参考文献：《ARM ArchitectureReference Manual ARMv7-A and ARMv7-R edition》

1、MMU

1.1 背景

  早期的内存是比较小的，一般是几十k，不过相应的程序也是比较小的，这时程序可以直接加载到内存中运行。后来为了支持多个程序的并行，内存中出现了固定分区，在编译阶段将不同程序，划分在不同的内存区域上。这种方式存在不少问题：一是内存分区大小与程序大小要匹配，二是地址空间无法动态的增长。于是内存动态分区思想便诞生了，内存上线划出一块区域给操作系统，然后剩余的内存空间给用户进程使用，这样用户程序所使用的内存空间，跟随程序大小及数目进行变动。

  不论是静态分析，还是动态分区，都存在一些问题：进程地址空间安全问题、内存使用效率低。为了能够让多程序安全、高效地并行运行，物理内存中需要存放多个程序的代码及数据，这时虚拟内存便诞生了。不得不说虚拟内存是一个伟大的发明，一方面它让每个程序认为自己是独自、连续的使用内存，另一方面，每个程序之间的内存形成了安全隔离，避免程序破坏彼此的内存。

  后来随着软件的快速发展，一个程序的大小变得很大，这时物理内存大小跟不上程序大小增加的速度。这样便不能将整个程序加载到物理内存中，一是物理内存没有这么大，二是如果将整个程序加载到内存，为了多程序并行，就需要将大量的数据及代码换入、换出，这导致程序运行效率低下。虚拟内存并没解决高效使用内存的问题，好在程序运行遵循时间、空间局部性原理，进而出现了分页机制。分页机制从根本上解决了高效使用物理内存的问题。每次只需要将几页的代码、数据从磁盘中加载到内存，程序就能正常运行。当程序运行的过程中，需要新的代码、数据会产生缺页异常，这些代码、数据就会从磁盘加载到内存，然后程序从异常恢复正常运行。

  对于支持虚拟内存，分页机制的系统，处理器直接寻址虚拟地址，这个地址不会直接发给内存控制器，而是先发给内存管理单元（Memory Manager Unit，MMU）。MMU 就是负责将虚拟地址转换和翻译成物理地址的一个硬件模块，其实 MMU 所做的事，完全可以通过 CPU 来实现。为啥还要一个 MMU 硬件模块呢？就是为了提升虚拟地址到物理地址转换的速度，减少转换所消耗的时间。MMU 包含两个模块TLB（Translation Lookaside Buffer）和TWU（Table Walk Unit）。TLB 是一个高速缓存，用于缓存页表转换的结果，从而缩短页表查询的时间。TWU 是一个页表遍历模块，页表是由操作系统维护在物理内存中，但是页表的遍历查询是由 TWU 完成的，这样减少对 CPU 资源的消耗。

  虚拟内存及分页机制的出现，解决了进程地址空间安全性的问题和内存使用效率低的问题，但是也引入了系统性能变差的问题。本来 CPU 可以直接通过访存执行程序，但是现在引入了虚拟地址到物理地址的转换。MMU 硬件模块的出现，就是为了解决这个性能问题。因此，几 G 运行内存的电脑，可以并行运行几十G的多程序，让你在听歌的同时，能够并行处理编辑文档，下载电影，收发邮件等。

1.2 主要功能

• 地址翻译
  • 在用户访问内存时，将用户访问的虚拟地址翻译为实际的物理地址，以便 CPU 对实际的物理地址进行访问。
• 访问权限控制
  • 可以对一些虚拟地址进行访问权限控制，以便于对用户程序的访问权限和范围进行管理，如代码段一般设置为只读，如果有用户程序对代码段进行写操作，系统会触发异常。
• 引申的物理内存管理
  • 对系统的物理内存资源进行管理，为用户程序提供物理内存的申请、释放等操作接口。

2、Translation tables

2.1 Linux 中的页表

  Linux 内核通过多级页表管理虚拟地址到物理地址的转换。不同处理器架构可根据需求选择页表级数，主要组件包括：

缩写	全称	作用描述	典型x86_64位偏移
PGD	Page Global Directory	顶级页表结构	47-39位
P4D	Page 4th-level Directory	第四级目录（4.11新增）	未固定
PUD	Page Upper Directory	上层目录	38-30位
PMD	Page Middle Directory	中间目录	29-21位
PTE	Page Table Entry	最终页表项	指向物理页帧 20-12位

Linux 4.11 之前：

• 最大支持4级页表（PGD→PUD→PMD→PTE）

实际使用级数由 CPU 架构决定：

• 4级：PGD+PUD+PMD+PTE（如x86_64常规4KB页）
• 3级：PGD+PMD+PTE
• 2级：PGD+PTE （常见的 ARMv7）

Linux 4.11 及之后：

• 引入P4D 级（位于 PGD 和 PUD 之间），扩展至 5 级页表
• 新增级数应对48位以上地址空间（如 5 级分页应对 57 位地址）

注意：
PGD、PUD、PMD、PTE 这些，都是 Linux 中的称呼。在不同 CPU 架构手册中，叫法可能各有不同。例如，在 ARMv7 中，对于只支持二级页表的情况下，PGD 称之为 First-level table，PTE 称之为 Second-level table。

