内存管理单元MMU(memory management unit)的主要功能是虚拟地址(virtual memory addresses)到物理地址(physical addresses)的转换。除此之外，它还可以实现内存保护(memory protection)、缓存控制(cache control)、总线仲裁(bus arbitration)以及存储体切换(bank switching)等功能。本文将详细介绍MMU产生的历史原因以及其作用和工作原理。
在计算机出现的早期，其内存资源十分有限，一般只有几十几百KB，当时的程序规模也小，对于当时的程序而言，KB级的内存资源尚足够使用。但随着计算机技术的发展，应用程序的规模不断膨胀，一个难题终于出现在程序员的面前，即应用程序太大，内存已经容纳不下那么大的程序。
最初解决该问题的办法是把程序分割成许多称为覆盖块（overlay）的片段。覆盖块0首先运行，结束时调用另一个覆盖块继续运行。
虽然覆盖块的交换是由OS完成的，但是必须先由程序员先进行分割，这是一个费时费力的工作，而且相当枯燥。
人们必须找到更好的办法从根本上解决这个问题。
不久人们找到了一个办法，这就是虚拟存储器（virtual memory）。
虚拟内存器的基本思想是：
程序、数据、堆栈的总大小可以超过物理存储器的大小，操作系统把当前使用的部分保留在内存中，而把其他未被使用的部分保存在磁盘上。
比如，对一个16MB 的程序和一个内存只有4MB的机器，OS通过选择，可以决定各个时刻将哪4MB的内容保留在内存中，并在需要时在内存和磁盘间交换程序片段，这样就可以把这个16MB的程序运行在一个具有4MB内存机器上了。而这个16M的程序在运行前不必由程序员进行分割。
任何时候，计算机上都存在一个程序能够产生的地址集合，我们称之为地址范围。
这个范围的大小由CPU 的位数决定，例如：
一个32位的CPU ，它的地址范围是0x0 ~ 0xFFFF FFFF (4G)，
而对于一个64位的CPU ，它的地址范围为0x0 ~ 0xFFFF FFFF FFFF FFFF (64T)。
这个范围就是我们程序能够产生的地址范围，我们把这个地址范围称为虚拟地址空间，该空间中的某一个地址我们称之为虚拟地址。
与虚拟地址空间和虚拟地址相对应的则是物理地址空间和物理地址，大多数时候，我们的系统所具备的物理地址空间只是虚拟地址空间的一个子集，举一个最简单的例子直观的说明这两者的区别，对于一台内存为256MB的32Bit x86主机来说，它的虚拟地址空间范围是0x0 ~ 0xFFFF FFFF (4G)，而物理地址空间范围是0x0000 0000 ~ 0x0FFF FFFF ( 256MB )。
在没有使用虚拟地址的机器上，虚拟地址被直接送到内存总线上，使具有相同地址的物理存储被读写。而使用了虚拟存储的情况下，虚拟地址不是被直接送到内存地址总线上，而是送到内存管理单元— MMU。
MMU由一个或一组芯片组成，一般存在于协处理器中，其功能是把虚拟地址映射为物理地址。
内存管理单元MMU是处理器中的硬件单元，通常每个核都会有一个MMU。MMU包含TLB(Translation Lookaside Buffer)和Table Walk Unit。TLB通俗来说就是页表的缓存，用于缓存虚拟地址到物理地址的转换表。Table Walk Unit的作用是把内存页表走一走进行查表，完成虚拟地址到物理地址的转换。
TLB用于缓存最近执行的转换页表。TLB可以存储所有的页表大小，并且在需要的时候可以将页表拆分成更小的单元。
在MMU中两级TLB分为：Instruction L1 TLB，Data L1 TLB和L2 TLB。L2 TLB是指令数据共享的。
当程序发送的虚拟地址VA在TLB中找不到对应的转换页表的时候，就需要Table Walk Unit去系统的Cache或者内存取新的页表。用取回来的新页表更新TLB中的旧页表。
大多数使用虚拟存储器的系统都使用一种称为分页（paging）。
虚拟地址空间划分为页（page）的单位，而相应的物理地址空间也被进行划分，单位是页框（frame）。
页和页框的大小必须相同。
接下来配合图片，以一个例子说明页与页框之间在MMU 的调度下是如何进行映射的：
