004——内存映射（基于鸿蒙和I.MAX6ULL）

时间：2024-03-20 07:21:40

 

目录

一、 ARM架构内存映射模型

1.1 页表项

1.2 一级页表映射过程

1.3 二级页表映射过程

1.4 cache 和 buffer

二、 鸿蒙内存映射代码学习

三、 为板子编写内存映射代码

3.1 内存地址范围

3.2 设备地址范围

 

一、 ARM架构内存映射模型

（以前我以为页表机制是linux这种操作系统规定的，今天看了韦东山老师的视频才知道原来这个机制是由架构来规定的。）

        有一个这样的文档来指导开发A架构的程序。

1.1 页表项

        ARM架构支持一级页表映射，也就是说MMU根据CPU发来的虚拟地址可以找到第1个页表，从第1个页表里就可以知道这个虚拟地址对应的物理地址。一级页表里地址映射的最小单位是1M。

        ARM架构还支持二级页表映射，也就是说MMU根据CPU发来的虚拟地址先找到第1个页表，从第1个页表里就可以知道第2级页表在哪里；再取出第2级页表，从第2个页表里才能确定这个虚拟地址对应的物理地址。二级页表地址映射的最小单位有4K、1K，Linux使用4K。

        一级页表项里的内容，决定了它是指向一块物理内存，还是指问二级页表，如下图：

        页表项就是一个32位的数据，里面保存有物理地址，还有一些控制信息。
页表项的bit1、bit0表示它是一级页表项，还是二级页表项。
        对于一级页表项，里面含有1M空间的物理基地址，这也成为段映射，该物理地址也被称为**段基址**。

        上图中的TEX、C、B可以用来控制这块空间的访问方法：是否使用Cache、Buffer等待。
下图过于复杂，我们只需要知道：

* 访问外设时不能使用Cache、Buffer
* 访问内存时使用Cache、Buffer可以提高速度
* 如果内存用作DMA传输，不要使用Cache、Buffer

如下图所示：

1.2 一级页表映射过程

使用一级页表时，先在内存里设置好各个页表项，然后把页表基地址告诉MMU，就可以启动MMU了。

以下图为例介绍地址映射过程：

* ① CPU发出虚拟地址vaddr，假设为0x12345678
* ② MMU根据vaddr[31:20]找到一级页表项
  * 虚拟地址0x12345678是虚拟地址空间里第0x123个1M
  * 所以找到页表里第0x123项，根据此项内容知道它是一个段页表项
  * 段内偏移是0x45678。

* ③ 从这个表项里取出物理基地址：Section Base Address，假设是0x81000000
* ④ 物理基地址加上段内偏移得到：0x81045678

所以CPU要访问虚拟地址0x12345678时，实际*问的是0x81045678的物理地址。

1.3 二级页表映射过程

先设置好一级页表、二级页表，并且把一级页表的首地址告诉MMU。

以下图为例介绍地址映射过程：

  • ① CPU发出虚拟地址vaddr，假设为0x12345678

  • ② MMU根据vaddr[31:20]找到一级页表项

    • 虚拟地址0x12345678是虚拟地址空间里第0x123个1M，所以找到页表里第0x123项。

    • 根据此项内容知道它是一个二级页表项。

  • ③ 从这个表项里取出地址，假设是address，这表示的是二级页表项的物理地址；

  • ④ vaddr[19:12]表示的是二级页表项中的索引index即0x45，在二级页表项中找到第0x45项；

  • ⑤ 二级页表项格式如下

* 里面含有这4K或1K物理空间的基地址page base addr，假设是0x81889000
  * 它跟vaddr[11:0]组合得到物理地址：0x81889000 + 0x678 = 0x81889678
* 所以CPU要访问虚拟地址0x12345678时，实际*问的是0x81889678的物理地址

