鸿蒙内核源码分析：关于内存涉及的C7,C2,C13三个寄存器

ARM-CP15协处理器

ARM处理器使用协处理器15(CP15)的寄存器来控制cache、TCM和存储器管理。CP15的寄存器只能被MRC和MCR（Move to Coprocessor from ARM Register ）指令访问，包含16个32位的寄存器，其编号为0~15。本篇重点讲解其中的 C7,C2,C13三个寄存器。

先拆解一段汇编代码

上来看段汇编，读懂内核源码不会点汇编是不行的 , 但不用发怵，没那么恐怖，由浅入深, 内核其实挺好玩的。见于 arm.h，里面全是这些玩意。

#define DSB __asm__ volatile("dsb" ::: "memory")
#define ISB __asm__ volatile("isb" ::: "memory")
#define DMB __asm__ volatile("dmb" ::: "memory")

STATIC INLINE VOID OsArmWriteBpiallis(UINT32 val)
{
    __asm__ volatile("mcr p15, 0, %0, c7,c1,6" ::"r"(val));
    __asm__ volatile("isb" ::: "memory");
}

指 令	说 明	语法格式
mcr	将ARM处理器的寄存器中的数据写到CP15中的寄存器中	mcr{} p15, , , , , {
mrc	将CP15中的寄存器中的数据读到ARM处理器的寄存器中	mcr{} p15, , , , , {

cond：为指令执行的条件码。当cond忽略时指令为无条件执行。
Opcode_1：协处理器的特定操作码. 对于CP15寄存器来说，opcode1=0
Rd：作为源寄存器的ARM寄存器，其值将被传送到协处理器寄存器中，或者将协处理器寄存器的值传送到该寄存器里面 ,通常为R0
CRn：作为目标寄存器的协处理器寄存器，其编号是C~C15。
CRm：协处理器中附加的目标寄存器或源操作数寄存器。如果不需要设置附加信息，将CRm设置为c0，否则结果未知
Opcode_2：可选的协处理器特定操作码。（用来区分同一个编号的不同物理寄存器，当不需要提供附加信息时，指定为0

这句汇编的指令字面意思是: 将ARM寄存器R0的数据写到CP15中编号为7的寄存器中，值由外面传进来。

例如 OsArmWriteBpiallis(0)做了4个动作

1.把0值写入R0寄存器，注意这个寄存器是ARM即CPU的寄存器，::"r"(val)意思代表向GCC编译器声明，会修改R0寄存器的值，改之前提前打好招呼，都是绅士文明人。其实编译器的功能是非常强大的，不仅仅是大家普遍认为的只是编译代码的工具而已。

2.volatile的意思还是告诉编译器，不要去优化这段代码，原封不动的生成目标指令。

3."isb" ::: "memory" 还是告诉编译器内存的内容可能被更改了，需要无效所有Cache，并访问实际的内容，而不是Cache！

4.再把R0的值写入到C7中，C7是CP15协处理器的寄存器。C7寄存器是负责什么的？对照下面的表。

CP15有哪些寄存器

寄存器编号	基本作用	在MMU中的作用	在PU中的作用
0	ID编码（只读）	ID编码和cache类型
1	控制位（可读写）	各种控制位
2	存储保护和控制	地址转换表基地址	Cachability的控制位
3	存储保护和控制	域访问控制位	Bufferablity控制位
4	存储保护和控制	保留	保留
5	存储保护和控制	内存失效状态	访问权限控制位
6	存储保护和控制	内存失效地址	保护区域控制
7	高速缓存和写缓存	高速缓存和写缓存控制
8	存储保护和控制	TLB控制	保留
9	高速缓存和写缓存	高速缓存锁定
10	存储保护和控制	TLB锁定	保留
11	保留
12	保留
13	进程标识符	进程标识符
14	保留
15	因不同设计而异	因不同设计而异	因不同设计而异

这句话真正的意思是：关闭高速缓存和写缓存控制！，其他部分寄存器下面会讲，先有个大概印象。

mmu从哪里获取 page table 的信息？答案是: TTB

TTB寄存器(Translation table base)

参考上表可知TTB寄存器是CP15协处理器的C2寄存器，存页表的基地址，即一级映射描述符表的基地址。围绕着TTB鸿蒙提供了以下读取函数。简单说就是内核从外面不断的修改和读取寄存器值，而MMU只会直接通过硬件读取这个寄存器的值，以达到MMU获取不一样的页表进行进程虚拟地址和物理地址的转换。还记得吗？每个进程的页表都是独立的！