  在下面的文章中，为了符合 ARM 手册，将 translation table，翻译成转换表，可以理解成，就是页表的含义。

2.2 ARMv7 中的页表

ARMv7-A 定义了两种转换表格式 ：

Short-descriptor format

这是一种基础格式，是未包含 大物理地址扩展(LPAE) 的实现中唯一支持的格式。它在转换表中使用了 32 位的描述符条目，并提供了：

• 提供两级地址转换
• 32-bit 输入地址
• 输出地址可高达 40-bit
• 通过使用 supersections 实现 32 位以上地址的支持，最小内存单位为 16MB
• 支持无访问域、客户端域和管理器域
• 32-bit 页表项

Long-descriptor format

这是一种 可选格式。大型物理地址扩展增加了对这种格式的支持。它在转化表中使用了64位的描述符条目，并提供了：

• 最多三级地址查找
• 第二级转换时，输入地址可以高达40位
• 输出地址高达40位
• 4KB assignment granularity across the entire PA range.
• 不支持域，所有存储区都被视为在客户域中
• 64-bit 位页表项
• 固定 4kB 的表大小，除非输入地址被截断

  本篇文章，皆以常见的 Short-descriptor format 为例进行讲解。关于 Long-descriptor format ，有兴趣的可以自行阅读 ARM 手册相关内容。

转换表格式，其实就是页表格式。所谓的 descriptor，描述的就是各级 页表 的 页表项

3. Short-descriptor format

3.1 Short-descriptor translation table format descriptors

  短描述符转换表格式支持以内存段（memory sections）或内存页（memory pages）为基础的内存映射

• Spersections: 16MB 的内存块（memory block）
• Sections: 1MB 的内存块
• Large pages: 64KB 的内存块
• Small pages: 4KB 的内存块

这其中，除了 Small pages，其余仅使用单个 TLB 表项映射大区域内存。

Short-descriptor format 中是否支持 Spersections 是 implementation DEFINED

当使用 Short-descriptor translation table format 时，内存中保留两级转换表：

First-level table
一级表存储一级描述符，每个描述符包含：

• 段（Section）和超级段（Supersection）的基地址与转换属性
• 大页（Large page）或小页（Small page）的转换属性及指向二级表的指针

Second-level tables
二级表存储二级描述符，包含：

• 大页（Large page）或小页（Small page）基地址与转换属性

在短描述符格式（Short-descriptor format）中，二级表可称为页表（Page tables）

注：每个二级表需占用 1KB 内存空间。一条页表项 4 字节，共有 2^8 个页表项
First-level table 在 Linux 中又叫做一级页表，PGD
Second-level tables 在 Linux 中又叫做二级页表，PTE

转换表中的描述符通常分为以下类型：

• 无效条目/故障条目（Invalid or fault entry）
• 页表条目（Page table entry）：指向下一级翻译表
• 页条目/段条目（Page or section entry）：定义内存访问属性
• 保留格式（Reserved format）
  

从上图也可以看到，Large pages、 Small pages 才支持二级页表。Spersections 和 Sections 只支持一级页表

3.1.1 一级转换表

最后两位 bits[1:0] 决定描述符类型

• 0b00, Invalid
• 0b01, Page table
• 0b10, Section or Supersection
• 0b11, Section or Supersection, if the implementation supports the PXN attribute
• 0b11, Reserved, UNK/SBZP, if the implementation does not support the PXN attribute

举个例子，当操作系统全部使用 Section 作为一级页表中的最小寻址单位时，共 12 位地址表示。因为 Section 不涉及到二级页表，所以页表项最多为 2¹²。而页内偏移为 [19:0] ，所以页大小为 2²⁰。综上，可以表示的最大虚拟空间大小为：2¹² * 2²⁰

3.1.2 二级转换表

最后两位 bits[1:0] 决定描述符类型

• 0b00, Invalid
• 0b01, Large page
• 0b1x, Small page

举个例子，使用 Small Page 作为二级页表的最小寻址单位时，共 20 位地址表示，所能表示的最大虚拟地址范围就是 2²⁰* 2¹² = 4GB。页内偏移为 [11:0] ，所以页大小为 2¹²

3.2 Short-descriptor translation table format descriptors 中的内存属性

  把内存属性单独拿出一个章节来讲，是因为内存属性很重要.。

• TEX[2:0], C, B
  • 内存区域属性位
  • 详见第 5 章节
• XN bit
  • 全局不可执行。如果执行，会触发 Permission fault
• PXN bit, when supported
  • Privileged Execute-Never，特权模式不可执行。在支持的情况下，PXN 位决定处理器在 PL1 特权级时是否可执行该内存区域的代码。如果执行，会触发 Permission fault
• NS bit
  • NS = Non-Secure，只有在 启用了 TrustZone 安全扩展 的系统中才有意义
  • 只会出现在一级页表项中
  • 详见 3.4 章节
• Domain
  • Domains 是一种粗粒度的内存访问控制机制，属于 ARMv7 MMU 的一部分
  • 详见 3.3 章节
• AP[2], AP[1:0]
  • 访问权限位
  • 详见 3.5 章节
• S bit
  • 可共享位。确定寻址区域是否为可共享内存
• nG bit
  • 非全局位。确定如何在 TLB 中标记转换
• Bit[18], when bits[1:0] indicate a Section or Supersection descriptor
  • 0 Descriptor is for a Section.
  • 1 Descriptor is for a Supersection

