从C++中的const到MMU(存储器管理单元）（MMU部分为网页整理）

   先来回顾一段小代码：

#include <iostream>
using namespace std;
int main()
{
    char *s = "Hello World!";
    printf("%s\n",s);
    s[0] = 'B';
    printf("%s\n",s);
    return 0;
}

用G++编译 ： g++ test1.cpp

之后显示：

对的，没有报错，编译器的英文是说，这是一个过时的写法。

不管他，我们来运行一下，毕竟只是警告！

看见结果了吧，Bus erro: 10. 说明后面一个printf出现了异常。下面是查找到的Bus Error错误解释：

在《C专家编程》中提到了总线错误bus error(core dumped)。

总线错误几乎都是由于未对齐的读或写引起的。

它之所以称为总线错误，是因为出现未对齐的内存访问请求时，被堵塞的组件就是地址总线。对齐的意思就是数据项只能存储在地址是数据项大小的整倍数的内存位置上。

现代的计算机架构中，尤其是RISC架构，都需要字对齐，因为与任意的对齐有关的额外逻辑都会使内存系统更大且更慢。

通过迫使每个内存访问局限在一个cache行或者一个单独的页面内，可以极大地简化（并加速）如cache控制器和内存管理单元这样的硬件。

页和cache的大小都是经过精心设计的，这样只要遵守对齐规则就可以保证一个原子数据项不会跨过一个页或cache块的边界。

本地变量放在堆栈里，new出来的变量放在堆里面，全局变量放在全局数据区里面，而全局变量里的常量是放在代码段里的，且会被默认为const，放在代码段内，而代码段是不写的。

好了下面为了更便于理解，先简单介绍下MMU（Memory Manage Unit）,内存管理单元。MMU有一个内存保护作用，其中代码段是不可写的，要是写了，内不会产生一个check，所以产生了Bus Error。

但是为什么没有报错呢，因为我们骗过了编译器。编译到s[0] = 'B'时，它不知道s是否为const。

正确的作法可在前面加一个const 。

那么考虑另外一段程序。

#include <iostream>
using namespace std;
int main()
{
    char s[] = "Hello World!";
    printf("%s\n",s);
    s[0] = 'B';
    printf("%s\n",s);
    return 0;
}

用G++编译，没有报错。OK，运行：

为什么这里没有错误呢？

通常我们认为s[]是一个数组，数组是位于堆栈内的。堆栈里有很大一块空间，用来放Hello world!，这里的赋值号“=”是拷贝的意思 。这个s[0]的赋值是可以的。好了 ，如果你还没弄懂，继续看下面一段代码。

#include <iostream>
using namespace std;
int main()
{
    const char *s1 = "Hello World!";//默认为const，在代码段内，不可写。计算机里面有一个MMU，内存管理单元。
    char s2[] = "Hello World!";
    printf("s1's   address is %p\n",s1);
    printf("s2's   address is %p\n",s2);
    printf("main's address is %p\n",main);
    //MMU，负责内存保护，
    //cout<<s<<endl;
//   s[0] = 'B';
//  cout<<s<<endl;
    return 0;
}

用32位编译：g++ test.cpp -m32后 显示如下：

   

OK我们发现 s1,main的位于低地址区域，而s2位于高地址区域。s1,main在全局区,而s2位于堆栈内。

PS：教大家一个口诀，const在*前，则修饰的是对象，const在*后，则修饰的是指针。

接下来深入理解内存管理单元MMU（以下内容整理自某博客）:

