaddr_t va)
    {
⑴      return va >> MMU_DESCRIPTOR_L1_SMALL_SHIFT;
    }

    STATIC INLINE PTE_T *OsGetPte1Ptr(PTE_T *pte1BasePtr, vaddr_t va)
    {
⑵      return (pte1BasePtr + OsGetPte1Index(va));
    }

    STATIC INLINE PTE_T OsGetPte1(PTE_T *pte1BasePtr, vaddr_t va)
    {
⑶      return *OsGetPte1Ptr(pte1BasePtr, va);
    }

1.2.2 函数OsGetPte2获取虚拟地址的L2页表项

⑴处OsGetPte2Index()函数根据虚拟地址获取对应页表项的页表号，计算方式是把虚拟地址对1MiB取余，保留低20位，然后右移12位。因为L2页表项细分的是1MiB内存块，这里把虚拟地址对1MiB取余。即L2页表项中，虚拟地址对应的页表项的索引的等于虚拟内存地址的[13,20]位。

⑵处的函数OsGetPte2()用于获取指定虚拟地址对应的L2页表项地址。L2页表项地址由页表项基地pte2BasePtr址加上页表项索引组成，其中页表项索引等于虚拟地址的第13到第20位对应的数值。

    STATIC INLINE UINT32 OsGetPte2Index(vaddr_t va)
    {
⑴      return (va % MMU_DESCRIPTOR_L1_SMALL_SIZE) >> MMU_DESCRIPTOR_L2_SMALL_SHIFT;
    }

    STATIC INLINE PTE_T OsGetPte2(PTE_T *pte2BasePtr, vaddr_t va)
    {
⑵      return *(pte2BasePtr + OsGetPte2Index(va));
    }

1.2.3 页表项类型判断函数

从上文已经可知，每一个L1页表项的低2位标记页表项的类型，OsIsPte1PageTable、OsIsPte1Invalid、OsIsPte1Section等函数分别判断L1页表项是否是页表、无效、Section段类型。

    STATIC INLINE BOOL OsIsPte1PageTable(PTE_T pte1)
    {
        return (pte1 & MMU_DESCRIPTOR_L1_TYPE_MASK) == MMU_DESCRIPTOR_L1_TYPE_PAGE_TABLE;
    }

    STATIC INLINE BOOL OsIsPte1Invalid(PTE_T pte1)
    {
        return (pte1 & MMU_DESCRIPTOR_L1_TYPE_MASK) == MMU_DESCRIPTOR_L1_TYPE_INVALID;
    }

    STATIC INLINE BOOL OsIsPte1Section(PTE_T pte1)
    {
        return (pte1 & MMU_DESCRIPTOR_L1_TYPE_MASK) == MMU_DESCRIPTOR_L1_TYPE_SECTION;
    }

同样，下面4个函数用于判断L2页表项的类型。

STATIC INLINE BOOL OsIsPte2SmallPage(PTE_T pte2)
{
    return (pte2 & MMU_DESCRIPTOR_L2_TYPE_MASK) == MMU_DESCRIPTOR_L2_TYPE_SMALL_PAGE;
}

STATIC INLINE BOOL OsIsPte2SmallPageXN(PTE_T pte2)
{
    return (pte2 & MMU_DESCRIPTOR_L2_TYPE_MASK) == MMU_DESCRIPTOR_L2_TYPE_SMALL_PAGE_XN;
}

STATIC INLINE BOOL OsIsPte2LargePage(PTE_T pte2)
{
    return (pte2 & MMU_DESCRIPTOR_L2_TYPE_MASK) == MMU_DESCRIPTOR_L2_TYPE_LARGE_PAGE;
}

STATIC INLINE BOOL OsIsPte2Invalid(PTE_T pte2)
{
    return (pte2 & MMU_DESCRIPTOR_L2_TYPE_MASK) == MMU_DESCRIPTOR_L2_TYPE_INVALID;
}