3.3 Domains

在 ARMv7 的 VMSA 中，仅存在于 Short-descriptor format：

• 总共有 16 个 Domains（编号 0 ~ 15）
• 每个 Section/Page 在页表中被指定属于哪个 Domain（用 4-bit 域表示）（不支持 Supersections）
• 仅有一级页表条目有 Domains 域，二级转换表条目从父级一级页表条目继承域设置
• CPU 中有一个 DACR（Domain Access Control Register），用于配置每个 Domain 的访问权限

DACR 是一个 32-bit 寄存器，每两个 bit 控制一个 domain 的访问权限。每个域的访问权限可以设置为：

值	含义	解释
0b00	No access	访问该 domain 的内存会导致 fault
0b01	Client	根据页表中的 AP bits 进行访问权限检查（标准权限检查方式）
0b11	Manager	不检查访问权限，直接允许访问（相当于绕过 AP 位）
0b10	保留（未使用）	访问该 domain 的内存会导致 fault

✅ 工作原理总结

访问内存时，ARM 的 MMU 进行如下步骤：

• 使用页表将虚拟地址翻译为物理地址，并获得该页属于哪个 Domain（通过页表项的 bits[8:5]）
• 查 DACR 寄存器，查看该 Domain 的访问权限设定
• 根据权限设定决定行为：
  • No access → 抛出异常
  • Client → 继续检查页表中的 AP（Access Permission）位
  • Manager → 直接允许访问（忽略 AP 位）

Domains 域现在不常用了。粒度太粗、管理复杂，ARMv8+ 已废弃 Domain 概念，使用更加细粒度的 EL 权限模型、权限表（PTE） 来管理访问权限。
在 ARMv7 的 VMSA 中，Domains 是 MMU 机制的一部分，不能绕过或关闭。通常可以将所有 domain 设置为 Client，配合合理的页表 AP

3.4 Control of Secure or Non-secure memory access

  在 ARMv7 架构中，针对安全（Secure）与非安全（Non-secure）PL1&0 阶段的第 1 阶段地址转换，其转换表基址寄存器（TTBR0、TTBR1）及转换表基址控制寄存器（TTBCR）均采用安全与非安全 双 bank 设计。处理器执行内存访问时所处的安全状态（Security state）将自动选择对应版本的寄存器组。

  当 CPU 当前处于 Secure 状态（比如运行 Secure OS 或 TrustZone secure world 中的代码）时：页表中设置的 NS 位会影响这个访问是访问到：

• Secure memory（NS=0）
• 还是 Non-Secure memory（NS=1）

  当 CPU 当前处于 Non-secure 状态时（比如运行 Linux 等普通 OS）：页表中设置的 NS 位根本不起作用，会被忽略。因为 Non-secure world 不能访问 Secure memory。

3.5 Memory access control

  在转换表描述符中，访问权限位（Access permission bits）用于控制对相应内存区域的访问。短描述符转换表格式（Short-descriptor translation table format）支持两种定义访问权限的方式：

• 三比特模式（AP[2:0]）：
  • 通过 AP[2:0] 三个比特位定义访问权限。
• 两比特模式（AP[2:1] + 访问标志位）：
  • 通过 AP[2:1] 两个比特位定义访问权限，
  • AP[0] 可作为访问标志（Access flag）使用。

系统控制寄存器 SCTLR.AFE 用于选择访问权限的配置模式：

• 若将该位置 1（启用访问标志功能），则自动选择 AP[2:1] 定义访问权限的模式。

3.6 转换表的工作流程

以 Small page 为例：

• 首先输入的虚拟地址，可以大致分为 3 部分
  • 一级页表偏移
  • 二级页表偏移
  • 页内偏移
• 根据输入地址的范围（也就是 N 的取值，这一块可以先阅读第 4 章节），找到页表基址（TTBR0 or TTBR1）
• 根据 页表基址 + 一级页表偏移，找到一级页表的 “页表项描述符”
  • 页表基址，实际上就是 PGD 表的基址；一级页表偏移指的就是 PGD 表中的某个页表项
• 根据上一步找到 “一级页表项描述符” 中包含的二级页表的基址[31:10] + 二级页表偏移，找到二级页表的 “页表项描述符”
  • 二级页表的基址，实际上就是 PTE 表的基址；二级页表偏移指的就是 PTE 表中的某个页表项
• 在二级页表项描述符中，就包含了最终的物理地址的 [31:12]，再加上 页内偏移，最终就找到了物理地址
  • 二级页表项描述符，指的就是 PTE 表中的某个页表项

4、关于页表基址 TTBR

   ARMv7 中，有两个存放页表（一级页表）基地址的寄存器，TTBR0 和 TTBR1。那 MMU 进行地址翻译(translation table walk)的时候到底是选择哪一个寄存器的值作为基地址呢？

