MMU（内存管理单元）
本文深入讲解 MMU 的核心原理、地址转换机制、页表结构、TLB 优化、内存保护以及在不同架构（ARM Cortex-A、x86、RISC-V）中的实现差异。适合系统开发者和嵌入式工程师。
一、MMU 是什么？为什么需要它？
1.1 MMU 的定义
MMU（Memory Management Unit，内存管理单元） 是 CPU 中的硬件模块，负责将 虚拟地址（Virtual Address, VA） 转换为 物理地址（Physical Address, PA），并提供内存保护功能。
1.2 没有 MMU 的世界
在简单的微控制器（如 Cortex-M）中，CPU 直接访问物理内存：
CPU 执行指令: LDR R0, [0x20000000]
↓
直接访问物理地址 0x20000000 的 SRAM
问题：
内存碎片化：多个程序运行时，必须精确分配不重叠的物理地址安全性差：任何程序都能访问整个内存空间，包括操作系统内核无法支持虚拟内存：无法实现"按需加载"或"内存换页"
1.3 有 MMU 的世界
CPU 执行指令: LDR R0, [0x40000000] ← 虚拟地址
↓
MMU 查表
↓
访问物理地址 0x82000000 ← 实际的 DRAM 地址
优势：
地址空间隔离：每个进程拥有独立的 4GB 虚拟地址空间（32 位系统）内存保护：防止进程访问内核或其他进程的内存虚拟内存：支持 swap、按需分页（demand paging）简化编程：程序总是从固定地址（如 0x00000000）开始，无需重定位
二、MMU 的核心概念
2.1 虚拟地址与物理地址
地址类型描述示例虚拟地址（VA）程序看到的地址，由编译器/链接器生成0x40001234物理地址（PA）实际硬件地址，连接到 DRAM/外设0x82345678地址转换流程：
虚拟地址（32 位）
├─ [31:20] 页目录索引（1024 个条目）
├─ [19:12] 页表索引（1024 个条目）
└─ [11:0] 页内偏移（4KB 页大小）
↓
页表查找（多级）
↓
物理地址 = 页表基地址 + 页内偏移
2.2 页（Page）与页框（Page Frame）
页（Page）：虚拟内存的基本单位（通常 4KB）页框（Page Frame）：物理内存的基本单位（也是 4KB）
映射关系：
虚拟地址空间 物理内存
┌─────────────┐ ┌─────────────┐
│ 页 0 (4KB) │ ───┐ │ 页框 5 │
├─────────────┤ │ ├─────────────┤
│ 页 1 (4KB) │ ───┼────>│ 页框 0 │
├─────────────┤ │ ├─────────────┤
│ 页 2 (4KB) │ ───┘ │ 页框 3 │
└─────────────┘ └─────────────┘
关键点：
虚拟页和物理页框不必连续允许内存碎片整理和按需分配
2.3 页表（Page Table）
页表 是存储在内存中的数据结构，记录虚拟地址到物理地址的映射关系。
单级页表的问题（32 位系统）：
虚拟地址空间：4GB = 2^32 字节页大小：4KB = 2^12 字节需要的页表条目：2^32 / 2^12 = 2^20 = 1M 个条目每个条目 4 字节 → 页表大小 = 4MB
每个进程都需要 4MB 的页表！ 这太浪费了。
三、多级页表结构
为了减少页表占用的内存，现代 MMU 使用 多级页表。
3.1 两级页表（ARM Cortex-A 经典实现）
虚拟地址（32 位）
┌────────────┬────────────┬──────────────┐
│ L1 索引 │ L2 索引 │ 页内偏移 │
│ [31:20] │ [19:12] │ [11:0] │
│ 12 位 │ 8 位 │ 12 位 │
└────────────┴────────────┴──────────────┘
↓ ↓ ↓
一级页表 二级页表 4KB 页内
(4096 项) (256 项)
查找流程：
读取页表基地址寄存器（TTBR0）
TTBR0 = 0x80000000 ← 一级页表的物理地址
计算一级页表条目地址
L1_index = VA[31:20] // 取虚拟地址的高 12 位
L1_entry_addr = TTBR0 + (L1_index * 4)
读取一级页表条目
L1_entry = Memory[L1_entry_addr]
检查条目类型：
Section（段映射，1MB）：直接返回物理地址Page Table（二级页表）：继续查找
读取二级页表条目
L2_table_base = L1_entry[31:10] // 二级页表基地址
L2_index = VA[19:12]
L2_entry_addr = L2_table_base + (L2_index * 4)
L2_entry = Memory[L2_entry_addr]
计算最终物理地址
page_frame = L2_entry[31:12] // 物理页框号
offset = VA[11:0] // 页内偏移
PA = (page_frame << 12) | offset
示例：
假设访问虚拟地址 0x40102ABC：
VA = 0x40102ABC
= 0100 0000 0001 0000 0010 1010 1011 1100
