本篇内容介绍了“Linux内存管理中MMU的过程是怎样的”的有关知识，在实际案例的操作过程中，不少人都会遇到这样的困境，接下来就让小编带领大家学习一下如何处理这些情况吧！希望大家仔细阅读，能够学有所成！
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我喜欢用图的方式来说明问题，简单直接：
蓝色部分是cpu，灰色部分是内存，白色部分就是cpu访问内存的过程，也是地址转换的过程。在解释地址转换的本质前我们先理解下几个概念：
TLB：MMU工作的过程就是查询页表的过程。如果把页表放在内存中查询的时候开销太大，因此为了提高查找效率，专门用一小片访问更快的区域存放地址转换条目。（当页表内容有变化的时候，需要清除TLB，以防止地址映射出错。）
Caches：cpu和内存之间的缓存机制，用于提高访问速率，armv8架构的话上图的caches其实是L2 Cache，这里就不做进一步解释了。
「那么CPU是如何通过MMU和Cache来访问内存的呢？」
可以看出虚拟地址和物理地址的转换关键是过程Table Walk Unit。
我们知道内核中的寻址空间大小是由CONFIG_ARM64_VA_BITS控制的，这里以48位为例，ARMv8中，Kernel Space的页表基地址存放在TTBR1_EL1寄存器中，User Space页表基地址存放在TTBR0_EL0寄存器中，其中内核地址空间的高位为全1，(0xFFFF0000_00000000 ~ 0xFFFFFFFF_FFFFFFFF)，用户地址空间的高位为全0，(0x00000000_00000000 ~ 0x0000FFFF_FFFFFFFF)
有了宏观概念，下面我们以内核态寻址过程为例看下是如何把虚拟地址转换为物理地址的。
我们知道linux采用了分页机制，通常采用四级页表，页全局目录(PGD)，页上级目录(PUD)，页中间目录(PMD)，页表(PTE)。如下：
整个过程是比较机械的，每次转换先获取物理页基地址，再从线性地址中获取索引，合成物理地址后再访问内存。不管是页表还是要访问的数据都是以页为单位存放在主存中的，因此每次访问内存时都要先获得基址，再通过索引(或偏移)在页内访问数据，因此可以将线性地址看作是若干个索引的集合。
/*描述各级页表中的页表项*/
typedef struct { pteval_t pte; } pte_t;
typedef struct { pmdval_t pmd; } pmd_t;
typedef struct { pudval_t pud; } pud_t;
typedef struct { pgdval_t pgd; } pgd_t;
/* 将页表项类型转换成无符号类型 */
#define pte_val(x) ((x).pte)
#define pmd_val(x) ((x).pmd)
#define pud_val(x) ((x).pud)
#define pgd_val(x) ((x).pgd)
/* 将无符号类型转换成页表项类型 */
#define __pte(x) ((pte_t) { (x) } )
#define __pmd(x) ((pmd_t) { (x) } )
#define __pud(x) ((pud_t) { (x) } )
#define __pgd(x) ((pgd_t) { (x) } )
/* 获取页表项的索引值 */
#define pgd_index(addr) (((addr) >> PGDIR_SHIFT) & (PTRS_PER_PGD - 1))
#define pud_index(addr) (((addr) >> PUD_SHIFT) & (PTRS_PER_PUD - 1))
#define pmd_index(addr) (((addr) >> PMD_SHIFT) & (PTRS_PER_PMD - 1))
#define pte_index(addr) (((addr) >> PAGE_SHIFT) & (PTRS_PER_PTE - 1))
/* 获取页表中entry的偏移值 */
#define pgd_offset(mm, addr) (pgd_offset_raw((mm)->pgd, (addr)))
#define pgd_offset_k(addr) pgd_offset(&init_mm, addr)
#define pud_offset_phys(dir, addr) (pgd_page_paddr(*(dir)) + pud_index(addr) * sizeof(pud_t))
#define pud_offset(dir, addr) ((pud_t *)__va(pud_offset_phys((dir), (addr))))
#define pmd_offset_phys(dir, addr) (pud_page_paddr(*(dir)) + pmd_index(addr) * sizeof(pmd_t))
#define pmd_offset(dir, addr) ((pmd_t *)__va(pmd_offset_phys((dir), (addr))))
#define pte_offset_phys(dir,addr) (pmd_page_paddr(READ_ONCE(*(dir))) + pte_index(addr) * sizeof(pte_t))
#define pte_offset_kernel(dir,addr) ((pte_t *)__va(pte_offset_phys((dir), (addr))))
进程在切换的时候就是根据task_struct找到mm_struct里的PGD字段，取得新进程的页全局目录，然后填充到CR3寄存器，就完成了页的切换。
下面我们动手操作一下，通过代码来深度理解下虚拟地址是如何转化为物理地址的。
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
MODULE_DESCRIPTION("vitual address to physics address");
static int pid;
static unsigned long va;
module_param(pid,int,0644); //从命令行传递参数（变量，类型，权限）
module_param(va,ulong,0644); //va表示的是虚拟地址
static int find_pgd_init(void)