   那么这个时候就需要用到 TTBCR 寄存器，这个寄存器的格式如下图：

其中最后 [2-0] 位（值为N）决定了用 TTBR0 还是 TTBR1，手册里面已经说的很清楚了，这里直接贴出来。

• 当 N == 0 是，使用 TTBR0 作为基址。关闭/禁用 TTBR1 作为基址
• 当 N>0 时，如果给的虚拟地址 [31:32-N] 位都是 0，那么用 TTBR0，一旦这其中的某一位是 1 了，就用 TTBR1。
  • 又因为 N 的取值只有 0 到 7，所以每个 N 的取值都对应了一个用 TTBR0 或者 TTBR1 的分界线。
  • 比如当 N=2 时，如果给的虚拟地址第 [31:30] 位为 0，即不超过 0x40000000，那么就用 TTBR0,一旦等于或者超过 0x40000000 那么就用 TTBR1。

下面还有一张 N 值不同时，对应的地址分界线图：

理论上，一个页表基址寄存器也是能正常工作，但两个可以带来更好的性能和系统隔离性

为什么需要两个基址寄存器？

✅ 好处 1：用户态和内核态分离

• 操作系统常常希望：
  • 用户进程只能访问用户空间
  • 内核可以访问全部空间
• 有了两个页表：
  • 切换进程时，只需切换 TTBR0（用户空间部分）
  • TTBR1（内核空间页表）不变，提升性能并确保安全

✅ 好处 2：性能优化

• 避免频繁清空整个 TLB（Translation Lookaside Buffer）：
  • 进程切换时只换 TTBR0 → 用户空间换了
  • TTBR1 → 内核页表不变，TLB 中内核页表项仍有效

✅ 好处 3：内核共享

• 所有进程共用一套内核映射（TTBR1）
• 每个进程拥有自己独立的用户映射（TTBR0）

5、关于内存属性

  除输出地址外，指向内存页或区域的页表项通常还包含用于定义目标内存属性字段（Memory Region Attribute Fields），用于控制：

• 内存类型（如Normal或Device内存）
• 缓存访问策略（如Write-Back、Write-Through）
• 可共享性（Shareable），即多核间的一致性（Coherency）

为深入理解内存属性字段的配置机制，需区分以下两种模式：

• Short-descriptor translation table format （无 TEX 重映射）
  • 直接通过TEX[2:0]、C（Cacheable）、B（Bufferable）位组合定义内存行为，适用于大多数标准场景
• Short-descriptor translation table format （启用 TEX 重映射）
  • 通过 CP15 寄存器重映射 TEX 位语义，支持更灵活的缓存策略定制，常见于定制化硬件设计

5.1 without TEX remap

  使用 Short-descriptor translation table formats 时，可以使用 SCTLR.TRE 禁用 TEX 重映射。

（without TEX remap 场景下的的 Shareability 与 S 位）

转换表项（Translation Table Entry）中还包含一个 S 位（Shareable位），其作用如下：

• 若表项指向设备内存（Device）或强序内存（Strongly-ordered）：
  • 该位被忽略（无论S=0或1均不生效）
• 若表项指向普通内存（Normal Memory）：
  • 该位决定内存区域的可共享性（Shareability）：
    • S=0：该普通内存区域为非可共享（Non-shareable）。
    • S=1：该普通内存区域为可共享（Shareable）

5.2 with TEX remap

  当使用短描述符转换表格式（Short-descriptor translation table formats）时，若将系统控制寄存器 SCTLR.TRE 置为1，则启用 TEX 重映射（TEX Remap）功能。在此配置下：

• 软件配置要求
  • 定义转换表的软件必须编程设置 PRRR（Primary Region Remap Register）和 NMRR（Normal Memory Remap Register），以指定 7 种可能的内存区域属性
  • 转换表描述符中的 TEX[0]、C（Cacheable）和 B（Bufferable）位通过索引 PRRR 和NMRR 来定义内存区域属性。
  • 硬件不会使用 TEX[2:1] 位
• TEX 重映射生效时的行为
  • 对于 TEX[0]、C 和 B 位的 8 种可能组合中的 7 种，其内存区域属性由 PRRR 和 NMRR 的字段定义（如本节所述）。
  • 第 8 种组合的含义由具体实现定义（IMPLEMENTATION DEFINED）。
  • PRRR 中的 4 个比特位用于定义该区域是否可共享（Shareable）
• 寄存器字段映射关系
  • 对于转换表项中TEX[0]、C 和 B 位的所有可能编码组合，表 B3-12 列出了 PRRR 和 NMRR 寄存器中描述内存区域属性的对应字段。

   乍一看，有点迷糊，这块不太好理解。总结来说，在 without TEX remap 的场景下，在 PTE 中直接写 TEX[2:0]、B、C 对应的 bit 位，就可以控制页面的内存区域属性。但是在 with TEX remap 情况下，TEX、B、C 的值不再直接表示区域内存属性。所有可能的区域内存属性的值，都在 PRRR 和 NMRR 寄存器中。而 TEX、B、C 三个 bit 组成的 8 种组合，就是在这两个寄存器中的偏移。

PRRR, Primary Region Remap Register, VMSA

所有 TEX[0]、B、C 可能的组合如下：对应的 n 是几，使用的就是 NOS(n) + TR(n) 的组合

关于 PRRR 寄存器，以下是详细解释：

• NOS 位是控制内存区域的可共享属性。
• NS1, bit[19]
• NS0, bit[18]
• DS1, bit[17]
• DS0, bit[16]