↑─────┬─────↑ ↑──┬───↑ ↑──────┬──────↑
L1索引(401H) L2索引(02H) 偏移(ABCH)
1. L1_index = 0x401 = 1025
L1_entry_addr = TTBR0 + 1025 * 4 = 0x80000000 + 0x1004 = 0x80001004
2. L1_entry = Memory[0x80001004] = 0x82000001
类型 = Page Table (bit[1:0] = 01)
L2_table_base = 0x82000000
3. L2_index = 0x02
L2_entry_addr = 0x82000000 + 0x02 * 4 = 0x82000008
4. L2_entry = Memory[0x82000008] = 0x8500002F
page_frame = 0x85000
5. PA = 0x85000000 | 0xABC = 0x85000ABC
3.2 多级页表的优势
内存占用对比：
页表类型内存占用说明单级页表4MB × 进程数每个进程 4MB，无论是否使用全部地址空间两级页表4KB（L1）+ N × 1KB（L2）L2 按需分配，稀疏地址空间只占用少量内存示例：
假设进程只使用了 8MB 的地址空间：
单级页表：仍需 4MB两级页表：4KB（L1）+ 8KB（L2，8 个 1KB 表）= 12KB
节省了 99.7% 的内存！
四、页表条目（PTE）结构
页表条目不仅包含物理地址，还包含访问权限、缓存属性等控制位。
4.1 ARM Cortex-A 的二级页表条目（Small Page, 4KB）
┌────────────────────────────────────────────────────────────────┐
│ 31 20│19 12│11│10│9│8 6│5 4│3 2│1│0│ │
├─────────────┼──────┼──┼──┼─┼────┼────┼────┼─┼─┤ │
│ 物理页框地址 │ nG │S │AP│TEX│AP │CB │1│XN│ │
└─────────────┴──────┴──┴──┴─┴────┴────┴────┴─┴─┘ │
各字段含义：
位域名称描述[31:12]物理页框地址指向 4KB 对齐的物理页框[11]nG（non-Global）0=全局页（所有进程共享），1=进程私有页[10]S（Shared）1=多核共享（影响缓存一致性）[9]APX扩展访问权限位[8:6]TEX类型扩展（Type Extension），配合 C/B 定义缓存策略[5:4]AP[1:0]访问权限（Access Permission）[3:2]C, B缓存和缓冲属性[1]1必须为 1，标识这是小页（4KB）[0]XN（eXecute Never）1=禁止执行（NX bit）4.2 访问权限（AP 位）
APXAP[1:0]特权模式用户模式典型用途000无访问无访问无效页001R/W无访问内核数据010R/WR共享只读数据011R/WR/W用户数据101R无访问内核只读数据110RR代码段111RR共享只读数据4.3 缓存属性（TEX, C, B）
TEXCB描述典型用途00000强序，不缓存MMIO（外设寄存器）00001设备内存UART、GPIO 等00010写通缓存日志缓冲区00011写回缓存正常内存（DRAM）00100共享设备多核共享外设示例配置：
// 配置 DRAM 区域（写回缓存，读写，用户可访问）
pte = (physical_addr & 0xFFFFF000) | // 物理地址
(0b000 << 6) | // TEX = 000
(0b11 << 4) | // AP = 11（用户可读写）
(1 << 3) | // C = 1（启用缓存）
(1 << 2) | // B = 1（写回）
(1 << 1) | // 小页标记
(0 << 0); // XN = 0（允许执行）
// 配置外设区域（不缓存，强序）
pte = (0x40000000 & 0xFFFFF000) | // GPIO 基地址
(0b000 << 6) | // TEX = 000
(0b01 << 4) | // AP = 01（仅特权访问）
(0 << 3) | // C = 0（禁用缓存）
(0 << 2) | // B = 0（强序）
(1 << 1) | // 小页标记
(1 << 0); // XN = 1（禁止执行）
五、TLB（Translation Lookaside Buffer）
5.1 TLB 是什么？
问题：每次内存访问都要查页表，需要多次内存读取（两级页表需要 2-3 次），太慢！
解决方案：TLB 是一个小型的、全关联的硬件缓存，存储最近使用的虚拟地址到物理地址的映射。
CPU
↓
查 TLB
↓
┌─── 命中？ ───┐
│ │
是 否
↓ ↓
直接得到 PA 查页表（慢）
↓
更新 TLB
5.2 TLB 的结构
典型 TLB 条目：
┌──────────────┬──────────────┬────────────┬──────┐
│ 虚拟页号(VPN) │ 物理页框号(PFN)│ 访问权限 │ 有效位 │
│ 20 位 │ 20 位 │ AP, TEX等 │ V │
└──────────────┴──────────────┴────────────┴──────┘