（linux二级页表使用的是4K大小）

（其实还有一个机制，就是为什么我们的内存只有16个G时linux能为每个进程分配4个G或者更多的虚拟空间）

  1. 虚拟内存：Linux使用虚拟内存技术，它为每个进程提供了一个独立的、连续的虚拟地址空间。这个虚拟地址空间与实际的物理内存是分开的。进程在运行时，会在这个虚拟地址空间中请求内存。Linux内核会负责将这些虚拟地址映射到实际的物理内存地址，或者当物理内存不足时，使用交换空间（swap space）来存储部分数据。
  2. 内存管理单元（MMU）：现代计算机硬件中的内存管理单元（MMU）支持虚拟内存技术。当进程访问内存时，MMU负责将虚拟地址转换为物理地址。这意味着，尽管物理内存有限，但每个进程都可以有自己的虚拟地址空间。
  3. 页表：Linux内核为每个进程维护一个页表，该页表记录了虚拟地址到物理地址的映射关系。当进程访问某个虚拟地址时，内核会查找相应的页表项，将虚拟地址转换为物理地址。如果所请求的数据不在物理内存中（即发生了页面错误），内核会负责从交换空间或其他地方加载数据。
  4. 进程隔离：虚拟内存还提供了进程隔离的功能。每个进程都有自己的虚拟地址空间，因此一个进程无法直接访问另一个进程的内存。这增强了系统的安全性和稳定性。

        这个交换空间其实是我们的外存空间，比如硬盘，将进程一部分不需要立刻执行的资源放到外存里，不断的交换到内存去执行，这样效率会大大降低，但是却可以拥有更多的内存空间。

1.4 cache 和 buffer

ARM的cache和写缓冲器（write buffer）_arm coretex a7 write buffer-CSDN博客

使用MMU时，需要有cache、buffer的知识。
下图是CPU和内存之间的关系，有cache、buffer(写缓冲器)。
Cache是一块高速内存；写缓冲器相当于一个FIFO，可以把多个写操作集合起来一次写入内存。

程序运行时有“局部性原理”，这又分为时间局部性、空间局部性。

* 时间局部性：
  在某个时间点访问了存储器的特定位置，很可能在一小段时间里，会反复地访问这个位置。

* 空间局部性
  访问了存储器的特定位置，很可能在不久的将来访问它附近的位置。

而CPU的速度非常快，内存的速度相对来说很慢。
CPU要读写比较慢的内存时，怎样可以加快速度？
根据“局部性原理”，可以引入cache：

* 读取内存addr处的数据时
  * 先看看cache中有没有addr的数据，如果有就直接从cache里返回数据：这被称为cache命中。
  * 如果cache中没有addr的数据，则从内存里把数据读入
    注意：它不是仅仅读入一个数据，而是读入一行数据(cache line)。
  * 而CPU很可能会再次用到这个addr的数据，或是会用到它附近的数据，这时就可以快速地从cache中获得数据。

* 写数据
  * CPU要写数据时，可以直接写内存，这很慢；也可以先把数据写入cache，这很快。
  * 但是cache中的数据终究是要写入内存的啊，这有2种写策略：
    * a. 写通(write through)：
      数据要同时写入cache和内存，所以cache和内存中的数据保持一致，但是它的效率很低。
      能改进吗？可以！
      使用“写缓冲器”：cache大哥，你把数据给我就可以了，我来慢慢写，保证帮你写完。
      有些写缓冲器有“写合并”的功能，比如CPU执行了4条写指令：写第0、1、2、3个字节，每次写1字节；写缓冲器会把这4个写操作合并成一个写操作：写word。
      对于内存来说，这没什么差别，但是对于硬件寄存器，这就有可能导致问题。
      所以对于寄存器操作，不会启动buffer功能；对于内存操作，比如LCD的显存，可以启用buffer功能。
    * b. 写回(write back)：
      新数据只是写入cache，不会立刻写入内存，cache和内存中的数据并不一致。
      新数据写入cache时，这一行cache被标为“脏”(dirty)；当cache不够用时，才需要把脏的数据写入内存。
      使用写回功能，可以大幅提高效率。但是要注意cache和内存中的数据很可能不一致。这在很多时间要小心处理：比如CPU产生了新数据，DMA把数据从内存搬到网卡，这时候就要CPU执行命令先把新数据从cache刷到内存。反过来也是一样的，DMA从网卡得过了新数据存在内存里，CPU读数据之前先把cache中的数据丢弃。