在这个例子中，我们有一个可以生成16位地址的机器，它的虚拟地址范围从0x0000 ~ 0xFFFF(64k)，而这台机器只有32K的物理地址，因此它可以运行64K的程序，但该程序不能一次性调入内存运行。
这台机器必须有一个达到可以存放64K程序的外部存储器（例如磁盘或Flash）以保证程序片段在需要时可以被调用。
这个例子中，页的大小为64K，页框大小与页相同（这点必须保证的，内存和外围存储器之间传输总是以页为单位），对应64K的虚拟地址和32K的物理存储器，它们分别包含了16个页和8个页框。
执行下面这些指令：
MOVE REG,0// 将 0 号地址的值传递进寄存器 REG虚拟地址 0 将被送往MMU，MMU看到该虚拟地址落在页 0 范围内（页0范围是0到4095），从上图我们可以看出页0所对应的（映射）的页框为2（页框2的地址范围是8192 到 12287）。
因此，MMU将该虚拟地址转化为物理地址8192, 并把地址8192送到地址总线上。
内存对MMU的映射一无所知，它只看到一个对地址8192的读请求并执行它，MMU从而将8192到 12287换虚拟地址解析为对应的物理地址0到4096 。
MOVE REG , 20500
被转换为----> MOVE REG, 12308因为虚拟地址20500 在虚页5（虚拟地址范围是20480到24575）距开头20个字节处，虚页5映射到页框3（页框3的地址范围是12288 到 16383），于是被映射到物理地址12288 + 20 = 12308。
MOV REG , 32780虚拟地址32780 落在页 8 的范围内，从上图我们看出，页8并没有被有效的进行映射（该页被打上X），这时又会发生什么呢?
MMU注意到这个页没有被映射，于是通知CPU发生了一个缺页故障（page fault），这种情况下，操作系统必须处理这个页故障，它必须从8个物理页框中找到一个很少被使用的页框，并把该页框的内容写入外围存储器（这个动作被称为page copy），随后把需要引用的页（本例是页8）映射到刚才被释放的页框中（这个动作被称为修改映射关系），然后重新执行产生故障的指令（MOV REG, 32780）。
假定操作系统，决定释放页框1，以使以后任何对虚拟地址4K到8K的访问都引起故障而使操作系统做出适当的动作。
其次它把虚页8对应的页框号由X变为1，因此得新执行MOV REG, 32780，MMU将32780 映射为 4180。
我们已经知道，大多数使用虚拟存储器的系统都使用一种称为分页（paging）的技术，就像我们刚才所举的例子，虚拟地址空间被分为大小相同的一组页，每个页有一个用来标示它的页号（这个页号一般是它在该组中的索引，这点和C/C++中的数组相似）。
在上面的例子中0~4K的页号为0，4~8K的页号为1，8~12K的页号为2，以此类推。
而虚拟地址（注意：是一个确定的地址，不是一个空间）被MMU分为2个部分，第一部分是页号索引（page Index），第二部分则是相对该页首地址的偏移量（offset）。
我们还是以刚才那个16位机器结合下图进行一个实例说明，该实例中，虚拟地址8196被送进MMU，MMU把它映射成物理地址。16位的CPU总共能产生的地址范围是0~64K，按每页4K的大小计算，该空间必须被分成16个页。而我们的虚拟地址第一部分所能够表达的范围也必须等于16（这样才能索引到该页组中的每一个页），也就是说这个部分至少需要4个bit。
该地址的页号索引为0010（二进制码），即索引的页为页2，第二部分为000000000100（二进制），偏移量为4。
页2中的页框号为6（页2映射在页框6，见上图），我们看到页框6的物理地址是24~28K。于是MMU计算出虚拟地址8196应该被映射成物理地址24580（页框首地址+偏移量=24576+4=24580）。
同样的，若我们对虚拟地址1026进行读取，1026的二进制码为0000010000000010，page index="0000"=0,offset=010000000010=1026。
页号为0，该页映射的页框号为2，页框2的物理地址范围是8192~12287，故MMU将虚拟地址1026映射为物理地址9218（页框首地址+偏移量=8192+1026=9218）。
