說明：

Kernel版本：4。14

ARM64處理器，Contex-A53，雙核

使用工具：Source Insight 3。5， Visio

1。 介紹

讓我們思考幾個樸素的問題？

系統是怎麼知道物理記憶體的？

在記憶體管理真正初始化之前，核心的程式碼執行需要分配記憶體該怎麼處理？

我們先來嘗試回答第一個問題，看過

dts

檔案的同學應該見過

memory

的節點，以

arch/arm64/boot/dts/freescale/fsl-ls208xa。dtsi

為例：

memory@80000000 { device_type = “memory”； reg = <0x00000000 0x80000000 0 0x80000000>； /* DRAM space - 1， size ： 2 GB DRAM */ }；

這個節點描述了記憶體的起始地址及大小，事實上核心在解析

dtb

檔案時會去讀取該

memory

節點的內容，從而將檢測到的記憶體註冊進系統。

那麼新的問題又來了？Uboot會將

kernel image

和

dtb

複製到記憶體中，並且將

dtb物理地址

告知

kernel

，

kernel

需要從該物理地址上讀取到

dtb

檔案並解析，才能得到最終的記憶體資訊，

dtb

的物理地址需要對映到虛擬地址上才能訪問，但是這個時候

paging_init

還沒有呼叫，也就是說物理地址的對映還沒有完成，那該怎麼辦呢？沒錯，

Fixed map

機制出現了。

第二個問題答案：當所有物理記憶體新增進系統後，在

mm_init

之前，系統會使用

memblock

模組來對記憶體進行管理。

2。 early_fixmap_init

簡單來說，

Fixed map

指的是虛擬地址中的一段區域，在該區域中所有的線性地址是在編譯階段就確定好的，這些虛擬地址需要在

boot

階段去對映到物理地址上。

來張圖片看看虛擬地址空間：

圖中

fixed： 0xffffffbefe7fd000 - 0xffffffbefec00000

，描述的就是

Fixed map

的區域。

那麼這段區域中的詳細一點的佈局是怎樣呢？看看

arch/arm64/include/asm/fixmap。h

中的

enum fixed_address

結構就清晰了，圖來了：

從圖中可以看出，如果要訪問

DTB

所在的物理地址，那麼需要將該物理地址對映到

Fixed map

中的區域，然後訪問該區域中的虛擬地址即可。訪問

IO

空間也是一樣的道理，下文也會講述到。

那麼來看看

early_fixmap_init

函式的關鍵程式碼吧：

void __init early_fixmap_init（void）{ pgd_t *pgd； pud_t *pud； pmd_t *pmd； unsigned long addr = FIXADDR_START； /* （1） */ pgd = pgd_offset_k（addr）； /* （2） */ if （CONFIG_PGTABLE_LEVELS > 3 && ！（pgd_none（*pgd） || pgd_page_paddr（*pgd） == __pa_symbol（bm_pud））） { /* * We only end up here if the kernel mapping and the fixmap * share the top level pgd entry， which should only happen on * 16k/4 levels configurations。 */ BUG_ON（！IS_ENABLED（CONFIG_ARM64_16K_PAGES））； pud = pud_offset_kimg（pgd， addr）； } else { if （pgd_none（*pgd）） __pgd_populate（pgd， __pa_symbol（bm_pud）， PUD_TYPE_TABLE）； /* （3） */ pud = fixmap_pud（addr）； } if （pud_none（*pud）） __pud_populate（pud， __pa_symbol（bm_pmd）， PMD_TYPE_TABLE）； /* （4） */ pmd = fixmap_pmd（addr）； __pmd_populate（pmd， __pa_symbol（bm_pte）， PMD_TYPE_TABLE）； /* （5） */……}

關鍵點：

FIXADDR_START

，定義了

Fixed map

區域的起始地址，位於

arch/arm64/include/asm/fixmap。h

中；

pgd_offset_k（addr）

，獲取

addr

地址對應pgd全域性頁表中的

entry

，而這個pgd全域性頁表正是

swapper_pg_dir

全域性頁表；

將

bm_pud

的物理地址寫到pgd全域性頁目錄表中；

將

bm_pmd

的物理地址寫到pud頁目錄表中；

將

bm_pte

的物理地址寫到pmd頁表目錄表中；

bm_pud/bm_pmd/bm_pte

是三個全域性陣列，相當於是中間的頁表，存放各級頁表的

entry

，定義如下：

static pte_t bm_pte［PTRS_PER_PTE］ __page_aligned_bss；static pmd_t bm_pmd［PTRS_PER_PMD］ __page_aligned_bss __maybe_unused；static pud_t bm_pud［PTRS_PER_PUD］ __page_aligned_bss __maybe_unused；

