2.2.3 頁表地址映射
概述
OEA通過SRs寄存器將內(nèi)存分成256M的段，每一個段的內(nèi)存模型通過頁地址變換將EA空間的頁映射到物理地址PA空間中的頁，為了提高編程的靈活性，MMU提供了52位的內(nèi)部虛擬地址。
備注：需要注意的是塊地址轉(zhuǎn)換的優(yōu)先級高于頁地址轉(zhuǎn)換，當(dāng)進(jìn)行塊地址轉(zhuǎn)換時頁地址轉(zhuǎn)換處于抑制狀態(tài)。
頁地址轉(zhuǎn)換可以分成兩個步驟：
Step1：將32位的EA轉(zhuǎn)換成52位的內(nèi)部VA
這一步通過SRs寄存器來實現(xiàn)，SRs提供虛擬段號（Virtual Segment ID），VSID和EA中的虛擬頁號以及頁內(nèi)偏移級聯(lián)，最終構(gòu)成52位的VA；
備注：SRs寄存器不僅提供了虛擬段號，還提高了段的保護(hù)信息。
Step2：通過頁表項PTEs將內(nèi)部VA轉(zhuǎn)換成物理地址PA
PTEs提供物理頁號RPN（Physical Page Number）和頁的保護(hù)信息。
下面我們來描述頁地址變換的詳細(xì)機(jī)制：
PowerPC的MMU從訪存指令中獲取的32位有效地址EA（effective address）分成三個部分：
EA[0:3]：存放的是CR寄存器的索引（范圍在0到15），用于選擇CR寄存器。目的是從CR寄存器讀取24位的虛擬段號（VSID-virtual segment ID）；
EA[4:19]：存放的是頁表索引，用于在頁目錄表中定位頁表項。它和從CR寄存器中讀取的24位VSID，構(gòu)成52位虛擬地址（Virtual Address）的前40位，這40位我們稱之為虛擬頁號（VPN-Virtual Page Number）
EA[20:31]：頁內(nèi)偏移地址，它和VPN構(gòu)成52位虛擬地址。
這樣我們就可以得到52位的虛擬地址，然后由虛擬地址的VPN位，我們在TBL或者頁表中找到20位的物理頁號（RPN-Physical page number），它和EA[20:31]構(gòu)成32位的物理地址。
示意圖如下：
備注：從圖中我們可以看出由EA到PA，PowerPC構(gòu)架需要先把有效地址（EA）轉(zhuǎn)化虛擬地址（VA），從VA中獲得VPN，通過VPN在TLB或者頁表（PageTable）中檢索頁表項PTE（PageTable Entry），接著從PTE中獲取RPN，最后RPN和頁內(nèi)偏移地址(ByteOffset)拼接成物理地址PA(PhysicalAddress)。
這一過程主要分成兩個步驟：
2.2.3.1 由32位的有效地址EA轉(zhuǎn)換成52位的虛擬地址VA
SR寄存器中包含虛擬段號VSID和段的包含信息，其具體格式如下：
這一步驟在上面的圖示中已經(jīng)清晰的描述過，這里就不在贅述。
2.2.3.2 由52位的虛擬地址VA轉(zhuǎn)化成32位的物理地址
這一步驟比較復(fù)雜，且聽我慢慢道來，O(∩_∩)O~
本步驟也分為三個小步：
第一個小步：先由52位的虛擬地址（VA）找到頁表項組（PTEGs）的地址；
第二個小步：再從頁表項組（PTEGs）中逐個查找，從而找到頁表項（PTE）的地址；
第三個小步：最后從PTE中取出RPN和和字節(jié)偏移地址（Byte Offset）拼接，構(gòu)成32位的物理地址，具體過程如下：
2.2.3.2.1由52位的虛擬地址VA找到頁表項組（PTEGs）的地址
解釋一下，PowerPC構(gòu)架中的頁表由頁表項組（PTEGs）構(gòu)成的，而每個PTEGs又是由PTE構(gòu)成的，每個PTE有8個字節(jié)。
PTE的格式如下：
MMU為了找到目標(biāo)頁表項PTE，它使用兩個hash函數(shù)（稱之為主hash函數(shù)和次hash函數(shù)），我們首先用主hash函數(shù)找到一個PTEGs，在PTEGs中逐個需找目標(biāo)PTE，如果該PTEGs中不存在目標(biāo)PTE，我們再用次hash函數(shù)找一組PTEGs，再在其中需找目標(biāo)PTE，如果還不在的話，此時就會發(fā)生ISI或者DSI中斷，交由操作系統(tǒng)來處理了。
備注：
為了描述清楚問題，我們來解釋一下主hash函數(shù)和次hash函數(shù)。
主hash函數(shù)：
輸入?yún)?shù)：
虛擬地址VA[5:23]
有效地址EA[4:19]（即Page Index，也是VA[24:39]）
處理：這兩個地址繼續(xù)或操作，由于兩個位段長度不同，我們第二個位段的高位補(bǔ)3個0，這樣都形成了19位的長度，便于操作。