以上就是MMU的工作过程。一句话总结为：CPU在任何时候，都将发出虚拟地址，这个虚拟地址发给MMU后，MMU通过页表查询该虚拟地址对应的物理地址，并将该物理地址送到内存总线。这个过程可称为虚拟地址到物理地址的映射。
现代操作系统普遍采用虚拟内存管理（Virtual Memory Management）机制，这需要处理器中的MMU（Memory Mangement Unit，内存管理单元）提供支持。
首先引入两个概念，虚拟地址和物理地址。
如果是32位处理器， 则内存地址总线是32位的，与CPU 执行单元相连，而经过MMU转换后的外地址总线则不一定是32位。
也就是说，虚拟地址空间与物理地址空间是独立的，32位处理器的虚拟地址空间是4GB，而物理地址空间既可以大于也可以小于4G。
MMU将VA映射到PA是以页（page）为单位的，32位处理器的页尺寸通常是4KB。
例如：
MMU可以通过一个映射项将VA的一页0xB7001000 - 0xB7001FFFF映射到PA的一页0x2000 ~ 0x2FFF。
如果CPU执行单元要访问虚拟地址0xB7001008，则实际访问到的物理地址是0x2008。
物理内存中的页称为物理页帧（page frame），虚拟内存的哪个页面映射到物理内存的哪个页帧是通过页表（Page Table）来描述的，页表保存在物理内存中，MMU会查找页表来确定一个VA应该映射到什么PA。
操作系统和 MMU 是这样配合的：操作系统在初始化或分配、释放内存时会执行一些指令在物理内存中填写页表，然后用指令设置MMU，告诉MMU页表在物理内存中的什么位置。
设置好之后，CPU 每次执行访问内存的指令都会自动引发MMU做查表和地址转换操作，地址转换操作由硬件自动完成，不需要用指令控制MMU去做。
我们在程序中使用的变量和函数都有各自的地址，程序被编译后，这些地址就成了指令中的地址，指令中的地址被CPU解释执行，就成了CPU的执行单元发出的内存地址，所以在启用MMU的情况下，程序中使用的地址都是虚拟地址，都会引发MMU做查表和地址转主换操作。
那为什么要设计这么复杂的内存管理机制呢? 多了一层 VA 到 PA 的转换到底换来什么好处？
MMU除了做地址转换之外，还提供内存保护机制，各种体系结构都有用户模式（User Mode）和特权模式（Privileged Mode）之分，操作系统可以在页表中设置每个内存页面的访问权限，有些页面不允许访问，有些页面只有在CPU 处于特权模式时才允许访问，有些页面在用户模工和特权模式都可以访问，访问权限又分为可读、可写 和可执行三种。
这样设定好之后，当CPU要访问一个 VA 时，MMU都会检查CPU当前处于用户模式还是特权模式，访问内存的目的是读数据、写数据、还是取指令，如果和操作系统设定的页面权限相符，就允许访问，把它转换成PA ；如果不允许访问，就产生一个异常（Exception）。
异常处理过程和中断类似，不同的是中断由外部设备产生而异常由CPU内部产生，中断产生的原因和CPU当前执行的指令无关，而异常的产生就是由于CPU当前执行的指令出了问题，例如，访问内存的指令被 MMU 检查出权限错误，除法指令的除数为0都会产生异常。
通常操作系统把虚拟地址划分为用户空间和内核空间，例如X86平台的Linux 系统虚拟地址空间是0x00000000 - 0xFFFFFFFF，前3GB（0x00000000 - 0xBFFFFFFF）是用户空间，后1GB（0xC0000000 - 0xFFFFFFFF）是内核空间。
用户程序加载到用户空间，在用户模式下执行，不能访问内核中的数据，也不能跳转到内核代码中执行。
这样可以保护内核，如果一个进程访问了非法地址，顶多这一个进程崩溃，而不会影响到内核和整个系统的稳定性。
CPU在产生中断和异常时不仅会跳转到中断或异常服务程序，还会自动切换模式，从用户模式切换到特权模式，因此从中断或异常服务程序可以跳转到内核代码中执行。
事实上，整 个内核就是由各种中断和异常处理程序组成的。
总结下：
在正常情况下 ，处理器在用户模式执行用户程序，在中断或异常情况下处理器切换到特权模式执行内核程序，处理完中断或异常之后再返回用户模式继续执行用户程序。
段错误是这样产生的：用户程序要访问一个VA， 经MMU检查无权访问，MMU产生一个异常，CPU从用户模式切换到特权模式，跳转到内核代码中执行异常服务程序。内核把这个异常解释为段错误，把相发异常的进程终止掉。