ARM MMU页表框架

先上一张arm mmu的页表结构的通用框图（以下的论述都由该图来逐渐展开）：

以上是arm的页表框图的典型结构：即是二级页表结构：

其中第一级页表（L1）是由虚拟地址的高12bit（bits[31：20]）组成,所以第一级页表有4096个item，每个item占4个字节，所以一级页表的大小为16KB，而在第一级页表中的每个entry的最低2bit可以用来区分具体是什么种类的页表项，2bit可以区分4种页表项，具体每种页表项的结构如下：

简而言之L1页表的页表项主要有两大类:

第一大类是指向第二级页表（L2页表）的基地址;

第二类直接指向1MB的物理内存。

在L1页表中每个表项可以覆盖1MB的内存，由于有4096K个选项（item），所以总计可以覆盖4096K*1MB=4GB的内存空间。

具体对应到linux，由于linux的软件架构是支持3级页表结构，而arm架构实际只有2级的页表结构，所以linux代码中的中间级页表的实现是空的。在linux代码中，第一级的页表的页目录表项用pgd表示，中间级的页表的页目录表项用pud表示（arm架构其实不需要），第三级的页表的页目录表项用pmd表示（由于中间pud是空的，所以pgd=pmd），另外目前arm体系的移动设备中RAM的page大小一般都是4KB/page，所以L1页表中的页表项都是指向fine page table的。

但在linux内核启动的初始化阶段，临时建立页表（initial page tables）以供linux内核初始化提供执行环境，这时L1的页表项使用的就是第二种页表项（section enty），他直接映射的是1M的内存空间。具体的可以参考arch/arm/kernel/head.S中的__create_page_tables函数，限于篇幅，这里就不展开说了。

针对这种section page translation，mmu硬件执行虚拟地址转物理地址的过程如下：

以上在初始化过程使用的临时页表（initial page tables），在内核启动的后期会被覆盖掉，即在paging_init--->map_lowmem函数中会重新建立页表，该函数为物理内存从0地址到低端内存（lowmem_limit）建立一个一一映射的映射表。所谓的一一映射就是物理地址和虚拟地址就差一个固定的偏移量，该偏移量一般就是0xc0000000（呵呵，为什么是0xc0000000？）

说到这里引入一个重要的概念，就是与低端内存相对的高端内存，什么是高端内存？为什么需要高端内存？为了解析这个问题，我们假设我们使用的物理内存有2GB大小，另外由于我们内核空间的地址范围是从3G-4G的空间，并且前面也说到了，linux内核的低端内存空间都是一一映射的，如果不引入高端内存这个概念，全部都使用一一映射的方式，那内核只能访问到1GB的物理内存，但实际上，我们是需要内核在内核空间能够访问所有的4GB的内存大小的，那怎么做到呢？

方法就是我们不让3G-4G的空间都使用一一映射，而是将物理地址的[0x00，fix_addr]（fix_addr<1GB）映射到内核空间虚拟地址[0x00+3G，fix_addr+3G]，然后将[fix_addr+3G，4G]这段空间保留下来用于动态映射，这样我们可以通过这段虚拟地址来访问从fix_addr到4GB的物理内存空间。怎么做到的呢？

譬如我们想要访问物理地址[fix_addr，4GB]这段区间中的任何一段，我就用宝贵的内核虚拟地址[fix_addr+3G，4G]的一段去映射他，建立好mmu硬件使用的页表，访问完后，将映射清除，将内核的这段虚拟地址释放，以供下次访问其他的物理内存使用。这样就可以达到访问所有4GB的物理内存的目的。

那么内核代码是如何建立映射表的呢？

我们着重从arch/arm/mm/mmu.c中的create_mapping函数来分析。在分析之前我们先看下arm mmu硬件是如何在二级页表结构中，实现虚拟地址转物理地址的。

先贴出原代码（arch/arm/mm/mmu.c）：

该函数的功能描述如下：

  Create the page directory entries and any necessary

  page tables for the mapping specified by `md'.  We

  are able to cope here with varying sizes and address

  offsets, and we take full advantage of sections and

  supersections.

line737-line742:参数合法性检查，该函数不为用户空间的虚拟地址建立映射表（记得多问自己一个为什么？）

line744-line750：如果是iomemory，则映射的虚拟地址范围应属于高端内存区间，由于我们这里是常规的memory，即type为MT_MEMORY，所以不会进入该分支

line775： 获得该虚拟地址addr属于第一级页表（L1）的哪个表项，详细跟踪pgd_offset_k函数（定义在：arch/arm/include/asm/pgtable.h），你会发现，我们内核的L1页目录表的基地址位于0xc0004000，而我们的内核代码则是放置在0xc0008000开始的位置。而从0xc0004000到0xc0008000区间大小是16KB，刚好就是L1页表的大小（见文章开头的描述）

