内存和I/O的访问

这一篇内容的起始，和之前写的汇编专辑里的硬盘访问部分联动了，之前我们访问硬盘的时候，就是通过汇编语言的in和out指令
去从配置硬盘的I/O端口中的某些端口寄存器，再从一些寄存器中读取硬盘里的内容。
一些计算机系统中I/O端口号是映射到内存地址空间的，另一些计算机系统中端口是独立编址的，比如X86处理器中存在着I/O空间的概念，I/O空间是相对于内存空间而言，I/O空间和内存空间并行地接到处理器的地址线上，通过一根M/IO#控制引脚去指定控制访问mem space or I/O space.

I/O空间独立编址的处理器上，一般需要特殊的指令去访问他们，如Intel8086：

;目的寄存器必须使用ax或al  源端口号放在dx中 或者用立即数表示出来
in al,dx   ;访问8位端口
in ax,dx   ;访问16位端口

out dx,al
out dx,ax

在I/O空间是被映射到内存空间的处理器上，可以直接通过C语言指针操作

typedef void (*lpFunction) ();
lpFunction lpReset = (lpFunction)0xF000FFF0;
lpReset();

内存管理单元

Memory Map Unit简称MMU，他有如下功能：
辅助操作系统进行内存管理
提供虚拟地址和物理地址的映射
内存访问权限保护
Cache缓存控制(关于Cache又是一个很大的话题，以后再聊，DMA也可以做到CPU的 Cache中去做事）

MMU工作的基本过程

在启动了MMU的Linux内核中，CPU是通过虚拟地址来访问物理内存的。虚拟地址和物理地址之间的关系kernel会预先构建在一张表中，放在内存中，这张表有很多页面，每页有若干行，每一行都记录了类似"虚拟地址0x10000000对应的物理地址是0x21112001"这样的信息。
每一页都有其页号，每一行有其行号。
处理器在访问内存时访问的是虚拟地址，这个虚拟地址拿到MMU那里，先告诉它这个页表的起始地址被存在内存的哪里，然后它会拿着你给他的虚拟地址去查询页表，找到物理地址。
页表并不是每一页都是可访问的，都是有权限的，有些页是只读的，如果访问到他们就会产生page fault错误，导致应用程序段错误(segment default)，也就是访问权限冲突了(access violation)

每个进程都有自己的虚拟地址空间，也就有了自己独立的页表。
进程切换时就要通知MMU这个进程的页表起始地址变了，要做更换。
比如，ARM中页表的起始地址存放在Translation table base(TTB)寄存器中。
进程切换时通过$(CPU_NAME)_switch_mm()，如cpu_v7_switch_mm来更新页表的base pointer，实际上就是协处理器的操作。

MMU每次访问内存都要查表寻址是很慢的，页表也是有高速缓存的，来改善虚拟地址到物理地址的转换速度。
这个高速缓存就是Translation Look-Aside Buffers（TLB），它是一个硬件单元，查找虚拟地址到物理地址的映射关系的时候会首先尝试在TLB中命中 ，如果命中那就省去了到内存中的页表中查表的步骤了。（如果能找到就是命中，没找到就是缺失）
TLB存放频繁地被查询的页表项，算是种类似Cache的机制。

MMU在TLB中命中不了那就只能去内存中查找，这个页表的名字也可以做一个命名，叫做Translation Table Walk（TTW）
即转换表漫游, TTW查询到后会记录到TLB中，后面再访问相同地址就可以到TLB中快速查找

ARM内TLB条目中的控制信息用于控制对对应地址的访问权限以及Cache的操作。
·C（高速缓存） 和B（缓冲） 位被用来控制对应地址的高速缓存和写缓冲， 并决定是否进行高速缓
存。
·访问权限和域位用来控制读写访问是否被允许。 如果不允许， MMU则向ARM处理器发送一个存储
器异常， 否则访问将被允许进行。

Linux系统中进程的4GB空间被分为两个部分 — 用户空间和内核空间
用户空间地址一般再0~3GB，而3 ~ 4GB为内核空间，这个部分无法被用户直接访问，除非System Call进入系统调用进入内核态运行
内核空间是由内核负责映射，不跟着进程改变。用户空间会随着进程的切换而变换。
虽然只有这一个G，但还是分了好几个区域：内存映射区，虚拟内存分配区，高端页面映射区，专用页面映射区和系统保留区