总结：MMU -- 包括 TLB 以及 Table Walk Unit ，以及内存 Page Table
1. MMU 结构以及工作过程
大多数使用MMU的机器采用内存分页机制，虚拟地址空间以页(Page)为单位，相应的，物理地址空间也被划分为页帧(Frame)。页帧必须与页保持相同的大小，通常为4KB，对于大页，页帧可以是2MB或1GB。大页一般用于服务器，用于系统分配大量数据，减少缺页中断的发生。
MMU通过页表(Page Table)将虚拟地址映射到物理地址，页表存储在主存中，由系统内核创建及管理。
MMU由两部分组成：TLB(Translate Look-aside Buffer)，以及Table Walk Unit：
-
TLB (Translation Lookaside Buffer)：缓存最近使用的VA到PA的映射； -
Table Walk Unit：如果TLB没有命中CPU发出的VA，则由Table Walk Unit根据位于物理内存中的页表(Page Table)完成VA到PA的查找。
CPU访问内存的时候，将VA发给MMU，MMU先在TLB中查找是否有对应的PA，如果有，则直接返回对应的PA；如果没有，则由Table Walk Unit根据位于物理内存中的页表完成查找。
在上述过程中，如果Table Walk Unit没有找到对应的PA，则向CPU发出Page fault中断，CPU处理缺页中断（具体见后面章节描述）。
MMU的工作过程图示：
CPU发出的VA由两部分组成：VPN(Virtual Page Number) + offset。对应的，转换之后的物理地址也有两部分：页框号PFN(Physical Frame Number) + offset。
1.1 从VA到PA，MMU处理流程图
2. 页表结构
现代CPU一般采用四级页表结构。以32位地址空间的二级页表为例，CPU发出的虚拟地址被拆分分为：页目录(Page Directory)、页表(Page Table)、页内偏移(Page Offset)三级（以4k为例，即12位）。
VPN的最高10位用于索引页目录，紧接的10位用于索引页表索引，最低12位为页内偏移地址。拆分结构如下图所示：
2.1 MMU查找过程
MMU先根据一级页表的物理地址和一级页表Index去一级页表中找PTE，PTE中的地址不再是最终的物理地址，而是二级页表的物理地址。
根据二级页表物理地址和二级页表index去二级页表中找PTE，此时PTE中的地址才是真实的物理地址。
根据此物理地址和offset找到最终的物理内存地址。
使用二级页表的好处是如果一级页表中的某一个PTE没有命中，那这一PTE对应的整个二级页表就不存在。
2.2 进程页表与 Address Space ID
操作系统会为每个进程分配一个页表，该页表使用物理地址存储。当进程使用类似malloc等需要映射代码或数据的操作时，操作系统会在随后马上修改页表以加入新的 物理内存。
每次切换进程都需要进行TLB清理。这样会导致切换的效率变低。为了解决问题，TLB引入了ASID(Address Space ID)。ASID的范围是0-255。ASID由操作系统分配，当前进程的ASID值被写在ASID寄存器(使用CP15 c3访问)。TLB在更新页表项时也会将ASID写入TLB。
MMU在查找TLB时， 只会查找TLB中具有相同ASID值的TLB行。且在切换进程时，TLB中被设置了ASID的TLB行不会被清理掉，当下次切换回来的时候还在。所以ASID的出现使得切换进程时不需要清理TLB中的所有数据，可以大大减少切换开销。
3. 页表项(PTE) 与 TLB 中的标志位
在进程的虚拟内存空间中，每一个虚拟内存页在页表中都有一个PTE与之对应，在32位系统中，每个PTE占用4个字节大小，其中保存了虚拟内存页背后映射的物理内存页的起始地址，以及进程访问物理内存的一些权限标识位。
由于内核将整个物理内存划分为一页一页的单位，每个物理内存页大小为 4K，所以物理内存页的起始地址都是按照 4K 对齐的，也就导致物理内存页的起始地址的后 12 位全部是 0，我们只需要在PTE中存储物理内存地址的高 20 位就可以了，剩下的低 12 位可以用来标记一些权限位。
一些标志位的含义如下：
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P(0)：映射的物理内存是否在内存中。值为0表示可能被换出，需要从磁盘中读取。此时，其他bit位存放的是物理内存页在磁盘中的位置； -
R/W(1)：值为0表示该物理页只读，针对该页面的写操作触发page fault异常。比如，使用fork创建子进程之后，父子进程内存空间完全一样，页表中的内容也是一样的，父子进程中的PTE均指向同一物理内存。此时，内核将父子进程中的PTE均修改为只读的，并将父子进程共同映射的这个物理内存引用计数+1。当子进程需要进行写操作时，在内核的page fault异常处理时，发现这个物理页面的引用计数大于1，说明是多进程共享同一个物理内存，将进行写时拷贝(Copy On Write， COW)，内核为子进程重新分配一个物理页，复制原有物理页中的内容到新物理页，减少物理页面的引用计数，并修改子进程PTE中的R/W标志位。 -
PCD(2)：Page Cache Disable，表示PTE指向的物理内存页面中的内容，是否可以被缓存到Cache中。在SOC异构处理器共享同一块物理内存时，可以使用PCD创建禁止Cache的PTE。 -
PWT(3):Page Write-Through，表示PTE指向的CPU Cache中的内容，是直接写入物理内存(Write-Through)，还是在Cache-line被中的内容被替换时写入物理内存(Write-Back)。
4. 缺页处理过程
当调用malloc时，内核不会立即分配物理内存，仅在进程的虚拟地址空间中创建VMA(vm_area_struct)，记录该段虚拟地址的范围和权限。此时PTE尚未建立或P位为0。当进程首次访问该虚拟地址时，MMU触发Page Fault异常，CPU陷入内核态。
内核根据异常地址查找进程的VMA，按以下三种情况处理：
情况一：非法地址 —— 地址不属于任何VMA，内核向进程发送SIGSEGV（Segmentation Fault），进程被终止。
情况二：首次访问（页面尚未分配物理内存） —— PTE为空，内核分配物理页框、清零、建立PTE映射（读操作可先映射到共享零页，写时再分配，即COW）。
情况三：页面被换出到 Swap —— PTE的P位为0，其余位记录了Swap位置。内核分配新物理页框，从Swap读回数据，更新PTE并置P位为1。
4.1 物理内存分配完成之后
PTE映射建立后，内核刷新TLB使旧缓存失效，然后返回用户态重新执行触发异常的指令。MMU此次通过Table Walk Unit查到有效PTE，完成VA → PA转换并缓存到TLB，CPU正常访问物理内存。
参考
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