   这些位控制的是 Normal memory 和 Device memory 的共享性（shareability）属性，也就是说，它们不是控制缓存方式，而是控制 是否是 shareable 类型。

名称	控制的情况	含义（bit 值）
NS0 (bit 18)	页表中 S=0 且是 Normal memory	0 ➜ Non-shareable 1 ➜ Shareable
NS1 (bit 19)	页表中 S=1 且是 Normal memory	0 ➜ Non-shareable 1 ➜ Shareable
NS0 (bit 18)	类似逻辑，作用于 Device memory，S=0/S=1 映射

• TR 位用于控制内存类型

---

NMRR, Normal Memory Remap Register, VMSA

关于 NMRR 寄存器这里不再详细解释了，有兴趣的可以自行研究。

6、Linux 下的页表映射

  上面讲的都是理论，我们对应到 Linux 源码中，看看内存区域属性是如何配置的。我们查看下 ARM 架构下的 ioremap 的实现。

arch\arm\mm\ioremap.c:

void __iomem *ioremap(resource_size_t res_cookie, size_t size)
{return arch_ioremap_caller(res_cookie, size, MT_DEVICE,__builtin_return_address(0));
}
EXPORT_SYMBOL(ioremap);void __iomem *ioremap_cache(resource_size_t res_cookie, size_t size)
{return arch_ioremap_caller(res_cookie, size, MT_DEVICE_CACHED,__builtin_return_address(0));
}
EXPORT_SYMBOL(ioremap_cache);void __iomem *ioremap_wc(resource_size_t res_cookie, size_t size)
{return arch_ioremap_caller(res_cookie, size, MT_DEVICE_WC,__builtin_return_address(0));
}

  关于 MT_DEVICE、MT_DEVICE_CACHED、MT_DEVICE_WC，就是内存区域属性，最终会被翻译成我们在第 5 章节所讲的 TEX、B、C 的值写到 PTE 页表项中。

arch\arm\mm\mmu.c

static struct mem_type mem_types[] __ro_after_init = {[MT_DEVICE] = {		  /* Strongly ordered / ARMv6 shared device */.prot_pte	= PROT_PTE_DEVICE | L_PTE_MT_DEV_SHARED |L_PTE_SHARED,.prot_l1	= PMD_TYPE_TABLE,.prot_sect	= PROT_SECT_DEVICE | PMD_SECT_S,.domain		= DOMAIN_IO,},[MT_DEVICE_NONSHARED] = { /* ARMv6 non-shared device */.prot_pte	= PROT_PTE_DEVICE | L_PTE_MT_DEV_NONSHARED,.prot_l1	= PMD_TYPE_TABLE,.prot_sect	= PROT_SECT_DEVICE,.domain		= DOMAIN_IO,},[MT_DEVICE_CACHED] = {	  /* ioremap_cache */.prot_pte	= PROT_PTE_DEVICE | L_PTE_MT_DEV_CACHED,.prot_l1	= PMD_TYPE_TABLE,.prot_sect	= PROT_SECT_DEVICE | PMD_SECT_WB,.domain		= DOMAIN_IO,},[MT_DEVICE_WC] = {	/* ioremap_wc */.prot_pte	= PROT_PTE_DEVICE | L_PTE_MT_DEV_WC,.prot_l1	= PMD_TYPE_TABLE,.prot_sect	= PROT_SECT_DEVICE,.domain		= DOMAIN_IO,},............
}

上表中提到的 L_PTE_MT_DEV_SHARED 、L_PTE_SHARED 页表项 PTE 相关的宏，定义在 pgtable-2level.h 头文件中：

arch\arm\include\asm\pgtable-2level.h

/** These are the memory types, defined to be compatible with* pre-ARMv6 CPUs cacheable and bufferable bits: n/a,n/a,C,B* ARMv6+ without TEX remapping, they are a table index.* ARMv6+ with TEX remapping, they correspond to n/a,TEX(0),C,B** MT type		Pre-ARMv6	ARMv6+ type / cacheable status* UNCACHED		Uncached	Strongly ordered* BUFFERABLE		Bufferable	Normal memory / non-cacheable* WRITETHROUGH		Writethrough	Normal memory / write through* WRITEBACK		Writeback	Normal memory / write back, read alloc* MINICACHE		Minicache	N/A* WRITEALLOC		Writeback	Normal memory / write back, write alloc* DEV_SHARED		Uncached	Device memory (shared)* DEV_NONSHARED	Uncached	Device memory (non-shared)* DEV_WC		Bufferable	Normal memory / non-cacheable* DEV_CACHED		Writeback	Normal memory / write back, read alloc* VECTORS		Variable	Normal memory / variable** All normal memory mappings have the following properties:* - reads can be repeated with no side effects* - repeated reads return the last value written* - reads can fetch additional locations without side effects* - writes can be repeated (in certain cases) with no side effects* - writes can be merged before accessing the target* - unaligned accesses can be supported** All device mappings have the following properties:* - no access speculation* - no repetition (eg, on return from an exception)* - number, order and size of accesses are maintained* - unaligned accesses are "unpredictable"*/
#define L_PTE_MT_UNCACHED	(_AT(pteval_t, 0x00) << 2)	/* 0000 */
#define L_PTE_MT_BUFFERABLE	(_AT(pteval_t, 0x01) << 2)	/* 0001 */
#define L_PTE_MT_WRITETHROUGH	(_AT(pteval_t, 0x02) << 2)	/* 0010 */
#define L_PTE_MT_WRITEBACK	(_AT(pteval_t, 0x03) << 2)	/* 0011 */
#define L_PTE_MT_MINICACHE	(_AT(pteval_t, 0x06) << 2)	/* 0110 (sa1100, xscale) */
#define L_PTE_MT_WRITEALLOC	(_AT(pteval_t, 0x07) << 2)	/* 0111 */
#define L_PTE_MT_DEV_SHARED	(_AT(pteval_t, 0x04) << 2)	/* 0100 */
#define L_PTE_MT_DEV_NONSHARED	(_AT(pteval_t, 0x0c) << 2)	/* 1100 */
#define L_PTE_MT_DEV_WC		(_AT(pteval_t, 0x09) << 2)	/* 1001 */
#define L_PTE_MT_DEV_CACHED	(_AT(pteval_t, 0x0b) << 2)	/* 1011 */
#define L_PTE_MT_VECTORS	(_AT(pteval_t, 0x0f) << 2)	/* 1111 */
#define L_PTE_MT_MASK		(_AT(pteval_t, 0x0f) << 2)