MMU的主要作用就是把虚拟地址转换成物理地址。一个32位的CPU，它的地址范围是0~0xFFFFFFFF (4G)而对于一个64位的CPU，它的地址范围为0~0xFFFFFFFFFFFFFFFF (64T),这个范围就是我们的程序能够产生的地址范围，我们把这个地址范围称为虚拟地址空间，该空间中的某一个地址我们称之为虚拟地址。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，大多数时候我们的系统所具备的物理地址空间只是虚拟地址空间的一个子集，这里举一个最简单的例子直观地说明这两者，对于一台内存为256MB的32bit x86主机来说，它的虚拟地址空间范围是0~0xFFFFFFFF(4G),而物理地址空间范围是0x000000000~0x0FFFFFFF（256MB）。在没有使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。而在使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，而是送到内存管理单元――MMU。

大多数使用虚拟存储器的系统都使用一种称为分页（paging）。虚拟地址空间划分成称为页（page）的单位，而相应的物理地址空间也被进行划分，单位是页框().页和页框的大小必须相同。接下来配合图片我以一个例子说明页与页框之间在MMU的调度下是如何进行映射的：

在这个例子中我们有一台可以生成16位地址的机器，它的虚拟地址范围从0x0000~0xFFFF(64K),而这台机器只有32K的物理地址，因此他可以运行64K的程序，但该程序不能一次性调入内存运行。这台机器必须有一个达到可以存放64K程序的外部存储器（例如磁盘或是FLASH）以保证程序片段在需要时可以被调用。在这个例子中，页的大小为4K，页框大小与页相同（这点是必须保证的，内存和外围存储器之间的传输总是以页为单位的），对应64K的虚拟地址和32K的物理存储器，他们分别包含了16个页和8个页框。

     我们先根据上图解释一下分页后要用到的几个术语，在上面我们已经接触了页和页框，上图中绿色部分是物理空间，其中每一格表示一个物理页框。橘黄色部分是虚拟空间，每一格表示一个页，它由两部分组成，分别是 Index(页框索引)和位p（present 存在位）， Index的意义很明显，它指出本页是往哪个物理页框进行映射的，位p的意义则是指出本页的映射是否有效，如上图，当某个页并没有被映射时（或称映射无效， Index部分为X），该位为0，映射有效则该位为1。

   我们执行下面这些指令（本例子的指令不针对任何特定机型，都是伪指令）
例1:
   MOVE REG,0 //将0号地址的值传递进寄存器REG.
   虚拟地址0将被送往MMU,MMU看到该虚地址落在页0范围内（页0范围是0到4095），从上图我们看到页0所对应（映射）的页框为2（页框2的地址范围是8192到12287），因此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的映射一无所知，它只看到一个对地址8192的读请求并执行它。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（虚拟地址范围是20480到24575）距开头20个字节处，虚页5映射到页框3（页框3的地址范围是 12288到16383），于是被映射到物理地址12288+20=12308。

     通过适当的设置MMU，可以把16个虚页隐射到8个页框中的任何一个，但是这个方法并没有有效的解决虚拟地址空间比物理地址空间大的问题。从上图中我们可以看到，我们只有8个页框（物理地址），但我们有16个页（虚拟地址），所以我们只能把16个页中的8个进行有效的映射。我们看看例4会发生什么情况

     MOV REG,32780
     虚拟地址32780落在页8的范围内，从上图总我们看到页8没有被有效的进行映射（该页被打上X），这是又会发生什么？MMU注意到这个页没有被映射，于是通知CPU发生一个缺页故障（page fault）.这种情况下操作系统必须处理这个页故障，它必须从8个物理页框中找到1个当前很少被使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），随后把需要引用的页（例4中是页8）映射到刚才释放的页框中（这个动作称为修改映射关系），然后从新执行产生故障的指令（MOV REG,32780）。假设操作系统决定释放页框1，那么它将把虚页8装入物理地址的4-8K,并做两处修改：首先把标记虚页1未被映射（原来虚页1是被影射到页框1的），以使以后任何对虚拟地址4K到8K的访问都引起页故障而使操作系统做出适当的动作（这个动作正是我们现在在讨论的），其次他把虚页8对应的页框号由X变为1，因此重新执行MOV REG,32780时，MMU将把32780映射为4108。

     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。