那么什么情况下会修改里面的值呢？换页表意味着mmu在进行上下文的切换！还是直接看代码吧。

mmu上下文

只被这一个函数调用。毫无疑问LOS_ArchMmuContextSwitch是关键函数。

typedef struct ArchMmu {
    LosMux              mtx;            /**< arch mmu page table entry modification mutex lock */
    VADDR_T             *virtTtb;       /**< translation table base virtual addr */
    PADDR_T             physTtb;        /**< translation table base phys addr */
    UINT32              asid;           /**< TLB asid */
    LOS_DL_LIST         ptList;         /**< page table vm page list */
} LosArchMmu;

// mmu 上下文切换
VOID LOS_ArchMmuContextSwitch(LosArchMmu *archMmu)
{
    UINT32 ttbr;
    UINT32 ttbcr = OsArmReadTtbcr();//读取TTB寄存器的状态值
    if (archMmu) {
        ttbr = MMU_TTBRx_FLAGS | (archMmu->physTtb);//进程TTB物理地址值
        /* enable TTBR0 */
        ttbcr &= ~MMU_DESCRIPTOR_TTBCR_PD0;//使能TTBR0
    } else {
        ttbr = 0;
        /* disable TTBR0 */
        ttbcr |= MMU_DESCRIPTOR_TTBCR_PD0;
    }

    /* from armv7a arm B3.10.4, we should do synchronization changes of ASID and TTBR. */
    OsArmWriteContextidr(LOS_GetKVmSpace()->archMmu.asid);//这里先把asid切到内核空间的ID
    ISB;
    OsArmWriteTtbr0(ttbr);//通过r0寄存器将进程页面基址写入TTB
    ISB;
    OsArmWriteTtbcr(ttbcr);//写入TTB状态位
    ISB;
    if (archMmu) {
        OsArmWriteContextidr(archMmu->asid);//通过R0寄存器写入进程标识符至C13寄存器
        ISB;
    }
}
// c13 asid(Adress Space ID)进程标识符
STATIC INLINE VOID OsArmWriteContextidr(UINT32 val)
{
    __asm__ volatile("mcr p15, 0, %0, c13,c0,1" ::"r"(val));
    __asm__ volatile("isb" ::: "memory");
}

再看下那些地方会调用LOS_ArchMmuContextSwitch，下图一目了然。

有四个地方会切换mmu上下文

第一：通过调度算法，被选中的进程的空间改变了，自然映射页表就跟着变了，需要切换mmu上下文，还是直接看代码。代码不是很多，就都贴出来了，都加了注释，不记得调度算法的可去系列篇中看鸿蒙内核源码分析(调度机制篇)，里面有详细的阐述。

//调度算法-进程切换
STATIC VOID OsSchedSwitchProcess(LosProcessCB *runProcess, LosProcessCB *newProcess)
{
    if (runProcess == newProcess) {
        return;
    }

#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)
    runProcess->processStatus = OS_PROCESS_RUNTASK_COUNT_DEC(runProcess->processStatus);
    newProcess->processStatus = OS_PROCESS_RUNTASK_COUNT_ADD(newProcess->processStatus);

    LOS_ASSERT(!(OS_PROCESS_GET_RUNTASK_COUNT(newProcess->processStatus) > LOSCFG_KERNEL_CORE_NUM));
    if (OS_PROCESS_GET_RUNTASK_COUNT(runProcess->processStatus) == 0) {//获取当前进程的任务数量
#endif
        runProcess->processStatus &= ~OS_PROCESS_STATUS_RUNNING;
        if ((runProcess->threadNumber > 1) && !(runProcess->processStatus & OS_PROCESS_STATUS_READY)) {
            runProcess->processStatus |= OS_PROCESS_STATUS_PEND;
        }
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)
    }
#endif
    LOS_ASSERT(!(newProcess->processStatus & OS_PROCESS_STATUS_PEND));//断言进程不是阻塞状态
    newProcess->processStatus |= OS_PROCESS_STATUS_RUNNING;//设置进程状态为运行状态

    if (OsProcessIsUserMode(newProcess)) {//用户模式下切换进程mmu上下文
        LOS_ArchMmuContextSwitch(&newProcess->vmSpace->archMmu);//新进程->虚拟空间中的->Mmu部分入参
    }

#ifdef LOSCFG_KERNEL_CPUP
    OsProcessCycleEndStart(newProcess->processID, OS_PROCESS_GET_RUNTASK_COUNT(runProcess->processStatus) + 1);
#endif /* LOSCFG_KERNEL_CPUP */

    OsCurrProcessSet(newProcess);//将进程置为 g_runProcess

    if ((newProcess->timeSlice == 0) && (newProcess->policy == LOS_SCHED_RR)) {//为用完时间片或初始进程分配时间片
        newProcess->timeSlice = OS_PROCESS_SCHED_RR_INTERVAL;//重新分配时间片，默认 20ms
    }
}