{
unsigned long pa = 0; //pa表示的物理地址
struct task_struct *pcb_tmp = NULL;
pgd_t *pgd_tmp = NULL;
pud_t *pud_tmp = NULL;
pmd_t *pmd_tmp = NULL;
pte_t *pte_tmp = NULL;
printk(KERN_INFO"PAGE_OFFSET = 0x%lx\n",PAGE_OFFSET); //页表中有多少个项
/*pud和pmd等等 在线性地址中占据多少位*/
printk(KERN_INFO"PGDIR_SHIFT = %d\n",PGDIR_SHIFT);
//注意：在32位系统中 PGD和PUD是相同的
printk(KERN_INFO"PUD_SHIFT = %d\n",PUD_SHIFT);
printk(KERN_INFO"PMD_SHIFT = %d\n",PMD_SHIFT);
printk(KERN_INFO"PAGE_SHIFT = %d\n",PAGE_SHIFT);
printk(KERN_INFO"PTRS_PER_PGD = %d\n",PTRS_PER_PGD); //每个PGD里面有多少个ptrs
printk(KERN_INFO"PTRS_PER_PUD = %d\n",PTRS_PER_PUD);
printk(KERN_INFO"PTRS_PER_PMD = %d\n",PTRS_PER_PMD); //PMD中有多少个项
printk(KERN_INFO"PTRS_PER_PTE = %d\n",PTRS_PER_PTE);
printk(KERN_INFO"PAGE_MASK = 0x%lx\n",PAGE_MASK); //页的掩码
struct pid *p = NULL;
p = find_vpid(pid); //通过进程的pid号数字找到struct pid的结构体
pcb_tmp = pid_task(p,PIDTYPE_PID); //通过pid的结构体找到进程的task struct
printk(KERN_INFO"pgd = 0x%p\n",pcb_tmp->mm->pgd);
// 判断给出的地址va是否合法(va<vm_end)
if(!find_vma(pcb_tmp->mm,va)){
printk(KERN_INFO"virt_addr 0x%lx not available.\n",va);
return 0;
}
pgd_tmp = pgd_offset(pcb_tmp->mm,va); //返回线性地址va，在页全局目录中对应表项的线性地址
printk(KERN_INFO"pgd_tmp = 0x%p\n",pgd_tmp);
//pgd_val获得pgd_tmp所指的页全局目录项
//pgd_val是将pgd_tmp中的值打印出来
printk(KERN_INFO"pgd_val(*pgd_tmp) = 0x%lx\n",pgd_val(*pgd_tmp));
if(pgd_none(*pgd_tmp)){ //判断pgd有没有映射
printk(KERN_INFO"Not mapped in pgd.\n");
return 0;
}
pud_tmp = pud_offset(pgd_tmp,va); //返回va对应的页上级目录项的线性地址
printk(KERN_INFO"pud_tmp = 0x%p\n",pud_tmp);
printk(KERN_INFO"pud_val(*pud_tmp) = 0x%lx\n",pud_val(*pud_tmp));
if(pud_none(*pud_tmp)){
printk(KERN_INFO"Not mapped in pud.\n");
return 0;
}
pmd_tmp = pmd_offset(pud_tmp,va); //返回va在页中间目录中对应表项的线性地址
printk(KERN_INFO"pmd_tmp = 0x%p\n",pmd_tmp);
printk(KERN_INFO"pmd_val(*pmd_tmp) = 0x%lx\n",pmd_val(*pmd_tmp));
if(pmd_none(*pmd_tmp)){
printk(KERN_INFO"Not mapped in pmd.\n");
return 0;
}
//在这里，把原来的pte_offset_map()改成了pte_offset_kernel
pte_tmp = pte_offset_kernel(pmd_tmp,va); //pte指的是 找到表
printk(KERN_INFO"pte_tmp = 0x%p\n",pte_tmp);
printk(KERN_INFO"pte_val(*pte_tmp) = 0x%lx\n",pte_val(*pte_tmp));
if(pte_none(*pte_tmp)){ //判断有没有映射
printk(KERN_INFO"Not mapped in pte.\n");
return 0;
}
if(!pte_present(*pte_tmp)){
printk(KERN_INFO"pte not in RAM.\n");
return 0;
}
pa = (pte_val(*pte_tmp) & PAGE_MASK) ;//物理地址的计算方法
printk(KERN_INFO"virt_addr 0x%lx in RAM Page is 0x%lx .\n",va,pa);
//printk(KERN_INFO"contect in 0x%lx is 0x%lx\n",pa,*(unsigned long *)((char *)pa + PAGE_OFFSET));
return 0;
}
static void __exit find_pgd_exit(void)
{
printk(KERN_INFO"Goodbye!\n");
}
module_init(find_pgd_init);
module_exit(find_pgd_exit);
MODULE_LICENSE("GPL");
运行结果如下：
可以看出虚拟地址ffff99b488d48000对应的物理地址是80000000c8d48000。这个过程也是mmu的过程。
“Linux内存管理中MMU的过程是怎样的”的内容就介绍到这里了，感谢大家的阅读。如果想了解更多行业相关的知识可以关注创新互联网站，小编将为大家输出更多高质量的实用文章！
