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的信盈达嵌入式企鹅要妖气呜呜吧就零久要。
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。 |
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