ARM-Linux （臨時，正式） 建立頁表的比較
很久沒有寫部落格了，由於之前的寫關於OMAP3530文章還沒有整理。再加上一直在找工作，找到工作後又投入到另外的平臺去工作。始終在忙忙碌碌，但是對於程式碼確實漸漸疏遠。
在做專案的時候要使用DDR3分配記憶體，不經意間使用要和MMU以及TLB打交道。因此特地寫下這篇文章以備後用。（工作就是在和遺忘作鬥爭）！
Linux在啟動之初會建立臨時頁表，但是在start_kerne函式中setup_arch又會建立正真的頁表和頁目錄。那麼兩套方案是如何過渡的？假如在MMU開啟的時候把之前的臨時頁表給覆蓋了或者修改了，會不會影響後續的啟動過程？帶著這些問題分析一下。
首先來看一下基於ARM的頁表管理和MMU
Arm上的linux（正式）頁表採用的是一級粗頁表結合二級小頁表實現4G空間的訪問。如上圖說明。
一級表 （1024 Entrys）
二級表 （1024 Entrys）
虛擬地址後12位Offset定址空間是4096B 4k的空間
Arm上的linux（臨時）頁表採用的是段式頁表，每一個entry可以對映1M的空間，結合後面的20bits位（定址空間正好是1M）
一級表 （4096 Entrys）
虛擬地址的後20位offset定址空間是1M
接著來看一下linux如何建立頁表的過程。
Head.S中有一段使用匯編編寫的初始化程式碼。Mmu.c中有一段使用c語言寫的建立頁表的程式碼。C
關鍵問題在於一個變數swap_pgdir
1..macro pgtbl, rd
2.
3. ldr \rd, =(KERNEL_RAM_PADDR - 0x4000)
4.
5..endm
KERNEL_RAM_PADDR = 0 x XXXXXXXX這是記憶體的實體地址，那麼頁表的建立也在這實體地址相關的區域內。
臨時頁表使用的是段式對映，也稱之為平坦對映。那麼4G的空間劃分為1M為單位的訪問單元，需要4096個Entrys。應為Arm採用32位的資料線，因此每一個Entry
正式頁表建立的過程分為二級對映也尋找index的過程。每次把線性地址劃分為兩段，每一段都作為索引根據TLB BASE的便宜尋找下一級的索引項。最後結合虛擬地址的最後偏移（10 bit）作為依據在4K的空間內定址。
問題來了，這兩種對映會不會應為後一種對映的建立把之前的對映破壞掉，導致linux一個複雜的定址系統無法正常工作呢？答案肯定不會。
圖示比文字描述來的直接，還是直接上兩張圖說明問題：
由上圖可知：臨時頁表建立的空間和正式頁表建立的空間分別部署於不同的空間，因此不會出現覆蓋或者修改等現象。同時一二級頁表項目錄中的內容頁值得研究。最後兩位同時表現出來的控制邏輯，讓MMU翻譯地址的過程中有章可循。結合MMU中的AP位規定了訪問空間的屬性，是否可以訪問拒絕訪問等。
最後希望圖示可以幫助讀者理解對映的意圖。文中難免有些地方會引起歧義或者不足之初，希望linux大俠指正點評。
謝謝
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