对于 ARMv7 来说，我们只需要关注上表的后三位。分别对应的就是 TEX[0]、C、B。

6.1 关于 PRRR 和 NMRR 寄存器的值

arch\arm\mm\proc-v7-2level.S

	/** Memory region attributes with SCTLR.TRE=1**   n = TEX[0],C,B*   TR = PRRR[2n+1:2n]		- memory type*   IR = NMRR[2n+1:2n]		- inner cacheable property*   OR = NMRR[2n+17:2n+16]	- outer cacheable property**			n	TR	IR	OR*   UNCACHED		000	00*   BUFFERABLE		001	10	00	00*   WRITETHROUGH	010	10	10	10*   WRITEBACK		011	10	11	11*   reserved		110*   WRITEALLOC		111	10	01	01*   DEV_SHARED		100	01*   DEV_NONSHARED	100	01*   DEV_WC		001	10*   DEV_CACHED		011	10** Other attributes:**   DS0 = PRRR[16] = 0		- device shareable property*   DS1 = PRRR[17] = 1		- device shareable property*   NS0 = PRRR[18] = 0		- normal shareable property*   NS1 = PRRR[19] = 1		- normal shareable property*   NOS = PRRR[24+n] = 1	- not outer shareable*/
.equ	PRRR,	0xff0a81a8        // 初始化了 PRRR 寄存器的值
.equ	NMRR,	0x40e040e0        // 初始化了 NMRR 寄存器的值

对应的，将 PRRR 翻译结果如下：

寄存器偏移	对应值	属性
TR0	00	Strongly-ordered
TR1	10	Normal memory
TR2	10	Normal memory
TR3	10	Normal memory
TR4	01	Device
TR5	00	Strongly-ordered
TR6	00	Strongly-ordered
TR7	10	Normal memory

寄存器偏移	对应值	属性
NOS0	1	Memory region is Inner Shareable
NOS1	1	Memory region is Inner Shareable
NOS2	1	Memory region is Inner Shareable
NOS3	1	Memory region is Inner Shareable
NOS4	1	Memory region is Inner Shareable
NOS5	1	Memory region is Inner Shareable
NOS6	1	Memory region is Inner Shareable
NOS7	1	Memory region is Inner Shareable

NMRR 翻译结果如下：

寄存器偏移	对应值	属性
OR0	00	Region is Non-cacheable
OR1	00	Region is Non-cacheable
OR2	01	Region is Write-Back, Write-Allocate
OR3	11	Region is Write-Back, no Write-Allocate
OR4	00	Region is Non-cacheable
OR5	00	Region is Non-cacheable
OR6	00	Region is Non-cacheable
OR7	01	Region is Write-Back, Write-Allocate

6.2 案例

函数调用关系链：

ioremap+-> arch_ioremap_caller+-> __arm_ioremap_pfn_caller+-> get_mem_type+-> ioremap_page_range+-> kmsan_ioremap_page_range+->__vmap_pages_range_noflush+->vmap_range_noflush+->vmap_p4d_range+->vmap_pud_range+->vmap_pmd_range+->vmap_pte_range+->set_pte_at+->cpu_v7_set_pte_ext

总结来说，在 ARMv7 架构下，调用 ioremap 接口，默认会将地址映射成 MT_DEVICE 属性。

void __iomem *ioremap(resource_size_t res_cookie, size_t size)
{return arch_ioremap_caller(res_cookie, size, MT_DEVICE,__builtin_return_address(0));
}
EXPORT_SYMBOL(ioremap);

在调用 get_mem_type 接口时，会将 MT_DEVICE 转换成架构相关的内存区域属性相关的宏 :
PROT_PTE_DEVICE | L_PTE_MT_DEV_SHARED | L_PTE_SHARED

static struct mem_type mem_types[] __ro_after_init = {[MT_DEVICE] = {		  /* Strongly ordered / ARMv6 shared device */.prot_pte	= PROT_PTE_DEVICE | L_PTE_MT_DEV_SHARED |L_PTE_SHARED,.prot_l1	= PMD_TYPE_TABLE,.prot_sect	= PROT_SECT_DEVICE | PMD_SECT_S,.domain		= DOMAIN_IO,},............
}const struct mem_type *get_mem_type(unsigned int type)
{return type < ARRAY_SIZE(mem_types) ? &mem_types[type] : NULL;
}