 是否使用cache、是否使用buffer，就有4种组合(Linux内核文件arch\arm\include\asm\pgtable-2level.h)：

（已经不止4种了哦，这是3.14版本的）

韦东山老师这个是哪个版本不太清楚，这四种对应下面的表。

第1种是不使用cache也不使用buffer，读写时都直达硬件，这适合寄存器的读写。

第2种是不使用cache但是使用buffer，写数据时会用buffer进行优化，可能会有“写合并”，这适合显存的操作。因为对显存很少有读操作，基本都是写操作，而写操作即使被“合并”也没有关系。

第3种是使用cache不使用buffer，就是“write through”，适用于只读设备：在读数据时用cache加速，基本不需要写。

第4种是既使用cache又使用buffer，适合一般的内存读写。

二、 鸿蒙内存映射代码学习

分析启动文件`kernel\liteos_a\arch\arm\arm\src\startup\reset_vector_up.S`，（up和mp的区别和我昨天猜测的一样，up是单核mp是多核（multi-processor）（uni-processor）环境）
可以得到下图所示的地址映射关系：

* 内存地址
  * KERNEL_VMM_BASE开始的这块虚拟地址，使用Cache，速度快
  * UNCACHED_VMM_BASE开始的这块虚拟地址，不使用Cache，适合DAM传输、LCD Framebuffer等
* 设备空间：就是各种外设，比如UART、LCD控制器、I2C控制器、中断控制器
  * PERIPH_DEVICE_BASE开始的这块虚拟地址，不使用Cache不使用Buffer
  * PERIPH_CACHED_BASE开始的这块虚拟地址，使用Cache使用Buffer
  * PERIPH_UNCACHE_BASE开始的这块虚拟地址，不使用Cache但是使用Buffer

Liteos-a的地址空间是怎么分配的？
`KERNEL_VMM_BASE`等于0x40000000，并且在`kernel\liteos_a\kernel\base\include\los_vm_zone.h`看到如下语句：

#if (PERIPH_UNCACHED_BASE >= (0xFFFFFFFFU - PERIPH_UNCACHED_SIZE))
#error "Kernel virtual memory space has overflowed!"
#endif


 

所以可以粗略地认为：

* 内核空间：0x40000000 ~ 0xFFFFFFFF
* 用户空间：0 ~ 0x3FFFFFFF

三、 为板子编写内存映射代码

3.1 内存地址范围

这里我还是以exynos4412为例

找到了一张这个图，挺有意思的

下面这个是6ull的内存映射图

下面这个是exynos4412的内存映射图

这里我们要按手册修改，这点两个芯片有所不同，6uLL是固定的2个G

但是4412是可选的从0x40000000开始可以安3个G的内存条，这里我们安了一个G所以就是

从0x40000000~0x80000000

3.2 设备地址范围

IMX6ULL芯片上设备地址分部太零散，从0到0x6FFFFFFF都有涉及，中间有很多保留的地址不用，入下图：

如果把0到0x6FFFFFFF全部映射完，地址空间不够； 正确的做法应该是忽略那些保留的地址空间，为各个模块单独映射地址。 但是Liteos-a尚未实现这样的代码(要自己实现也是可以的，但是我们先把最小系统移植成功)。 我们至少要映射2个设备的地址：UART1(100ASK_IMX6ULL开发板使用UART1)、GIC，如下图：

所以：

// source\vendor\democom\demochip\board\include\board.h
#define PERIPH_PMM_BASE         0x00a00000   // GIC的基地址
#define PERIPH_PMM_SIZE         0x02300000   // 尽可能大一点,以后使用其他外设时就不用映射了

PERIPH_PMM_SIZE也不能太大，限制条件是：

#if (PERIPH_UNCACHED_BASE >= (0xFFFFFFFFU - PERIPH_UNCACHED_SIZE))
#error "Kernel virtual memory space has overflowed!"
#endif

但是我们不用考虑这个问题我们有一个G的内存可以把整个SFR寄存器都进行映射

                                                                ...

注意：MMU以1MB为单位映射，大小要是1MB的倍数。