IT民工
分类： 嵌入式
2009-09-03 13:16:49
p ++;
#endif
其中的prot_read和prot_write是用来设置页表的domain的，
下面就是逐个区段建立页表：
q = init_maps;
do {
if (address < q->virtual || q == p) {
clear_mapping(address);
address += PGDIR_SIZE;
} else {
create_mapping(q);
address = q->virtual + q->length;
address = (address + PGDIR_SIZE - 1) & PGDIR_MASK;
q ++;
}
} while (address != 0);
上次说到memtable_init中初始化页表的循环，
这个过程比较重要，我们看仔细些：
q = init_maps;
do {
if (address < q->virtual || q == p) {
//由于内核空间是从c000 0000开始，所以c000 0000
//以前的页表项全部清空
clear_mapping(address);
address += PGDIR_SIZE;
//每个表项增加1m，这里感到了section的好处
}
其中clear_mapping()是个宏，根据处理器的
不同，在920下被展开为
cpu_arm920_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
ENTRY(cpu_arm920_set_pmd)
#ifdef CONFIG_CPU_ARM920_WRITETHROUGH
eor r2, r1, #0x0a
tst r2, #0x0b
biceq r1, r1, #4
#endif
str r1, [r0]
把pmd_t填写到页表项中，由于pmd_t=0，
实际等于清除了这一项,由于d cache打开，
这一条指令实际并没有写回内存，而是写到cache中
mcr p15, 0, r0, c7, c10, 1
把cache中 地址r0对应的内容写回内存中，
这一条语句实际是写到了write buffer中,
还没有真正写回内存。
mcr p15, 0, r0, c7, c10, 4
等待把write buffer中的内容写回内存。在这之前core等待
mov pc, lr
在这里我们看到，由于页表的内容十分关键，为了确保写回内存，
采用了直接操作cache的方法。由于在arm core中，打开了d cache
则必定要用write buffer.所以还有wb的回写问题。
由于考虑到效率，我们使用了cache和buffer,
所以在某些地方要用指令保证数据被及时写回。
下面映射c000 0000后面的页表
else {
create_mapping(q);
address = q->virtual + q->length;
address = (address + PGDIR_SIZE - 1) & PGDIR_MASK;
q ++;
}
} while (address != 0);
create_mapping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;
prot_pte = L_PTE_PRESENT | L_PTE_YOUNG | L_PTE_DIRTY |
(md->prot_read ? L_PTE_USER : 0) |
(md->prot_write ? L_PTE_WRITE : 0) |
(md->cacheable ? L_PTE_CACHEABLE : 0) |
(md->bufferable ? L_PTE_BUFFERABLE : 0);
prot_sect = PMD_TYPE_SECT | PMD_DOMAIN(md->domain) |
(md->prot_read ? PMD_SECT_AP_READ : 0) |
(md->prot_write ? PMD_SECT_AP_WRITE : 0) |
(md->cacheable ? PMD_SECT_CACHEABLE : 0) |
(md->bufferable ? PMD_SECT_BUFFERABLE : 0);
由于arm中section表项的权限位和page表项的位置不同，
所以根据struct map_desc 中的保护标志，分别计算页表项
中的AP,domain,CB标志位。
有一段时间没有写了,道歉先,前一段时间在做arm linux的xip,终于找到了
在flash中运行kernel的方法，同时对系统的存储管理
的理解更深了一层，我们继续从上回的create_mapping往下看：
while ((virt & 0xfffff || (virt + off) & 0xfffff) && length >= PAGE_SIZE) {
alloc_init_page(virt, virt + off, md->domain, prot_pte);
virt += PAGE_SIZE;
length -= PAGE_SIZE;
}
while (length >= PGDIR_SIZE) {
alloc_init_section(virt, virt + off, prot_sect);
virt += PGDIR_SIZE;
length -= PGDIR_SIZE;
}
while (length >= PAGE_SIZE) {
alloc_init_page(virt, virt + off, md->domain, prot_pte);
virt += PAGE_SIZE;
length -= PAGE_SIZE;
}
这3个循环的设计还是很巧妙的，create_mapping的作用是设置虚地址virt
到物理地址virt + off的映射页目录和页表。arm提供了4种尺寸的页表：
1M,4K,16K,64K,armlinux只用到了1M和4K两种。
这3个while的作用分别是“掐头“，“去尾“，“砍中间“。
第一个while是判断要映射的地址长度是否大于1m,且是不是1m对齐，
如果不是,则需要创建页表，例如，如果要映射的长度为1m零4k,则先要将“零头“
去掉，4k的一段需要中间页表，通过第一个while创建中间页表，
而剩下的1M则交给第二个while循环。最后剩下的交给第三个while循环。
alloc_init_page分配并填充中间页表项
static inline void
alloc_init_page(unsigned long virt, unsigned long phys, int domain, int prot)
{
pmd_t *pmdp;
pte_t *ptep;
pmdp = pmd_offset(pgd_offset_k(virt), virt);//返回页目录中virt对应的表项
if (pmd_none(*pmdp)) {//如果表项是空的，则分配一个中间页表
pte_t *ptep = alloc_bootmem_low_pages(2 * PTRS_PER_PTE *
sizeof(pte_t));
ptep += PTRS_PER_PTE;
//设置页目录表项
set_pmd(pmdp, __mk_pmd(ptep, PMD_TYPE_TABLE | PMD_DOMAIN(domain)));
}
ptep = pte_offset(pmdp, virt);
//如果表项不是空的，则表项已经存在，只需要设置中间页表表项
set_pte(ptep, mk_pte_phys(phys, __pgprot(prot)));
}
alloc_init_section只需要填充页目录项
alloc_init_section(unsigned long virt, unsigned long phys, int prot)
{
pmd_t pmd;
pmd_val(pmd) = phys | prot;//将物理地址和保护标志合成页目录项
set_pmd(pmd_offset(pgd_offset_k(virt), virt), pmd);
}
通过create_mapping可为内核建立所有的地址映射，最后是映射中断向量表
所在的区域：
init_maps->physical = virt_to_phys(init_maps);
init_maps->virtual = vectors_base();
init_maps->length = PAGE_SIZE;
init_maps->domain = DOMAIN_USER;
init_maps->prot_read = 0;
init_maps->prot_write = 0;
init_maps->cacheable = 1;
init_maps->bufferable = 0;
create_mapping(init_maps);
中断向量表的虚地址init_maps，是用alloc_bootmem_low_pages分配的，