TLB 参数（以 Cortex-A9 为例）：
容量：128 条目（Instruction TLB）+ 128 条目（Data TLB）关联度：全关联或 4-way 组关联命中率：通常 > 99%
5.3 TLB 未命中（TLB Miss）
硬件 TLB Miss 处理（ARM）：
CPU 自动发起页表遍历（Table Walk）读取多级页表更新 TLB重新执行访问指令
软件 TLB Miss 处理（RISC-V、MIPS）：
触发 TLB Miss 异常操作系统查页表手动写入 TLB返回并重试
5.4 TLB 失效（TLB Invalidation）
何时需要失效 TLB？
进程切换：新进程有不同的页表修改页表：改变映射关系或权限取消映射：释放内存
失效指令（ARM）：
// 失效所有 TLB 条目
asm volatile("mcr p15, 0, %0, c8, c7, 0" :: "r"(0));
// 失效单个地址的 TLB 条目
asm volatile("mcr p15, 0, %0, c8, c7, 1" :: "r"(va));
// 失效所有非全局条目（进程切换时）
asm volatile("mcr p15, 0, %0, c8, c7, 2" :: "r"(0));
Linux 内核示例：
void flush_tlb_all(void) {
local_flush_tlb_all(); // 失效本核 TLB
smp_call_function(flush_tlb_all_ipi, NULL, 1); // 通知其他核
}
六、内存保护与异常处理
6.1 页错误（Page Fault）
触发条件：
页不存在（Page Not Present）：访问未映射的虚拟地址权限违规（Permission Violation）：用户态访问内核页、写只读页执行保护违规（NX Violation）：执行标记为 XN 的页（如堆栈）
ARM 的数据中止异常（Data Abort）：
void DataAbortHandler(void) {
uint32_t fault_addr, fault_status;
// 读取故障地址寄存器（FAR）
asm volatile("mrc p15, 0, %0, c6, c0, 0" : "=r"(fault_addr));
// 读取故障状态寄存器（FSR）
asm volatile("mrc p15, 0, %0, c5, c0, 0" : "=r"(fault_status));
uint32_t fault_type = fault_status & 0x0F;
switch (fault_type) {
case 0x05: // Translation fault (Section)
case 0x07: // Translation fault (Page)
printf("Page fault at 0x%08X\n", fault_addr);
// 可能需要按需加载页
break;
case 0x0D: // Permission fault (Section)
case 0x0F: // Permission fault (Page)
printf("Permission denied at 0x%08X\n", fault_addr);
// 发送 SIGSEGV 信号给进程
break;
}
}
6.2 写时复制（Copy-on-Write, COW）
场景：fork() 创建子进程时，父子进程共享相同的物理页。
实现：
将父进程的所有可写页标记为 只读子进程的页表指向相同的物理页当任何一方尝试写入时，触发 Page Fault操作系统分配新物理页，复制数据，更新页表
void handle_cow_fault(uint32_t fault_addr) {
page_t *page = find_page(fault_addr);
if (page->ref_count > 1) {
// 页被多个进程共享
void *new_page = alloc_physical_page();
memcpy(new_page, page->physical_addr, 4096);
// 更新页表，指向新页
update_page_table(fault_addr, new_page);
// 设置为可写
set_page_writable(fault_addr);
page->ref_count--;
} else {
// 只有一个进程使用，直接设置为可写
set_page_writable(fault_addr);
}
}
七、不同架构的 MMU 实现
7.1 ARM Cortex-A（ARMv7-A）
特点：
两级页表（Section 或 Small Page）硬件页表遍历（Table Walk Unit）独立的 I-TLB 和 D-TLB
页表基地址寄存器：
TTBR0：用户空间（0x00000000 - 0x7FFFFFFF）TTBR1：内核空间（0x80000000 - 0xFFFFFFFF）
配置示例：
void enable_mmu(void) {
uint32_t *page_table = create_page_table();
// 1. 设置 TTBR0（用户空间页表）
