在研究内核hibernate实现的时候，由于需要对内存管理如MMU配置、内存分布和分配有相应了解，因此进行了专门的学习。最终结果是hibernate未研究出什么成果，反倒是内存管理的学习小有心得，就此予以总结。当然，按照一贯做法少上代码、多提思路和关键点。
        我所使用的平台是全志的平台T3(四核Cortex-A7、2G DDR)，内核版本是3.10.65，硬件物理地址分布是：
SRAM 0x00000000---0x0000BFFF IO 0x01000000---0x01EFFFFF DRAM 0x40000000---0xBFFFFFFF BROM 0xFFFF0000---0xFFFF8FFF一、MMU
        关于MMU，一直以来都知其然而不知其所以然，因此利用这次机会做了一次亲密接触。文中提到的很多专业名词不会进行单独解释，引用的内容会附上相应的链接。
1、基础概念(具体参引用一)
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：
10b: Section entry
01b: Coarse page table
11b: Fine page table
00b: Fault 

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

PGD(Page Global Directory)：第一级页表(页目录)
PUD(Page Upper Directory)：中间级页表(页目录)，arm架构其实不需要
PMG(Page Mid-level Directory)：第三级页表(页目录)
PTE(Page Table Entry)：物理页表项

对于内核，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。

二、代码片断
1、Bootloader：如果按照常用的两步启动法，Bootloader是由Boot0和Boot1组成：
1) Boot0：说法不一，从业以来见得到说法就还有IPL、SPL
Boot0由于功能不复杂，所以仅需要创建一级页表即可。由于没有找到T3的Boot0代码，用另一平台(Cortex-A8)的代替，但仍具有一定的代表性：
void mmu_system_init(__u32 dram_base, __u32 dram_size, __u32 mmu_base) { __s32 *mmu_tlb_address = (__s32 *)mmu_base; __u32 i; //建立16k的段表，表项大小为1M for(i = 0; i < 4 * 1024; i++) { mmu_tlb_address[i] = (i << 20) | (0 << 19) | (0 << 18) | (0 << 17) | (0 << 16) | (0 << 15) | (0 << 12) | (3 << 10) | (0 << 9) | (15 << 5) | (0 << 4) | (0 << 3) | (0 << 2) | (2 << 0); } //cache sram mmu_tlb_address[0] = (0 << 20) | // 地址 (0 << 19) | // 安全区域 (0 << 18) | // 1M段表 (0 << 17) | // not global (0 << 16) | // not shared (0 << 15) | // (0 << 12) | // (3 << 10) | // 访问权限 特权 (0 << 9) | // (15 << 5) | // 域控制(arm特有) (0 << 4) | // (1 << 3) | // 有cache (0 << 2) | // 无buffer (2 << 0); // 段表 //cache dram for(i = 0; i < dram_size; i++) { mmu_tlb_address[i + (dram_base>>20)] = (dram_base + (i << 20)) | (0 << 19) | (0 << 18) | (0 << 17) | (0 << 16) | (0 << 15) | (0 << 12) | (3 << 10) | (0 << 9) | (15 << 5) | (0 << 4) | (1 << 3) | (0 << 2) | (2 << 0); } //set ttb __asm{mcr p15, 0, mmu_base, c2, c0, 0} __asm{mcr p15, 0, mmu_base, c2, c0, 1} //clean i/d cache flush_icache(); flush_dcache(); //set domain controller mmu_set_domain_access(); return ; }分析：从上面可以看到一级页表空间占用16KB，全部按段表方式创建表项，虚拟到物理的映射规则是一一对应的(即偏移为0)。

2) Boot1: 使用的是U-boot，也仅创建了一级页表，创建页表的宏是：
/* form a first-level section entry */
.macro FL_SECTION_ENTRY base,ap,d,c,b
.word (ase << 20) | (ap << 10) |
     (d << 5) | (1<<4) | (c << 3) | ( << 2) | (1<<1)
.endm

2、Kerenl
内核会创建二级页表，具体代码就不做分析了(可参引用三)，创建二级页表的接口是下面两个：
一级页表：__map_init_section
二级页表：alloc_init_pte
关于内核启动后，内核页表的分布会另写一文进行描述；

三、调试工具
1、proc文件系统
/proc/iomem
/proc/vmallocinfo
/proc/dma-mappings
/proc/meminfo
/proc/pidX/pagemap
2、系统工具
busybox devmem
procrank
showmap
pmap
3、自行开发工具
sw_mem
pagemap

四、引用
1、linux arm mmu基础
http://blog.csdn.net/xiaojsj111/article/details/11065717
2、linux arm的存储分布那些事之一
http://blog.csdn.net/xiaojsj111/article/details/11724081
3、Linux内核页表
http://blog.csdn.net/lieye_leaves/article/details/50809973