1.2.4 OsTruncPte1函数截取物理地址的高12位

下面代码的宏定义在文件arch\arm\arm\include\los_mmu_descriptor_v6.h中定义。其中MMU_DESCRIPTOR_L1_SMALL_FRAME等于~(0x100000-1)=0xFFF00000即取高12位。所以函数OsTruncPte1截取物理内存地址的高12位。

    #define MMU_DESCRIPTOR_L1_SMALL_SIZE                            0x100000
    #define MMU_DESCRIPTOR_L1_SMALL_MASK                            (MMU_DESCRIPTOR_L1_SMALL_SIZE - 1)
    #define MMU_DESCRIPTOR_L1_SMALL_FRAME                           (~MMU_DESCRIPTOR_L1_SMALL_MASK)
    #define MMU_DESCRIPTOR_L1_SMALL_SHIFT                           20
    #define MMU_DESCRIPTOR_L1_SECTION_ADDR(x)                       ((x) & MMU_DESCRIPTOR_L1_SMALL_FRAME)
    ......
    STATIC INLINE ADDR_T OsTruncPte1(ADDR_T addr)
    {
        return MMU_DESCRIPTOR_L1_SECTION_ADDR(addr);
    }

1.2.5 L2页表项连续操作函数

⑴处的函数OsSavePte2设置L2页表项数据，页表项指针地址pte2Ptr指向的内存保存的数据写入页表项数据pte2。OsSavePte2Continuous函数用于连续设置L2页表项数据，需要的参数分别有pte2BasePtr页表基地址，index虚拟地址对应的页号作为开始索引，页表项地址pte2和连续的页表项数量count。⑵处设置页表项基地址，然后页表号增加1，页表项数量减1。⑶处更新页表项地址，增加的大小为MMU_DESCRIPTOR_L2_SMALL_SIZE，即4KiB大小，然后统计保存成功的数量加1。⑷处的while循环的条件中的MMU_DESCRIPTOR_L2_NUMBERS_PER_L1等于256（即每1MiB对应的L2页表项的数量）。

函数OsClearPte2Continuous用于清理页表项基地址。

STATIC INLINE VOID OsSavePte2(PTE_T *pte2Ptr, PTE_T pte2)
{
    DMB;
⑴  *pte2Ptr = pte2;
    DSB;
}

STATIC INLINE UINT32 OsSavePte2Continuous(PTE_T *pte2BasePtr, UINT32 index, PTE_T pte2, UINT32 count)
{
    UINT32 saveCounts = 0;
    if (count == 0) {
        return 0;
    }

    DMB;
    do {
⑵      pte2BasePtr[index++] = pte2;
        count--;
⑶      pte2 += MMU_DESCRIPTOR_L2_SMALL_SIZE;
        saveCounts++;
⑷  } while ((count != 0) && (index != MMU_DESCRIPTOR_L2_NUMBERS_PER_L1));
    DSB;

    return saveCounts;
}

STATIC INLINE VOID OsClearPte2Continuous(PTE_T *pte2Ptr, UINT32 count)
{
    UINT32 index = 0;

    DMB;
    while (count > 0) {
        pte2Ptr[index++] = 0;
        count--;
    }
    DSB;
}

如果大家想更加深入的学习 OpenHarmony 开发的内容，不妨可以参考以下相关学习文档进行学习，助你快速提升自己：

OpenHarmony 开发环境搭建：https://qr18.cn/CgxrRy

《OpenHarmony源码解析》：https://qr18.cn/CgxrRy

• 搭建开发环境
• Windows 开发环境的搭建
• Ubuntu 开发环境搭建
• Linux 与 Windows 之间的文件共享
• ……
  

系统架构分析：https://qr18.cn/CgxrRy

• 构建子系统
• 启动流程
• 子系统
• 分布式任务调度子系统
• 分布式通信子系统
• 驱动子系统
• ……

OpenHarmony 设备开发学习手册：https://qr18.cn/CgxrRy

OpenHarmony面试题（内含参考答案）：https://qr18.cn/CgxrRy

写在最后

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