而这其中，和硬件相关的就是 PROT_PTE_DEVICE | L_PTE_MT_DEV_SHARED

#define L_PTE_SHARED		(_AT(pteval_t, 1) << 10)	/* shared(v6), coherent(xsc3) */#define L_PTE_MT_DEV_SHARED	(_AT(pteval_t, 0x04) << 2)	/* 0100 */

以 L_PTE_MT_DEV_SHARED 宏为例，介绍如何通过这个宏，去控制内存区域属性的。

• 对应的 TEX[0]、C、B，组成的 index 值为 0x4
• 对应 RRR、NMRR 寄存器中，使用的就是
  • NOS4 + TR4 + OR4 + IR4 的组合、

最终，会调用 set_pte_at 接口，将这些宏设置到 PTE 页表项中。
该函数的三个入参：

• r0: pte 页表项的地址
• r1: Linux 版二级页表项的内容（也就是 PROT_PTE_DEVICE | L_PTE_MT_DEV_SHARED | L_PTE_SHARED 这些值的组合）
• r2: 通常是 0，除非需要特殊设置
• 输出 r3：硬件页表项（详情见 6.3 章节）

ENTRY(cpu_v7_set_pte_ext)
#ifdef CONFIG_MMUstr	r1, [r0]			@ linux version //把 r1（linux 的 PTE）存入 r0 地址bic	r3, r1, #0x000003f0         //先清除 r1 的 bit[9:4]（通常为 memory type / cache属性）bic	r3, r3, #PTE_TYPE_MASK      //然后再清除最低 2 位（bit[1:0]，即页表项类型 Small Page / Section）orr	r3, r3, r2					//将扩展属性（ext）合并进 r3orr	r3, r3, #PTE_EXT_AP0 | 2    //设置 AP0 位（Access permission）和最低两位为 0b10，表示 Small Pagetst	r1, #1 << 4                 //如果原始 PTE 的 bit4 被置位，则设置硬件页表项的 TEX=1orrne	r3, r3, #PTE_EXT_TEX(1)eor	r1, r1, #L_PTE_DIRTYtst	r1, #L_PTE_RDONLY | L_PTE_DIRTYorrne	r3, r3, #PTE_EXT_APX	//根据页表中的只读和脏页标志，设置 APX（Access Permission Extension）位tst	r1, #L_PTE_USERorrne	r3, r3, #PTE_EXT_AP1	//如果页表设置了 user-mode 访问权限，设置 AP1（即允许用户空间访问）tst	r1, #L_PTE_XNorrne	r3, r3, #PTE_EXT_XN		//设置执行禁止位（XN）tst	r1, #L_PTE_YOUNGtstne	r1, #L_PTE_VALIDeorne	r1, r1, #L_PTE_NONEtstne	r1, #L_PTE_NONEmoveq	r3, #0					//这段逻辑是做 PTE 的“有效性”判断：如果不是 Young 或 Valid，或者被标记为 None（无效项），则把 r3 清零（页表项无效）ARM(	str	r3, [r0, #2048]! )		//真正的“硬件页表项”是写在 r0 + 2048 字节偏移处！THUMB(	add	r0, r0, #2048 )THUMB(	str	r3, [r0] )ALT_SMP(W(nop))ALT_UP (mcr	p15, 0, r0, c7, c10, 1)		@ flush_pte
#endifbx	lr
ENDPROC(cpu_v7_set_pte_ext)

6.3 硬件页表项和软件页表项

  在 ARM 架构下，尤其是 Linux 运行于 ARMv6/v7 等 MMU 支持的平台时，页表（Page Table）是内存管理的核心组件。为了兼顾内核的抽象管理与硬件 MMU 的访问需求，Linux 使用了“双版本页表”的设计思路，即：

• 软件版本（Software Version）
• 硬件版本（Hardware Version）

  这两者虽共享数据结构和逻辑关联，但服务于不同的对象和目的，理解它们的区别对于调试页表异常、实现页表扩展、或阅读内核代码都至关重要。

软件版本页表（Software Version）

软件版本是 Linux 内核自己维护和使用的页表项，它主要用于：

• 内核自身管理的权限与状态位（如 Dirty、Accessed、Writeback）
• Linux 的抽象内存属性（如 L_PTE_DIRTY, L_PTE_YOUNG, L_PTE_RDONLY 等）
• 与用户空间接口（如 mprotect, mmap）之间的语义协同

这些软件位通常嵌入在标准页表项结构中（如 pteval_t），但并不一定直接被 ARM MMU 硬件识别。在 ARM Linux 中，这些位通过宏定义编码进 PTE 中，仅用于 Linux 内核逻辑判断，硬件则会忽略它们。

软件页表项位通常保存在：

• pte_t 类型的结构体中
• 页表内存中的 [r0] 位置（见 cpu_v7_set_pte_ext 中第一条 str r1, [r0]）

---

硬件版本页表（Hardware Version）

硬件版本是写入到 ARM MMU 实际访问的页表内存地址 中的内容。它必须符合 ARM 架构定义的格式，包含如下内容：

• 页表项类型（small page, section, supersection 等）
• 权限位（AP[2:0], APX）
• 缓存控制位（TEX[2:0], C, B）
• 共享属性（S, nG 等）
• 执行权限（XN）

