本篇文章簡要闡述mmu的概念，以及以段位址的轉換過程為例，簡單說明mmu將虛擬位址轉換成實體地址的過程。更多詳細內容請檢視《arm-mmu(中文手冊).pdf》。
mmu的實現過程，實際上就是乙個查表對映的過程。建立頁表（translate table）是實現mmu功能不可缺少的一步。頁表是位於系統的記憶體中，頁表的每一項對應於乙個虛擬位址到實體地址的對映。每一項的長度即是乙個字的長度（在arm中，乙個字的長度被定義為4位元組）。頁表項除完成虛擬位址到實體地址的對映功能之外，還定義了訪問許可權和緩衝特性等。
mmu 支援基於節或頁的儲存器訪問， mmu 可以用下面四種大小進行對映：
節 （ section ） 構成 1mb 的儲存器塊。
微頁 （ tiny page ） 構成 1kb 的儲存器塊。
小頁 （ small page ） 構成 4kb 的儲存器塊。
大頁 （ large page ） 構成 64kb 的儲存器塊。
其中對於節對映使用一級轉換表就可以了，而對於微頁、小頁、大頁則需要使用兩級轉換表。
if(va < 32m)
mva = va | ( pid<<25 )
else
mva = va
3）pa，實體地址，mva通過mmu轉換後的位址。
一級頁表使用 4096 個描述符來表示 4gb 空間，每個描述符對應 1mb 的虛擬位址，儲存它對應的 1mb 物理空間的起始位址，或者儲存下一級頁表的位址。每個描述符佔 4 個位元組，格式如下：
使用 mva[31:20]來索引一級頁表（20-31 一共 12 位，2^12=4096，所以是4096 個描述符）。其中段位址的轉換流程如下圖所示：
①頁表基址暫存器位[31:14]和 mva[31:20]組成乙個低兩位為 0 的 32 位位址， mmu 利用這個位址找到段描述符。
②取出段描述符的位[31:20]（段基址，section base address），它和 mva[19:0]組成乙個 32 位的實體地址（這就是 mva 對應的 pa）
從mva 到 pa 的轉換需要訪問多次記憶體，大大降低了 cpu 的效能，有沒有辦法改進呢？
程式執行過程中，用到的指令和資料的位址往往集中在乙個很小的範圍內，其中的位址、資料經常使用，這是程式訪問的區域性性。由此，通過使用乙個高速、容量相對較小的儲存器來儲存近期用到的頁表條目（段、大頁、小頁、極小頁描述符），避免每次位址轉換都到主存中查詢，這樣就大幅提高效能。這個儲存器用來幫助快速地進行位址轉換，成為轉譯查詢快取（translation lookaside buffers， tlb）。
當 cpu 發出乙個虛擬位址時，mmu 首先訪問 tlb。如果 tlb 中含有能轉換這個虛擬位址的描述符，則直接利用此描述符進行位址轉換和許可權檢查，否則 mmu 訪問頁表找到描述符後再進行位址轉換和許可權檢查，並將這個描述符填入tlb 中，下次再使用這個虛擬位址時就直接使用 tlb 用的描述符。
若轉換成功，則稱為」命中」。linux 系統中，目前的」命中」率高達 90%以上，使分頁機制帶來的效能損失降低到了可接收的程度。若在 tlb 中進行查表轉換失敗，則退縮為一般的位址變換，概率小於 10%。
MMU記憶體管理單元
mmu記憶體管理單元主要負責虛擬位址到實體地址的對映。在沒有使用虛擬儲存器的機器上，虛擬位址被直接送到記憶體匯流排上，使具有相同位址的物理儲存器被讀寫。而在使用了虛擬儲存器的情況下，虛擬位址不是被直接送到記憶體位址匯流排上，而是送到記憶體管理單元 mmu，再由mmu對映到物理記憶體中。如上圖所示，使...
記憶體管理單元MMU實驗
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