asm volatile("mcr p15, 0, %0, c2, c0, 0" :: "r"(page_table));
// 2. 设置 Domain（域访问控制）
uint32_t dacr = 0x00000001; // Domain 0 = Client
asm volatile("mcr p15, 0, %0, c3, c0, 0" :: "r"(dacr));
// 3. 启用 MMU
uint32_t sctlr;
asm volatile("mrc p15, 0, %0, c1, c0, 0" : "=r"(sctlr));
sctlr |= 0x1; // M bit（启用 MMU）
sctlr |= 0x4; // C bit（启用数据缓存）
sctlr |= 0x1000; // I bit（启用指令缓存）
asm volatile("mcr p15, 0, %0, c1, c0, 0" :: "r"(sctlr));
}
7.2 x86-64（Intel/AMD）
特点：
四级页表（PML4 → PDPT → PD → PT）48 位虚拟地址空间（256 TB）硬件页表遍历 + TLB
四级页表结构：
虚拟地址（64 位，实际使用 48 位）
┌─────┬──────┬──────┬──────┬──────┬──────────┐
│ 保留 │ PML4 │ PDPT │ PD │ PT │ 页内偏移 │
│63-48│47-39 │38-30 │29-21 │20-12 │ 11-0 │
└─────┴──────┴──────┴──────┴──────┴──────────┘
9位 9位 9位 9位 12位
控制寄存器：
CR3：页表基地址（PML4）CR0.PG：启用分页CR4.PAE：启用物理地址扩展（必须为 1）
7.3 RISC-V（Sv39）
特点：
三级页表（39 位虚拟地址）软件 TLB 管理（通过 sfence.vma 刷新）简洁的页表项格式
页表项（PTE）结构：
┌──────────────────────────────────────────────────────────────┐
│ 63 54│53 28│27 19│18 10│9 8│7│6│5│4│3│2│1│0│
├───────┼───────────┼───────────┼───────────┼────┼─┼─┼─┼─┼─┼─┼─┼─┤
│ 保留 │ PPN[2] │ PPN[1] │ PPN[0] │ RSW│D│A│G│U│X│W│R│V│
└───────┴───────────┴───────────┴───────────┴────┴─┴─┴─┴─┴─┴─┴─┴─┘
权限位：
V（Valid）：页有效R（Read）：可读W（Write）：可写X（eXecute）：可执行U（User）：用户态可访问G（Global）：全局页A（Accessed）：已访问D（Dirty）：已修改
启用 MMU：
void enable_mmu_riscv(void) {
uint64_t page_table_pa = (uint64_t)page_table >> 12;
uint64_t satp = (8ULL << 60) | page_table_pa; // MODE=Sv39
// 写入 satp 寄存器
asm volatile("csrw satp, %0" :: "r"(satp));
// 刷新 TLB
asm volatile("sfence.vma");
}
八、MMU 在操作系统中的应用
8.1 Linux 的内存布局（32 位）
虚拟地址空间（4GB）
┌─────────────────────────────────────┐ 0xFFFFFFFF
│ 内核空间（Kernel Space） │
│ - 内核代码、数据 │
│ - 驱动程序 │
│ - 页表 │ 1GB
├─────────────────────────────────────┤ 0xC0000000
│ 用户空间（User Space） │
│ - 栈（Stack） │
│ - 内存映射区（mmap） │
│ - 堆（Heap） │
│ - BSS │
│ - 数据段（Data） │
│ - 代码段（Text） │ 3GB
└─────────────────────────────────────┘ 0x00000000
8.2 进程切换时的 MMU 操作
void switch_mm(struct mm_struct *prev_mm, struct mm_struct *next_mm) {
if (prev_mm == next_mm)
return; // 同一进程，无需切换
// 1. 切换页表基地址
uint32_t pgd_pa = virt_to_phys(next_mm->pgd);
asm volatile("mcr p15, 0, %0, c2, c0, 0" :: "r"(pgd_pa));
// 2. 失效非全局 TLB 条目
asm volatile("mcr p15, 0, %0, c8, c7, 2" :: "r"(0));
// 3. 更新 ASID（地址空间 ID，避免全部刷新 TLB）
uint32_t contextidr = next_mm->context.id;
