Linux 内存管理包含很多内容，主要知识点可以参考 Linux Mem。本文只描述其中的一个知识点 Paging and MMU。
本文以全志 D1 为例，包含了平头哥出品的一颗 Riscv64 的 CPU IP-Core，代号 C906。具体手册可以参考 C906 用户手册。
同样是 64bit cpu，x86_64 支持 48bit 和 57bit 两种线性地址模式，分别对应 4level 和 5level mmu 映射：
| 线性地址 | mmu 层级 | Linux user address space | Linux kernel address space |
|---|---|---|---|
| Sv48 (48bit) | 4level: pgd→pud→pmd→pte→page(4k) | 0x00000000 00000000 - 0x00007FFF FFFFFFFF | 0xFFFF8000 00000000 - 0xFFFFFFFF FFFFFFFF |
| Sv57 (57bit) | 5level: pgd→p4d→pud→pmd→pte→page(4k) | 0x00000000 00000000 - 0x00FFFFFF FFFFFFFF | 0xFF000000 00000000 - 0xFFFFFFFF FFFFFFFF |
X86_64 使用 CR3 寄存器来保存 MMU 映射表的根地址。
更详细信息可以参考 分页寻址(Paging)机制详解 和 内核地址空间布局详解。
Sv39/Sv48/Sv57/Sv64 这几种模式 riscv64 都支持。因为 C906 设计的应用场景不需要那么多的内存资源，目前 C906 只支持 Sv39 模式，对应 3level mmu 映射。
| 线性地址 | mmu 层级 | Linux user address space | Linux kernel address space |
|---|---|---|---|
| Sv39 (39bit) | 3level: pgd→pmd→pte→page(4k) | 0x00000000 00000000 - 0x0000003F FFFFFFFF | 0xFFFFFFC0 00000000 - 0xFFFFFFFF FFFFFFFF |
和 x86 CR3 类似，riscv 使用 SATP 寄存器来保存 MMU 映射表的根地址。具体的映射关系如下：
SATP 寄存器的具体格式如下图所示：
具体字段的解析如下：
| Value | Name | Description |
|---|---|---|
| 0 | Bare | No translation or protection |
| 1-7 | - | Reserved |
| 8 | Sv39 | Page-based 39-bit virtual addressing |
| 9 | Sv48 | Page-based 48-bit virtual addressing |
| 10 | Sv57 | Reserved for page-based 57-bit virtual addressing |
| 11 | Sv64 | Reserved for page-based 64-bit virtual addressing |
| 12-15 | - | Reserved |
当 Mode 为 0 时，MMU 关闭。C906 只支持 MMU 关闭和 Sv39 两种模式。
pgd/p4d/pud/pmd/pte 每级页表中包含的表项大小都是 8 bytes，每个 4k page 内存只能容纳 512 个页表项，所以每级页表的寻址范围为 9bit。
c906 具体的页表表项格式如下所示：
具体字段的解析如下：
PPN – 页表物理地址。PPN[i] 分别代表三级页表转换时所对应的 PPN 值。
RSW – Reserved for Software。用于预留给软件做自定义页表功能的位。default 为 2’b0。
D – Dirty
D 位为 1 时，表明该页是否被改写。
1’b0: 当前页未被写/不可写；
1’b1: 当前页已经被写/可写。
此位在 C906 的硬件实现与 W 属性类似。当 D 位为 0 时，对此页面进行写操作会触发 Page Fault (store)
异常，通过在异常服务程序中配置 D 位来维护该页面是否已经被改写/可写的定义。该位复位为 0。
A – Accessed
A 位为 1 时，表明该页被访问过。为 0 时表示没被访问过，对该页表的访问会触发 Page Fault (对应访问
类型) 异常且将该域置为 1。该位复位为 0。
G – Global
全局页面标识，当前页可供多个进程共享，该位复位为 0。
1’b0: 非共享页面，进程号 ASID 私有；
1’b1: 共享页面。
U – User
用户模式可访问，该位复位为 0。
1’b0: 用户模式不可访问，当用户模式访问，出 page fault 异常；
1’b1: 用户模式可访问。
X ：可执行；W ：可写；R ：可读。
XRW 权限说明
| X | W | R | Meaning |
|---|---|---|---|
| 0 | 0 | 0 | Pointer to next level of page table |
| 0 | 0 | 1 | Read-only page |
| 0 | 1 | 0 | Reserved for future use |
| 0 | 1 | 1 | Read-write page |
| 1 | 0 | 0 | Execute-only page |
| 1 | 0 | 1 | Read-execute page |
| 1 | 1 | 0 | Reserved for future page |
| 1 | 1 | 1 | Read-write-execute page |
违反 XWR 权限时将会触发 Page Fault 异常。
C906 扩展页面属性如下
SO– Strong order
用于表示内存对访问顺序的要求：
1’b0: no strong order（Normal-memory）；
1’b1: strong order（Device）。
默认是 no strong order。
C – Cacheable
1’b0: Non-cacheable；
1’b1: Cacheable。
默认是 Non-cacheable。
B – Buff er
1’b0: Non-bufferable ；
1’b1: Bufferable 。
默认是 Non-bufferable 。
Sec (T – Trustable)
用于表征页面属于可信世界或者非可信世界，该位仅在配有 TEE 扩展时有意义，C906 中该位未定义。
1’b0: Non-trustable；
1’b1: Trustable；
默认是 Trustable。
x86 的页表表项中使用了一个 PS 位来标识当前是不是 huge page，如果设置了这个 bit，那么 pud 能直接寻址 1G 的大页，pmd 能直接寻址 2M 的大页。
c906 的表项中并没有 PS 这个 bit，它是用 XRW 3 个 bit 的组合来标识当前是不是最后一级页表的。
XRW = 000，则是中间一级页表XRW != 000，则是最后一级页表。pgd 为 1G 大页，pmd 为 2M 大页。ASID (Adress Space ID) 的主要目的是给 mmu 缓存到 tlb 时打标签用的，如果页表表项中设置了 G – Global 则是全局的不受 ASID 的约束。
在 Linux 中每个用户进程拥有自己的地址空间，拥有一套独立的 mmu 映射关系。所以在进程切换时 mmu 映射也需要切换。
ASID 作用主要有两个：
ASID 的详细原理可以参考：内核页表隔离 (KPTI) 详解 。
linux 在以下场景下会对mmu 进行操作，这里就不详细展开：
| scene | description |
|---|---|
| fork() | 简单复制 mmu 映射关系 |
| execv() | 重新创建用户态 vma 映射 |
| mmap() | 创建一段新的 vma 映射 |
| task_switch | 切换不同地址空间的 mmu 映射 |
| page_fault() | 根据 vma 映射创建实际的 mmu 映射 |
| mprotect() | 更改 vma 和 mmu 的内存属性 |
| system call | 在开启 KPTI 的情况下，会发生 mmu 切换 |
| mem reclaim | 在回收文件内存以后，销毁对应 mmu 映射 |
1.C906 用户手册
2.分页寻址(Paging)机制详解
3.内核地址空间布局详解
4.commit：RISC-V: Paging and MMU
5.内核页表隔离 (KPTI) 详解