在这里需要注意一个概念：内核的页目录表项和进程的页目录表项，内核的页目录表项是对系统所有进程都是公共的；而进程的页目录表项则是跟特定进程相关的，每个应用进程都有自己的页目录表项，但各个进程对应的内核空间的页目录表相都是一样的。正是由于每个进程都有自己的页目录表相，所以才能做到每个进程都可以独立拥有属于自己的[0，3GB]的内存空间。

line778 pgd_addr_end()确保[addr，next]地址不会跨越一个L1表项所能映射的最大内存空间2MB（为什么是2MB而不是1MB呢？这个是linux的一个处理技巧，以后再详细展开说）

line780 alloc_init_pud()函数为定位到的L1页目录表项pgd所指向的二级页表（L2）建立映射表

line784 pdg++下移L1页目录表项pgd，映射下一个2MB空间的虚拟地址到对应的2MB的物理空间。

在这里解析下，为什么L1页目录表项pgd能够映射2MB的虚地地址空间。

在本文的第一个图中，他是arm典型的mmu映射框架图，但并不是linux的，linux映射框架图在它的基础做了些调整和优化。

linux所做的调整描述如下（以下摘自linux内核：arch/arm/include/asm/pgtable-2level.h中提供的注释说明）：

/*

 * Hardware-wise, we have a two level page table structure, where the first

 * level has 4096 entries, and the second level has 256 entries.  Each entry

 * is one 32-bit word.  Most of the bits in the second level entry are used

 * by hardware, and there aren't any "accessed" and "dirty" bits.

 *

 * Linux on the other hand has a three level page table structure, which can

 * be wrapped to fit a two level page table structure easily - using the PGD

 * and PTE only.  However, Linux also expects one "PTE" table per page, and

 * at least a "dirty" bit.

 *

 * Therefore, we tweak the implementation slightly - we tell Linux that we

 * have 2048 entries in the first level, each of which is 8 bytes (iow, two

 * hardware pointers to the second level.)  The second level contains two

 * hardware PTE tables arranged contiguously, preceded by Linux versions

 * which contain the state information Linux needs.  We, therefore, end up

 * with 512 entries in the "PTE" level.

 *

 * This leads to the page tables having the following layout:

 *

重要调整说明如下：

L1页表从4096个item变为2048个item，但每个item的大小从原来的4字节变为8个字节。

一个page中，放置2个L2页表，每个还是256项，每项是4个字节，所以总计是256*2*4=2KB，放置在page页的下半部，而上部分放置对应的linux内存管理系统使用的页表，mmu硬件是不会去使用它的。所以刚好 占满一个page页的大小（4KB），这样就不浪费空间了。

有了上面基础，下面再详细的分析以上的line780的函数alloc_init_pud，该函数会最终调用到alloc_init_pte函数：

line598 early_pte_alloc函数判断对应的pmd所指向的L2页表是否存在，如果不存在就分配L2页表，如果存在就返回L2页表所在page页的虚地址。

line572 判断pmd所指向的L2页表是否存在，不存在则通过early_alloc 函数分配PTE_HWTABLE_OFF（512*4=2KB）+PTE_HWTABLE_SIZE（512*4=2KB）总计4KB的一个物理页来存储2个linuxpet 页表+2个hwpte页表。

line574返回这个物理页所在虚拟地址

回到alloc_init_pte函数的line599：

line183 pte_index用来确定该虚拟地址在L2页表中的偏移量。即虚拟地址的bit[12~21]共计9个bit，刚好用于寻址两个L2页表（总计512项）

回到alloc_init_pte函数，其中line605行，是设置L2页表中addr所定位到的页表项（即pte），主要工作就是填充对应物理页的物理地址，以供mmu硬件来实现地址的翻译。

line604~line607循环填充完两个hwpte页表，完成一个2M物理内存的映射表的建立。

line608 将最终调用如下函数：static inline void __pmd_populate(pmd_t *pmdp, phys_addr_t pte, pmdval_t prot)

在执行这个函数之前，2个L2页表已经建立，该函数的作用就是设置L1页表的对应表项，使其指向刚建立的2个L2页表（hwpte0，hwpte1），正如前面所说，由于linux的L1页表项是8个字节大小，所以：

line133 将头4个字节指向hwpte0页表，

line135 将后4个字节指向hwpte1页表，至此L1---〉L2页表的关联已经建立。

line137 是刷新TLB缓冲，使系统的cpu都可以看见该映射的变化

至此已完成struct map_desc *md结构体所指定的虚拟地址到物理地址的映射关系的建立，以供硬件mmu来自动实现虚拟到物理地址的翻译。

以上过程，有选择的将某些细节给省略了，限于篇幅，另外如果明白了这个过程，很细节的可以自己去看相关的代码。譬如上面的set_pte_ext函数，会调用的汇编函数来实现pte表项的设置。