輸出：上述兩個位段的或操作的結(jié)果
次hash函數(shù)：
出入?yún)?shù)：
輸出：
兩個hash函數(shù)處理過程如下：
解釋完兩個函數(shù)之后，我們繼續(xù)上面的話題：如何由52位的虛擬地址（VA）找到頁表項組（PTEGs）的地址。
52位的虛擬地址VA的兩個字段VA[5:23]和VA[4:19](即也是有效地址EA[4:19])提供給主hash函數(shù)，主hash函數(shù)經(jīng)過運(yùn)算之后給我們提供了19位計算結(jié)果。
我們怎么樣來使用這個hash函數(shù)呢？這就牽涉到SDR1寄存器（其實SDR1主要用于確定頁表的基地址和頁表的大小）
32位的SDR1寄存器的格式如下所示：
SDR1[0:15]位：稱為HTABORG位，它保存的是32位頁表（Page Table）物理地址的高16位；
SDR1[23:31]位：稱為HTABMASK位，頁表地址的掩碼；
需要注意的是SDR[0:15]的16位數(shù)值是內(nèi)存中頁表數(shù)目的上限，也可以理解為頁表的基址一部分，這一部分到底有多少位，是由HTABMASK決定的。
為了更詳細(xì)的說明這種機(jī)制，我們舉一個例子來說明：
比如說頁表基址為0xA6000000，即二進(jìn)制：0b1010 0110 00000000 0000 0000 0000 0000
而SDR1寄存器的值為0b1010 0110 0000 0000 0000 0000 00000011，
其中SDR1[0:15]（即HTABORG）：1010 0110 0000 0000
因為HTABMASK的后兩位是連續(xù)的兩個1，所以HTABORG中的后兩位將參與計算PTEGs在頁表中的偏移地址，HTABORG中的高14位1010 0110 000000將作為頁表的基址的高地址部分，剩下的（32-14）位補(bǔ)0就是頁表的基地址。
備注：至于為什么HTABMASK的后端有多少個連續(xù)的1，HTABORG的后端就是相同數(shù)目個連續(xù)的0，我們在后面的運(yùn)算中可以清晰的看出來（其實就是不讓這些數(shù)據(jù)位有效，來使得hash函數(shù)的相同數(shù)目的高Bit位參與計算PTEGs在頁表中的偏移地址）
由于通過主hash函數(shù)計算出來的PTEGs可能不一定含有目標(biāo)PTE，所以我們又根據(jù)次hash函數(shù)函數(shù)計算一個PTEGs地址，如果兩個PTEGs都沒有目標(biāo)PTE，就是讓操作系統(tǒng)產(chǎn)生缺頁中斷。
示意圖如下：
為了更清楚的說明hash函數(shù)計算頁表（Page Table）內(nèi)PTEGs地址的過程，我們再看下面的例子：
2.2.3.2.2尋找頁表項（PTE）的地址
在上面的2.2.3.1中，我們找到了頁表項組（PTEGs）的地址，現(xiàn)在我們只要從從頁表項組（PTEGs）中逐個查找，我們的目標(biāo)PTE地址。
我們需要先從通過主hash計算出來的PTEGs組中逐個查找目標(biāo)PTE，如果不存在的話，我們再在通過次hash表計算出來的PTEGs組中逐個查找，如果還找不到的話，就讓OS產(chǎn)生缺頁中斷把包含目標(biāo)PTEGs的頁表調(diào)入主存，然后再次重復(fù)上述過程。
2.2.3.2.3 如何找到物理地址
我們從在2.2.3.2.2中獲取到的PTE中取出RPN和和字節(jié)偏移地址（Byte Offset）連接，構(gòu)成32位的物理地址。
這個示意圖如下：
備注：
增加一個PTE的匯編指令：
lock(PTE)
PTE[RPN,R,C,WIMG,PP] ← new values
eieio
PTE[VSID,H,API,V] ← new values (V = 1)
sync
unlock(PTE)
刪除一個PTE的匯編指令：
lock(PTE)
PTE[V] ← 0
sync
tlbie(old_EA)
eieio
tlbsync
sync
unlock(PTE)
至此頁地址變換機(jī)制就介紹完了，關(guān)于頁地址轉(zhuǎn)換中的權(quán)限保護(hù)，我沒有刻意去介紹。這一塊的內(nèi)容比較簡單，詳細(xì)內(nèi)容參考：
Programming Environments Manual for 32-BitImplementations of the PowerPC Architecture.chapter7.MMU
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