事實上，

early_fixmap_init

只是建立了一個對映的框架，具體的物理地址和虛擬地址的對映沒有去填充，這個是由使用者具體在使用時再去填充對應的

pte entry

。比如像

fixmap_remap_fdt（）

函式，就是典型的填充

pte entry

的過程，完成最後的一步對映，然後才能讀取

dtb

檔案。

來一張圖片就懂了，是透徹的懂了：

更多linux核心影片教程文件資料免費領取後臺私信

【核心】

自行獲取。

3。 early_ioremap_init

如果在boot早期需要操作

IO裝置

的話，那麼

ioremap

就用上場了，由於跟實際的記憶體管理關係不太大，不再太深入的分析。

簡單來說，

ioremap

的空間為

7 * 256K

的區域，儲存在

slot_vir［］

陣列中，當需要進行IO操作的時候，最終會呼叫到

__early_ioremap

函式，在該函式中去填充對應的

pte entry

，從而完成最終的虛擬地址和物理地址的對映。

4。 memblock

上文講的內容都只是鋪墊，為了能正確訪問

DTB

檔案並且解析得到物理地址資訊。從入口到最終新增的呼叫過程如下圖：

所以，這個章節的重點就是

memblock

模組，這個是早期的記憶體分配管理器，我不禁想起了之前在

Nuttx

中的記憶體池實現了，細節已然不太清晰了，但是框架性的思維都大同小異。

4。1 結構體

總共由三個資料結構來描述：

struct memblock

定義了一個全域性變數，用來維護所有的物理記憶體；

struct memblock_type

代表系統中的記憶體型別，包括實際使用的記憶體和保留的記憶體；

struct memblock_region

用來描述具體的記憶體區域，包含在

struct memblock_type

中的

regions

陣列中，最多可以存放128個。

直接上個程式碼吧：

static struct memblock_region memblock_memory_init_regions［INIT_MEMBLOCK_REGIONS］ __initdata_memblock；static struct memblock_region memblock_reserved_init_regions［INIT_MEMBLOCK_REGIONS］ __initdata_memblock；#ifdef CONFIG_HAVE_MEMBLOCK_PHYS_MAPstatic struct memblock_region memblock_physmem_init_regions［INIT_PHYSMEM_REGIONS］ __initdata_memblock；#endifstruct memblock memblock __initdata_memblock = { 。memory。regions = memblock_memory_init_regions， 。memory。cnt = 1， /* empty dummy entry */ 。memory。max = INIT_MEMBLOCK_REGIONS， 。memory。name = “memory”， 。reserved。regions = memblock_reserved_init_regions， 。reserved。cnt = 1， /* empty dummy entry */ 。reserved。max = INIT_MEMBLOCK_REGIONS， 。reserved。name = “reserved”，#ifdef CONFIG_HAVE_MEMBLOCK_PHYS_MAP 。physmem。regions = memblock_physmem_init_regions， 。physmem。cnt = 1， /* empty dummy entry */ 。physmem。max = INIT_PHYSMEM_REGIONS， 。physmem。name = “physmem”，#endif 。bottom_up = false， 。current_limit = MEMBLOCK_ALLOC_ANYWHERE，}；

定義的

memblock

為全域性變數，在定義的時候就進行了初始化。初始化的時候，

regions

指向的也是靜態全域性的陣列，其中陣列的大小為

INIT_MEMBLOCK_REGIONS

，也就是128個，限制了這些記憶體塊的個數了，實際在程式碼中可以看到，當超過這個數值時，陣列會以2倍的速度動態擴大。

初始化完了後，大體是這個樣子的：

4。2 memblock_add/memblock_remove

memblock

子模組，基本的邏輯都是圍繞記憶體的新增和移除操作來展開，最終是透過呼叫

memblock_add_range/memblock_remove_range

來實現的。

memblock_add_range

：

圖中的左側是函式的執行流程圖，執行效果是右側部分。右側部分畫的是一個典型的情況，實際的情況可能有多種，但是核心的邏輯都是對插入的

region

進行判斷，如果出現了物理地址範圍重疊的部分，那就進行

split

操作，最終對具有相同

flag

的

region

進行

merge

操作。

memblock_remove_range

該函式執行的一個典型case效果如下圖所示：假如現在需要移除掉一片區域，而該區域跨越了多個

region

，則會先呼叫

memblock_isolate_range

來對這片區域進行切分，最後再呼叫

memblock_isolate_range

對區域範圍內的

region

進行移除操作。

當呼叫

memblock_alloc

函式進行地址分配時，最後也是呼叫

memblock_add_range

來實現的，申請的這部分記憶體最終會新增到

reserved

型別中，畢竟已經分配出去了，其他人也不應該使用了。

5。 arm64_memblock_init

當物理記憶體都新增進系統之後，

arm64_memblock_init

會對整個物理記憶體進行整理，主要的工作就是將一些特殊的區域新增進

reserved

記憶體中。函式執行完後，如下圖所示：

其中淺綠色的框表示的都是保留的記憶體區域， 剩下的部分就是可以實際去使用的記憶體了。

物理記憶體大體面貌就有了，後續就需要進行記憶體的頁表對映，完成實際的物理地址到虛擬地址的映射了。

首頁 - 核心技術中文網 - 構建全國最權威的核心技術交流分享論壇

轉載地址：詳細講解Linux物理記憶體初始化 - 圈點 - 核心技術中文網 - 構建全國最權威的核心技術交流分享論壇