asm volatile("mcr p15, 0, %0, c13, c0, 1" :: "r"(contextidr));
}
8.3 按需分页（Demand Paging）
原理：程序启动时，不立即分配所有物理内存，而是在首次访问时触发 Page Fault 再分配。
void do_page_fault(uint32_t fault_addr, uint32_t fault_status) {
struct vm_area_struct *vma = find_vma(current->mm, fault_addr);
if (!vma || fault_addr < vma->vm_start) {
// 无效地址，发送 SIGSEGV
send_signal(current, SIGSEGV);
return;
}
// 分配物理页
struct page *page = alloc_page(GFP_KERNEL);
// 建立映射
pte_t *pte = get_pte(current->mm, fault_addr);
set_pte(pte, mk_pte(page, vma->vm_page_prot));
// 如果是从磁盘换页回来，读取数据
if (vma->vm_file) {
read_page_from_disk(page, fault_addr);
} else {
// 匿名页，清零
memset(page_address(page), 0, PAGE_SIZE);
}
}
九、MMU 调试技巧
9.1 查看页表内容
通过调试器（以 ARM 为例）：
# 读取 TTBR0
(gdb) print/x $cp15_c2_c0_0
# 读取一级页表条目
(gdb) x/1wx 0x80000000 + (0x40000000 >> 18)
# 读取二级页表条目
(gdb) x/1wx
通过 /proc 文件系统（Linux）：
# 查看进程的虚拟内存映射
cat /proc/1234/maps
# 示例输出
00400000-00401000 r-xp 00000000 08:01 123456 /bin/app ← 代码段
00600000-00601000 rw-p 00000000 08:01 123456 /bin/app ← 数据段
7ffff7a0d000-7ffff7bcd000 r-xp libc.so.6 ← 共享库
7ffff7dd5000-7ffff7dfc000 rw-p [heap] ← 堆
7ffffffde000-7ffffffff000 rw-p [stack] ← 栈
9.2 常见问题与解决
问题 1：MMU 启用后立即崩溃
// 错误：忘记映射异常向量表
void enable_mmu(void) {
create_page_table();
enable_mmu_control(); // 崩溃！
}
// 正确：先映射异常向量表
void enable_mmu(void) {
create_page_table();
// 映射异常向量表（0xFFFF0000）
map_page(0xFFFF0000, 0x00000000, AP_KERNEL_RO);
enable_mmu_control();
}
问题 2：外设访问失败
// 错误：外设区域启用了缓存
map_page(0x40000000, 0x40000000, AP_KERNEL_RW | CACHEABLE);
// 正确：外设必须禁用缓存
map_page(0x40000000, 0x40000000, AP_KERNEL_RW | STRONGLY_ORDERED);
问题 3：TLB 失效不完全
// 错误：修改页表后忘记失效 TLB
update_page_table(va, new_pa);
// ... CPU 仍使用旧的 TLB 缓存
// 正确
update_page_table(va, new_pa);
flush_tlb_page(va); // 失效对应的 TLB 条目
十、总结
10.1 MMU 的核心功能
功能描述应用地址转换虚拟地址 → 物理地址所有内存访问内存保护访问权限检查（R/W/X）防止越界、权限提升TLB 加速缓存地址映射提高转换速度（99%+ 命中率）多级页表按需分配页表节省内存（稀疏地址空间）缓存控制定义缓存策略优化性能，正确处理 MMIO10.2 不同架构对比
特性ARM Cortex-Ax86-64RISC-V页表级数2 级4 级3 级（Sv39）虚拟地址宽度32 位48 位39 位TLB 管理硬件硬件软件页大小4KB, 64KB, 1MB4KB, 2MB, 1GB4KB, 2MB, 1GB10.3 学习路线建议
基础：理解虚拟地址与物理地址的概念进阶：掌握多级页表的查找流程实践：在裸机环境下手动配置 MMU高级：研究操作系统的内存管理实现（如 Linux）
参考资料：
ARM Architecture Reference Manual（ARMv7-A 和 ARMv8-A）Intel 64 and IA-32 Architectures Software Developer’s ManualRISC-V Privileged Architecture SpecificationLinux 内核源码（arch/arm/mm/, mm/）《Understanding the Linux Kernel》（Daniel P. Bovet）