reserve_bootmem_node(pgdat, __pa(&_stext), &_end - &_stext); /*内核所占用地址空间*/
reserve_bootmem_node(pgdat, bootmap_pfn</*bootmem结构所占用地址空间*/
5.2.6 paging_init(&meminfo, mdesc)
创建内核页表，映射所有物理内存和IO空间，对于不同的处理器，该函数差别比较大。下面简单描述一下ARM体系结构的存储系统及MMU相关的概念。
在ARM存储系统中，使用内存管理单元(MMU)实现虚拟地址到实际物理地址的映射。利用MMU，可把SDRAM的地址完全映射到0x0起始的一片连续地址空间，而把原来占据这片空间的FLASH或者ROM映射到其他不相冲突的存储空间位置。例如，FLASH的地址从0x00000000～0x00FFFFFF，而SDRAM的地址范围是0x3000 0000～0x3lFFFFFF，则可把SDRAM地址映射为0x00000000～0xlFFFFFF，而FLASH的地址可以映射到0x90000000～0x90FFFFFF(此处地址空间为空闲，未被占用)。映射完成后，如果处理器发生异常，假设依然为IRQ中断，PC指针指向0xl8处的地址，而这个时候PC实际上是从位于物理地址的0x30000018处读取指令。通过MMU的映射，则可实现程序完全运行在SDRAM之中。在实际的应用中．可能会把两片不连续的物理地址空间分配给SDRAM。而在操作系统中，习惯于把SDRAM的空间连续起来，方便内存管理，且应用程序申请大块的内存时，操作系统内核也可方便地分配。通过MMU可实现不连续的物理地址空间映射为连续的虚拟地址空间。操作系统内核或者一些比较关键的代码，一般是不希望被用户应用程序访问。通过MMU可以控制地址空间的访问权限，从而保护这些代码不被破坏。
MMU的实现过程，实际上就是一个查表映射的过程。建立页表是实现MMU功能不可缺少的一步。页表位于系统的内存中，页表的每一项对应于一个虚拟地址到物理地址的映射。每一项的长度即是一个字的长度(在ARM中，一个字的长度被定义为4Bytes)。页表项除完成虚拟地址到物理地址的映射功能之外，还定义了访问权限和缓冲特性等。
MMU的映射分为两种，一级页表的变换和二级页表变换。两者的不同之处就是实现的变换地址空间大小不同。一级页表变换支持1 M大小的存储空间的映射，而二级可以支持64 kB，4 kB和1 kB大小地址空间的映射。
动态表(页表)的大小＝表项数＊每个表项所需的位数，即为整个内存空间建立索引表时，需要多大空间存放索引表本身。
表项数＝虚拟地址空间/每页大小
每个表项所需的位数＝Log(实际页表数)+适当控制位数
实际页表数 ＝物理地址空间/每页大小
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Send_linux 回复于：2007-03-06 15:44:27
下面分析paging_init（）函数的代码。
在paging_init中分配起始页（即第0页）地址：
zero_page = 0xCXXXXXXX
memtable_init(mi); 如果当前微处理器带有MMU，则为系统内存创建页表；如果当前微处理器不支持MMU，比如ARM7TDMI上移植uCLinux操作系统时，则不需要此类步骤。可以通过如下一个宏定义实现灵活控制，对于带有MMU的微处理器而言，memtable_init(mi)是paging_init()中最重要的函数。
#ifndef CONFIG_UCLINUX
/* initialise the page tables. */
memtable_init(mi);
……（此处省略若干代码）
free_area_init_node(node, pgdat, 0, zone_size,
bdata->node_boot_start, zhole_size);
}
#else /* 针对不带MMU微处理器 */
{
/*****************************************************/
定义物理内存区域管理
/*****************************************************/
unsigned long zone_size[MAX_NR_ZONES] = {0,0,0};
zone_size[ZONE_DMA] = 0;
zone_size[ZONE_NORMAL] = (END_MEM - PAGE_OFFSET) >> PAGE_SHIFT;
free_area_init_node(0, NULL, NULL, zone_size, PAGE_OFFSET, NULL);
}
#endif
uCLinux与其它嵌入式Linux最大的区别就是MMU管理这一块，从上面代码就明显可以看到这点区别。下面继续讨论针对带MMU的微处理器的内存管理。
void __init memtable_init(struct meminfo *mi)
{
struct map_desc *init_maps, *p, *q;
unsigned long address = 0;
int i;
init_maps = p = alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
/*******************************************************/
其中map_desc定义为：
struct map_desc {
unsigned long virtual;
unsigned long physICal;
unsigned long length;
int domain:4, // 页表的domain
prot_read:1, // 读保护标志
prot_write:1, // 写保护标志
cacheable:1, // 是否使用cache
bufferable:1, // 是否使用write buffer
last:1; //空
};init_maps /* map_desc是区段及其属性的定义 */
下面代码对meminfo的区段进行遍历，在嵌入式系统中列举所有可映射的内存，例如32M SDRAM, 4M FLASH等，用meminfo记录这些内存区段。同时填写init_maps 中的各项内容。meminfo结构如下：
struct meminfo {
