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很久没有写博客了，由于之前的写关于OMAP3530文章还没有整理。再加上一直在找工作，找到工作后又投入到另外的平台去工作。始终在忙忙碌碌，但是对于代码确实渐渐疏远。
在做项目的时候要使用DDR3分配内存，不经意间使用要和MMU以及TLB打交道。因此特地写下这篇文章以备后用。（工作就是在和遗忘作斗争）！
Linux在启动之初会建立临时页表，但是在start_kerne函数中setup_arch又会建立正真的页表和页目录。那么两套方案是如何过渡的？假如在MMU开启的时候把之前的临时页表给覆盖了或者修改了，会不会影响后续的启动过程？带着这些问题分析一下。
首先来看一下基于ARM的页表管理和MMU的行为分析：
Arm上的linux（正式）页表采用的是一级粗页表结合二级小页表实现4G空间的访问。如上图说明。
一级表 （1024 Entrys）
二级表 （1024 Entrys）
虚拟地址后12位Offset寻址空间是4096B 4k的空间
Arm上的linux（临时）页表采用的是段式页表，每一个entry可以映射1M的空间，结合后面的20bits位（寻址空间正好是1M）
一级表 （4096 Entrys）
虚拟地址的后20位offset寻址空间是1M
接着来看一下linux如何建立页表的过程。
Head.S中有一段使用汇编编写的初始化代码。Mmu.c中有一段使用c语言写的建立页表的代码。C语言的代码很经典，可能汇编更经典。这里不多分析了。可以百度文章很多分析。
关键问题在于一个变量swap_pgdir
1..macro pgtbl, rd
2.
3. ldr \rd, =(KERNEL_RAM_PADDR - 0x4000)
4.
5..endm
KERNEL_RAM_PADDR = 0 x XXXXXXXX这是内存的物理地址，那么页表的建立也在这物理地址相关的区域内。
临时页表使用的是段式映射，也称之为平坦映射。那么4G的空间划分为1M为单位的访问单元，需要4096个Entrys。应为Arm采用32位的数据线，因此每一个Entry占用一个32位的区段，也就是4B。
正式页表建立的过程分为二级映射也寻找index的过程。每次把线性地址划分为两段，每一段都作为索引根据TLB BASE的便宜寻找下一级的索引项。最后结合虚拟地址的最后偏移（10 bit）作为依据在4K的空间内寻址。
问题来了，这两种映射会不会应为后一种映射的建立把之前的映射破坏掉，导致linux一个复杂的寻址系统无法正常工作呢？答案肯定不会。
图示比文字描述来的直接，还是直接上两张图说明问题：
由上图可知：临时页表建立的空间和正式页表建立的空间分别部署于不同的空间，因此不会出现覆盖或者修改等现象。同时一二级页表项目录中的内容页值得研究。最后两位同时表现出来的控制逻辑，让MMU翻译地址的过程中有章可循。结合MMU中的AP位规定了访问空间的属性，是否可以访问拒绝访问等。
最后希望图示可以帮助读者理解映射的意图。文中难免有些地方会引起歧义或者不足之初，希望linux大侠指正点评。
本文转自张昺华-sky博客园博客，原文链接：http://www.cnblogs.com/sky-heaven/p/5567478.html，如需转载请自行联系原作者