其实就是我们上面所讲到的一些 ARM 寄存器相关的知识

在执行页表设置时，Linux 会将软件版本的页表项翻译成硬件格式并写入对应物理地址供 MMU 使用。

硬件页表项最终保存在：

• 页表物理页中，通常偏移 +2048 字节
• 通过 cpu_v7_set_pte_ext 函数中 str r3, [r0, #2048]! 写入

arch\arm\include\asm\pgtable-2level.h 中的宏，对于硬件版本和软件版本有很好的体现：

/** "Linux" PTE definitions.** We keep two sets of PTEs - the hardware and the linux version.* This allows greater flexibility in the way we map the Linux bits* onto the hardware tables, and allows us to have YOUNG and DIRTY* bits.** The PTE table pointer refers to the hardware entries; the "Linux"* entries are stored 1024 bytes below.*/
#define L_PTE_VALID		(_AT(pteval_t, 1) << 0)		/* Valid */
#define L_PTE_PRESENT		(_AT(pteval_t, 1) << 0)
#define L_PTE_YOUNG		(_AT(pteval_t, 1) << 1)
#define L_PTE_DIRTY		(_AT(pteval_t, 1) << 6)
#define L_PTE_RDONLY		(_AT(pteval_t, 1) << 7)
#define L_PTE_USER		(_AT(pteval_t, 1) << 8)
#define L_PTE_XN		(_AT(pteval_t, 1) << 9)
#define L_PTE_SHARED		(_AT(pteval_t, 1) << 10)	/* shared(v6), coherent(xsc3) */
#define L_PTE_NONE		(_AT(pteval_t, 1) << 11)//以下都是硬件版本，上面都讲过
/** These are the memory types, defined to be compatible with* pre-ARMv6 CPUs cacheable and bufferable bits: n/a,n/a,C,B* ARMv6+ without TEX remapping, they are a table index.* ARMv6+ with TEX remapping, they correspond to n/a,TEX(0),C,B** MT type		Pre-ARMv6	ARMv6+ type / cacheable status* UNCACHED		Uncached	Strongly ordered* BUFFERABLE		Bufferable	Normal memory / non-cacheable* WRITETHROUGH		Writethrough	Normal memory / write through* WRITEBACK		Writeback	Normal memory / write back, read alloc* MINICACHE		Minicache	N/A* WRITEALLOC		Writeback	Normal memory / write back, write alloc* DEV_SHARED		Uncached	Device memory (shared)* DEV_NONSHARED	Uncached	Device memory (non-shared)* DEV_WC		Bufferable	Normal memory / non-cacheable* DEV_CACHED		Writeback	Normal memory / write back, read alloc* VECTORS		Variable	Normal memory / variable** All normal memory mappings have the following properties:* - reads can be repeated with no side effects* - repeated reads return the last value written* - reads can fetch additional locations without side effects* - writes can be repeated (in certain cases) with no side effects* - writes can be merged before accessing the target* - unaligned accesses can be supported** All device mappings have the following properties:* - no access speculation* - no repetition (eg, on return from an exception)* - number, order and size of accesses are maintained* - unaligned accesses are "unpredictable"*/
#define L_PTE_MT_UNCACHED	(_AT(pteval_t, 0x00) << 2)	/* 0000 */
#define L_PTE_MT_BUFFERABLE	(_AT(pteval_t, 0x01) << 2)	/* 0001 */
#define L_PTE_MT_WRITETHROUGH	(_AT(pteval_t, 0x02) << 2)	/* 0010 */
#define L_PTE_MT_WRITEBACK	(_AT(pteval_t, 0x03) << 2)	/* 0011 */
#define L_PTE_MT_MINICACHE	(_AT(pteval_t, 0x06) << 2)	/* 0110 (sa1100, xscale) */
#define L_PTE_MT_WRITEALLOC	(_AT(pteval_t, 0x07) << 2)	/* 0111 */
#define L_PTE_MT_DEV_SHARED	(_AT(pteval_t, 0x04) << 2)	/* 0100 */
#define L_PTE_MT_DEV_NONSHARED	(_AT(pteval_t, 0x0c) << 2)	/* 1100 */
#define L_PTE_MT_DEV_WC		(_AT(pteval_t, 0x09) << 2)	/* 1001 */
#define L_PTE_MT_DEV_CACHED	(_AT(pteval_t, 0x0b) << 2)	/* 1011 */
#define L_PTE_MT_VECTORS	(_AT(pteval_t, 0x0f) << 2)	/* 1111 */
#define L_PTE_MT_MASK		(_AT(pteval_t, 0x0f) << 2)

为什么需要两个版本？

• 可扩展性：软件页表项可以携带更多信息，如“是否访问过”、“是否脏”等，硬件页表项不一定有足够位支持这些信息
• 兼容性：Linux 在不同架构上运行时，仍可以通过抽象的软件表示层实现统一逻辑
• 性能调优：部分页表标志如 young/old, dirty 可由软件策略控制，而不依赖硬件