int nr_banks;
unsigned long end;
struct {
unsigned long start;
unsigned long size;
int node;
} bank[NR_BANKS];
};
/********************************************************/
for (i = 0; i < mi->nr_banks; i++)
{
if (mi->bank.size == 0)
continue;
p->physical = mi->bank.start;
p->virtual = __phys_to_virt(p->physical);
p->length = mi->bank.size;
p->domain = DOMAIN_KERNEL;
p->prot_read = 0;
p->prot_write = 1;
p->cacheable = 1; //使用Cache
p->bufferable = 1; //使用write buffer
p ++; //下一个区段
}
/* 如果系统存在FLASH,执行以下代码 */
#ifdef FLUSH_BASE
p->physical = FLUSH_BASE_PHYS;
p->virtual = FLUSH_BASE;
p->length = PGDIR_SIZE;
p->domain = DOMAIN_KERNEL;
p->prot_read = 1;
p->prot_write = 0;
p->cacheable = 1;
p->bufferable = 1;
p ++;
#endif
/***********************************************************/
接下来的代码是逐个区段建立页表
/***********************************************************/
q = init_maps;
do {
if (address < q->virtual || q == p) {
/*******************************************************************************/
由于内核空间是从某个地址开始，如0xC0000000，所以0xC000 0000 以前的页表项全部清空
clear_mapping在mm-armv.c中定义，其中clear_mapping()是个宏，根据处理器的不同，可以被展开为如下代码
cpu_XXX_set_pmd(((pmd_t *)(((&init_mm )->pgd+ (( virt) >> 20 )))),((pmd_t){( 0 )}));
其中init_mm为内核的mm_struct，pgd指向 swapper_pg_dir，在arch/arm/kernel/init_task.c中定义。cpu_XXX_set_pmd定义在 proc_armXXX.S文件中，参见ENTRY(cpu_XXX_set_pmd) 处代码。
/*********************************************************************************/
clear_mapping(address);
/* 每个表项增加1M */
address += PGDIR_SIZE;
} else {
/* 构建内存页表 */
create_mapping(q);
address = q->virtual + q->length;
address = (address + PGDIR_SIZE - 1) & PGDIR_MASK;
q ++;
}
} while (address != 0);
/ * create_mapping函数也在mm-armv.c中定义 */
static void __init create_mapping(struct map_desc *md)
{
unsigned long virt, length;
int prot_sect, prot_pte;
long off;
/*******************************************************************************/
大部分应用中均采用1级section模式的地址映射，一个section的大小为1M，也就是说从逻辑地址到物理地址的转变是这样的一个过程：
一个32位的地址，高12位决定了该地址在页表中的index，这个index的内容决定了该逻辑section对应的物理section；低20位决定了该地址在section中的偏移（index）。例如：从0x0～0xFFFFFFFF的地址空间总共可以分成0x1000（4K）个 section（每个section大小为1M），页表中每项的大小为32个bit，因此页表的大小为0x4000（16K）。
每个页表项的内容如下:
bit: 31 20 19 12 11 10 9 8 5 4 3 2 1 0
content: Section对应的物理地址 NULL AP 0 Domain 1 C B 1 0
最低两位（10）是section分页的标识。
AP：ACCess Permission，区分只读、读写、SVC＆其它模式。
Domain：每个section都属于某个Domain，每个Domain的属性由寄存器控制。一般都只要包含两个Domain，一个可访问地址空间； 另一个不可访问地址空间。
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C、B：这两位决定了该section的cache＆write buffer属性，这与该段的用途(RO or RW)有密切关系。不同的用途要做不同的设置。
C B 具体含义
0 0 无cache，无写缓冲，任何对memory的读写都反映到总线上。对 memory 的操作过程中CPU需要等待。
0 1 无cache，有写缓冲，读操作直接反映到总线上。写操作CPU将数据写入到写缓冲后继续运行，由写缓冲进行写回操作。
1 0 有cache，写通模式，读操作首先考虑cache hit；写操作时直接将数据写入写缓冲，如果同时出现cache hit，那么也更新cache。
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