这里再啰嗦一句，系列篇中已经说了两个上下文切换了，一个是这里的因进程切换引起的mmu上下文切换，还一个是因task切换引起的CPU的上下文切换，还能想起来吗？

第二：是加载ELF文件的时候会切换mmu，一个崭新的进程诞生了，具体将在 鸿蒙内核源码分析(启动加载篇) 会细讲，敬请关注系列篇动态。

其余是虚拟空间回收和刷新空间的时候，这个就自己看代码去吧。

mmu是如何快速的通过虚拟地址找到物理地址的呢？答案是：TLB,注意上面还有个TTB，一个是寄存器, 一个是cache,别搞混了。

TLB（translation lookaside buffer）

TLB是硬件上的一个cache，因为页表一般都很大，并且存放在内存中，所以处理器引入MMU后，读取指令、数据需要访问两次内存：首先通过查询页表得到物理地址，然后访问该物理地址读取指令、数据。为了减少因为MMU导致的处理器性能下降，引入了TLB，可翻译为“地址转换后援缓冲器”，也可简称为“快表”。简单地说，TLB就是页表的Cache，其中存储了当前最可能被访问到的页表项，其内容是部分页表项的一个副本。只有在TLB无法完成地址翻译任务时，才会到内存中查询页表，这样就减少了页表查询导致的处理器性能下降。详细看

照着图说吧，步骤是这样的。

1.图中的page table的基地址就是上面TTB寄存器值，整个page table非常大,有多大接下来会讲,所以只能存在内存里，TTB中只是存一个开始位置而已。

2. 虚拟地址是程序的地址逻辑地址，也就是喂给CPU的地址，必须经过MMU的转换后变成物理内存才能取到真正的指令和数据。

3.TLB是page table的迷你版，MMU先从TLB里找物理页，找不到了再从page table中找，从page table中找到后会放入TLB中，注意这一步非常非常的关键。因为page table是属于进程的会有很多个，而TLB只有一个，不放入就会出现多个进程的page table都映射到了同一个物理页框而不自知。一个物理页同时只能被一个page table所映射。但除了TLB的唯一性外，要做到不错乱还需要了一个东西，就是进程在映射层面的唯一标识符 -asid。

asid寄存器

asid(Adress Space ID) 进程标识符，属于CP15协处理器的C13号寄存器，ASID可用来唯一标识进程，并为进程提供地址空间保护。当TLB试图解析虚拟页号时，它确保当前运行进程的ASID与虚拟页相关的ASID相匹配。如果不匹配，那么就作为TLB失效。除了提供地址空间保护外，ASID允许TLB同时包含多个进程的条目。如果TLB不支持独立的ASID，每次选择一个页表时（例如，上下文切换时），TLB就必须被冲刷（flushed）或删除，以确保下一个进程不会使用错误的地址转换。

TLB页表中有一个bit来指明当前的entry是global(nG=0，所有process都可以访问)还是non-global(nG=1，only本process允许访问)。如果是global类型，则TLB中不会tag ASID；如果是non-global类型，则TLB会tag上ASID，且MMU在TLB中查询时需要判断这个ASID和当前进程的ASID是否一致，只有一致才证明这条entry当前process有权限访问。

看到了吗？如果每次mmu上下文切换时，把TLB全部刷新已保证TLB中全是新进程的映射表，固然是可以，但效率太低了！！！进程的切换其实是秒级亚秒级的，地址的虚实转换是何等的频繁啊，怎么会这么现实呢，真实的情况是TLB中有很多很多其他进程占用的物理内存的记录还在，当然他们对物理内存的使用权也还在。所以当应用程序 new了10M内存以为是属于自己的时候，其实在内核层面根本就不属于你，还是别人在用，只有你用了1M的那一瞬间真正1M物理内存才属于你，而且当你的进程被其他进程切换后，很大可能你用的那1M也已经不在物理内存中了，已经被置换到硬盘上了。明白了吗？只关注应用开发的同学当然可以说这关我鸟事，给我的感觉有就行了，但想熟悉内核的同学就必须要明白，这是每分每秒都在发生的事情。

最后一个函数留给大家，asid是如何分配的?

/* allocate and free asid */
status_t OsAllocAsid(UINT32 *asid)
{
    UINT32 flags;
    LOS_SpinLockSave(&g_cpuAsidLock, &flags);
    UINT32 firstZeroBit = LOS_BitmapFfz(g_asidPool, 1UL << MMU_ARM_ASID_BITS);
    if (firstZeroBit >= 0 && firstZeroBit < (1UL << MMU_ARM_ASID_BITS)) {
        LOS_BitmapSetNBits(g_asidPool, firstZeroBit, 1);
        *asid = firstZeroBit;
        LOS_SpinUnlockRestore(&g_cpuAsidLock, flags);
        return LOS_OK;
    }

    LOS_SpinUnlockRestore(&g_cpuAsidLock, flags);
    return firstZeroBit;
}

编辑：hfy